GDT的由来：
在Protected Mode下，一个重要的必不可少的数据结构就是GDT（Global Descriptor Table）。
为什么要有GDT？我们首先考虑一下在Real Mode下的编程模型：
在Real Mode下，我们对一个内存地址的访问是通过Segment:Offset的方式来进行的，其中Segment是一个段的Base Address，一个Segment的最大长度是64 KB，这是16-bit系统所能表示的最大长度。而Offset则是相对于此Segment Base Address的偏移量。Base Address+Offset就是一个内存绝对地址。由此，我们可以看出，一个段具备两个因素：Base Address和Limit（段的最大长度），而对一个内存地址的访问，则是需要指出：使用哪个段？以及相对于这个段Base Address的Offset，这个Offset应该小于此段的Limit。当然对于16-bit系统，Limit不要指定，默认为最大长度64KB，而 16-bit的Offset也永远不可能大于此Limit。我们在实际编程的时候，使用16-bit段寄存器CS（Code Segment），DS（Data Segment），SS（Stack Segment）来指定Segment，CPU将段积存器中的数值向左偏移4-bit，放到20-bit的地址线上就成为20-bit的Base Address。
到了Protected Mode，内存的管理模式分为两种，段模式和页模式，其中页模式也是基于段模式的。也就是说，Protected Mode的内存管理模式事实上是：纯段模式和段页式。进一步说，段模式是必不可少的，而页模式则是可选的——如果使用页模式，则是段页式；否则这是纯段模式。
既然是这样，我们就先不去考虑页模式。对于段模式来讲，访问一个内存地址仍然使用Segment:Offset的方式，这是很自然的。由于 Protected Mode运行在32-bit系统上，那么Segment的两个因素：Base Address和Limit也都是32位的。IA-32允许将一个段的Base Address设为32-bit所能表示的任何值（Limit则可以被设为32-bit所能表示的，以2^12为倍数的任何指），而不像Real Mode下，一个段的Base Address只能是16的倍数（因为其低4-bit是通过左移运算得来的，只能为0，从而达到使用16-bit段寄存器表示20-bit Base Address的目的），而一个段的Limit只能为固定值64 KB。另外，Protected Mode，顾名思义，又为段模式提供了保护机制，也就说一个段的描述符需要规定对自身的访问权限（Access）。所以，在Protected Mode下，对一个段的描述则包括3方面因素：【Base Address, Limit, Access】，它们加在一起被放在一个64-bit长的数据结构中，被称为段描述符。这种情况下，如果我们直接通过一个64-bit段描述符来引用一个段的时候，就必须使用一个64-bit长的段寄存器装入这个段描述符。但Intel为了保持向后兼容，将段寄存器仍然规定为16-bit（尽管每个段寄存器事实上有一个64-bit长的不可见部分，但对于程序员来说，段寄存器就是16-bit的），那么很明显，我们无法通过16-bit长度的段寄存器来直接引用64-bit的段描述符。
怎么办？解决的方法就是把这些长度为64-bit的段描述符放入一个数组中，而将段寄存器中的值作为下标索引来间接引用（事实上，是将段寄存器中的高13 -bit的内容作为索引）。这个全局的数组就是GDT。事实上，在GDT中存放的不仅仅是段描述符，还有其它描述符，它们都是64-bit长。GDT是Protected Mode所必须的数据结构，也是唯一的。另外，正像它的名字（Global Descriptor Table）所揭示的，它是全局可见的，对任何一个任务而言都是这样。
在Real Mode下，我们对一个内存地址的访问是通过Segment:Offset的方式来进行的，其中Segment是一个段的Base Address，一个Segment的最大长度是64 KB，这是16-bit系统所能表示的最大长度。而Offset则是相对于此Segment Base Address的偏移量。Base Address+Offset就是一个内存绝对地址。由此，我们可以看出，一个段具备两个因素：Base Address和Limit（段的最大长度），而对一个内存地址的访问，则是需要指出：使用哪个段？以及相对于这个段Base Address的Offset，这个Offset应该小于此段的Limit。当然对于16-bit系统，Limit不要指定，默认为最大长度64KB，而 16-bit的Offset也永远不可能大于此Limit。我们在实际编程的时候，使用16-bit段寄存器CS（Code Segment），DS（Data Segment），SS（Stack Segment）来指定Segment，CPU将段积存器中的数值向左偏移4-bit，放到20-bit的地址线上就成为20-bit的Base Address。
