IA-64 Linux存储管理

采用显式并行指令计算（EPIC）结构的安腾处理器是Intel公司新一代64位处理器，HP、SGI、Intel等大公司都纷纷推出了高性能的安腾服务器系统。Linux是目前支持IA-64服务器平台的主流操作系统之一。本文重点描述了IA-64 Linux存储管理，包括IA-64 Linux灵活的地址空间划分、页表、TLB等机制。

Intel公司的IA-64架构是一种经济高效、伸缩自如、性能卓越的64位计算平台。从技术角度看，与一般处理器采用的超标量技术不同，IA-64架构的主要特色是采用EPIC结构。EPIC结构利用编译器挖掘应用程序的指令级并行性，并通过生成的机器语言以显式方式指导硬件执行程序，降低处理器硬件的复杂度，并通过编译软件挖掘出更多、更大范围内的指令级并行，EPIC架构代表了当前处理器设计的新思想。

Intel公司已成功推出安腾和安腾2处理器，安腾2处理器在SPECfp2000测试中的性能表现非常突出，仅在SPECfp2000 Peak测试中略微落后于Alpha21364，在SPECfp2000 Base的测试中则名列榜首。与此同时Intel公司非常注重IA-64架构操作系统的开发，早在1999年，Intel公司就联合HP、SGI、RedHat、VA Linux和IBM启动了Intel IA-64的Trillian项目，该项目旨在完成Linux在IA-64平台的移植和优化，许多成员为该项目做出了贡献，如HP完成内核，IBM完成性能分析工具和评测，Intel完成内核和EFI（Extensible Firmware Interface），RedHat完成GNUPRO开发工具，SGI完成编译器和kdb等。目前，Red Hat、TurboLinux、Caldera和SuSe都已发布了支持IA-64架构的Linux版本，Linux已成为支持IA-64架构的重要操作系统，HP公司的David Mosberger维护和管理IA-64 Linux项目，并已融入到Linux内核版本中。

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从用户角度看，Linux进程的虚地址是线性的，它分为两部分：内核空间和用户空间。用户空间占据地址的低部分，从0到TASK_SIZE（TASK_SIZE的值是与具体的硬件平台相关的，在include/asm/processor.h中定义），剩余部分为内核空间。用户空间对进程是私有的，该地址由进程的页表维护管理，内核空间是所有进程共享的。在用户态下运行时，只可以访问用户空间，对内核空间的读/写/执行都将导致保护冲突故障，这可以防止出错或恶意的用户代码破坏内核；在内核态运行，则可以访问用户和内核空间。

IA-64架构支持64位虚地址空间，它将64位虚地址空间分成8个相等的区，每个区2048P字节大小，用虚地址的高3位（61-63位）表示区号。如图1所示

目前应用对虚地址的需求还没有达到全64位，因此实现时并不需要支持全64位虚地址，IMPL_VA_MSB常量用于决定未实现的虚地址空间范围，它的值可以在50－60，IMPL_VA_MSB+1至60是未实现的虚地址位，未实现的地址位通过虚地址的低地址位符合扩展而成，如果IMPL_VA_MSB值小于60，则符合扩展将某个区的虚地址空间分成两部分，未实现部分在中间，如图2所示（IMPL_VA_MSB=50）。对未实现部分的访问是不允许的，如果是用户态的访问，则产生非法指令错；如果是核心态的访问，则操作系统内核崩溃。

Linux/IA-64用户空间大小仍旧由TASK_SIZE常量所定义，在IA-64中使用0-4区作为用户空间，5-7区作为核心空间，PAGE_OFFSET常量指向第7区，如图3所示。内核空间可以进一步划分为页表映射段和对等映射段。页表映射段是由内核页表映射的，主要用于实现内核的vmalloc区域，内核用vmalloc区域实现虚地址连续的大内存块分配，该区域的地址范围由VMALLOC_START和VMALLOC_END决定的。对等映射段包含Linux的内核，如内核的正文段、数据段和栈段。对等映射是非常特殊的，该段的虚地址可以直接与物理地址映射，映射公式非常简单，通常是虚地址直接减一个基地址（如，PAGE_OFFSET）就得到物理地址。

在核心空间中，7区实现Cache的对等映射，6区实现非Cache的对等映射，5区实现内核页表映射段。5区中的第一页称为guard页，该页不被映射，对该页的任何访问都将产生一次页故障，该页用于在用户空间和核心空间数据拷贝时的快速权限检查。第二页称为gate页，用于支持核心和用户级的转换。第三页称为per-CPU页，它提供每个CPU的本地信息，用于多处理器系统。5区中剩余部分用于vmalloc区，从VMALLOC_START到VMALLOC_END。Linux/IA-64中各区的特性如下表所示，

