1、实模式、保护模式
CPU启动时有两种模式，分别是:实模式 和 保护模式
实模式：不能使用多线程。不能实现权限分级。还不能访问20位以上地址线,也就是说只能访问1M内存(!!!)
地址转换公式是：物理地址 = 线性地址 = 段地址*16 + 段偏移
保护模式：操作系统(system模块中的head.s程序)接管CPU后，会使CPU进入保护模式.
包括CPU权限分级. 多任务，内存分页等各种功能。
2、地址转换步骤
地址转换：查全GDT--> 查LDT --> 找到段(确定段基址) --> 确定线性地址 = 段基址 + 偏移 --> 物理地址 = 线性地址 + 分页
段寄存器中存放的不再是被寻址段的基地址，而是一个段描述符表中某一描述符项在表中的索引值。
全局段描述符表： 线性地址空间上一个数组。每个结构单元代表一个“段” 一“段”的含义: 段基地址 (BASE)和大小(LIMIT)，它们会参与到逻辑地址的转换过程。
局部段描述符表: 通常每个任务使用一个LDT表。作为对GDT表的扩充。
(在Linux中，4个最主要的段描述符-
用户态代码段/用户态数据段/内核态代码段/内核态数据段
都被设置成 BASE=0x0000000, LIMIT=0xffffffff)
3、GDT,LDT
（1）全局描述符表GDT（Global Descriptor Table）在整个系统中，全局描述符表GDT只有一张(一个处理器对应一个GDT)，GDT可以被放在内存的任何位置，但CPU必须知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，Intel的设计者门提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址，程序员将GDT设定在内存中某个位置之后，可以通过LGDT指令将GDT的入口地址装入此寄存器，从此以后，CPU就根据此寄存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。GDTR中存放的是GDT在内存中的基地址和其表长界限。
（2）段选择子（Selector）由GDTR访问全局描述符表（GDT）是通过“段选择子”（实模式下的段寄存器（我个人理解的CS寄存器））来完成的，如图三①步。段选择子是一个16位的寄存器（同实模式下的段寄存器相同）如图四
段选择子包括三部分：描述符索引（index）、TI、请求特权级（RPL）。他的index（描述符索引）部分表示所需要的段的描述符 在描述符表的位置（我的理解是根据这个CS寄存器里面的index去GDT或LDT中找对应的段），由这个位置再根据在GDTR中存储的描述符表基址就可以找到相应的描述符（如图三①步）。然后用描述符表中的段基址加上逻辑地址（SEL:OFFSET）的OFFSET就可以转换成线性地址（如图三②步），段选择子中的TI值只有一位0或1，0代表选择子是在GDT选择，1代表选择子是在LDT选择。请求特权级（RPL）则代表选择子的特权级，共有4个特权级（0级、1级、2级、3级）。
关于特权级的说明：任务中的每一个段都有一个特定的级别。每当一个程序试图访问某一个段时，就将该程序所拥有的特权级与要访问的特权级进行比较，以决定能否访问该段。系统约定，CPU只能访问同一特权级或级别较低特权级的段。
例如给出逻辑地址：21h:12345678h转换为线性地址 a. 选择子SEL=21h=0000000000100 0 01b 他代表的意思是：选择子的index=4即100b选择GDT中的第4个描述符；TI=0代表选择子是在GDT选择；左后的01b代表特权级RPL=1 b. OFFSET=12345678h若此时GDT第四个描述符中描述的段基址（Base）为11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h
3）局部描述符表LDT（Local Descriptor Table）局部描述符表可以有若干张，每个任务可以有一张。我们可以这样理解GDT和LDT：GDT为一级描述符表，LDT为二级描述符表。如图
LDT和GDT从本质上说是相同的，只是LDT嵌套在GDT之中。LDTR记录局部描述符表的起始位置，与GDTR不同LDTR的内容是一个段选择子。由于LDT本身同样是一段内存，也是一个段，所以它也有个描述符描述它，这个描述符就存储在GDT中，对应这个表述符也会有一个选择子，LDTR装载的就是这样一个选择子。LDTR可以在程序中随时改变，通过使用lldt指令。如上图，如果装载的是Selector 2则LDTR指向的是表LDT2。
