★PART1：進入保護模式
1. 全局描述符表（Global Descriptor Table，GDT）
32位保護模式下，如果要使用一個段，必須先登記，登記的信息包括段的起始地址，段的界限和各種訪問屬性，如果偏移地址超過了段的界限，就會引發異常中斷。和一個段有關的信息需要8個字節來描述，這被稱為段的描述符（Segement Descriptor），每個段都需要一個描述符，為了存放描述符，需要在內存中開辟一段空間。這些描述符集中存放，構成了一個描述符表。
為了跟蹤全局描述符表，處理器內部有一個48位的寄存器，稱為全局描述符寄存器（GDTR）。這個寄存器分為兩個部分，前16位為全局描述表的邊界，后32位為全局描述表的線性基地址。GDT的界限是16位的，所以GDT的最大是216字節，又因為一個描述符是8個字節的，所以最多可以定義8192個描述符。
因為進入保護模式之前，是實模式，實模式只能訪問最多1MB的內存，所以GDT通常都是定義在1MB以下的內存范圍中，允許進入保護模式之后換個地方定義GDT。
因為在進入保護模式之前處理器初始化為實模式，同樣的，主引導程序是在0x0000:0x7c00這個地方加載的，而主引導程序最大也就512字節，所以我們把GDT放在主引導程序之后，也就是0x7e00后面，GDT的界限可以到0x17DFF（64KB最大）。
棧段寄存器SS被初始化為0x0000，棧是向下拓展的，我們可以把SP段定義到0x7c00處，然后向下拓展（要注意大小不能太大，因為BIOS數據區和中斷向量表都在下面）。
描述符不是由用戶程序自己創建的，都是由操作系統創建的，如果用戶程序對段的訪問超過了操作系統所規定的范圍，或者訪問了一個不屬於它的段，那么這些操作都會被處理器阻止。
2. 32位保護模式下GDT每個位置的定義
每個描述符在GDT占8個字節，每個位置及其定義見下圖：
在32位保護模式下，如果未開始頁功能，那么段地址就是物理地址，注意描述符段保存器的段界限和基地址是不連續的（其實是為了兼容80286）。另外需要注意的是，段基地址最好是16字節對齊，雖然80386原則上是可以選取任何位置作為段基地址的，但是如果不進行16字節對齊，那么將會對性能產生很大的影響。因為32位CPU的總線是32位的，所以CPU一次會從內存中讀取32個字節的數據（而且是從地址4倍數的字節開始讀，比如0x00，0x04，0x08….等4倍數地址），然后進行剔除數據不要的部分，然后進行拼合，位移到寄存器里，這個過程是很花費時間的，但這是為了保證傳輸到寄存器里的內容總是正確的。讀取一個字的時候總是可以正確讀到，但是讀取兩個字的時候就可能跨越4倍數的界限，然后CPU必須讀取48位數（花費兩個時鍾周期），才能正確讀取數據。（注意CPU的16字節對齊和編程時候的align16是不一樣的，編程時的align16是直接在內存上組織數據，和CPU讀取數據無關。）
GDT每個位置的意義如下：
G位（Granularity，粒度）：
這個位用於解釋界限的含義，當G=0，段界限是以字節為單位的，這個時候，段的拓展范圍是1B-1MB（段描述符的段界限是20位的）；如果G=1，則段界限是以4KB為單位的，范圍4KB-4GB。
S位（Descriptor Type，描述符類型）:
當S=0，說明這是一個系統段，當S=1，說明這是一個代碼段或者是數據段（棧段是特殊的數據段）。
DPL位（Descriptor Privilege Level，DPL特權級）
32位處理器的DPL位有四種，分別是0,1,2,3（就是特權級0123），不同特權級的程序是相互隔離的，其訪問是嚴格限制的，而且有些處理器指令（特權指令）只能由0特權級的程序來執行。在這里，DPL直的是訪問該段所必須擁有的最低特權級，如果這里的數值是2，那么特權級0,1,2可以訪問這個段，特權級3訪問這個段會被處理器阻止。
P位（Segement Present，存在位）
P位用於描述描述符對應的段是否存在，一般來說，描述符所指示的段都是存在於內存中的，但是，當內存空間緊張的時候，有可能只是建立了描述符，對應的內存空間並不存在，這個時候就應該把P位清零。表示段並不 存在，另外，同樣是在內從空間緊張的情況下，會把很少用到的段換出到硬盤中，騰出空間給當前急需內存的程序使用（當前正在執行的），這時，同樣要把段的描述符P位清零，當再次輪到它執行時，P=1.
