最初接触GDT时，一直觉得这个设计很尴尬，为什么一定非要访问一块在内存中的表来确定段地址呢？这个过程要比实模式下简洁的基址加偏移复杂得多，这个开销有必要么？还有实模式和保护模式为什么这么叫？ 从历史的角度看问题。

8088

8088有1M的地址空间，访存没有虚存映射的过程，完全是对物理地址的访问（00000~FFFFF）。20位的地址涉及到两个寄存器，selector和offset，通常是[selector:offset]的形式，如[f000:fff0]。实际地址的计算规则是selector左移4位加上offset，即

selector≪4+offset

从8088身上可以看到处理器天地初开之时设计者的想法，遇到问题在所难免：

1. 段大小受限：16位的offset决定了一个段最大只能是64K，大于这个最大值的段就必须要分成两个部分。当执行到下一个段时，CS的值也要变。数据段大于64K也会面临这样尴尬的问题。
2. 不能保证地址隔离：每个地址并没有对应一个统一的分段地址。比如04808可以被047C:0048，047D:0038，047E:0028，047B:0058等访问到。这导致了本段的数据可以被其它段访问到，本段也可以去偷瞄其它段的数据和代码。不进行地址隔离容易引起的最基本的问题是，数据段不能访问代码段（代码段只读不可写）。在这种非一一对应的模式下，很容易出现地址越界的情况，比如数据段可以对代码段进行修改，这让一些粗心的程序员会犯下不可预知的错误，也会使得一些恶意的程序员强行修改其它程序的段。
3. 程序运行时的地址不确定：程序每次要装入系统运行时，都需要给它分配一块空闲的内存区域。因为分配给程序的内存区域是不确定的，需要对访问数据和代码跳转时遇到的对绝对地址的访问进行重定位。

总而言之，8088模式下，段太小，不隔离，运行时地址不确定。

80286

对程序员而言，他们期望看到的是逻辑地址空间（基地址从0开始的一片存储区域），至于程序装入系统运行时进行的地址他们是不关心的。8086时期，OS的一个重要工作是将这些段进行重定位。为何不在一开始就定义好这些重定位信息，让硬件来做这个事情呢？

286要保证地址隔离，那么怎么个隔离法呢？

对每个段设定其大小和特定的权限，CPU在进行地址访问时，判断地址是否在允许范围内，判断当前程序是否有权访问（比如用户程序就不能访问内核数据结构）。这样一来，每个段除了自身的基地址，还需要定义其地址范围，特权级等属性，这样的数据结构称之为描述符（Descriptor）。

每个段对应一个描述符，对该段进行访问，CPU会自动根据地址判断其合理性（是否在界限以内，是否符合权限），并计算出对应的线性地址。

好了，又引出了一个概念，线性地址空间。为什么要这么叫呢？从字面上理解，最直观的感受是该地址空间是一维的。程序员希望看到的是不同的段，和段内的地址，这是个二维空间。286提出的分段机制，就是将二维的空间映射成一维的空间。而这个映射过程，最好是由CPU硬件自动完成。那么，了解了why和what之后，问题到了how。

如何由分段的地址空间映射到线性的地址空间呢？

回答这个问题之前，先提出几个子问题： 为什么要存在GDT？为什么要有从selector到descriptor的映射机制？ 从程序员的视角上看，虚拟地址空间是不同的段。段和段之间怎么区分呢？编号，那么就需要用到selector来索引每个段对应的descriptor。Descriptor保存在哪里呢？CPU里？代价太高了，存在内存中吧。那么就有了在内存中的描述符表。

接下来看看selector，descriptor，GDT是什么样子吧。

这里比较巧妙的一点是，descriptor大小为64bit，8个字节，索引每个descriptor索引号的低三位是没用的。正好把低三位利用起来，T1标示是GDT还是LDT，RPL标示特权级。把这两个标志位放在selector中而不是descriptor里，应该是为了保证效率吧。这两项CPU希望在访问selector的时候就看到，而不是要进行一系列复杂机制访问到descriptor才能得到。

GDT是存于内存中的，CPU需要一个寄存器来指明GDT的位置和大小，即GDTR。

有了分段机制后，CPU访问段内数据的过程是：

1. 由selector得到descriptor：没有优化的情况是，CPU先访问GDTR，由GDTR + selector得到对应的descriptor，这个过程肯定不会在每次访存时都发生，CPU内部应该有对应当前段的descriptor的一份缓存；
2. 由descriptor中定义的机制加上段内偏移得到线性地址；

实模式切换到保护模式的过程：

1. load GDT：把GDT地址赋给GDTR；
2. 控制寄存器置位；
3. 跳到下一条指令：段间跳转，改变selector寄存器（CS）的值，将流水线清空；

行文至此，我们回顾一下保护模式的命名。命名的缘由是，286提供了段间的保护机制，防止程序间胡乱访问地址带来的问题。为了与8088兼容并以示区别，286以后的工作模式成为保护模式，8088成为实模式。

80386

386体系结构的两点重大变化：

1. 32位架构，每个段拥有4G的逻辑地址空间；
2. 在分段机制的基础上，采取了更细粒度的分页，来适应当年计算机的发展，提高物理内存利用率；

和286的主要区别是，286整个段都在物理内存中，386可以做到一部分在物理内存，而目前用不到的页，放在外存里。

大多OS利用分页机制，为每个进程分配了一张页目录，即4G的地址空间，系统内核一般都在高地址，这部分对应的物理页都是一致的。引入了内核态和用户态的切换，保护kernel不受用户程序的影响。同时用户进程都有各自的页表，从映射关系上保证不同进程之间的隔离。实现了更好的“保护”。

如今x86架构的OS，大都都把分段视为是兼容性的考虑（类似于对实模式的处理），在系统初始化阶段象征性地初始化GDT，之后的运行就没分段啥事儿了。地址空间的保护模型都来自分页，像ARM体系结构就不支持分段，仅靠MMU进行保护。

所以，实模式&分段都是历史问题了。