Sur un ordinateur moderne, plusieurs programmes sont exécutés en même temps et doivent se partager la mémoire physique. La quasi-totalité des systèmes d'exploitation modernes permettent de lancer plusieurs logiciels en même temps sans problèmes. Autant les anciens systèmes d'exploitation ne pouvaient exécuter qu'un programme à la fois, autant les systèmes d’exploitation modernes implémentent la multiprogrammation, le fait de pouvoir lancer et exécuter plusieurs logiciels, même si un seul processeur est présent dans l'ordinateur. Toutefois, cela amène un paquet de problèmes qu'il faut résoudre au mieux. Les programmes s’exécutent à tour de rôle sur un même processeur, ils partagent la mémoire RAM, etc. Le partage du processeur est géré au niveau logiciel par le système d'exploitation, et il ne nous intéressera pas ici. Par contre, le partage de la RAM et demande la coopération du logiciel et du matériel, ce qui nous intéressera dans ce chapitre.
Le partage de l'espace d'adressage : avec et sans multiprogrammation.
Avant d'aller plus loin, nous devons faire un rappel sur le concept d'espace d'adressage. Pour rappel, un espace d'adressage correspond à l'ensemble des adresses utilisables par le processeur. Par exemple, si je prends un processeur 16 bits, il peut adresser en tout 2^16 = 65536 adresses, l'ensemble de ces adresses forme son espace d'adressage. Toutes les adresses ne sont pas forcément occupées par de la mémoire RAM. Il se peut qu'il n'y ait pas assez de RAM installée, par exemple. Ce qui fait qu'espace d'adressage ne correspond par à la mémoire réellement installée. De plus, une partie de l'espace d'adressage peut être détourné pour communiquer avec une mémoire ROM ou avec les périphériques, avec les techniques d'entrées-sorties mappées en mémoire vues il y a quelques chapitres.
Nous avions vu qu'il est possible d'avoir plusieurs espaces d'adressages séparés, dans le chapitre dédié. Mais pour le moment, considérons le cas intuitif où on ne dispose que d'un seul espace d'adressage qui est partagé entre le système d'exploitation, les programmes, les périphériques.
Le partage de la mémoire sans multiprogrammation.
Sans multiprogrammation, on ne peut lancer qu'un seul programme à la fois, ce qui fait que le programme est placé à un endroit en RAM qui est toujours le même. Le système d'exploitation réserve une portion de taille fixe réservée au système d'exploitation, alors que le reste de la mémoire est utilisé pour le reste et notamment pour le programme à exécuter. D'ordinaire, le système d'exploitation est est en mémoire RAM, comme le programme à lancer. Il faut alors copier le système d'exploitation dans la RAM, depuis une mémoire de masse. Il est alors placé dans les premières adresses, les adresses basses, celles-ci étant généralement réservées pour la RAM.
Sur certains systèmes, le système d'exploitation est placé dans une mémoire ROM. C'est le cas si le système d'exploitation prend très peu de mémoire, comme c'est le cas sur les systèmes les plus anciens, ou encore sur certains systèmes embarqués rudimentaires. Les deux cas font généralement un usage différent de l'espace d'adressage. Si le système d'exploitation est copié en mémoire RAM, il est généralement placé dans les premières adresses, les adresses basses. A l'inverse, un OS en mémoire ROM est généralement placé à la fin de la mémoire, dans les adresses hautes. Mais tout cela n'est qu'une convention, et les exceptions sont monnaie courantes. Il existe aussi une organisation intermédiaire, où le système d'exploitation est chargé en RAM, mais utilise des mémoires ROM annexes, qui servent souvent pour accéder aux périphériques. On a alors un mélange des deux techniques précédentes : l'OS est situé au début de la mémoire, alors que les périphériques sont à la fin, et les programmes au milieu.
Le partage de la mémoire avec multiprogrammation.
De nos jours, les systèmes d’exploitation sont multi-programmés, c'est à dire capables de lancer plusieurs programmes en même temps pour les exécuter à tour de rôle. Un point important est le partage de la RAM entre les différents programmes. Le système d'exploitation répartit les différents programmes dans la mémoire RAM et chaque programme se voit attribuer une ou plusieurs partitions mémoire, des blocs de mémoire réservés à un programme précis. Toutefois, cela amène un paquet de problèmes qu'il faut résoudre au mieux. 
Le premier problème est tout simplement de placer les programmes au bon endroit dans l'espace d'adressage, mais c'est quelque chose qui est du ressort du système d'exploitation proprement dit.
Un autre problème est que chaque programme peut être placé n'importe où en RAM, sans pouvoir prévoir à l'avance où. A vrai dire, sa position en RAM change à chaque exécution. Et cela pose un paquet de problèmes pratiques, comme on le verra plus bas. Notamment, les adresses des branchements et des données statiques ne sont jamais les mêmes d'une exécution à l'autre. Pour résoudre ce problème, le compilateur considère que le programme commence à l'adresse zéro et laisse l'OS ou le processeur corriger les adresses du programme, en décalant toutes les adresses du programme à partir de la base du programme. Cela demande juste d'additionner la première adresse de la partition mémoire à chaque adresse. Cette correction est en général réalisée par l'OS, qui corrige chaque adresse lors du lancement du programme.
Enfin, un autre problème est que les programmes peuvent lire ou écrire dans la partition d'un autre. Si un programme pouvait modifier les données d'un autre programme, on se retrouverait rapidement avec une situation non prévue par le programmeur, avec des conséquences qui vont d'un joli plantage à des failles de sécurité dangereuses. Il faut donc introduire des mécanismes de protection mémoire, pour isoler les partitions mémoire les unes des autres, et éviter toute modification problématique. Ces mécanismes garantissent, en théorie, que chaque programme n'ait accès qu'à sa partition mémoire et fait en sorte que le reste de la mémoire est inaccessible en lecture et en écriture, à part pour la mémoire partagée. Toute tentative d'accès à une partie de la mémoire non autorisée déclenche une exception matérielle (rappelez-vous le chapitre sur les interruptions) qui est traitée par une routine du système d'exploitation. Généralement, le programme fautif est sauvagement arrêté et un message d'erreur est affiché à l'écran.
