阅读 ‧ 电子书库

3.7.2　分段和分页结合：MULTICS

如果一个段比较大，把它整个保存在内存中可能很不方便甚至是不可能的，因此产生了对它进行分页的想法。这样，只有那些真正需要的页面才会被调入内存。有几个著名的系统实现了对段进行分页的支持，在本节我们将介绍第一个实现了这种支持的系统——MULTICS。在下一节我们将介绍一个更新的例子——Intel Pentium。

MULTICS运行在Honeywell 6000计算机和它的一些后继机型上。它为每个程序提供了最多2¹⁸ 个段（超过250 000个），每个段的虚拟地址空间最长为65 536个（36位）字长。为了实现它，MULTICS的设计者决定把每个段都看作是一个虚拟内存并对它进行分页，以结合分页的优点（统一的页面大小和在只使用段的一部分时不用把它全部调入内存）和分段的优点（易于编程、模块化、保护和共享）。

每个MULTICS程序都有一个段表，每个段对应一个描述符。因为段表可能会有大于25万个的表项，段表本身也是一个段并被分页。一个段描述符包含了一个段是否在内存中的标志，只要一个段的任何一部分在内存中这个段就被认为是在内存中，并且它的页表也会在内存中。如果一个段在内存中，它的描述符将包含一个18位的指向它的页表的指针（见图3-35a）。因为物理地址是24位并且页面是按照64字节的边界对齐的（这隐含着页面地址的低6位是000000），所以在描述符中只需要18位来存储页表地址。段描述符中还包含了段大小、保护位以及其他的一些条目。图3-35b一个MULTICS段描述符的示例。段在辅助存储器中的地址不在段描述符中，而是在缺段处理程序使用的另一个表中。

广告：个人专属 VPN，独立 IP，无限流量，多机房切换，还可以屏蔽广告和恶意软件，每月最低仅 5 美元

每个段都是一个普通的虚拟地址空间，用与本章前面讨论过的非分段式分页存储相同的方式进行分页。一般的页面大小是1024字节（尽管有一些MULTICS自己使用的段不分页或以64字节为单元进行分页以节省内存）。

MULTICS中一个地址由两部分构成：段和段内地址。段内地址又进一步分为页号和页内的字，如图3-36所示。在进行内存访问时，执行下面的算法。

1)根据段号找到段描述符。

2)检查该段的页表是否在内存中。如果在，则找到它的位置；如果不在，则产生一个段错误。如果访问违反了段的保护要求就发出一个越界错误（陷阱）。

3)检查所请求虚拟页面的页表项，如果该页面不在内存中则产生一个缺页中断，如果在内存就从页表项中取出这个页面在内存中的起始地址。

4)把偏移量加到页面的起始地址上，得到要访问的字在内存中的地址。

5)最后进行读或写操作。

这个过程如图3-37所示。为了简单起见，我们忽略了描述符段自己也要分页的事实。实际的过程是通过一个寄存器（描述符基址寄存器）找到描述符段的页表，这个页表指向描述符段的页面。一旦找到了所需段的描述符，寻址过程就如图3-37所示。

正如读者所想，如果对于每条指令都由操作系统来运行上面所述的算法，那么程序就会运行得很慢。实际上，MULTICS硬件包含了16个字的高速TLB，对给定的关键字它能并行搜索所有的表项，如图3-38所示。当一个地址被送到计算机时，寻址硬件首先检查虚拟地址是不是在TLB中。如果在，就直接从TLB中取得页框号并生成要访问的字的实际地址，而不必到描述符段或页表中去查找。

TLB中保存着16个最近访问的页的地址，工作集小于TLB容量的程序将随着整个工作集的地址被装入TLB中而逐渐达到稳定，开始高效地运行。如果页面不在TLB中，才会访问描述符和页表以找出页框号，并更新TLB使它包含这个页面，最近最少使用的页面被淘汰出TLB。生存时间位跟踪哪个表项是最近最少使用的。之所以使用TLB是为了并行地比较所有表项的段号和页号。