到了Protected Mode，内存的管理模式分为两种，段模式和页模式，其中页模式也是基于段模式的。也就是说，Protected Mode的内存管理模式事实上是：纯段模式和段页式。进一步说，段模式是必不可少的，而页模式则是可选的——如果使用页模式，则是段页式；否则这是纯段模式。
既然是这样，我们就先不去考虑页模式。对于段模式来讲，访问一个内存地址仍然使用Segment:Offset的方式，这是很自然的。由于 Protected Mode运行在32-bit系统上，那么Segment的两个因素：Base Address和Limit也都是32位的。IA-32允许将一个段的Base Address设为32-bit所能表示的任何值（Limit则可以被设为32-bit所能表示的，以2^12为倍数的任何指），而不像Real Mode下，一个段的Base Address只能是16的倍数（因为其低4-bit是通过左移运算得来的，只能为0，从而达到使用16-bit段寄存器表示20-bit Base Address的目的），而一个段的Limit只能为固定值64 KB。另外，Protected Mode，顾名思义，又为段模式提供了保护机制，也就说一个段的描述符需要规定对自身的访问权限（Access）。所以，在Protected Mode下，对一个段的描述则包括3方面因素：【Base Address, Limit, Access】，它们加在一起被放在一个64-bit长的数据结构中，被称为段描述符。这种情况下，如果我们直接通过一个64-bit段描述符来引用一个段的时候，就必须使用一个64-bit长的段寄存器装入这个段描述符。但Intel为了保持向后兼容，将段寄存器仍然规定为16-bit（尽管每个段寄存器事实上有一个64-bit长的不可见部分，但对于程序员来说，段寄存器就是16-bit的），那么很明显，我们无法通过16-bit长度的段寄存器来直接引用64-bit的段描述符。
怎么办？解决的方法就是把这些长度为64-bit的段描述符放入一个数组中，而将段寄存器中的值作为下标索引来间接引用（事实上，是将段寄存器中的高13 -bit的内容作为索引）。这个全局的数组就是GDT。事实上，在GDT中存放的不仅仅是段描述符，还有其它描述符，它们都是64-bit长。GDT是Protected Mode所必须的数据结构，也是唯一的。另外，正像它的名字（Global Descriptor Table）所揭示的，它是全局可见的，对任何一个任务而言都是这样。
GDT的构成：
GDT的结构图如下：（GDT表相当于一个64bit的数组）
1、G：
（1）、G=0时，段限长的20位为实际段限长，最大限长为2^20=1MB
（2）、G=1时，则实际段限长为20位段限长乘以2^12=4KB，最大限长达到4GB
2、D/B：
2、D/B：
当描述符指向的是可执行代码段时，这一位叫做D位，D=1使用32位地址和32/8位操作数，D=0使用16位地址和16/8位操作数。如果指向的是向下扩展的数据段，这一位叫做B位，B=1时段的上界为4GB，B=0时段的上界为64KB。如果指向的是堆栈段，这一位叫做B位，B=1使用32位操作数，堆栈指针用ESP，B=0时使用16位操作数，堆栈指针用SP。
3、DPL：特权级，0为最高特权级，3为最低，表示访问该段时CPU所需处于的最低特权级
4、type : 类型
（1）、type<8时：数据段
（2）、type>=8时：代码段
GDTR是什么？
GDT可以被放在内存的任何位置，那么当程序员通过段寄存器来引用一个段描述符时，CPU必须知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，所以Intel的设计者门提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址，程序员将GDT设定在内存中某个位置之后，可以通过LGDT指令将GDT的入口地址装入此寄存器，从此以后，CPU就根据此寄存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。
LDT是什么？
除了GDT之外，IA-32还允许程序员构建与GDT类似的数据结构，它们被称作LDT（Local Descriptor Table，局部描述符表），但与GDT不同的是，LDT在系统中可以存在多个，并且从LDT的名字可以得知，LDT不是全局可见的，它们只对引用它们的任务可见，每个任务最多可以拥有一个LDT。另外，每一个LDT自身作为一个段存在，它们的段描述符被放在GDT中。