P位是處理器負責檢查的，每當通過描述符訪問內存的段中時，如果P位是0，則處理器會產生一個異常中斷，通常，這個中斷處理過程是操作系統提供的。該處理過程的任務是負責將該段從硬盤中換回內存，並將P=1。在多用戶，多任務的系統中，這是一種常用的虛擬內存調度策略。
D/B位（Default Operation Size，默認的操作數大小）
對於代碼段，當D=0表示指令的偏移地址或者操作數是16位的；D=1表示偏移地址或者操作數是32位的.
對於棧段，當D=0，表示使用SP寄存器，棧段上界是0xFFFF；當D=1，表示使用ESP寄存器，棧段上界是0xFFFFFFFF。
L位（64-bit Code Segement）
這個位用於保留給64位處理器使用，當L=0，表示是32位處理器，當L=1，表示是64位處理器。
TYPE位（描述符類別）
X表示是否可執行（eXecutable）。數據段總是不可執行的，X=0，代碼段可執行，X=1。
E是對數據段而言，指示段的擴展方向，E=0表示向上拓展，E=1表示向下拓展。
W段指示讀寫屬性，W=0指示不可寫入，否則會引發處理器異常中斷，W=1表示允許寫入。
對代碼段而言，C表示是否特權級依從（Conforming），C=0表示非依從的代碼段，這樣的代碼段可以和他特權級相同的代碼段調用。或者通過們調用，C=1表示允許從低特權級的程序轉移到該段執行。代碼段總是可以 執行，但是總是不允許被修改（如果要修改代碼段，可以指定一個可以讀寫的數據段指向這個代碼段）。，至於能不能讀出，由R位決定，R=0表示不能讀出，R=1表示可以讀出。（相當於一個ROM）（R位不是指示處理器能 否讀取指令的，而是限制程序和指令的行為，比如使用超越前綴CS：訪問代碼段的內容）。
A位是已訪問位（Assessed），指示這個段最近有沒有被訪問過，在描述符創建后，這個位置應該被置零。之后，每當這個段被訪問的時候，處理器都會將這個位變成1，對這個位清零是操作系統做的，通過定期監視該段 的位置，可以統計出該段的使用頻率，當內存空間緊張的時候，可以不經常用的段退到硬盤上，從而實現虛擬內存管理。
AVL位（Available）
通常由操作系統用，處理器並不會使用它。
3. 安裝存儲器的段描述符並加載到GDTR中
處理器規定，全局描述表的第一個表必須是0，相當於是NULL
在這里，lgdt就是load GDT的簡稱，意圖也很明顯，就是加載GDT的意思，這個指令的操作數是一個48位的內存單位，低16位是GDT的界限，高32位是GDT的線性基地址，這個指令的操作數在16位模式下是16位的，在32位保護模式下是32位的，這個指令在保護模式和16位模式都可以執行。（注意段界限一定是大小-1，不要錯了）。
在初始化狀態下，GDTR的基地址被初始化為0x00000000，界限被初始化為0xFFFF，這個指令不會影響任何標志位。
注意：在進入主引導程序的時候，段寄存器和GDTR的內容和處理器剛加電的時候不再相同。因為BIOS加電自檢程序在執行的時候要進入保護模式，進行相應的測試，這會改變相關段的內容。
4. 關於A20（第21個地址線）開啟問題
8086只有20根地址線，只能訪問1MB的內存，到了80386有32根地址線，這里就會出現一個問題，在8086時代，很多程序都會利用20位地址回繞特性（當物理地址超過0xFFFFF就會回繞到0x00000），而到了80286以后，由於地址線加多了，這個進位不會被丟棄，所以就會引發很多問題。
Intel想了一個方法，他們在80286和80386在A20處使用一個與門控制，並且把這個與門的控制閥門放在鍵盤上，端口號是0x60，向這個端口寫入數據的時候，如果這個第一位是1，那么鍵盤控制器通向與門的輸出就是1，與門的輸出決定於A20是0還是1（在實模式下，只要強制與門的輸出為0，那么實模式的回繞特性將會被保留）。
我們先來看這種老式方法的操作，代碼From: http://hengch.blog.163.com/blog/static/107800672009013104623747/
這種方法非常麻煩，后來到了80486，這個問題被得到簡化。在80486以后，處理器本身就有了A20M#引腳（A20 Mask，A20屏蔽），這個引腳低電平有效。在ICH上，有一個用於兼容老式設備的端口0x92，第7-2位保留，第0位叫做INIT_NOW，用於初始化處理器，當它從0到1過渡的，ICH會使INIT#引腳電平變為低電平有效，並保持至少16個PCI時鍾周期，也就是說，如果向0x92寫入1，那么就會讓處理器復位，導致計算機強制重啟。
