x64存儲管理機制初窺
x64存儲管理機制，經prolj和mik指點，去找intel手冊和AMD手冊看，看完之後把我的理解寫下，
如有什麼理解偏差之處，還望各位不要笑話。
如有什麼理解偏差之處，還望各位不要笑話。
1.長模式（long mode）
在AMD64架構的長模式中包括兩個子模式：64bit模式和compatibility模式。
● 64bit模式：在此模式中虛擬位址空間使用平坦（flat）模式，段寄存器包括CS,DS,ES,SS全部清零（FS,GS除外，在線性位址計算時，提供額外的base寄存器定址某些OS的系統資料結構），能為64bit的OS和應用程式提供64位元定址支援。
●compatiblity模式：在此模式中使用與lagecy保護模式一樣的存儲管理模式，為的是平滑運行32bit和16bit的應用程式，無需重新編譯,注意：在長模式中不支援真實模式和虛擬8086模式！！
在AMD64架構的長模式中包括兩個子模式：64bit模式和compatibility模式。
● 64bit模式：在此模式中虛擬位址空間使用平坦（flat）模式，段寄存器包括CS,DS,ES,SS全部清零（FS,GS除外，在線性位址計算時，提供額外的base寄存器定址某些OS的系統資料結構），能為64bit的OS和應用程式提供64位元定址支援。
●compatiblity模式：在此模式中使用與lagecy保護模式一樣的存儲管理模式，為的是平滑運行32bit和16bit的應用程式，無需重新編譯,注意：在長模式中不支援真實模式和虛擬8086模式！！
由於在64bit模式下使用flat模式，所以無lagecy保護模式下的分段管理模式，所以虛擬位址直接對應線性位址。所以x64的分頁管理模式才是64bit下的重頭戲
2.x64分頁管理模式
如下圖，是x86-64下的所有頁大小和物理位址大小的匯總.
2.x64分頁管理模式
如下圖，是x86-64下的所有頁大小和物理位址大小的匯總.
在x64下，理論上可以通過使用PAE（實體位址擴充）分頁結構支援64bit的線性位址到52bit物理位址的映射的，但在對這一架構的首次實現中，只實現了48位元的線性位址到40位元物理位址的映射。現在你可以通過CPUID指令查看自己的cpu所支援的最大物理位址（MAXPHYDDR）.
大家一定還記得在lagecy保護模式下通過PAE功能來訪問超過32bit(36bit)的物理位址，但是在x64模式下的PAE與先前的PAE是不一樣的！！
從線性位址到物理位址的轉換中用到了四級頁資料結構，一個新的頁表資料結構---PML4被引入用來指向頁目錄指標表。PML4表只能在x64模式下使用。而且頁目錄表指標從原來的4個項增加到了512個，所以要從線性位址中分配9bit用來索引PDP表（原來是2bit）。
PDE和PTE的大小保持不變。所以我們可以看到PML4+PDP+PDE+PTE+page offset=48bit，高16bit保留（其實是用以符號擴展，下面將看到符號擴展的用途）。
CR3指向了PML4的基底位址。
需要注意的是在使用x64模式之前，必須使CR4.PAE=1（PAE用來擴展PDE和PTE至64bit）。如果你在未使CR4.PAE=1之前，企圖開啟x64模式的話，會引發#GP異常。
我們從上圖還可以看到頁大小的選擇完全取決於PDE.PS（但我並沒有在文檔中看到ps位，是直接在文檔中置1或0），無視CR4.PSE的存在。
2.1x64分頁管理（4kb）
上圖再說
大家一定還記得在lagecy保護模式下通過PAE功能來訪問超過32bit(36bit)的物理位址，但是在x64模式下的PAE與先前的PAE是不一樣的！！
從線性位址到物理位址的轉換中用到了四級頁資料結構，一個新的頁表資料結構---PML4被引入用來指向頁目錄指標表。PML4表只能在x64模式下使用。而且頁目錄表指標從原來的4個項增加到了512個，所以要從線性位址中分配9bit用來索引PDP表（原來是2bit）。
PDE和PTE的大小保持不變。所以我們可以看到PML4+PDP+PDE+PTE+page offset=48bit，高16bit保留（其實是用以符號擴展，下面將看到符號擴展的用途）。
CR3指向了PML4的基底位址。
需要注意的是在使用x64模式之前，必須使CR4.PAE=1（PAE用來擴展PDE和PTE至64bit）。如果你在未使CR4.PAE=1之前，企圖開啟x64模式的話，會引發#GP異常。
我們從上圖還可以看到頁大小的選擇完全取決於PDE.PS（但我並沒有在文檔中看到ps位，是直接在文檔中置1或0），無視CR4.PSE的存在。
2.1x64分頁管理（4kb）
上圖再說
●sign extended--符號擴展位元
●PML4 entry--在線性位址39～47bit用於索引PML4 entry，指向PDP
●PDP entry--在線性位址的30～38bit用來索引PDP entry,指向PDE
●PDE entry--在線性位址的21～29bit用來索引PDEentry,指向PTE
●PTE entry--在線性位址的12～20bit用來索引PTE entry,指向page offset
●page offset--在線性位址的0～11bit提供在頁中的offset
2.2x64分頁管理（2mb）
●PDP entry--在線性位址的30～38bit用來索引PDP entry,指向PDE
●PDE entry--在線性位址的21～29bit用來索引PDEentry,指向PTE
●PTE entry--在線性位址的12～20bit用來索引PTE entry,指向page offset
●page offset--在線性位址的0～11bit提供在頁中的offset
2.2x64分頁管理（2mb）
我們可以看到與4kb的頁相比少了PTE,page offset從原來的12bit增加到了21bit下面我們來看看各分頁表項目的內部結構.
