x86_64的内存映射

对于x86_64来说，逻辑地址由16位选择子和64位偏移量组成(而32位时，逻辑地址由16位段选择符和32位偏移量组成)，段寄存器仅仅存放选择子。CPU的分段单元(SU)执行以下操作：
[1] 先检查选择子的TI字段，以决定描述子对应的描述子保存在哪一个描述符表中。TI字段指明描述子是在GDT中（在这种情况下，分段单元从gdtr寄存器中得到GDT的线性基地址）还是在激活的LDT中（在这种情况下，分段单元从ldtr寄存器中得到LDT的线性基地址）。
[2] 从选择子的13位index字段计算描述子的地址，index字段的值乘以8（一个描述子的大小，其实就是屏蔽掉末尾那三位指示特权级的CPL和指示TI的字段），这个结果与gdtr或ldtr寄存器中的内容相加。
[3] 将对应的段描述子从内存拷贝到CPU的影子Cache中，这样，只有在选择子改变的情况下才会修改影子Cache中的内容。
[4] 把虚拟地址的偏移量与隐Cache中描述符Base字段的值相加就得到了线性地址。

虽然逻辑地址扩展到了64位，但是，现有的设计并没有完全用到这64位的空间（2^64=16EB），因为使用到如此大的空间，势必造成很大的 系统开销。AMD64在设计的时候就决定在x86_64的第一阶段，只用这64位中的低48位来做页式地址转换，高16位（48-64位）将填充第47位相同的内容（这种方式类似于符号扩展）。 如果逻辑地址不符合此规定，系统将产生异常。符合此规定的地址称为canonical form，地址的范围分为两段：0 到 00007FFF-FFFFFFFF，以及FFFF8 000-0000 0000到FFFFFFFF-FFFFFFFF，总共为256TB。 这种虚拟地址的分层结构，也为操作系统的设计带来了一定便利：可以取地址的上半段保留做为操作系统的逻辑地址空间，而低地址部分做为装载应用程序的空间， 而canonical form不允许的地址空间则做为操作系统的标志、以及特权级的标识等。当然，这样的设计在未来地址进一步扩展的时候将成为一个新的问题。

可以想象，用到48位的x86-64虚拟地址的分配机制为： 　　

- 0－11（12）位：页内偏移； 　　

- 12－20（9）位：由PML4来映射； 　　

- 21－29（9）位：高一级页目录来映射（如果PS＝1，则该页表项指向一个2MB的页）； 　　

- 30－38（9）位：再高一级的页目录来映射（如果PS=2，则该页表项指向一个1GB的页）； 　　

- 39－47（9）位：页目录指针表来映射。 　　

其虚拟地址空间布局如下：

0000000000000000 - 00007fffffffffff (=47 bits) user space, different per mm
 hole caused by [48:63] sign extension
 ffff800000000000 - ffff80ffffffffff (=40 bits) guard hole
 ffff880000000000 - ffffc7ffffffffff (=64 TB) direct mapping of all phys. memory
 ffffc80000000000 - ffffc8ffffffffff (=40 bits) hole
 ffffc90000000000 - ffffe8ffffffffff (=45 bits) vmalloc/ioremap space
 ffffe90000000000 - ffffe9ffffffffff (=40 bits) hole
 ffffea0000000000 - ffffeaffffffffff (=40 bits) virtual memory map (1TB)
 ... unused hole ...
 ffffffff80000000 - ffffffffa0000000 (=512 MB)  kernel text mapping, from phys 0
 ffffffffa0000000 - fffffffffff00000 (=1536 MB) module mapping space

x86-64的长模式下，对16位以及32位代码进行了兼容，即使CPU上跑的是64位的操作系统，历史遗留的16位以及32位代码将都能够在该操作系统上运行。 由于x86-64兼容IA32的指令，所以，这些代码在这种情况下运行，基本上没有性能损耗。 　　

在传统模式（Legacy mode）下，x86-64的CPU的工作模式跟传统的IA32没有什么两样。