Les premiers IBM 360 disposaient d'un mécanisme de protection mémoire assez simple. Ce mécanisme de protection attribue à chaque programme une clé de protection, qui consiste en un nombre unique de 4 bits (chaque programme a donc une clé différente de ses collègues). La mémoire est fragmentée en blocs de même taille, de 2 kibioctets. Le processeur mémorise, pour chacun de ses blocs, la clé de protection du programme qui a réservé ce bloc. À chaque accès mémoire, le processeur compare la clé de protection du programme en cours d’exécution et celle du bloc de mémoire de destination. Si les deux clés sont différentes, alors un programme a effectué un accès hors des clous et il se fait sauvagement arrêter.
L'usage de plusieurs espaces d'adressage matériels : l'abstraction mémoire.
L'usage des partitions mémoire demande, comme on vient de le voir, des mécanismes de protection mémoire et un processus de relocation. Les deux peuvent être intégrés dans le processeur par l'intégration de deux registres : le registre limite et le registre de base. Le registre limite mémorise l'adresse de fin de la partition en cours. Il sert pour vérifier que les accès mémoire ne débordent pas de la partition mémoire courante. Quant au registre de base, il mémorise l'adresse à laquelle commence la partition mémoire, la première adresse du programme. Le registre de base est utilisé pour la relocation matérielle. Le processeur ajoute automatiquement l'adresse de base à chaque accès mémoire. Le registre limite permet au processeur (ou l'OS) de détecter les accès hors-partition, à savoir un programme qui lit/écrit de la mémoire au-delà de sa partition. Le processeur vérifie pour chaque accès mémoire ne déborde pas au-delà de la partition qui lui est allouée, ce qui n'arrive que si l'adresse d'accès dépasse la valeur du registre limite. Ces deux registres sont intégrés au processeur et sont accessibles seulement pour le système d'exploitation. lorsque le processeur exécute un programme, ou reprend son exécution, il charge les limites des partitions dans ces deux registres. A tout instant, ces deux registres contiennent la base et la limite de la partition mémoire pour le programme en cours d’exécution.
Avec cette méthode, le programme est conçu sans tenir compte des autres programmes en mémoire, il est seul au monde. Il est compilé de manière à accéder à toutes les adresses disponibles à partir de l'adresse zéro. Le programme commence à l'adresse zéro et utilise la mémoire à la suite. On a toujours des partitions mémoires en RAM, mais les programmes eux-mêmes n'en voient rien. Le processeur s'occupe de la relocation des partitions mémoire et le programme compilé n'en voit rien. Par contre, il s'agit là d'une illusion maintenue par le système d'exploitation, qui s'occupe de répartir les différents programmes et leurs données en RAM. Tout se passe comme si chaque programme avait son propre espace d'adressage. On parle alors d'abstraction mémoire quand tous les programmes ont leur propre espace d'adressage qu'ils peuvent utiliser à loisir.
Par contre, le programme peut se rendre compte que l'espace d'adressage effectif n'est pas l'espace d'adressage qu'on lui donne. S'il essaye de trop utiliser de mémoire, il va se rendre compte qu'il n'a pas accès à tout l'espace d'adressage. La présence des autres programmes et du système d'exploitation vont poser problème. De plus, le programme ne pourra pas réserver tout l'espace d'adressage, mais seulement autant de mémoire qu'il n'y en a d'installé dans l'ordinateur. Si un programme tente d'utiliser 4 gibioctets sur un ordinateur avec 3 gibioctets de mémoire, il ne pourra pas. Pareil s'il veut utiliser 2 gibioctets de mémoire sur un ordinateur avec 4 gibioctets, mais dont 3 gibioctets sont déjà utilisés. Dans les deux cas, l'illusion tombe à plat. L'abstraction mémoire demande à être complétée par un mécanisme qui gére le cas où la mémoire RAM installée n'est pas suffisante pour les besoins des applications.
La mémoire virtuelle.
Les techniques de mémoire virtuelle résolvent les problèmes de la technique précédente. Elles utilisent un espace d'adressage par logiciel/programme, et implémentent donc l'abstraction mémoire. La différence avec la simple abstraction mémoire est que l'espace d'adressage réel est aussi large que l'espace d'adressage du processeur. Si le processeur peut gérer 4 gibioctets de RAM, alors le programme a accès à 4 gibioctets de RAM, même si d'autres programmes utilisent la RAM, même s'il n'y a que 2 gibioctets de RAM d'installés dans l'ordinateur. Chaque programme a accès à autant d'adresses que ce que le processeur peut adresser : on se moque du fait que des adresses soient réservées aux périphériques, de la quantité de mémoire réellement installée sur l'ordinateur, ou de la mémoire prise par d'autres programmes en cours d’exécution.
L'espace d'adressage ne correspond pas à la quantité de mémoire installée sur l'ordinateur, et il faut éviter ce surplus de fausse mémoire pose problème. Pour cela, on utilise une partie des mémoires de masse (disques durs) d'un ordinateur en remplacement de la mémoire physique manquante. Le système d'exploitation crée sur le disque dur un fichier, appelé le "swapfile" ou fichier de "swap", qui est utilisé comme mémoire RAM supplémentaire. Il mémorise le surplus de données et de programmes qui ne peut pas être mis en mémoire RAM. C'est le point qui distingue la mémoire virtuelle de la simple abstraction mémoire : la mémoire virtuelle est l'usage d'un "swapfile" couplé à l'abstraction mémoire.
