一、認識保護模式
1 保護模式，(Protected Mode，或有時簡寫爲 pmode) 是一種 80286 系列和之後的 x86 兼容 CPU 操作模式。保護模式有一些新的特色，設計用來增強 多工 和系統穩定度，像是 內存保護，分頁 系統，以及硬件支援的 虛擬內存。
2 運行環境
由於引導扇區的大小隻有512字節，如果程序寫的大於512字節，則將程序寫到引導扇區的方法就不可行了。解決此問題的方法有兩個：一個是自己寫一個引導扇區，用來讀取自己所寫的程序並運行他，難度較大；二是藉助別的東西，如DOS，可以把所寫的程序編譯成COM文件，然後由DOS來執行它。
使用DOS的操作步驟如下：
a 到Bochs官方網站下載一個FreeDos，解壓後將其中的a.img複製到工作目錄中，並改名爲freedos.img，下載鏈接：BOCHS_FreeDos
b 用bximage生成一個軟盤映像，起名爲pm.img
c 修改bochsrc文件， floppya: 1_44=freedos.img,status=inserted
floppyb: 1_44=pm.img,status=inserted
d 啓動Bochs，啓動完畢後格式化B：盤；命令format B：
e 將所要編譯的代碼的入口地址改爲0100h 命令爲nasm pttest1. asm -o pttest1.com
f 將pttest1.com複製到虛擬軟盤pm.img上，命令爲：
sudo mount -o loop pm.img /media/floppy
sudo cp pmtest1.com /media/floppy
umount /media/floppy {卸載軟盤}
g 在Freeos中，執行相應的命令：pttest1.com
就應該跑起來了。
3 進入保護模式的步驟
a .準備GDT
b .用lgdt加載gdtr
c .打開A20
d .置cr0的PE位
e .跳轉，進入保護模式
4 保護模式其他信息
爲什麼要有GDT？Real Mode下的編程模型： 在Real Mode下，我們對一個內存地址的訪問是通過Segment:Offset的方式來進行的，其中Segment是一個段的Base Address，一個Segment的最大長度是64 KB，這是16-bit系統所能表示的最大長度。而Offset則是相對於此Segment
Base Address的偏移量。Base Address+Offset就是一個內存絕對地址。由此，我們可以看出，一個段具備兩個因素：Base Address和Limit（段的最大長度），而對一個內存地址的訪問，則是需要指出：使用哪個段以及相對於這個段Base Address的Offset，這個Offset應該小於此段的Limit。當然對於16-bit系統，Limit不要指定，默認爲最大長度64KB，而 16-bit的Offset也永遠不可能大於此Limit。在實際編程的時候，使用16-bit段寄存器CS（Code
Segment），DS（Data Segment），SS（Stack Segment）來指定Segment，CPU將段積存器中的數值向左偏移4-bit，放到20-bit的地址線上就成爲20-bit的Base Address。
到了Protected Mode，內存的管理模式分爲兩種，段模式和頁模式，其中頁模式也是基於段模式的。也就是說，Protected Mode的內存管理模式事實上是：純段模式和段頁式。進一步說，段模式是必不可少的，而頁模式則是可選的——如果使用頁模式，則是段頁式；否則這是純段模式。 對於段模式來講，訪問一個內存地址仍然使用Segment:Offset的方式，這是很自然的。由於
Protected Mode運行在32-bit系統上，那麼Segment的兩個因素：Base Address和Limit也都是32位的。IA-32允許將一個段的Base Address設爲32-bit所能表示的任何值（Limit則可以被設爲32-bit所能表示的，以2^12爲倍數的任何指），而不象Real Mode下，一個段的Base Address只能是16的倍數（因爲其低4-bit是通過左移運算得來的，只能爲0，從而達到使用16-bit段寄存器表示20-bit
Base Address的目的），而一個段的Limit只能爲固定值64 KB。另外，Protected Mode，顧名思義，又爲段模式提供了保護機制，也就說一個段的描述符需要規定對自身的訪問權限（Access）。所以，在Protected Mode下，對一個段的描述則包括3方面因素：[Base Address, Limit, Access]，它們加在一起被放在一個64-bit長的數據結構中，被稱爲段描述符。這種情況下，如果我們直接通過一個64-bit段描述符來引用一個段的時候，就必須使用一個64-bit長的段積存器裝入這個段描述符。但Intel爲了保持向後兼容，將段積存器仍然規定爲16-bit（儘管每個段積存器事實上有一個64-bit長的不可見部分，但對於程序員來說，段積存器就是16-bit的），很明顯，我們無法通過16-bit長度的段積存器來直接引用64-bit的段描述符。解決的方法就是把這些長度爲64-bit的段描述符放入一個數組中，而將段寄存器中的值作爲下標索引來間接引用（事實上，是將段寄存器中的高13
-bit的內容作爲索引）。這個全局的數組就是GDT。事實上，在GDT中存放的不僅僅是段描述符，還有其它描述符，它們都是64-bit長，我們隨後再討論。 GDT可以被放在內存的任何位置，那麼當程序員通過段寄存器來引用一個段描述符時，CPU必須知道GDT的入口，也就是基地址放在哪裏，所以 Intel的設計者門提供了一個寄存器GDTR用來存放GDT的入口地址，程序員將GDT設定在內存中某個位置之後，可以通過LGDT指令將GDT的入口地址裝入此積存器，從此以後，CPU就根據此積存器中的內容作爲GDT的入口來訪問GDT了。GDT是Protected
Mode所必須的數據結構，也是唯一的——不應該，也不可能有多個。另外，正象它的名字（Global Descriptor Table）所揭示的，它是全局可見的，對任何一個任務而言都是這樣。 除了GDT之外，IA-32還允許程序員構建與GDT類似的數據結構，它們被稱作LDT（Local Descriptor Table），但與GDT不同的是，LDT在系統中可以存在多個，並且從LDT的名字可以得知，LDT不是全局可見的，它們只對引用它們的任務可見，每個任務最多可以擁有一個LDT。另外，每一個LDT自身作爲一個段存在，它們的段描述符被放在GDT中。
IA-32爲LDT的入口地址也提供了一個寄存器LDTR，因爲在任何時刻只能有一個任務在運行，所以LDT寄存器全局也只需要有一個。如果一個任務擁有自身的LDT，那麼當它需要引用自身的LDT時，它需要通過LLDT將其LDT的段描述符裝入此寄存器。LLDT指令與LGDT指令不同的時，LGDT指令的操作數是一個32-bit的內存地址，這個內存地址處存放的是一個32-bit GDT的入口地址，以及16-bit的GDT
Limit。而LLDT指令的操作數是一個16-bit的選擇子，這個選擇子主要內容是：被裝入的LDT的段描述符在GDT中的索引值——這一點和剛纔所討論的通過段積存器引用段的模式是一樣的。