汇编：为什么一些 x86 操作码在 x64 中无效？
Assembly: why some x86 opcodes are invalid in x64?
为什么在 x64 中一些操作码无效（例如 06、07），而在 x86 中用于相当基本的指令（06 和 07 是 push 和 pop)？我认为那些最简单的指令在两种架构中都能很好地发挥作用。
为什么他们在 x64 中禁用了一些简单的指令？他们为什么不工作？
为什么他们禁用一些操作码，在操作码列表中创建漏洞，而他们可以将它们分配给 x64 版本的指令？
参考：
32位模式下的06和07操作码是指令PUSH ES和POP ES。在 64 位模式下，段寄存器 CS、DS、ES 和 SS 不再用于确定内存地址：处理器假定基地址为 0 并且没有大小限制。由于现在通常没有理由让应用程序（操作系统本身除外）访问这些寄存器，因此删除了用于更改和访问它们的 push/pop 操作码，只留下 mov to/from Sreg（这只是总共 2 个操作码；寄存器号进入 ModRM 字节而不是 1 字节操作码的一部分）。对于几乎不需要的东西，这已经足够了。
FS和GS段寄存器在64位模式下仍然可以设置基地址，所以与其相关的push和pop操作码没有被移除。 （这些 2 字节 0F xx 操作码是在 386 中添加的，与 8086 段寄存器的旧 1 字节操作码相比，它们是操作码 space 中价值较低的部分。
Push/pop 或 mov 段寄存器不是操作系统通常设置 FS 或 GS 段基数的方式，但是：这需要 GDT 或 LDT 条目，并且只能在其中设置一个基数低 32 位。 64 位操作系统将使用关联的 MSR 直接读写基址，而不是架构寄存器。 （现代 32 位操作系统也这样做，除非 运行 在不支持基于段的 MSR 的旧硬件上。）
对于所有 CPU 来说，都有一个类似 "opcode space" 的东西。例如，如果 CPU 使用 8 位操作码，那么会有一个最大值。它可能有 256 条指令。操作码越大，您可以拥有的操作码越多，但越难快速获取和解码它们。
80x86是比较老的架构。它从一个适度的操作码 space 开始，主要由 1 字节和 2 字节的操作码组成。每次 CPU 制造商添加一项新功能时，它都会从操作码 space 中获取更多操作码。他们 运行 超出了操作码。他们 运行 很快就出来了。
为了解决这个问题，他们开始做一些事情，比如添加转义码和前缀来人为地扩展操作码 space。例如，对于最近的 AVX 指令，您正在查看 VEX 前缀，后跟 old/recycled 转义码（例如 0xF0），然后是 old/recycled address/operand 大小前缀（例如 0x66） , 接着是另外 4 个字节。不好看。
同时，还有现在很少使用的旧指令（AAD、AAM 等）和具有 multiple/redundant 操作码 (INC/DEC) 的指令正在消耗宝贵的“1 字节”操作码.由于向后兼容性，这些无法t/can完全删除。
但是；当设计 64 位时，根本没有任何 64 位代码可以兼容——向后兼容性并不重要。 "not very important" 指令使用的 1 字节操作码可以回收；使这些指令在 64 位代码中无效（但释放了一些有价值的 1 字节操作码）。
大多数 1 字节操作码（如果我没记错的话，整个 1 字节 INC/DEC 组）立即被回收用于支持 64 位操作所需的 REX 前缀运行 DS。有些不是，而是变成了 "free for future extensions"（限制是扩展只能在 64 位代码中工作，因为这些指令在 16 位和 32 位代码中仍然有效）。
为什么在 x64 中一些操作码无效（例如 06、07），而在 x86 中用于相当基本的指令（06 和 07 是 push 和 pop)？我认为那些最简单的指令在两种架构中都能很好地发挥作用。
为什么他们在 x64 中禁用了一些简单的指令？他们为什么不工作？ 为什么他们禁用一些操作码，在操作码列表中创建漏洞，而他们可以将它们分配给 x64 版本的指令？
参考：
32位模式下的06和07操作码是指令PUSH ES和POP ES。在 64 位模式下，段寄存器 CS、DS、ES 和 SS 不再用于确定内存地址：处理器假定基地址为 0 并且没有大小限制。由于现在通常没有理由让应用程序（操作系统本身除外）访问这些寄存器，因此删除了用于更改和访问它们的 push/pop 操作码，只留下 mov to/from Sreg（这只是总共 2 个操作码；寄存器号进入 ModRM 字节而不是 1 字节操作码的一部分）。对于几乎不需要的东西，这已经足够了。
FS和GS段寄存器在64位模式下仍然可以设置基地址，所以与其相关的push和pop操作码没有被移除。 （这些 2 字节 0F xx 操作码是在 386 中添加的，与 8086 段寄存器的旧 1 字节操作码相比，它们是操作码 space 中价值较低的部分。
Push/pop 或 mov 段寄存器不是操作系统通常设置 FS 或 GS 段基数的方式，但是：这需要 GDT 或 LDT 条目，并且只能在其中设置一个基数低 32 位。 64 位操作系统将使用关联的 MSR 直接读写基址，而不是架构寄存器。 （现代 32 位操作系统也这样做，除非 运行 在不支持基于段的 MSR 的旧硬件上。）
对于所有 CPU 来说，都有一个类似 "opcode space" 的东西。例如，如果 CPU 使用 8 位操作码，那么会有一个最大值。它可能有 256 条指令。操作码越大，您可以拥有的操作码越多，但越难快速获取和解码它们。
80x86是比较老的架构。它从一个适度的操作码 space 开始，主要由 1 字节和 2 字节的操作码组成。每次 CPU 制造商添加一项新功能时，它都会从操作码 space 中获取更多操作码。他们 运行 超出了操作码。他们 运行 很快就出来了。
为了解决这个问题，他们开始做一些事情，比如添加转义码和前缀来人为地扩展操作码 space。例如，对于最近的 AVX 指令，您正在查看 VEX 前缀，后跟 old/recycled 转义码（例如 0xF0），然后是 old/recycled address/operand 大小前缀（例如 0x66） , 接着是另外 4 个字节。不好看。
同时，还有现在很少使用的旧指令（AAD、AAM 等）和具有 multiple/redundant 操作码 (INC/DEC) 的指令正在消耗宝贵的“1 字节”操作码.由于向后兼容性，这些无法t/can完全删除。
但是；当设计 64 位时，根本没有任何 64 位代码可以兼容——向后兼容性并不重要。 "not very important" 指令使用的 1 字节操作码可以回收；使这些指令在 64 位代码中无效（但释放了一些有价值的 1 字节操作码）。
大多数 1 字节操作码（如果我没记错的话，整个 1 字节 INC/DEC 组）立即被回收用于支持 64 位操作所需的 REX 前缀运行 DS。有些不是，而是变成了 "free for future extensions"（限制是扩展只能在 64 位代码中工作，因为这些指令在 16 位和 32 位代码中仍然有效）。