Il faut préciser qu'il existe deux techniques de mémoire virtuelle : la segmentation et la pagination. La suite du chapitre va détailler ces deux techniques. La segmentation est juste une adaptation de la technique des partitions mémoire, la différence étant qu'un programme a accès à plusieurs partitions. La pagination découpe l'espace d'adressage (fictif ou réel) en page de taille fixe, qui sont gérées indépendamment les unes des autres. la technique de protection mémoire de l'IBM 360, vue auparavant, ressemble un peu à la pagination. Sauf que ce mécanisme de clés de protection n'implique que de la protection mémoire, mais ne gère pas la traduction d'adresse, ni le fait qu'un programme a accès à tout l'espace d'adressage et non à seulement la mémoire installée. Toujours est-il que ces deux techniques découpent la mémoire réelle en zones distinctes, attribuées à un programme.
Un problème avec la mémoire virtuelle est que les adresses de l'espace d'adressage vu par le programme sont des adresses fictives, qui doivent être traduites en adresses mémoires réelles pour être utilisées. Les adresses de l'espace d'adressage portent le nom d'adresses logiques, alors que les adresses réelles sont appelées adresses physiques. Pour implémenter cette technique, il faut rajouter un circuit qui traduit les adresses logiques en adresses physiques : ce circuit est appelé la memory management unit. Vous pensez certainement que cela se règle en utilisant un registre de base, mais certaines techniques de mémoire virtuelle font autrement.
De plus, la protection mémoire doit être revue. Pour rappel, la mémoire virtuelle découpe la mémoire en zones attribuées à un programme : des partitions pour la segmentation, des pages de taille fixe pour la pagination. Il faut alors adapter les mécanismes de protection mémoire pour qu'un programme n'ait accès qu'aux partitions/pages qui lui sont réservées, par aux autres. D'autres méthodes de protection mémoire visent non pas à isoler les processus, mais à limiter des actions dangereuses. Concrètement, toute zone de mémoire se voit attribuer un certain nombre d'autorisations d'accès qui indiquent si l'on peut lire ou écrire dedans, si celui-ci contient un programme exécutable, etc. Lorsqu'on exécute une opération interdite, le système d’exploitation et/ou le processeur réagissent en conséquence. Pour cela, l'OS ou le CPU mémorisent les autorisations pour chaque zone de mémoire.
Il est par exemple possible d’empêcher d’exécuter quoique ce soit provenant de certaines zones de la mémoire. En effet, certaines portions de la mémoire sont censées contenir uniquement des données, sans aucun programme ou code exécutable. Cependant, des virus informatiques peuvent se cacher dedans et d’exécuter depuis celles-ci. Ou encore, des failles de sécurités peuvent permettre à un attaquant d'injecter du code exécutable malicieux dans des données, ce qui peut lui permettre de lire les données manipulées par un programme, prendre le contrôle de la machine, injecter des virus, ou autre. Pour éviter cela, le système d'exploitation peut marquer certaines zones mémoire comme n'étant pas exécutable. Toute tentative d’exécuter du code localisé dans ces zones entraîne la levée d'une exception ou d'une erreur et le système d'exploitation réagit en conséquence. Cette méthode est appelée la protection de l'espace exécutable.
La segmentation.
La segmentation est une amélioration de la technique précédente, qui affecte une partition mémoire par programme. Le principal atout de la segmentation est que l'on peut attribuer plusieurs partitions mémoire par programme. L'utilité est qu'un programme est rarement un tout unique, mais peut souvent être décomposé en plusieurs ensembles de données/instructions séparés, qui peuvent grossir ou se réduire suivant les circonstances. Par exemple, la pile a une taille qui varie beaucoup, tandis que le code du programme ne change pas. La segmentation permet de découper la mémoire d'un processus en sous-partitions de taille variable qu'on appelle improprement des segments. Ainsi, un programme peut utiliser des segments différents pour la pile, le tas, le programme lui-même, et les variables globales. Chaque segment pourra grandir ou diminuer à sa guise, suivant les besoins, ce qui serait beaucoup plus difficile avec une seule partition mémoire.
La relocation avec la segmentation.
Chaque segment peut être placé n'importe où en mémoire physique par l'OS, ce qui fait qu'il n'a pas d'adresse fixée en mémoire physique. C'est le système d'exploitation qui gère le placement des segments dans la mémoire physique, la mémoire RAM réelle. Avec la segmentation, le processeur s'en charge de lui-même en étant aidé par le système d'exploitation. Pour gérer correctement la relocation, le système d'exploitation doit mémoriser l'adresse de base pour chaque segment. Pour cela, l'OS associe chaque segment à son adresse de base dans une table de correspondance, appelée la table des segments. Elle est unique pour chaque programme : la même adresse logique ne donnera pas la même adresse physique selon le programme. La table des segments est un tableau, indexé par un indice, un numéro qui donne la position du segment dans le tableau. C'est en quelque sorte le numéro du segment dans la table des segments.
L'adresse manipulée par le processeur est découpée en deux partie : un sélecteur de segment qui identifie le segment voulu par son indice dans la table des segments, et un décalage ("offset") qui donne la position de la donnée dans ce segment. La relocalisation se fait de la même manière pour un segment que pour une partition mémoire. La traduction de l'adresse demande d'accéder à la table des segments, pour récupérer l'adresse de base, avant d'additionner l"'offset". Pour cela, le processeur prend le sélecteur de segment, l'utilise pour calculer l'adresse adéquate dans la table des segment, lit l'adresse de base, et fait l'addition. Le tout est représenté dans le schéma ci-dessous.
