参考：
http://blog.****.net/stillvxx/article/details/40707437
我们说一个CPU是16位的或32位的或64位的，指定是CPU中的ALU单元（算术逻辑单元）的宽度，通常也就是数据总线的宽度。那么地址总线呢？自然的，从程序设计的角度我们希望其与数据总线的宽度一致，这样一个地址也就是一个指针，其与整数同宽，在进行指针运算时，直接拿整数运算指令就可了，不需要专门的“指针运算指令”。
在8086时代，当时数据总线的宽度是16位的，不出意外的话，地址总线也是16位的，也就是可以访问64k的内存空间。但在当时intel的设计师预计到了内存需求的变化，决定将内存空间扩大。扩大到多少呢？决定扩大到1M。1M的内存空间需要20bit来表示，于是地址总线扩展到20位。可是我们的ALU仍然是16位的，也就是说可以直接拿来运算的指针的长度也是16位的，超过16位就溢出了（我们可以想象下，当时的整型是16位，20位的数是无法表示和计算的），那怎么填补这个空白？方法有很多种，比如增设20位的指令专用于地址运算与操作，但那样又会造成CPU内部结构体的不均匀性。intel设计师采用一种巧妙的办法，即分段的方法。
8086中设置四个段寄存器：CS/DS/SS/ES，分别表示代码段、数据段、堆栈段和其他段。每个段都是16位的，用作地址总线的高16位。每条访存指令中的“内部地址”都是16位的，再将内部地址送到地址总线之前，要与对应的段寄存器进行拼接形成20位的地址，然后再送到地址总线上去寻址。地址拼接的操作为：送往地址总线上的地址 = 段基址 << 4 + 内部地址。
这种寻址方式给坏分子可乘之机。首先，修改段寄存器内容的指令不是特权指令，这样谁都可以更改段基址；其次，段基址一旦确定，一个进程就能所以访问从此开始的64k（2^16）内存。这样一来，谁都可以访问内存空间中的任何一个内存单元，这是很危险的。8086这种寻址方式缺乏对内存空间的保护，为了区别于后来的“保护模式”，就称为“实地址模式”。
显然，在“实地址模式”是无法构筑现代的操作系统的。
到了386时代，数据总线和地址总线都扩展到32位了，可以寻址4GB的内存空间了。按照我们的想法，intel该重新来过，可以摒弃段式内存管理了。但是为了兼容，依然采用段式内存管理。并且需要在段式内存管理的基础实现保护模式，即对内存空间的保护。为了对内存空间进行保护，这样几项工作必须要做：
1、由段寄存器“确定”的基址不要透漏给用户，即用户无从读取段基址
2、修改段基址的指令必须是特权指令
3、每个段上必须加权限控制，权限不够，不许对内存进行访问
有了这3个要求，286时代的“根据段寄存器确定段基址”方法已经行不通了，我们需要的不仅仅是基址，还需要访问权限等额外的信息，而且我们不想把具体的基址暴露给用户。
为了解决这些问题，intel引入一个中间结构体，段描述符。并增设了两个寄存器：GDTR(global descriptor talbe register)指向全局段描述符数组（表）；LDTR(localdescriptor table register)执行局部段描述符数组（表）。而6个段寄存器，CS/DS/SS/ES包括后来的FS/GS，其内容不在用作基址，而是用作索引去段描述符数组中查找对应的段描述符。
段描述符占8个字节，其定义以及其中各个标志位的定义如下：
通过段描述符，我们能够得到如下信息：
①段的基址，由B31-B24/B23-B16/B15-B0构成，一共32位，基址可以是4GB空间中任意地址；
②段的长度，由L19-L16/L15-L0构成，一共20位。如果G位为0，表示段的长度单位为字节，则段的最大长度是1M，如果G位为1，表示段的长度单位为4kb，则段的最大长度为1M*4K=4G。假定我们把段的基地址设置为0，而将段的长度设置为4G，这样便构成了一个从0地址开始，覆盖整个4G空间的段。访存指令中给出的“逻辑地址”，就是放到地址总线上的“物理地址”，intel称其为flat地址即平面地址，linux内核采用的就是平面地址。
③段的类型，代码段还是数据段，可读还是可写
描述符表存储在由操作系统维护着的特殊数据结构中，并且由处理器的内存管理硬件来引用。这些特殊结构应该保存在仅由操作系统软件访问的受保护的内存区域中，以防止应用程序修改其中的地址转换信息。同时，为了避免每次访问内存时都通过段寄存器去查表、去读和解码一个段描述符，每次更改段寄存器的内容时，CPU将段寄存器指向的段描述符中的段基址、长度以及访问控制信息等加载到CPU中的“影子结构”中缓存起来。后续对该段的访问控制都通过“影子结构体”来进行。
但是如果可以修改GDTR和LDTR的内容呢？我们不就可以随便指定GDTR到我们自己伪造的段描述数组从而掌控程序吗？为了解决这个问题，intel将访问这两个寄存器的专门指令设为特权指令（LGDT/LLDT,SGDT/SLDT），这些指令只有当CPU处于系统状态（即在操作系统内核中）才能使用，用户空间无法访问寄存器的内容。
这样一来，工作1-2就完成了。
16位段寄存器中的内容，称之为段选择符，除了高13位用作段描述符数组的索引外（因此理论上段描述符数组最多可以8192个元素），低3位有其他的用途，如下所示：
由于有两个描述符数组，所以TI（Table Index）位用来确定从哪个数组中索引。
在前面的段描述符结构中，我们看到了特权级别字段（DPL，段描述符中），为什么还需要在这里设置一个特权字段(RPL，段选择符中)呢？
intel的CPU有四种特权级别，0级最高，3级最低。每条指令都有其适用级别，如前述的LGDT指令要求0级特权，通常用户的应用程序都是3级。linux中对CPU特权进行了简化，只区分用户级别和系统级别，分别对应3级和0级，这是后话。一般应用程序的当前级别由其代码段的局部段描述符（即段寄存器CS索引LDTR指向的局部描述符项）中的dpl(descriptor privilege level)决定，当然，每个段描述符的dpl都是在0级状态下由内核设定的。而全局段描述符中的dpl有所不同，它表示所需的级别。段选择符中的rpl也表示请求级别。这样，当我们需要改变某个段寄存器（比如数据段DS）中的内容（段选择符）来访问一款新段空间时，CPU要做权限检查：
①当前程序有权访问新的段吗？比较当前程序的当前级别与新段描述符中的dpl
②新的段选择符有权访索引新的段吗？比较新的段选择符中的rpl与新段描述符的dpl。
当然，具体的权限检查比这要复杂，设计到段描述符中C位的取值，详情情况请参考其他资料。
至此，工作1-3都完成了，保护模式已经建立了，我们来看看当访存指令给出“逻辑地址”时，CPU如何将其转换为“物理地址”送往地址总线：
①根据指令性质确定该使用哪个段寄存器，如跳转指令则目标地址在代码段CS，取数据的指令目标地址在数据段；
②根据段寄存器的内容找到对应的段描述符。其实这一步不用找，前面介绍过了，段寄存器对应的段描述符已经在CPU的“影子结构”中了。
③从段描述符中获得基址
④将指令中的“逻辑地址”与段的长度比较，确定是否越界
⑤根据指令的性质和段描述符中的访问权限确定是否越权
⑥将指令中的“逻辑地址”作为位移，与基地址相加得到实际的“物理地址”