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在实模式下，地址总线宽度是20位，但是寄存器大小只有16位，寄存器的位数小于总线宽度，访问物理地址的寻址方式为“段基址:段偏移”，段基址由段寄存器提供。在保护模式下，地址总线是32位，通用寄存器也变成32位。这就意味着段基址寄存器已经失去了作用，因为寄存器的位数足够存储一个完整的地址。但实际上，保护模式并没有直接放弃段寄存器，而是沿用了实模式下的16位段寄存器，只不过其中存的不再是段基址，而是被称为段选择子（Selector）的东西。
相比于8086芯片，i386中多了一个名为GDT（Global Descriptor Table，全局描述符表）的结构。它实际上就是内存中的一个数组，其中的每一项都是一个全局描述符。全局描述符中详细定义了段的起始地址、界限、段的属性等内容。而16位的段寄存器中存储的就是GDT这个数组的下标，也就是说在保护模式下，段寄存器变成了全局描述符的索引，这个索引也被称为段选择子。
段选择子的结构如图2-1所示。它的低两位代表选择子自己的RPL（Request Privelege Level，请求特权级），特权级的相关知识会在后面的章节专门加以介绍，这里只需要知道它的作用是控制访问权限。选择子从低位数第2个位是TI，它会当前选择子对应的描述符表是全局的还是局部的。在创建进程的时候，操作系统才会遇到局部描述符表，这里先不用深入了解它。
图2-1 段选择子的结构
在实模式下段寄存器只起到了段基址的作用，对于段的各种属性并没有加以定义，任何指令都可以对代码段进行随意更改。但是保护模式使用了GDT来记录段基址信息，描述符中除了记录段基址之外，还记录了段的长度，以及定义了一些与段相关的属性。段描述符共占据8个字节，64位，它的结构如图2-2所示。
图2-2 段描述符的结构
段描述符中的段基址（即图中的Base）分成了两段，占据了2、3、4、7这4个字节，共32位。段界限值（Limit）也分成了两段，共20位。下面，结合图2-2，再详细介绍段描述符的各个属性位。
1）P位：指示了段在内存中是否存在：1表示段在内存中存在；0则表示不存在。
2）DPL：占据两个位，代表了描述符的特权级。Intel规定了CPU工作的4个特权级，分别是0、1、2、3，数字越小，权限越高。以Linux为例，Linux只使用了0和3两个特权级，并且规定0是内核态，3是用户态。后面的章节将会详细介绍特权级，这里先不展开论述。
3）S位：其值为1时代表该描述符对应的段是数据段或者代码段，值为0时代表该段是系统段或者门描述符。
4）TYPE：定义描述符类型。具体的类型如表2-1所示。
5）G位：代表段界限粒度（Granularity），值为0时粒度为1B（字节），值为1时粒度为4KB。在段描述符中，段界限共20位，当粒度为4KB时，段界限的最大值为4GB。这是i386 CPU上可以支持的最大段长度。
6）AVL位：保留位，可供系统软件使用。
7）D/B位：这一位又分三种情况。
在可执行代码段描述符中，这一位称为D位。其值为1时，默认情况下指令使用32位地址及32位或8位操作数。值为0时，默认情况下使用16位地址及16位或者8位操作数。
在向下扩展数据段的描述符中，这一位叫作B位。其值为1时，段的上部界限为4GB。其值为0时，段的上部界限为64KB。
在堆栈段描述符中，即由ss寄存器指向的段，这一位叫B位。其值为1时，隐式的栈访问指令（例如push、pop）使用32位栈指针寄存器esp。其值为0时，隐式的栈访问指令使用16位栈指针寄存器sp。
表2-1 描述符类型
表2-1中出现的一致代码段、TSS、中断门、调用门等专用名词，在当前阶段还用不到。本书的目标是构建操作系统内核，而不是全面地介绍CPU的工作原理。所以，读者只需要掌握与操作系统相关的机制即可，这里就先不介绍了，等用到的时候再详细研究。
实际上，Linux内核并没有使用CPU的全部机制，也能实现全面强大的功能，甚至有些机制的实现比硬件实现得更好。这一点，大家在学习操作系统源码的时候是要加以注意的。
GDT的本质是内存中的一个数组，它的表项是全局描述符，全局描述符是由操作系统设置，供CPU使用的一个结构。理论上，它可以放在内存中的任意位置，只需要将它的起始地址告诉CPU即可。这就是GDTR（Global Descriptor Table Register，全局描述符表寄存器）的作用。
操作系统设置完GDT以后，要使用一条特殊的指令将GDT的起始地址加载进GDTR。CPU在处理一个逻辑地址cs:offset的时候，就会将GDTR中的基址加上cs中的下标值来得到一个段描述符，再从这个段描述符中取出段基址，最后将段基址与偏移值相加，这样就可以得到线性地址了。在保护模式下，CPU将逻辑地址转换成线性地址的过程如图2-3所示。
线性地址是虚拟地址，它的取值范围是从0～4GB，CPU还不能直接通过线性地址访问物理内存，还需要再通过页表将线性地址转换成物理地址。
在开始介绍页表之前，我们对段式管理的特点做一点总结。段式管理会按功能把内存空间分割成不同段，有代码段、数据段、只读数据段、堆栈段等，为不同的段赋予了不同的读写权限和特权级。通过段式管理，操作系统可以进一步区分内核数据段、内核代码段、用户态数据段、用户态代码段等，为系统提供了更好的安全性。
图2-3 逻辑地址转换成线性地址
但是段的长度往往是不能固定的，例如在不同的应用程序中，代码段的长度各不相同。如果以段为单位进行内存的分配和回收的话，数据结构非常难于设计，而且难免会造成各种内存空间的浪费。页式管理则不按照功能区分，而是按照固定大小将内存分割成很多大小相同的页面，不管是存放数据，还是存放代码，都要先分配一个页，再将内容存进页里。
页式管理的优点是大小固定，分配回收都比较容易。而且段式管理所能提供的安全性，在现代CPU上也可以由页表项中的属性替代实现，所以现在段式管理已经变得越来越不重要了。像64位Linux系统，它把所有段的基地址都设成了从0开始，段长度都设置为最大。这样，段式管理的重要性就大大下降了。