對于x86_64來說，邏輯地址由16位選擇子和64位偏移量組成(而32位時，邏輯地址由16位段選擇符和32位偏移量組成)，段寄存器僅僅存放選擇子。CPU的分段單元(SU)執行以下操作：
[1] 先檢查選擇子的TI字段，以決定描述子對應的描述子保存在哪一個描述符表中。TI字段指明描述子是在GDT中（在這種情況下，分段單元從gdtr寄存器中得到GDT的線性基地址）還是在激活的LDT中（在這種情況下，分段單元從ldtr寄存器中得到LDT的線性基地址）。
[2] 從選擇子的13位index字段計算描述子的地址，index字段的值乘以8（一個描述子的大小，其實就是屏蔽掉末尾那三位指示特權級的CPL和指示TI的字段），這個結果與gdtr或ldtr寄存器中的內容相加。
[3] 將對應的段描述子從內存拷貝到CPU的影子Cache中，這樣，只有在選擇子改變的情況下才會修改影子Cache中的內容。
[4] 把虛擬地址的偏移量與隱Cache中描述符Base字段的值相加就得到了線性地址。

雖然邏輯地址擴展到了64位，但是，現有的設計并沒有完全用到這64位的空間（2^64=16EB），因為使用到如此大的空間，勢必造成很大的 系統開銷。AMD64在設計的時候就決定在x86_64的第一階段，只用這64位中的低48位來做頁式地址轉換，高16位（48-64位）將填充第47位相同的內容（這種方式類似于符號擴展）。 如果邏輯地址不符合此規定，系統將產生異常。符合此規定的地址稱為canonical form，地址的范圍分為兩段：0 到 00007FFF-FFFFFFFF，以及FFFF8 000-0000 0000到FFFFFFFF-FFFFFFFF，總共為256TB。 這種虛擬地址的分層結構，也為操作系統的設計帶來了一定便利：可以取地址的上半段保留做為操作系統的邏輯地址空間，而低地址部分做為裝載應用程序的空間， 而canonical form不允許的地址空間則做為操作系統的標志、以及特權級的標識等。當然，這樣的設計在未來地址進一步擴展的時候將成為一個新的問題。

可以想象，用到48位的x86-64虛擬地址的分配機制為： 　　

- 0－11（12）位：頁內偏移； 　　

- 12－20（9）位：由PML4來映射； 　　

- 21－29（9）位：高一級頁目錄來映射（如果PS＝1，則該頁表項指向一個2MB的頁）； 　　

- 30－38（9）位：再高一級的頁目錄來映射（如果PS=2，則該頁表項指向一個1GB的頁）； 　　

- 39－47（9）位：頁目錄指針表來映射。 　　

其虛擬地址空間布局如下：

0000000000000000 - 00007fffffffffff (=47 bits) user space, different per mmhole caused by [48:63] sign extensionffff800000000000 - ffff80ffffffffff (=40 bits) guard holeffff880000000000 - ffffc7ffffffffff (=64 TB) direct mapping of all phys. memoryffffc80000000000 - ffffc8ffffffffff (=40 bits) holeffffc90000000000 - ffffe8ffffffffff (=45 bits) vmalloc/ioremap spaceffffe90000000000 - ffffe9ffffffffff (=40 bits) holeffffea0000000000 - ffffeaffffffffff (=40 bits) virtual memory map (1TB)... unused hole ...ffffffff80000000 - ffffffffa0000000 (=512 MB) kernel text mapping, from phys 0ffffffffa0000000 - fffffffffff00000 (=1536 MB) module mapping space

x86-64的長模式下，對16位以及32位代碼進行了兼容，即使CPU上跑的是64位的操作系統，歷史遺留的16位以及32位代碼將都能夠在該操作系統上運行。 由于x86-64兼容IA32的指令，所以，這些代碼在這種情況下運行，基本上沒有性能損耗。 　　

在傳統模式（Legacy mode）下，x86-64的CPU的工作模式跟傳統的IA32沒有什么兩樣。

轉載于:https://www.cnblogs.com/chaozhu/p/6494394.html

總結

以上是生活随笔為你收集整理的x86_64的内存映射的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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