Pour rappel, la table des segments est censée être en mémoire RAM. Ce qui fait qu'accéder à la table des segments pour chaque accès mémoire est lent : chaque accès mémoire demande d'en faire deux : un pour lire la table des segments, l'autre pour l'accès lui-même. Pour éviter cela, diverses techniques ont été inventées. Une première solution consiste à charger la table de correspondance complète dans un banc de registre dédié. Elle marche très bien si le nombre de segments est limité et que le processeur gère quelques dizaines ou centaines de segments tout au plus. Autant dire qu'elle est peut utilisée.
Une autre solution permet au programmeur de préciser quel est le segment en cours d'utilisation. En clair, le système d'exploitation ou le programmeur précise au processeur qu'il est en train d’accéder uniquement à ce segment, et tous les futurs accès mémoire se feront à celui-ci. En clair, cette solution utilise un registre de base, mis à jour automatiquement lors de chaque changement de programme. Il est possible de changer de segment à tout instant, en utilisant une instruction processeur dédiée. En faisant cela, on peut mémoriser dans un registre l'adresse de base du segment en cours d'utilisation. La table des segments est stockée en mémoire RAM, mais le processeur ne contient qu'un registre de base, rien de plus. Le programmeur ou le système d'exploitation se chargent de mettre à jour ce registre à chaque changement de segment. Typiquement, le registre de segment est adressé implicitement et le processeur dispose d'une instruction dédié pour changer de segment. Si ce n'est pas le cas, il est possible d'écrire dans ce registre de segment, qui est alors adressable.
La protection mémoire avec la segmentation.
Un programme ne doit avoir accès qu'à la partition qui lui est dédiée et pas aux autres, sauf dans quelques rares exceptions. Toute tentative d'accès à une autre partition doit déclencher une exception matérielle, qui entraîne souvent l'apparition d'un message d'erreur. Tout cela est pris en charge par le système d'exploitation, par l'intermédiaire de mécanismes de protection mémoire, que nous allons maintenant aborder.
Pour commencer, le processeur (ou l'OS) doivent détecter les accès hors-partition, à savoir un programme qui lit/écrit de la mémoire au-delà de la partition qui lui réservée. La solution est de mémoriser les limites du segment dans la page des segments et de vérifier que les accès mémoire ne se font pas au-delà de cette limite. L'adresse de fin de segment est mémorisée dans la table des segments et est récupérée lors de chaque accès. Le processeur vérifie si l'accès se fait dans les clou, en comparant l'adresse accédée avec l'adresse limite. Une autre solution consiste à mémoriser non pas l'adresse, mais l'offset maximal possible dans le segment en cours. Cela économise quelques bits par entrée dans la table des tables. Voici comment se passe la traduction d'une adresse avec la segmentation, en tenant compte de la vérification des accès hors-segment.
Vient ensuite la gestion des droits d'accès : chaque partition/segment se voit attribuer un certain nombre d'autorisations d'accès qui indiquent si l'on peut lire ou écrire dedans, si celui-ci contient un programme exécutable, etc. Par exemple, il est possible d'interdire d'exécuter le contenu d'un segment, ce qui fournit une protection contre certaines failles de sécurité ou certains virus. Lorsqu'on exécute une opération interdite, le processeur lève une exception matérielle, à charge du système d'exploitation de gérer la situation.
L'OS ou la MMU mémorisent les autorisations pour chaque segment, qui sont rassemblées avec d'autres informations dans un descripteur de segment. Typiquement le descripteur de segment contient l'adresse de base du segment, sa taille (pour le registre limite), les droits d'accès et quelques bits de contrôle. Pour se simplifier la tache, les concepteurs de processeurs et de systèmes d'exploitation ont décidé de regrouper ces descripteurs dans une portion de la mémoire, spécialement réservée pour l'occasion : la table des descripteurs de segment. Pour des raisons de performance, le processeur utilise un registre pour mémoriser le descripteur de segment du segment en cours d'utilisation. Quand on accède à un segment, son descripteur est chargé dans des registres du processeur, l'ancien est effacé.
Le partage de segments.
Il faut préciser qu'il est possible de partager des segments entre applications. Il suffit de configurer les tables de segment convenablement. Cela peut servir quand plusieurs instances d'une même applications sont lancés simultanément : le code n'ayant pas de raison de changer, celui-ci est partagé entre toutes les instance.
Il est aussi possible de faire en sorte que deux segments se recouvrent l'un autre, à savoir que les deux segments partagent la même mémoire physique. Cela peut servir à partager de la mémoire entre plusieurs applications qui doivent communiquer entre elles.
L'implémentation de la segmentation sur les processeurs x86.
La première implémentation de la segmentation été celle de l'Intel 8086, un des tout premiers processeurs 16 bits. Il s'agissait d'une forme très simple de segmentation, sans aucune forme de protection mémoire. Elle avait pour but de permettre d'utiliser plus de 64 kibioctets de mémoire, ce qui était la limite maximale sur les processeurs 16 bits de l'époque. L'Intel 8086 ajouta la segmentation de manière à adresser 1 mébioctet de RAM, ce qui donne des adresses de 20 bits. On peut voir cette méthode comme du "bank switching" amélioré. Par la suite, la segmentation s'améliora et ajouta un support complet de la mémoire virtuelle et de la protection mémoire. L'ancienne forme de segmentation fut alors appelé le mode réel, et la nouvelle forme de segmentation fut appelée le mode protégé.
Le mode réel.
Les processeurs 8086 utilisaient des registres de segment, pour mémoriser la base du segment, les adresses calculées par l'ALU étant des "offsets". Il y a en tout quatre registres de segment : un pour le code, un autre pour les données, et un pour la pile, le quatrième étant un registre facultatif laissé à l'appréciation du programmeur. Ils sont nommés CS ("code segment"), DS ("data segment"), SS ("Stack segment"), et ES ("Extra segment"). Ce sont tous des registres de 16 bits. Vous pouvez vous demandez comment on peut obtenir des adresses de 20 bits alors que les registres de segments font tous les deux 16 bits. Cela tient à la manière dont sont calculées les adresses physiques. Le registre de segment n'est pas additionné tel quel avec l"'offset" : à la place, le registre de segment est décalé de 4 rangs vers la gauche.
