引言
在8086/8088时代，CPU只有实模式这一种运行模式，本来16位的CPU只有2^16=64KB的寻址能力，但是通过20个地址总线以及”段：偏移”这样的处理，使其达到2^20=1MB的寻址能力.在实模式下，操作系统对于程序能够访问的地址没有任何限制，所以任意程序可以访问甚至修改任意地址的变量，显然这样容易发生严重的错误。
到了80386时代，CPU具有32位寄存器，使其寻址能力达到2^32=4GB。为了更灵活地进行存储管理，并且对程序能够访问的物理地址进行限制，Intel引入了使用至今的保护模式.
到了现在，计算机在刚启动时，运行在实模式下，启动到加载操作系统内核后就进入保护模式。保护模式有一些新的特色，用来增加多工和系统稳定度，比如内存保护，分页系统，以及硬件支持的虚拟内存等。大部分现今基于x86架构的操作系统都在保护模式下运行，包括Linux,FreeBSD以及Windows系统。
实际上，到了80386时代，CPU有了四种运行模式，即实模式、保护模式、虚拟8086模式和SMM模式。本文只研究保护模式。
1.保护模式下的寄存器
在保护模式里80386扩展了8086的寄存器，原先的AX,BX,CX,DX,SI,DI,SP,BP从16位扩展到了32位，并改名为EAX,EBX,ECX,EDX,ESI,EDI,ESP,EBP,其中E就是Extend的意思。当然，保留了原先的16位寄存器的使用习惯，就像在8086下能用AH和AL访问AX的高低部分一样，不过EAX的低位部分能使用AX直接访问，高位却没有直接的访问方法，只能通过数据右移16位之后再访问。另外，CS,DS,ES,SS这几个16位段寄存器保留，并增加FS,GS两个段寄存器。另外还有其它很多新增加的寄存器，到后面我们会提到。
2.保护模式下的内存分段
我们知道，实模式下逻辑地址是由段值和段内偏移两部分组成。而在保护模式下，考虑到各种界限、属性、权限等信息，对一个内存段的描述需要8个字节，我们将其称为段描述符(Segment Descriptor).段描述符分为数据段描述符，指令段描述符和系统段描述符这3种。
下面是一个段描述符的结构：
从上图可以看到，段描述符所要表达的信息非常丰富，远不是32位段寄存器就能表示的，其主要由以下几部分组成：
1)段基地址：用32位表示，可以从32位线性地址空间中的任何一个字节开始，不用像8086的13位表示那样必须被16整除；
2)段界限：用20位表示，规定了段的大小；
3)段属性如下
G:段界限的粒度，G=0表示段界限以1字节为单位，20位的段界限可表示1B到1M;G=1表示段界限以4K为单位，20位的段界限范围为4K-4G;
DPL:描述符的特权级，用于特权检查以决定该段能否进行访问；
DT:描述符的类型。DT=1表示当前是存储段的描述符，即程序可直接访问的代码和数据段；DT=0表示当前是系统段或门的描述符；
TYPE:由四位组成，在数据段和代码段中的位2和位1的含义有所不同。分别表示为数据段还是代码段(E),是否一致代码段(C)或者数据段向低还是高扩展(ED),数据段是否可写(W)或代码段是否可读(R)、是否已被访问(A).
