閱讀此文，先熟悉x86體系早期的實模式下的內存分段的地址映射。
正是由於在實模式下直接對物理內存進行讀寫，非常不安全，所以誕生了新的內存分段的映射方式，其目的就是對物理內存進行保護，而對內存進行保護需要注意的是一下三點：
1.內存的起始地址。
2.內存的長度。
3.內存的權限信息。
此時CPU的架構已經來到了32位，尋址能力達到了2^32=4G。此前的分段地址映射的模式已經不再適用，但是Intel x86的CPU爲了能夠保證整個體系向前兼容的能力，所以它並不能刪除80386之前已有的CPU內部寄存器，如段寄存器CS,DS,SS。它的解決辦法是對已有的段寄存器做出新的定義。
保護模式下內存分段的地址映射的模式：段描述符+段表。
其中段表是由段表項組成的，那麼有多少個段表項？，段表項具體描述了什麼信息？，每個段表項有多大字節？，段表的起始地址在哪裏存放？，帶着這些個問題，接下來一一分析。
(1)對段寄存器的重新定義，即段描述符：
從上圖可以看到段表的下標的最大值爲2^13=8192個，但是由於Linux內核使用了12個，那麼剩餘了8180個段表項可以被使用。
(2)因爲8086中的段寄存器已經被重新定義，所以80386擴充了新的寄存器LDTR,GDTR寄存器，用於存放段表的起始地址。
(3)段表項是如何定義的？接下來看段表項描述符:
可以看到段表項大小爲64位，即8字節大小。其中地址信息佔用32位，描述段長度信息佔用20，2^20=1M，但是具體能夠描述多大的段，它的單位是由G位來決定的，G=0表示描述的單位是字節，即描述段大小位1MB。G=1表述描述的單位是一個頁面4KB,此時1M*4KB=4GB，剛剛是32位下整個尋址空間大小。
x86保護模式下內存分段和內存分頁的地址映射的工作流程：
1.通過段寄存右移三位，獲得在段表中的下標。
2.根據段寄存的TI判斷使用GTRD或LDTR。
3.從LDTR或GTRD中拿到段描述符表的起始地址。
4.如TI=0使用GDT, GDTR[CS>>3].BaseAddress + IP(需要與length做比較，方式越界) = 線性地址，由於此處沒有分頁的機制，線性地址就是物理地址。可以直接進行訪問了。