LDT只是一个可选的数据结构，你完全可以不用它。使用它或许可以带来一些方便性，但同时也带来复杂性，如果你想让你的OS内核保持简洁性，以及可移植性，则最好不要使用它。
LDTR是什么？
IA-32为LDT的入口地址也提供了一个寄存器LDTR，因为在任何时刻只能有一个任务在运行，所以LDT寄存器全局也只需要有一个。如果一个任务拥有自身的LDT，那么当它需要引用自身的LDT时，它需要通过lldt指令将其LDT的段描述符装入此寄存器。lldt指令与lgdt指令不同的时，lgdt指令的操作数是一个32-bit的内存地址，这个内存地址处存放的是一个32-bit GDT的入口地址，以及16-bit的GDT Limit。而lldt指令的操作数是一个16-bit的选择子，这个选择子主要内容是：被装入的LDT的段描述符在GDT中的索引值。
至此，我们可以这样理解GDT和LDT：GDT为一级描述符表，LDT为二级描述符表。如图：
、
例如：如果我们想在表LDT2中选择第三个描述符所描述的段的地址12345678h。
1. 首先需要装载LDTR使它指向LDT2：使用指令lldt将Select2装载到LDTR。
2. 通过逻辑地址（SEL:OFFSET）访问时SEL的index=3代表选择第三个描述符；TI=1代表选择子是在LDT选择，此时LDTR指向的是LDT2，所以是在LDT2中选择，此时的SEL值为1C h(二进制为11 1 00b)，OFFSET=12345678h。逻辑地址为1C:12345678h。
3. 由SEL选择出描述符，由描述符中的基址（Base）加上OFFSET可得到线性地址，例如基址是11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h。
4. 此时若再想访问LDT1中的第三个描述符，只要使用lldt指令将选择子Selector 1装入再执行2、3两步就可以了（因为此时LDTR又指向了LDT1）。
由于每个进程都有自己的一套程序段、数据段、堆栈段，有了局部描述符表则可以将每个进程的程序段、数据段、堆栈段封装在一起，只要改变LDTR就可以实现对不同进程的段进行访问。
段选择子是什么？
引用GDT和LDT中的段描述符所描述的段，是通过一个16-bit的数据结构来实现的，这个数据结构叫做Segment Selector——段选择子。它的高13位作为被引用的段描述符在GDT/LDT中的下标索引，bit 2用来指定被引用段描述符被放在GDT中还是到LDT中，bit 0和bit 1是RPL——请求特权等级，被用来做保护目的。如图所示：
前面所讨论的装入段寄存器中作为GDT/LDT索引的就是Segment Selector，当需要引用一个内存地址时，使用的仍然是Segment:Offset模式，具体操作是：在相应的段寄存器装入Segment Selector，按照这个Segment Selector可以到GDT或LDT中找到相应的Segment Descriptor，这个Segment Descriptor中记录了此段的Base Address，然后加上Offset，就得到了最后的内存地址。
段选择子包括三部分：描述符索引（index）、TI、请求特权级（RPL）。它的index（描述符索引）部分表示所需要的段的描述符在描述符表的位置，由这个位置再根据在GDTR中存储的描述符表基址就可以找到相应的描述符。然后用描述符表中的段基址加上逻辑地址（SEL:OFFSET）的OFFSET就可以转换成线性地址，段选择子中的TI值只有一位0或1，0代表选择子是在GDT选择，1代表选择子是在LDT选择。请求特权级（RPL）则代表选择子的特权级，共有4个特权级（0级、1级、2级、3级）。
关于特权级的说明：任务中的每一个段都有一个特定的级别。每当一个程序试图访问某一个段时，就将该程序所拥有的特权级与要访问的特权级进行比较，以决定能否访问该段。系统约定，CPU只能访问同一特权级或级别较低特权级的段。
关于特权级的说明：任务中的每一个段都有一个特定的级别。每当一个程序试图访问某一个段时，就将该程序所拥有的特权级与要访问的特权级进行比较，以决定能否访问该段。系统约定，CPU只能访问同一特权级或级别较低特权级的段。
例如给出逻辑地址：21h:12345678h 转换为线性地址的步骤如下：
（1）、选择子SEL=21h=0000000000100 0 01b 它代表的意思是：选择子的index=4即选择GDT中的第4个描述符；TI=0代表选择子是在GDT选择；最后的01代表特权级RPL=1
（2）、OFFSET=12345678h若此时GDT第四个描述符中描述的段基址（Base）为11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h