當INIT_NOW從0到1，ALT_A20_GATE將會被置為1，這就是說，計算機啟動的時候，第21個根引線是自動啟用的（但是A20#M是僅用於單處理器系統，多核系統一般是不用的）。現在基本都是USB設備了。
快速打開A20的方法，非常簡單。
5. 32位保護模式下的內存訪問
要開啟保護模式，除了加載GDT，打開A20還不夠，我們必須還要對CR0開關進行操作，CR0也是一個處理器內部的控制寄存器（Control Register，RD）。這樣的控制器還有CR1，CR2，CR3等。CR0是一個32位的寄存器，他的第一位（0位）是保護模式允許位（Protection Enable，PE），如果把這個位置為1，那么處理器將會進入保護模式，按保護模式的規則開始運行。在保護模式下，實模式下的中斷向量表不再適用，且我們不能再使用BIOS中斷，這就是為什么我們之前要把中斷關掉的原因。
在8086下，執行到第三行時，處理器先將ds的內容左4位，然后加上偏移地址0xc0，然后再把al的內容寫入，實際寫入的內容的位置是0x200c0。
在32位處理器下的實模式下，首先如果處理器要引用一個段（也就是執行將段地址傳到段寄存器的指令），處理器會自動將段地址左移4位，然后傳到描述符高速緩存器，這以后，就一直使用描述符高速緩存器的內容作為段地址。只要不改變段寄存器DS的內容，以后每次訪問內存都直接使用DS描述符高速緩存器中的內容，在實模式下段寄存器只能傳送16位的邏輯地址。（這個時候處理器不會把他看成是段的選擇子），處理器也只能訪問1MB的內存。
PS：這里書上有句話是錯的，作者說高速緩存器是32位的，顯然是錯的，用bochs一看就知道是64位的，而且即使在實模式下，描述符高速緩存器的各個位置的定義都是一樣的，並不存在像書上說的那樣會把高位填充為0，看圖。）
（dl和dh分別是描述符高速緩存器的低32位和高32位）
而在32位處理器下的保護模式下，傳入段寄存器的內容不再是邏輯地址，而是段的選擇子，所謂段的選擇子，其實就是段描述符在描述符表（GDT，LDT）的索引號。
第一部分（0~1）是RPL特權級，表示給出當前選擇該選擇子的那個程序的特權級，第二部分是TI（2）（Table Indicator），當TI=0，表示描述表在GDT中；當TI=1，表示描述符在LDT中。第三部分（3~15）是描述符索引號，這個部分是只有13位的，正好和213=8192個描述符對應。
比如，我們要加載第一個在GDT中的段，可以這么寫：
這表示我們想加載在GDT的第一個段，特權級是0
GDT的線性基地址在GDTR中，每個描述符占用8個字節，黨處理器在執行改變段選擇器的指令的時候，就將指令中的索引號乘以8得到偏移地址，和GDTR中的線性地址相加，以此訪問GDT，處理器會根據GDT的界限以及特權級檢查，如果沒有問題，那么處理器就會將在對應描述符的內容的一部分（線性基地址，段界限和段的訪問屬性）加載到高速緩存中。此后，每當有訪問內存的指令，就不會再訪問GDT的描述符，而是直接用當前段寄存器的高速緩存的內容提供線性基地址。，訪問代碼段遺失一樣如此訪問的（EIP+高速緩存中的線性基地址）。
6. 清空流水線並且串行化處理器
在進入保護模式之前的最后一個步驟，就是要清空流水線，因為在實模式下，高速緩存器也被用來直接訪問內存，但是這些內容在保護模式下是無效的；並且，在進入保護模式之前，已經有很多指令進入流水線了，在實模式下他們都是按照16位操作數或者16位地址長度編譯的，即使用bits32編譯的指令，進入保護模式之后，因為CS的描述符高速緩存中還有實模式殘留的內容，可能會導致指令執行結果不正確，並且亂序執行得到的中間結果也是無效的，所以我們必須在進入保護模式之前把CS，SS，DS，ES，FS和GS的內容，包括段選擇器和描述符高速緩存器的內容清除。
建議的做法就是在設置了CR0的PE位后，立馬使用直接遠轉移指令jmp，當處理器遇到jmp時，一般會清空流水線，並且串行化執行。不僅如此，CS還會被重新加載，描述符高速緩存器的內容會被刷新。
當然也可以使用dword來描述偏移地址，這樣的話flush對應標號有所不同（因為偏移地址和段的選擇子的長度變了，變成32位，不加dword這兩個長度都是16位），但是不影響執行。
需要注意的是，在保護模式下，不允許直接用mov指令改變段寄存器CS的內容，企圖這樣操作會引發無效操作碼的異常中斷。