3.段描述符表
显然，寄存器不足以存放所有内存段的描述符集合，所以这些描述符的集合(称为描述符表)被放置在内存里了。常用的描述符表有全局描述符表(Global Descriptor Table,GDT),局部描述符表(Local Descriptor Table,LDT),中断描述符表(Interrupt Descriptor Table,IDT),其中最重要的就是GDT,它为整个软硬件系统服务。
由于GDT不能由GDT本身之内的段描述符进行描述，所以CPU使用一个专门的48位寄存器GDTR来保存GDT的信息，GDTR的48位分配图如下所示：
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┃ 32位基地址 16位界限
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显然，0-15位表示GDT的边界位置，16-47位存放的是GDT的基地址。既然用16位表示表的长度，由于2^16=65536，除以每一个描述符的8字节，显然最多能创建8192个描述符。
4.如何进入保护模式
前面说过，计算机刚启动时进入实模式，在加载操作系统内核之后进入保护模式，那到底是如何进入的呢？实际上很简单，在80386CPU的内部有5个32位的控制寄存器(Control Register,CR),分别是CR0-CR3,以及CR8。这些控制寄存器用来表示CPU的一些状态，其中的CR0寄存器的PE位(Protection Enable,保护模式允许位),0号位，就表示了CPU的运行状态，如果它为0代表实模式，为1则代表保护模式。通过修改这个位就可以立即改变CPU的工作模式。
一旦CR0的PE位被修改，CPU就立即按照保护模式去建起了，所以这就要求我们必须在进入保护模式之前就在内存里放置好GDT，并且设置好GDTR寄存器。
5.段选择子
前面讲到在保护模式下，段描述符替代了段值。但是一个段描述符有8个字节长，32位的段寄存器放不下，怎么办？
答案就是在段寄存器里放段描述符在GDT或LDT中的索引，这也就是段选择子(Selector).就像寄存器放不下一整个数组或对象，我们就用寄存器保存指向它们的指针是一个道理。
也就是说，在保护模式下，段寄存器(如CS)不再直接保存段基地址，但它也放不下一整个段描述符，所以我们用它保存段选择子，通过段选择子间接定位到段基地址。下面是段选择子的结构：
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┃15┃14┃13┃12┃11┃10┃ 9┃ 8┃ 7┃ 6┃ 5┃ 4┃ 3┃ 2┃ 1┃ 0┃
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┃ 描述符索引 ┃TI┃ RPL ┃
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RPL(Requested Privilege Level): 请求特权级，用于特权检查。
TI(Table Indicator): 引用描述符表指示位
TI=0 指示从全局描述符表GDT中读取描述符；
TI=1 指示从局部描述符表LDT中读取描述符。
从上图中可以看到，段选择子由三部分构成：
1)段描述符索引：段选择子的高13位是段描述符索引，也就是段对应的描述符在描述符表中的序号。索引只有13位也是段描述符表最多只能包含8096个描述符的原因；
2)TI:第二位是段描述符表的指示位(Table Indicator),TI=0表示从GDT中读取描述符；TI=1表示从LDT中读取；
3)RPL:最低两位是讲求特权级(Requested Privilege Level)，用于特权检查。
要注意的是段选择子仍然是保存在16位的段寄存器(如CS,DS)里。
综上，在保护模式下，段寄存器中的段基地址加上偏移量就可以得到相应的物理地址。
地址合成示意图如下：
6.GDT的实现
1)首先是结构体的定义
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2)GDT的注册，代码如下：
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为什么是5段？因为分别要对应内核段，代码段，数据段以及用户模式下的代码段，数据段，另外，开头的空描述符是Intel文档规定。
gdt_flush（…）是用汇编写的，如下所示：
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7.进入保护模式的详细过程及代码实现
进入保护模式主要分为以下五步：
1).准备GDT:准备好要跳转到的段描述符的段基地址，即LABEL_DESC_CODE32的基地址，初始时是0.我们模拟BIU,通过(CS<<4)+LABEL_SEG_CODE32计算出LABEL_SEG_CODE32代码段的真实物理，并将此物理地址拆分保存到LABEL_SEG_CODE32段描述符的基地址，其中AX和AL两行代码会保存到第2-4字节的段基址1，AH一行代码会保存到第7字节的段基址2；
2).设置GDTR:同时，通过(CS<<4)+LABEL_GDT计算出GDT表基地址的真实物理地址，并将其保存到GdtPtr数据结构的高32位。注意GdtPtr与GDTR的结构是完全一致的，所以最后用LGDT指令将GdtPtr的值加载到GDTR中；
3).打开A20:为了兼容8086,A20地址线关闭时地址超过1MB时会被回卷，所以必须打开A20来激活32位的寻址能力；
4).设置CR0的PE位：寄存器CR0的第0位是PE位，此位为0时CPU运行于实模式，为1时运行于保护模式；
5).跳转进入：现在可以通过选择子跳转了，因为这段代码位于16位的Section，所以要用jmp dword保证偏移量不会被截断。
下面的汇编代码来自于渊的<
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