英特尔的64位IDT门描述符中有一个段选择器。但是，根据我对5部分英特尔手册的理解，中断处理程序的线性地址从IDT门描述符中指定的64位偏移量加载到RIP中。
段选择器的唯一用途是检查：
我的问题是：
非常感谢提前！
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如果我正确地解释了这一点，根据英特尔手册，x64不使用分段。我阅读AMD's System programming for AMD64来理解这一点，因为我发现他们的解释更容易理解，因为他们明确地处理x86_64（他们确实发明了它，我想）;他们说：
在长模式下，分段的效果取决于处理器是否在兼容性方面运行 模式或64位模式：
- 在兼容模式下，分段功能与传统模式一样，使用传统的16位或32位保护模式语义。
- 64位模式，禁用分段，创建平坦的64位虚拟地址空间。可以看出，某些功能有些 段寄存器，特别是系统段寄存器，继续 在64位模式下使用。
具体来说，查看4.8节长模式段描述符。回答你的第二个问题：
在64位模式下忽略的字段。在64位中禁用分段 模式，代码段跨越所有虚拟内存。在此模式下，将忽略代码段基址。出于虚拟地址计算的目的，基址被视为值为零。
解释：因为x86_64中的“段”是整个地址空间，除了0之外，基址没有意义，因为偏移都是绝对的（相对于0）。
因此，这将回答我认为的第一个问题 - RIP被视为64位偏移值。从同一章的门描述符页面：
在长模式下，门描述符扩展64位，允许它们保持64位偏移。
在处理数据段时会变得更复杂：
FS和GS段寄存器引用的数据段以64位进行特殊处理 模式。对于这些段，不忽略基址字段，并且可以使用非零值 在虚拟地址计算中。可以使用模型指定64位的段基地址 - 特定登记册。有关更多信息，请参见第70页的“64位模式下的FS和GS寄存器”。
该部分说明：
64位模式下的FS和GS寄存器。与CS，DS，ES和SS段不同，FS和GS 段覆盖可以在64位模式下使用。当在64位中使用FS和GS段覆盖时 模式，它们各自的基地址用于有效地址（EA）计算。完整的 EA计算然后变为（FS或GS）.base + base +（scale * index）+ displacement。 FS.base GS.base值也扩展为完整的64位虚拟地址大小，如图4-5所示。 允许生成的EA计算包含正负地址。
在64位模式下，不会检查FS段和GS段覆盖的限制或属性。代替， 处理器检查所有虚拟地址引用是否为规范形式。
换句话说，虽然只检查了分段的形式，但数据段可以像分段一样使用，而不是检查访问形式是否位于段的范围内。
我认为这是正确的解释;但是，更正/指针非常受欢迎。