注意：在跳轉指令之前，處理器雖然進入了保護模式，但是，這個時候描述符高速緩存器的內容沒有被刷新，但是處理器任然是可以繼續執行下去的，因為檢查描述符是否有效，通常是在加載段寄存器（選擇器），並刷新描述符高速緩存器的時候進行的，比如jmp 0x0008:flush這條指令，而對於數據段來說，是加載段選擇子的時候，比如mov ds,cx，但是現在因為是剛進入保護模式，描述符的很多位，是在實模式下都是無效的。
如圖，在執行跳轉指令之前，CS是個數據段，這顯然是錯的，描述符里面的數據只是實模式遺留下來的而已。只有跳轉指令執行后，CS的描述符高速緩存器的內容才會被刷新。
★PART2：進入保護模式例程
;---------------------保護模式主引導扇區程序--------------------- mov ax,0x00 mov ss,ax mov sp,0x7c00 mov ax,[cs:gdt_base+0x7c00] mov dx,[cs:gdt_base+0x7c00+0x02] mov bx,0x10 div bx mov ds,ax ;得到base基地址，讓ds指向這個地址 mov bx,dx ;得到偏移地址 ;---------------------安裝描述符--------------------- ;描述符0 mov dword [ebx+0x00],0x00 ;第一個描述符必須是0 mov dword [ebx+0x04],0x00 ;描述符1 mov dword [ebx+0x08],0x7c0001FF mov dword [ebx+0x0c],0x00409800 ;基地址0x00007c00,段界限0x001FF,粒度是字節， ;長度是512字節，在內存中的32位段，特權級為0，只能執行的代碼段 ;描述符2 mov dword [ebx+0x10],0x8000FFFF mov dword [ebx+0x14],0x0040920B ;基地址0x000B8000,段界限0x0FFFF,粒度是字節， ;長度是64KB，在內存中的32位段，特權級為0，可以讀寫的向上拓展的數據段 ;描述符3 mov dword [ebx+0x18],0x00007A00 mov dword [ebx+0x1c],0x00409600 ;基地址0x00000000,段界限0x07A00,粒度是字節， ;在內存中的32位段，特權級為0，可以讀寫的向下拓展的棧段 mov word [cs:gdt_size+0x7c00],31;寫入GDT段界限，4個描述符是32個字節，所以界限就是31 lgdt [cs:gdt_size+0x7c00] ;load gdt mov dx,0x92 ;南橋ICH芯片內的端口0x92 in al,dx or al,0x02 out dx,al ;打開A20 cli ;關閉中斷 mov eax,cr0 or eax,0x01 mov cr0,eax ;設置PE位，處理器進入保護模式 ;保護模式 jmp 0x0008:flush ;現在是在16位保護模式下，0x0008依然是段的選擇子，而flush則是偏移地址 [bits 32] flush: mov cx,0x0010 mov ds,cx ;以下在屏幕上顯示"Protect mode OK." mov byte [0x00],'P' mov byte [0x02],'r' mov byte [0x04],'o' mov byte [0x06],'t' mov byte [0x08],'e' mov byte [0x0a],'c' mov byte [0x0c],'t' mov byte [0x0e],' ' mov byte [0x10],'m' mov byte [0x12],'o' mov byte [0x14],'d' mov byte [0x16],'e' mov byte [0x18],' ' mov byte [0x1a],'O' mov byte [0x1c],'K'
hlt
;------------------------------------------------------------------------------- gdt_size dw 0 gdt_base dd 0x00007e00 ;GDT的物理地址,主引導扇區是512個字節，這個地址剛好在主引導扇區之后 times 510-($-$$) db 0 db 0x55,0xaa