区号	使用	页大小	范围	映射方式
7	Cache	256MB	全局	对等
6	非Cache	256MB	全局	对等
5	vmalloc, guard, gate	8K	全局	页表
4	栈段	8K	进程	页表
3	数据段	8K	进程	页表
2	正文段	8K	进程	页表
1	共享内存	8K	进程	页表
0	IA-32模拟	8K	进程	页表

Linux/IA-64基于区的地址空间划分与传统的X86体系结构不同，具有以下优势：（1）可以充分利用IA-64提供的支持多种物理页大小特性，通过区号实现不同页大小的区，如，操作系统内核代码和数据在7区，采用256MB大小的页，用户进程的正文段在2区，采用8KB大小的页，从而有效节约系统的硬件资源，提高系统性能。（2）便于应用程序的扩展。用户进程的正文段、数据段、栈段在不同的区，而每个区之间相差2048P字节，因此正文段或数据段的扩展不会引起各段之间的地址重叠。（3）便于实现基于区的共享和保护。

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IA-64 Linux在物理内存中为每个进程维护一个页表并通过第7区的对等映射内核段访问该页表。页表驻留在内存，不能被交换到磁盘，这可以简化内核设计，因为内核不需要考虑嵌套的页故障。目前主流的硬件平台不支持可变的页尺寸，如：X86只支持两种尺寸的页框：4KB或4MB（如果支持PAE，还有2MB），IA-64支持4KB、8KB、16KB、64KB、256KB、1MB、4MB、16MB、64MB和256MB多种页框尺寸，因此页机制更加灵活方便。目前IA-64 Linux仍旧采用三级页表树结构，每个页框8KB，每级目录占据一个页框，每项8字节大小，由全局目录（PGD）、中间目录（PMD）、页表项（PTE）组成。IA-64 Linux用户空间虚地址格式为

其中，全局目录索引被分为pgdh（3位）和pgdl（7位），将全局目录索引分成两部分可以通过虚地址的高3位映射到每个区，ar.k7寄存器指向当前进程的页表树的基地址。第5区至第7区是为内核预留的，用户进程不允许将pgdh大于5的任何地址映射到用户空间，IA-64 Linux通过设置FIRST_USER_PGD_NR为0，USER_PTRS_PER_PGD为640来实现，因此在进程页表的全局目录中有3/8（5区、6区、7区）的地址空间没有用。

内核使用一个独立的页表来管理页表映射内核段，与用户空间每个进程一个页表不同，该页表属于整个内核，而且与当前正在运行的进程无关。IA-64 Linux用第5区实现页表映射内核段。61位至63位固定值为5，全局目录从33位至42位，没有像用户虚地址空间页表一样分成两部分，而是连续的。

IA-64页表项支持短模式和长模式。短模式每个页表项8个字节，是一个线性页表，短模式可以使用自映射页表。长模式每个页表项32个字节，是一个Hash页表，Hash功能嵌入在硬件中，长模式支持在同一个域内的保护字和多种页尺寸。Linux页表采用短模式，便于将Linux页表与VHPT walker有机结合，而长模式可以为每个页表项指定不同的保护字，因此TLB效率较高，但使用长模式需要额外的内存空间和转换工作保证页表的Cache一致性。

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Linux/IA-64虚实地址变换由IA-64的TLB（Translation Lookaside Buffer）机制和Linux虚存管理协同工作实现的，高效的虚实地址变换可以极大提高Linux的性能。IA 64 TLB从逻辑上可以分成指令的ITLB和数据的DTLB，ITLB又分为ITC、ITR，DTLB又分为DTC、DTR，如图所示。

TC（Translation Cache）和TR（Translation Register）的区别是替换策略的不同，TC的替换策略是由硬件控制的，而TR的替换策略是由软件指定的，因此TR具有以下特性：软件在TR中插入一个映射后，除非软件又插入一个新的映射或清除了该映射，否则该映射一直有效。Linux/IA-64用TR完成关键地址的变换，保证对关键地址的内存访问都能命中TLB，减少TLB失效次数。由于处理器中TR资源有限，Linux/IA-64采用一个大页（256MB），通过TR寄存器将内核的代码和数据映射在7区，通过对等映射快速完成虚实地址变换，目前IA-64 Linux中ITR0映射Linux的内核代码，DTR0映射内核只读数据，ITR1映射EFI（Extensible Firmware Interface）需要的PALcode，DTR1映射每个CPU的数据，DTR2映射内核栈。

