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。
一 引言 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。
二 IA-64 Linux 地址空间划分 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 图1 IA-64 虚地址空间 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。 图 3 IA-64 Linux 地址空间划分 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。
三 页表 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 图 4 用户空间虚地址格式（8 KB页） 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。 图 5 页表映射内核段虚地址格式（8KB 页） 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。
四 TLB 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。 图 6 IA-64 TLB 组织 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
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