操作系统保留了4Gb的剩余部分。
我的问题是为什么？
在内核模式下运行的代码(即设备驱动程序代码)具有自己的地址空间。为什么在独占的4Gb地址空间之上，操作系统仍然希望保留每个用户模式进程的2Gb？
我以为原因是用户模式和内核模式之间的转换。例如，调用NtWriteFile将需要内核调度程序的地址(因此为什么系统在每个应用程序中保留2Gb)。但是，使用SYSENTER，系统服务号码不足以让内核模式的代码知道哪个功能/服务被调用？
如果你能澄清一下，为什么操作系统对每个用户模式进程采取2Gb(或1Gb)这么重要，我会感激的。
谢谢。
Syscalls涉及两个上下文切换：用户→内核，然后是内核→用户。为了加快速度，通常保留最高的1GB或2GB虚拟地址空间供内核使用。因为虚拟地址空间在这些上下文切换中不会改变，所以不需要TLB刷新。这是由每个PTE中的用户/管理员位启用的，这确保内核存储器仅在内核空间中可访问;即使页表相同，用户空间也无法访问。
如果有两个单独的TLB的硬件支持，一个专门用于内核使用，那么这个优化将不再有用。但是，如果您有足够的空间来投入使用，那么制作一个更大的TLB可能更有价值。
Linux on x86曾经支持一种称为“4G / 4G分割”的模式。在这种模式下，用户空间可以完全访问整个4GB的虚拟地址空间，内核还具有完整的4GB虚拟地址空间。如上所述，成本是每个系统调用需要一个TLB刷新，以及更复杂的例程以在用户和内核内存之间复制数据。这一点已经被测量到达30％的性能损失。
时间已经改变，因为这个问题最初被提出和回答：64位操作系统现在更加普遍。在x86-64上的当前操作系统中，用户程序允许从0到247-1(0-128TB)的虚拟地址，而内核永久驻留在从247×(217-1)到264-1(或从 – 247到-1，如果将地址视为有符号整数)。
如果您在64位Windows上运行32位可执行文件，会发生什么？您会认为所有虚拟地址从0到232(0-4GB)将很容易可用，但是为了避免在现有程序中显示错误，32位可执行文件仍然限制在0-2GB，除非它们重新编译为/ LARGEADDRESSAWARE 。对于那些，他们可以访问0-4GB。 (这不是一个新的标志;同样适用于运行/ 3GB开关的32位Windows内核，它将默认的2G / 2G用户/内核分裂更改为3G / 1G，尽管3-4GB仍然会出现的范围。)
可能有什么种类的错误？例如，假设您正在实现快速排序，并且有两个指针，a和b指向数组的开头和结尾。如果用(ab)/ 2选择中间作为枢轴，只要这两个地址都低于2GB，它就可以工作，但是如果它们都在上面，那么加法将会遇到整数溢出，结果将在阵列。 (正确的表达式是a(b-a)/ 2))
除此之外，32位Linux与其默认的3G / 1G用户/内核拆分，历来是运行程序，其堆栈位于2-3GB范围内，因此任何此类编程错误都可能会被快速刷新。 64位Linux提供32位程序访问0-4GB。
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