IA-64架构除了基本的TLB功能外，还提供区（region）寄存器、保护字（protection key）寄存器和VHPT（Virtual Hash Page Table）walker三种硬件结构加速虚实地址变换。图7给出了在IA-64架构下虚地址到实地址的变换。IA-64通过VPN和RID的HASH在TLB表中寻找匹配项，如果匹配且权限和保护字寄存器检查有效，则获得PFN，与虚地址的OFFSET拼接形成物理地址。如果没有匹配项且VHPT walker赋能，则处理器在内存页表中寻找匹配项，如果找到，则自动将它插入到TC中，否则产生TLB不命中故障，由Linux TLB不命中处理函数处理。

IA 64 VHPT walker是硬件实现的，用于加速TLB查找，可有效降低TLB不命中时操作系统的处理开销。当TLB不命中且VHPT walker赋能时，VHPT walker在内存的特殊页表中寻找匹配项，并自动填充不命中的TLB项，而不需要操作系统的参与。如果屏蔽了VHPT walker，则CPU产生TLB不命中故障，然后由Linux内核处理。由于硬件实现VHPT walker，因此它的使用有一定限制，目前只支持两种模式：hash模式和线性页表模式。Linux使用短模式。

VHPT walker的配置是由页表地址控制寄存器PTA决定的。在发生TLB不命中，且该地址所在的区寄存器的VHPT位和PTA的ve位为1，则激活VHPT walker，PTA的vf位确定是长模式还是短模式。PTA的base和size域定义虚拟线性页表在该区的地址范围。每个区的VHPT walker可以分别禁用（通过设置区寄存器的VHPT位），在允许VHPT walker的区内，虚拟线性页表映射在每个区的相同相对位置。虚拟线性页表不能与正常页表映射的地址空间重叠，并且也不能与前面提到的该区中间的地址空洞重叠。Linux/IA-64通过设置PTA寄存器，将虚拟线性页表映射在该区的顶端，操作系统在引导时检查是否有重叠。

当访问虚地址va发生TLB不命中时，VHPT walker计算映射虚地址va的页表项所在虚地址va'，使用虚拟映射线性地址页表，该地址计算如下：

VHPT walker去读取存储在该地址的页表项，由于该地址也是一个虚地址，CPU将进行正常的虚实地址变换，如果va'的TLB项存在，则变换成功，walker从物理内存中读取页表项，并安装va的页表项。如果va'的TLB项不存在，则walker产生VHPT TRANSLATION FAULT。VHPT walker不能直接访问Linux页表，因为它不知道Linux的页表结构。采用VHPT主要是从空间局部性上考虑，因为映射某个页表项的TLB项事实上映射了该页表项所在的整个页，在安装完该页表页的TLB项后，访问同一页内页表项的TLB不命中可以由VHPT walker直接处理，有效减少了Linux参与TLB不命中的故障处理次数。

为了避免操作系统每次现场切换时刷新TLB的高额开销，Linux定义了与具体平台无关的抽象ASN（Address Space Number）接口，通过该接口可以实现懒惰的TLB刷新，在现场切换时不需要刷新所有的TLB表项。ASN接口的支持是可选的，如果具体平台不支持，则这些接口函数为空，flush_tlb_mm( )就刷新所有的TLB。Linux/IA-64采用区ID实现ASN接口，虽然IA-64定义了24位的区ID，但安腾处理器只使用了18位。Linux/IA-64中区ID 0是为内核预留的，剩余的ID通过get_mmu_context( )以轮转方式分配，当最后一个可用区ID分配完后，刷新整个TLB，并重新计算可用区ID的范围。

get_mmu_context( )返回的区ID是所有CPU共享的，这种全局区ID分配策略对单处理器和小规模的多处理器系统是十分有效的，它可以使用一条ptc.ga指令清空该机器所有CPU的TLB项，但当机器的CPU数目较多时，全局区ID分配会成为潜在的竞争资源。

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Linux充分利用IA-64架构地址空间划分的灵活性、TLB结构和VHPT等特性，实现了高效的虚拟存储管理，在SGI的Altix3000、HP的rx5670服务器等系统上得到了充分验证。随着IA-64系统规模的不断扩大，大系统的高效内存管理、非一致性内存访问（NUMA）等技术成为IA-64 Linux内存管理新的研究热点。