Le décalage de 4 rangs vers la gauche fait que chaque segment a une adresse qui est multiple de 16. Le fait que l"'offset" soit de 16 bits fait que les segments ont une taille de 64 kibioctets. Ces deux caractéristiques font que deux segments peuvent se recouvrir partiellement. On peut par exemple prendre l'exemple de deux segments adjacents, séparés par 16 octets : ils partageront la plupart de leurs adresses (toutes, sauf 16). Et c'est là un problème avec cette méthode : une adresse physique peut correspondre à plusieurs couples (segment-"offset"), si les segments se recouvrent. Cela facilite le partage de segments entre deux applications ou à l'intérieur d'une application, mais cela pose des problèmes vu que la protection mémoire est inexistante.
La MMU des processeurs en mode réel était très simple. Elle consistait en un simple additionneur, couplé à un petit banc de registres pour les registres de segment. Sur le 80186, la MMU est fusionnée avec les circuits de gestion du "program counter". Au lieu d'utiliser un additionneur séparé pour le "program counter" et un autre pour le calcul de l'adresse physique, un seul additionneur est utilisé pour les deux. Les registres de segment sont regroupés avec le "program counter" dans un même banc de registres. Les registres sont reliés au chemin de données, afin de gérer les branchements indirects, mais aussi afin de pouvoir altérer les registres de segment (pour changer de segment, par exemple). Notons que le tout est aussi fusionné avec les circuits de préchargement, que nous avions vu dans le chapitre sur l'unité de contrôle. En somme, il n'y a pas vraiment de MMU dédiée, mais un super-circuit en charge du Fetch et de la mémoire virtuelle, ainsi que du préchargement des instructions.
Le mode protégé.
L'Intel 80286, aussi appelé 286, ajouta un second mode de segmentation, qui ajoute une protection mémoire à la segmentation, ce qui lui vaut le nom de mode protégé. Dans ce mode, les adresses physiques passent à 24 bits. Par contre, le calcul de l'adresse se fait autrement que sur le 8086. Cette fois-ci, on n'a pas un registre de base dont le contenu est décalé. A la place, les registres de segment mémorisent un pointeur vers la table des segments, qui pointe sur le descripteur de segment adéquat.
Le 286 était pensé pour être rétrocompatible au maximum avec le 80186. Par exemple, le 286 bootait en mode réel, puis le système d'exploitation devait faire quelques manipulations pour passer en mode protégé. Mais les choses n'étaient pas parfaites. Les différences entre le 286 et le 8086 étaient majeures au point que les applications devaient être réécrites intégralement pour profiter du mode protégé. Le mode de compatibilité permettait aux applications destinées au 8086 de fonctionner, avec même de meilleures performances. Aussi, le mode protégé resta inutilisé sur la plupart des applications exécutée sur le 286.
Le mode réel du 8086 avait une particularité : les adresses calculées ne dépassaient pas 20 bits. Si l'addition de la base du segment et de l"'offset" déborde, alors les bits au-delà du vingtième sont perdus. Dit autrement, le calcul de l'adresse physique utilise l'arithmétique modulaire sur le 8086. Mais le 80286 gère des adresses de 24 bits ! L'additionneur du 80286 ne gère pas les débordements comme un 8086 et calcule les bits en trop, au-delà du 20ème. En conséquence, les applications peuvent utiliser plus d'un mébioctet de RAM, mais au prix d'une rétrocompatibilité imparfaite. Pour résoudre ce problème, certains fabricants de carte mère mettaient à 0 le 20ème fil du bus d'adresse, quand le programmeur leur demandait. La carte mère avait un petit interrupteur qui pouvait être activé de manière à activer ou non la mise à 0 du 20ème bit d'adresse.
Vint ensuite le processeur 80386, renommé en 386 quelques années plus tard. Sur ce processeur, le mode protégé est conservé tel quel, à une différence près : toutes les adresses passent à 32 bits, qu'il s'agisse de l'adresse physique, de l'adresse de base du segment ou des "offsets". De plus, le 80386 ajouta deux registres de segment, les registres FS et GS. De plus, un autre mode est ajouté : le mode "virtual 8086". Il permet d’exécuter des programmes en mode réel, pendant que le système d'exploitation s’exécute en mode protégé. c'est une technique de virtualisation matérielle qui permet d'émuler un 8086 sur un 386. L'avantage est que la compatibilité avec les programmes anciens écrits pour le 8086 est conservée, tout en profitant de la protection mémoire. De plus, le 386 ajouta le support d'une autre technologie de mémoire virtuelle, en plus de la segmentation : la pagination. Nous allons voir celle-ci dans la section suivante.
La pagination.
De nos jours, la segmentation est obsolète et n'est plus utilisée : à la place, les OS et processeurs utilisent la pagination. Avec la pagination, la mémoire virtuelle et la mémoire physique sont découpées en blocs de taille fixe, appelés des pages mémoires. La différence avec les segments est que les segments sont de taille variable, alors que les pages sont de taille fixe. La taille des pages varie suivant le processeur et le système d'exploitation et tourne souvent autour de 4 kibioctets. Le contenu d'une page en mémoire fictive est rigoureusement le même que le contenu de la page correspondante en mémoire physique. 
Le "swapping" et le remplacement des pages mémoires.
Sur la plupart des ordinateurs, l'espace d'adressage n'est pas intégralement remplit par de la RAM. En clair, la mémoire physique contient moins de pages que la mémoire virtuelle et il faut trouver un moyen pour que cela ne pose pas de problème. La solution consiste à utiliser des mémoires de stockage comme mémoire d'appoint. Si on a besoin de plus de pages mémoires que la mémoire physique n'en contient, certaines pages mémoires vont être déplacées sur le disque dur pour faire de la place. Elles sont déplacées sur le disque dur, dans un fichier appelé le fichier d'échange.