(4kB)上圖看到，用上述方法可以得到512×512×512×512=2^36個頁面，2^36*4kb=2^48個線性位址.
上圖看到，用上述方法可以得到512×512×512=2^27個頁面，2^27*2mb=2^48個線性位址 0bit：P位，即存在位，表示由項所指的頁面或頁表當前是否載入到了物理記憶體中，如不存在，可以通過引發#PF異常從磁片中載入到物理記憶體中
1bit：R/W，即讀寫位，為頁表指定讀寫特權，當置位時可讀可寫；清零是唯讀
2bit：使用者/系統位元，即為頁表指定系統還是普通使用者特權
3bit：頁面通寫，指定快取記憶體寫策略是回寫還是通寫
4bit：快取記憶體禁止位，當置位元時禁止相關的頁面和頁表進行快取記憶體，反之，可以
5bit：訪問位，當置位時表示已經被訪問，反之，沒有
6bit（非PTE或PDE（2MB））：可用位
6bit（PTE或PDE（2MB））：D位，dirty，即髒位，置位元時表示頁面被寫過
7～8bit（非PTE或PDE（2MB））：0
avail：系統程式師可用
G：全域標誌
PAT：頁表屬性
各種base address是用來得到下一級表的基底位址的，最後的物理位址=page base address*2^12(2^21)+2^12(2^21),而page base address的大小取決於你的cpu的最大物理位址了。
3.最後，我來看一看sign extended會形成什麼效果。
由於sign extended的作用會將線性位址分成相同大小的兩段，從0至00007FFF`FFFFFFFF，以及從 FFFF8000`00000000至FFFFFFFF`FFFFFFFF總計256TB的地址範圍，這非常符合作業系統的習慣。
這種“古怪”的規則為日後擴展到真正的64位定址保留了一個重要的特性：很多的作業系統（包括但不限於Windows NT系列）將位址空間的高半部分（被稱作內核空間）留給自己，將低半部分（使用者空間）留給應用程式碼、用戶態棧、堆和其他數據區。這種設計保證了每一個符合AMD64的實現都擁有兩個記憶體片段：低半段從00000000`00000000開始，隨著更多的虛擬位址位元變得可用而“向上生長”；高半部分被“懸掛”在位址空間的頂部而“向下生長”。同樣，將未被使用的位址位元內容固定下來防止被作業系統用作標誌位元、特權級標號等其他用途，是為了避免當架構擴展至52,56, 60 和64位的時候出現問題。
2bit：使用者/系統位元，即為頁表指定系統還是普通使用者特權
3bit：頁面通寫，指定快取記憶體寫策略是回寫還是通寫
4bit：快取記憶體禁止位，當置位元時禁止相關的頁面和頁表進行快取記憶體，反之，可以
5bit：訪問位，當置位時表示已經被訪問，反之，沒有
6bit（非PTE或PDE（2MB））：可用位
6bit（PTE或PDE（2MB））：D位，dirty，即髒位，置位元時表示頁面被寫過
7～8bit（非PTE或PDE（2MB））：0
avail：系統程式師可用
G：全域標誌
PAT：頁表屬性
各種base address是用來得到下一級表的基底位址的，最後的物理位址=page base address*2^12(2^21)+2^12(2^21),而page base address的大小取決於你的cpu的最大物理位址了。
3.最後，我來看一看sign extended會形成什麼效果。
由於sign extended的作用會將線性位址分成相同大小的兩段，從0至00007FFF`FFFFFFFF，以及從 FFFF8000`00000000至FFFFFFFF`FFFFFFFF總計256TB的地址範圍，這非常符合作業系統的習慣。
這種“古怪”的規則為日後擴展到真正的64位定址保留了一個重要的特性：很多的作業系統（包括但不限於Windows NT系列）將位址空間的高半部分（被稱作內核空間）留給自己，將低半部分（使用者空間）留給應用程式碼、用戶態棧、堆和其他數據區。這種設計保證了每一個符合AMD64的實現都擁有兩個記憶體片段：低半段從00000000`00000000開始，隨著更多的虛擬位址位元變得可用而“向上生長”；高半部分被“懸掛”在位址空間的頂部而“向下生長”。同樣，將未被使用的位址位元內容固定下來防止被作業系統用作標誌位元、特權級標號等其他用途，是為了避免當架構擴展至52,56, 60 和64位的時候出現問題。
參考資料：