（1）、选择子SEL=21h=0000000000100 0 01b 它代表的意思是：选择子的index=4即选择GDT中的第4个描述符；TI=0代表选择子是在GDT选择；最后的01代表特权级RPL=1
（2）、OFFSET=12345678h若此时GDT第四个描述符中描述的段基址（Base）为11111111h，则线性地址=11111111h+12345678h=23456789h
关系：
计算机由实模式进入到保护模式要加载gdt，保护模式下的段寄存器由16位的选择器与64位的段描述符寄存器构成。
段描述符寄存器： 存储段描述符；
选择器：存储段描述符的索引；
段描述符寄存器： 存储段描述符；
选择器：存储段描述符的索引；
原先实模式下的各个段寄存器作为保护模式下的段选择器，80486中有6个(即CS,SS,DS,ES,FS,GS)16位的段寄存器
GDT可以被放在内存的任何位置，但CPU必须知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，Intel的设计者门提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址，程序员将GDT设定在内存中某个位置之后，可以通过LGDT指令将GDT的入口地址装入此积存器，从此以后，CPU就根据此寄存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。GDTR中存放的是GDT在内存中的基地址和其表长界限。
48bit的GDTR的结构：
由GDTR访问GDT是通过“段选择子”（实模式下的段寄存器）来完成的，即：
GDTR（48bit）+Segment Selector（由实模式下的段寄存器充当，16bit）= GDT中的某一项 （64bit）
Tips：
（1）、GDT中的所有描述符(除0项外，包括LDT描述符这种类型的描述符)都指定一个段，GDT中的LDT描述符指定的是一个特殊的段, 这个段中只能存放LDT表，之所以说GDT中一个描述符是一个LDT段的描述符,是因为这个描述符中有属性说明这是一个LDT段.
（2）、
GDTR是一个48位的全局描述符寄存器，高32位存放GDT的基址，低16位存放GDT限长。
LDTR是一个16位的局部描述符寄存器，高13位存放LDT在GDT中的索引值。
GDT类似于一个 “数组” ，“数组元素” 可以是段描述符，也可以是LDT描述符。
LDTR是一个16位的局部描述符寄存器，高13位存放LDT在GDT中的索引值。
GDT类似于一个 “数组” ，“数组元素” 可以是段描述符，也可以是LDT描述符。
例如：
若给定一个逻辑地址是 a:b ，根据逻辑地址的a（段选择符）的T1位确定是选择GDT还是LDT。
a、若是T1位选择GDT，根据GDTR找到GDT的基址，根据a的 3~15位确定它的段描述符X在GDT中的位置（GDTR即基址+a的3-15bit即相对位置）：确定段描述符X，再根据段描述符提取出其中包含的段基址信息，段基址+b（段内偏移），最终确定线性地址。
2）若是T1位选择LDT，根据GDTR找到GDT的基址，根据LDTR的高13位确定它的LDTX描述符在GDT中的位置（GDTR基址+LDTR13bit即相对位置）：确定LDTX描述符。LDTX描述符可以确定LDT的基址（LDTX描述符确定LDT表在内存中的起始位置），再根据段选择符a确定的相对位置，可以确定LDT中的私有段描述符Y。接下来同上面的：再根据段描述符提取出其中包含的段基址信息，段基址+b（段内偏移），最终确定线性地址。
若给定一个逻辑地址是 a:b ，根据逻辑地址的a（段选择符）的T1位确定是选择GDT还是LDT。
a、若是T1位选择GDT，根据GDTR找到GDT的基址，根据a的 3~15位确定它的段描述符X在GDT中的位置（GDTR即基址+a的3-15bit即相对位置）：确定段描述符X，再根据段描述符提取出其中包含的段基址信息，段基址+b（段内偏移），最终确定线性地址。
2）若是T1位选择LDT，根据GDTR找到GDT的基址，根据LDTR的高13位确定它的LDTX描述符在GDT中的位置（GDTR基址+LDTR13bit即相对位置）：确定LDTX描述符。LDTX描述符可以确定LDT的基址（LDTX描述符确定LDT表在内存中的起始位置），再根据段选择符a确定的相对位置，可以确定LDT中的私有段描述符Y。接下来同上面的：再根据段描述符提取出其中包含的段基址信息，段基址+b（段内偏移），最终确定线性地址。
GDT中包含的段描述符X和LDT中包含的私有段描述符Y，所占空间相同。
GDT中包含的段描述符X和GDT中包含的LDT描述符，所占用空间相同。
结论是：LDT不包含在GDT中。GDT中只是包含了LDT描述符（一个指向LDT起始地址的指针）。
本文转载自：《GDT与LDT》、《GDT详解》和linux的GDT和LDT