Les pages virtuelles vont ainsi faire référence soit à une page en mémoire physique, soit à une page sur le disque dur. Mais l'on ne peut pas lire une page directement depuis le disque dur. Les pages sur le disque dur doivent être chargées en RAM, avant d'être utilisables. Pour cela, tout accès à une page sur le disque dur charge celle-ci dans la mémoire RAM, dans une page vide. Lorsque l'on veut traduire l'adresse logique d'une page mémoire déplacée sur le disque dur, la MMU ne va pas pouvoir associer l'adresse logique à une adresse en mémoire RAM. Elle va alors lever une exception matérielle dont la routine rapatriera la page en mémoire RAM. Si il y a de la place en mémoire RAM, il suffit d'allouer une page vide et d'y copier la page chargée depuis le disque dur. Mais si ce n'est par le cas, on va devoir faire de la place en RAM en déplaçant une page mémoire de la RAM vers le disque dur.
Les pages font ainsi une sorte de va et vient entre le fichier d'échange et la RAM, suivant les besoins. Tout cela est effectué par le système d'exploitation. Notons que si on supprime une donnée dont on aura besoin dans le futur, il faudra recharger celle-ci, ce qui prend du temps. Le choix de la page doit être fait avec le plus grand soin et il existe différents algorithmes qui permettent de décider quelle page supprimer de la RAM. Les plus simples sont les suivants.
Ces algorithmes ont chacun deux variantes : une locale, et une globale. Avec la version locale, la page qui va être rapatriée sur le disque dur est une page réservée au programme qui est la cause du page miss. Avec la version globale, le système d'exploitation va choisir la page à virer parmi toutes les pages présentes en mémoire vive.
Sur la majorité des systèmes d'exploitation, il est possible d'interdire le déplacement de certaines pages sur le disque dur. Ces pages restent alors en mémoire RAM durant un temps plus ou moins long, parfois en permanence. Cette possibilité simplifie la vie des programmeurs qui conçoivent des systèmes d'exploitation : essayez d'exécuter une interruption de gestion de page miss alors que la page contenant le code de l'interruption est placée sur le disque dur.
La traduction d'adresse avec la pagination.
La mémoire est donc découpée en pages de taille fixes, ce qui fait que la mémoire est découpée en un certain nombre de pages en mémoire. Il se trouve que les pages sont numérotées, de 0 à une valeur maximale, afin de les identifier. Le numéro en question est appelé le numéro de page. Il est utilisé pour dire au processeur : je veux lire une donnée dans la page numéro 20, la page numéro 90, etc. Une fois qu'on a le numéro de page, on doit alors préciser la position de la donnée dans la page, appelé le décalage, ou encore l"'offset".
Le numéro de page et le décalage se déduisent à partir de l'adresse, en divisant l'adresse par la taille de la page. Le quotient obtenu donne le numéro de la page, alors que le reste est le décalage. Les processeurs actuels utilisent tous des pages dont la taille est une puissance de deux, ce qui fait que ce calcul est fortement simplifié. En effet, rappelons qu'une division par formula_1 est un simple décalage, alors que le reste de la division correspond au formula_2 bits de poids faible. Sous cette condition, le numéro de page correspond aux bits de poids fort de l'adresse, alors que le décalage est dans les bits de poids faible. La démarcation entre les deux est claire, et sa place varie suivant la taille de la mémoire virtuelle et de la taille des pages. 
Le numéro de page existe en deux versions : un numéro de page physique, qui identifie une page en mémoire physique, et un numéro de page logique, qui identifie une page dans la mémoire virtuelle. Traduire l'adresse logique en adresse physique demande de remplacer le numéro de la page logique en un numéro de page physique.
Pour faire cette traduction, il faut se souvenir des correspondances entre numéro de page et adresse de la page en mémoire fictive. Elles sont stockées dans une sorte de table, nommée la table des pages. Celle-ci contient aussi, pour chaque page, des bits qui encodent des informations sur la dite page. Ce peut être des bits pour gérer la protection mémoire, pour savoir si une page est swappée sur le disque dur ou si elle est présente en RAM, ou bien d'autres. La table des pages est généralement organisée en une suite consécutives d"'entrées de la table des pages", chaque entrée mémorisant toute information/correspondance liée à une page (correspondances numéro de page - adresse et bits d'information annexes).
La table des pages est unique pour chaque programme, vu que les correspondances entre adresses physiques et logiques ne sont pas les mêmes. Chaque programme lancé sur l'ordinateur dispose de son propre espace d'adressage, ce qui fait qu'il a sa propre table des page dédiée. Il y a une table des page par processus/programme lancé sur l'ordinateur, une table des pages unique par espace d'adressage. Bien sûr, il est possible que de la mémoire soit partagée entre plusieurs processus, ce qui implique des interactions entre tables des pages, mais pas de partage des tables en elles-mêmes.
Les tables des pages simples.
Dans le cas le plus simple, il n'y a qu'une seule table des pages par programme, qui est adressée par les numéros de page logique. La table des pages est un vulgaire tableau d'adresses physiques, placées les unes à la suite des autres. Avec cette méthode, la table des pages a autant d'entrée qu'il y a de pages logiques en mémoire virtuelle. Accéder à la mémoire nécessite donc d’accéder d'abord à la table des pages en mémoire, de calculer l'adresse de l'entrée voulue, et d’y accéder. La table des pages est souvent stockée dans la mémoire RAM, son adresse est connue du processeur, mémorisée dans un registre spécialisé du processeur. Le processeur effectue automatiquement le calcul d'adresse à partir de l'adresse de base et du numéro de page logique.