举个例子：如果我们想在表LDT2中选择第三个描述符所描述的段的地址12345678h。
1. 首先需要装载LDTR使它指向LDT2 使用指令lldt将Select2装载到LDTR
2. 通过逻辑地址（SEL:OFFSET）访问时SEL的index=3代表选择第三个描述符；TI=1代表选择子是在LDT选择，此时LDTR指向的是LDT2,所以是在LDT2中选择，此时的SEL值为1Ch(二进制为11 1 00b)。OFFSET=12345678h。逻辑地址为1C:12345678h
3. 由SEL选择出描述符，由描述符中的基址（Base）加上OFFSET可得到线性地址，例如基址是11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h
4. 此时若再想访问LDT1中的第三个描述符，只要使用lldt指令将选择子Selector 1装入再执行2、3两步就可以了（因为此时LDTR又指向了LDT1） 由于每个进程都有自己的一套程序段、数据段、堆栈段，有了局部描述符表则可以将每个进程的程序段、数据段、堆栈段封装在一起，只要改变LDTR就可以实现对不同进程的段进行访问。
http://blog.csdn.net/lianxi1999/article/details/1799298
1.因为CPU使用的
logical addr
。为了使CPU能正常工作，我们需要提供给它的各种寄存器以
logical addr。 2. 维护多进程切换信息。
A.gdtr寄存器指向GDT在内存中的首地址。用CS,DS中的内容做为segment selector。 B.CS前13位作为index,最低2位用来判断CPU是运行在0级还是3级（DPL），剩下那位指明访问GDT还是LDT。 GDT/LDT的表项里有DPL, CPU访问它时要对比CS最低两位和GDT表项中的DPL，通过了检查才可以继续访问. C.TSS(状态段)是一个特殊的段。进程切换前把CPU寄存器压栈入内
保护模式下的段寄存器 由 16位的选择器 与 64位的段描述符寄存器 构成
段描述符寄存器： 存储段描述符 选择器：存储段描述符的索引
PS：原先实模式下的各个段寄存器作为保护模式下的段选择器，80486中有6个(即CS,SS,DS,ES,FS,GS)80位的段寄存器，同时提供6个段左右机器当前运行的地址空间。由选择器CS对应表示的段仍为代码段，选择器SS对应表示的段仍为堆栈段
（
-----------------------------------------------我是分割线------------------------
段描述符：
P,present位,1表示所描述的段存在(有效),为0表示所描述的段无效,使用该描述符会引起异常 DPL,Descriptor privilege,描述符特权级别,说明所描述段的特权级别 DT,描述符类型位,1说明当前描述符为存储段描述符,0为系统描述符或门描述符. TYPE: 位0:A(accessed)位,表明描述符是否已被访问;把选择子装入段寄存器时,该位被标记为1 位3:E(EXECUTABLE?)位,0说明所描述段为数据段;1为可执行段(代码段) 当为数据段时, 位1为W位,说明该数据段是否可写(0只读,1可写) 位2为ED位,说明该段的扩展方向(0向高位扩展,1向低位扩展) 当为可执行段是, 位1为R位,说明该执行段是否可读(0只执行,1可读) 位2为C位,0说明该段不是一致码段(普通代码段),1为一致码段 G为粒度位,0说明LIMIT粒度为字节,1为4K字节. D位: 1.在可执行段中,D为1,表示使用32位地址,32/8位操作数;为0表示使用16位地址,16/8位操作数 2.在由SS寻址的段描述符(堆栈段?)中,D为1表示隐含操作(如PUSH/POP)使用ESP为堆栈指针,/ 为0使用SP(隐含操作:未明确定义段属性类型USE16/USE32?66H,67H?) 3.在向低扩展的存储段中,D为1,表示段的上限为4G;为0上限为64K 存储段描述符的结构表示: 
分段管理可以把虚拟地址转换成线性地址，而分页管理可以进一步将线性地址转换成物理地址。当CR0中的PG位置1时，启动分页管理功能，为0时，这禁止启动分页管理功能，并且把线性地址作物理地址使用。
虚拟地址转为线性地址：
线性地址= 段基指 + 偏移地址
32位线性地址转为物理地址： 32位分为: 页目录索引：占最高10位，指示页目录表中第几个页表描述符 页表索引：占12位到21位，也是10位。指示这页表中第几个页描述符 页描述符：线性地址的低12位为页内偏移量。
