以我的理解，内存的分段管理机制，就是人为的把内存分成几个小段（Segment），各段独立使用。
为什么要把内存分成很多小段使用呢？原因一是要多个程序同时运行：开QQ勾搭妹子，开网易云音乐听歌，开浏览器看网页。。。。。。好几个程序一起开着呢！如果几个程序都用同一块内存，那就乱了！所以，把内存分成几段：QQ用一段，别的程序不能访问；网易云音乐用另一段，其他程序也不能访问。。。。。。原因二是不同程序的权力不一样：操作系统可以启动、关闭应用程序，应用程序可不能对操作系统指手画脚，也就是各段内存的被访问权限是不同的。
很明显，要准确定义一个段要三个参数：该段从物理内存的哪个位置开始（段开始的实际内存地址）、该段占用多大的内存空间（段的长度）、该段能被哪些程序访问（段的属性），用专业术语说就是段基址（Segment Base）、段界限（Segment Limit）、段属性（Segment Attritbute）。
用一个数据结构来描述段的三个属性，这个数据结构就叫段描述符（Descriptor）。由于历史的原因（为了和80286兼容），这个数据结构看起来相当纠结：三个参数竟然不各自独立连续存放，而是被拆开混存的！
; 段描述符图示
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; ------ ┏━━┳━━━┓内存高地址
; ┃ 7 ┃ 段 ┃
; ┣━━┫ 基 ┃
; ┆ ┆ 址 ┆
; 字节 ┆ ┆ 高 ┆
; 7 ┣━━┫ 8 ┃
; ┃ 0 ┃ 位 ┃
; ------ ┣━━╋━━━┫
; ┃ 7 ┃ G ┃
; ┣━━╉━━━┨
; ┃ 6 ┃D/B┃
; ┣━━╉━━━┨
; ┃ 5 ┃ 未 ┃
; ┣━━┫ 定 ┃
; ┃ 4 ┃ 义 ┃
; 字节 ┣━━╉━━━┨
; 6 ┃ 3 ┃ ┃
; ┣━━┫ 段 ┃
; ┃ 2 ┃ 界 ┃
; ┣━━┫ 限 ┃
; ┃ 1 ┃ 高 ┃
; ┣━━┫ 4 ┃
; ┃ 0 ┃ 位 ┃
; ------ ┣━━╋━━━┫
; ┃ 7 ┃ P ┃
; ┣━━╉━━━┨
; ┃ 6 ┃ D ┃
; ┣━━┫ P ┃
; ┃ 5 ┃ L ┃
; ┣━━╉━━━┨
; ┃ 4 ┃ S ┃
; 字节 ┣━━╉━━━┨
; 5 ┃ 3 ┃ ┃
; ┣━━┫ T ┃
; ┃ 2 ┃ Y ┃
; ┣━━┫ P ┃
; ┃ 1 ┃ E ┃
; ┣━━┫ ┃
; ┃ 0 ┃ ┃
; ----- ┣━━╋━━━┫
; ┃23┃ ┃
; ┣━━┫ ┃
; ┃22┃ 段 ┃
; ┣━━┫ 基 ┃
; ┆ ┆ 址 ┆
; 字节 ┆ ┆ 低 ┆
; 2，3 ┣━━┫ 24 ┃
; 4 ┃ 1 ┃ 位 ┃
; ┣━━┫ ┃
; ┃ 0 ┃ ┃
; ----- ┣━━╋━━━┫
; ┃15┃ ┃
; ┣━━┫ ┃
; ┃14┃ 段 ┃
; ┣━━┫ 界 ┃
; ┆ ┆ 限 ┆
; 字节 ┆ ┆ 低 ┆
; 0，1 ┣━━┫ 16┃
; ┃ 1 ┃ 位 ┃
; ┣━━┫ ┃
; ┃ 0 ┃ ┃
; ------ ┗━━┻━━━┛内存低地址
段基址和段界限好理解。段属性包含的内容好多，今天先跳过不管，以后再补吧！
从上面的宏知道一个段描述符长 8 字节，即 8 * 8 = 64 位。如果直接通过一个 64 位的段描述符来引用一个段的时候，就必须使用一个 64 位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 位，找不到 64 位长度的段寄存器来直接引用 64 位的段描述符。怎么办？
既然内存被分成了很多段，每个段都由一个段描述符定义，这些个数量不定的段描述符可以用线性表来存储。这个存放描述符的线性表就叫段描述符表（Descriptor Table）。要引用描述符表中的某一项，只要知道该描述符在描述符表中的序号就行，即描述符索引（Index），专业术语叫段选择子（Segment Selector）。现在好办了，旧的 16 位段寄存器就可以通过将段寄存器中的值作为下标索引来间接引用 64 位的段描述符了。
实际上，段选择子里除了放了描述符索引之外，还存了描述符表指示位（Table Index）、请求特权级（Requested Privilege Level）。一个段选择子 16 位，低 2 位（第0、1位）存放请求特权级，用于特权检查；第 2 位存放描述符指示位，= 0 表示从全局描述符表中读取描述符， = 1 表示从局部描述符表中读取描述符；高 13 位存放描述符索引，即描述符在描述符表中的序号。管理全部物理内存的描述符表叫全局描述符表（Global Descriptor Table，GDT）。实际上，在 GDT 中存放的不仅仅是段描述符，还有其它描述符。
还有两个问题，描述符表和段选择子放在哪里呢？怎么访问呢？
描述符表必然是放在内存里的，而且可以被放在内存的任何位置。实际上全局描述符表本身也占用一个内存段，只不过这个段比较特殊，不能用一个段描述符定义后作为一个表项存放到别的描述符表中去。全局描述符表需要在定义后，程序员自己保存其基址和界限。有一个寄存器 GDTR 专门用来存放 GDT 的入口地址，可以通过 LGDT 指令将 GDT 的入口地址装入此寄存器，CPU 根据此寄存器中的内容作为 GDT 的入口来访问 GDT。
段选择子存放在段寄存器里！实模式下段寄存器里存放段地址，保护模式下段寄存器里存放段选择子，段寄存器的值就是段选择子。要访问内存的某个段，先要把该段的选择子加载到某一个段寄存器。CPU 提供了 6 个段寄存器：CS、DS、SS、ES、FS、GS，即同一时刻有 6 个段可供立即访问。实际上每个段寄存器都支持某种特定类型（代码、数据、堆栈）的内存引用：代码段 CS，数据段 DS，堆栈段 SS，辅助数据段 ES、FS、GS。
有两点建议：
1、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。
2、如果一个 OS 不使用虚拟内存，段模式会是一个不错的选择，无需考虑页模式（实际是段页模式）。
在启动阶段只需要初步设置一下 GDT，等真正进入保护模式，启动了 Kernel 之后，具体 OS 打算如何设置 GDT，使用何种内存管理模式，由 Kernel 自身来设置，启动只需要给 Kernel 的数据段和代码段设置全部线性空间就可以了。
来源：oschina
链接：https://my.oschina.net/u/580100/blog/525003