Les tables des pages inversées.
Sur certains systèmes, la taille d'une table des pages serait beaucoup trop grande en utilisant les techniques vues au-dessus. C'est notamment le cas sur les architectures 64 bits ou plus, pour lesquelles le nombre de pages total est très important. Sur les ordinateurs x86 récents, les adresses sont en pratique de 48 bits, les bits de poids fort étant ignorés en pratique, ce qui fait en tout 68 719 476 736 pages. Chaque entrée de la table des pages fait au minimum 48 bits, mais fait plus en pratique : partons sur 64 bits par entrée, soit 8 octets. Cela fait 549 755 813 888 octets pour la table des pages, soit plusieurs centaines de gibioctets ! Une table des pages normale serait tout simplement impraticable.
Pour résoudre ce problème, on a inventé les tables des pages inversées. L'idée derrière celles-ci est l'inverse de la méthode précédente. La méthode précédente stocke, pour chaque page logique, son numéro de page physique. Les tables des pages inversées font l'inverse : elles stockent, pour chaque numéro de page physique, la page logique qui correspond. Avec cette méthode table des pages contient ainsi autant d'entrées qu'il y a de pages physiques. Elle est donc plus petite qu'avant, vu que la mémoire physique est plus petite que la mémoire virtuelle.
Quand le processeur veut convertir une adresse virtuelle en adresse physique, la MMU recherche le numéro de page de l'adresse virtuelle dans la table des pages. Le numéro de l'entrée à laquelle se trouve ce morceau d'adresse virtuelle est le morceau de l'adresse physique. Pour faciliter le processus de recherche dans la page, les concepteurs de systèmes d'exploitation peuvent stocker celle-ci avec ce que l'on appelle une table de hachage.
Les tables des pages multiples par espace d'adressage.
Dans les deux cas précédents, il y a une table des page par processus/programme lancé sur l'ordinateur, une table des pages unique par espace d'adressage. Cependant, les concepteurs de processeurs et de systèmes d'exploitation ont remarqué que les adresses les plus hautes et/ou les plus basses sont les plus utilisées, alors que les adresses situées au milieu de l'espace d'adressage sont peu utilisées en raison du fonctionnement de la pile et du tas. Il y a donc une partie de la table des pages qui ne sert à rien et est utilisé pour des adresses inutilisées. C'est une source d'économie d'autant plus importante que les tables des pages sont de plus en plus grosses. Pour profiter de cette observation, les concepteurs d'OS ont décidé de découper l'espace d'adressage en plusieurs sous-espaces d'adressage de taille identique : certains localisés dans les adresses basses, d'autres au milieu, d'autres tout en haut, etc. Et vu que l'espace d'adressage est scindé en plusieurs parties, la table des pages l'est aussi, ele est découpée en plusieurs sous-tables. Si un sous-espace d'adressage n'est pas utilisé, il n'y a pas besoin d'utiliser de la mémoire pour stocker la table des pages associée. On ne stocke que les tables des pages pour les espaces d'adressage utilisés, ceux qui contiennent au moins une donnée.
L'utilisation de plusieurs tables des page ne fonctionne que si le système d'exploitation connaît l'adresse de chaque table des pages (celle de la première entrée). Pour cela, le système d'exploitation utilise une super-table des pages, qui stocke les adresses de début des sous-tables de chaque sous-espace. En clair, la table des page est organisé en deux niveaux, la super-table étant le premier niveau et les sous-tables étant le second niveau. L'adresse est structurée de manière à tirer profit de cette organisation. Les bits de poids fort de l'adresse sélectionnent quelle table de second niveau utiliser, les bits du milieu de l'adresse sélectionne la page dans la table de second niveau et le reste est interprété comme un "offset". Un accès à la table des pages se fait comme suit. Les bits de poids fort de l'adresse sont envoyés à la table de premier niveau, et sont utilisés pour récupérer l'adresse de la table de second niveau adéquate. Les bits au milieu de l'adresse sont envoyés à la table de second niveau, pour récupérer le numéro de page physique. Le tout est combiné avec l"'offset" pour obtenir l'adresse physique finale.
On peut aussi aller plus loin et découper la table des pages de manière hiérarchique, chaque sous-espace d'adressage étant lui aussi découpé en sous-espaces d'adressages. On a alors une table de premier niveau, plusieurs tables de second niveau, encore plus de tables de troisième niveau, et ainsi de suite. Cela peut aller jusqu'à 5 niveaux sur les processeurs x86 64 bits modernes. Dans ce cours, la table des page désigne l'ensemble des différents niveaux de cette organisation, toutes les tables inclues. Seules les tables du dernier niveau mémorisent des numéros de page physiques, les autres tables mémorisant des pointeurs, des adresses vers le début des tables de niveau inférieur. Un exemple sera donné plus bas, dans la section suivante.
L'exemple des processeurs x86.
Pour rendre les explications précédentes plus concrètes, nous allons prendre l'exemple des processeur x86 anciens, de type 32 bits. Les processeurs de ce type utilisaient deux types de tables des pages : une table des page unique et une table des page hiérarchique. Les deux étaient utilisées dans cas séparés. La table des page unique était utilisée pour les pages larges et encore seulement en l'absence de la technologie physical adress extension, dont on parlera plus bas. Les autres cas utilisaient une table des page hiérarchique, à deux niveaux, trois niveaux, voire plus.
Une table des pages unique était utilisée pour les pages larges (de 2 mébioctets et plus). Pour les pages de 4 mébioctets, il y avait une unique table des pages, adressée par les 10 bits de poids fort de l'adresse, les bits restants servant comme "offset". La table des pages contenait 1024 entrées de 4 octets chacune, ce qui fait en tout 4 kibioctet pour la table des pages. La table des page était alignée en mémoire sur un bloc de 4 kibioctet (sa taille).
Pour les pages de 4 kibioctets, les processeurs x86-32 bits utilisaient une table des page hiérarchique à deux niveaux. Les 10 bits de poids fort l'adresse adressaient la table des page maitre, appelée le directoire des pages ("page directory"), les 10 bits précédents servaient de numéro de page logique, et les 12 bits restants servaient à indiquer la position de l'octet dans la table des pages. Les entrées de chaque table des pages, mineure ou majeure, faisaient 32 bits, soit 4 octets. Vous remarquerez que la table des page majeure a la même taille que la table des page unique obtenue avec des pages larges (de 4 mébioctets).
La technique du "physical adress extension" (PAE), utilisée depuis le Pentium Pro, permettait aux processeurs x86 32 bits d'adresser plus de 4 gibioctets de mémoire, en utilisant des adresses physiques de 64 bits. Les adresses virtuelles de 32 bits étaient traduites en adresses physiques de 64 bits grâce à une table des pages adaptée. Cette technologie permettait d'adresser plus de 4 gibioctets de mémoire au total, mais avec quelques limitations. Notamment, chaque programme ne pouvait utiliser que 4 gibioctets de mémoire RAM pour lui seul. Mais en lançant plusieurs programmes, on pouvait dépasser les 4 gibioctets au total. Pour cela, les entrées de la table des pages passaient à 64 bits au lieu de 32 auparavant.
La table des pages gardait 2 niveaux pour les pages larges en PAE.
Par contre, pour les pages de 4 kibioctets en PAE, elle était modifiée de manière à ajouter un niveau de hiérarchie, passant de deux niveaux à trois.
En 64 bits, la table des pages est une table des page hiérarchique avec 5 niveaux. Seuls les 48 bits de poids faible des adresses sont utilisés, les 16 restants étant ignorés.
La protection mémoire avec la pagination.
Comme avec la segmentation, chaque page a des droits d'accès précis, qui permettent d'autoriser ou interdire les accès en lecture, écriture, exécution, etc. La table des pages mémorise les autorisations pour chaque page. Ces autorisations/interdictions sont mémorisés sous la forme d'une suite de bits, chaque bit autorisant/interdisant une opération bien précise. Le format exact de la suite de bits a cependant changé dans le temps sur les processeurs x86 modernes.
Par exemple, c'est lors du passage au 64 bits que l'interdiction d’exécution a été ajouté au jeu d’instruction. Avant, les CPU et OS ne pouvaient pas marquer une page mémoire comme non-exécutable. C'est seulement avec le passage au 64 bits qu'à été ajouté un bit pour interdire l'exécution de code depuis une page. Ce bit, nommé bit NX, est à 0 si la page n'est pas exécutable et à 1 sinon. De plus, diverses techniques intégrées aux processeur permettent de gérer celui-ci facilement. Notamment, le processeur vérifie à chaque chargement d'instruction si le bit NX de page lue est à 1. Sinon, il lève une exception matérielle et laisse la main à l'OS.
Une amélioration de cette protection est la technique dite du Write XOR Execute, abréviée WxX. Elle consiste à interdire les pages d'être à la fois accessibles en écriture et exécutables. Il est possible de changer les autorisations en cours de route, mais il y a deux limites importantes. Premièrement, une page exécutable en lecture seule ne peut pas devenir non-exécutable et accessible en écriture. Deuxièmement, une page non-exécutable et accessible en écriture ne peut pas passer exécutable, même en lecture seule. pour résumer, une partition qui est ou a été autorisée en écriture ne peut pas être ou devenir exécutable, et réciproquement.
La taille des pages.
La taille des pages varie suivant le processeur et le système d'exploitation et tourne souvent autour de 4 kibioctets. Les processeurs actuels gèrent plusieurs tailles différentes pour les pages : 4 kibioctets par défaut, 2 mébioctets, voire 1 à 4 gibioctets pour les pages les plus larges. Les pages de 4 kibioctets sont les pages par défaut, les autres tailles de page sont appelées des "pages larges". La taille optimale pour les pages dépend de nombreux paramètres et il n'y a pas de taille qui convienne à tout le monde. Certaines applications vont bénéficier à utiliser des pages larges, d'autres vont au contraire perdre drastiquement en performance en les utilisant.
La désavantage principal des pages larges est qu'elles favorisent la fragmentation mémoire. Si un programme veut réserver une portion de mémoire, pour une structure de donnée quelconque, il doit réserver une portion dont la taille est multiple de la taille d'une page. Par exemple, un programme ayant besoin de 110 kibioctets allouera 28 pages de 4 kibioctets, soit 120 kibioctets : 2 kibioctets seront perdus. Par contre, avec des pages larges de 2 mébioctets, on aura une perte de 2048 - 110 = 1938 kibioctets. En somme, des morceaux de mémoire seront perdus car les pages sont trop grandes pour les données qu'on veut y mettre. Le résultat est que le programme qui utilise les pages larges utilisent plus de mémoire, et ce d'autant plus qu'il utilise des données de petite taille. Un autre désavantage est qu'elles se marient mal avec certaines techniques d'optimisations de type "copy-on-write".
Mais l'avantage est que la traduction des adresses est plus performante. Une taille des pages plus élevée signifie moins de pages, donc des tables des pages plus petites. Et des pages des tables plus petites n'ont pas besoin de beaucoup de niveaux de hiérarchie, voire peuvent se limiter à des tables des pages simples, ce qui rend la traduction d'adresse plus simple et plus rapide. De plus, les programmes ont une certain localité spatiale, qui font qu'ils accèdent souvent à des données proches. La traduction d'adresse peut alors profiter de systèmes de mise en cache dont nous parlerons dans le prochain chapitre, et ces systèmes de cache marchent nettement mieux avec des pages larges.