GDTP (global descriptor table register)
 LDTR (local descriptor table
 每个段寄存器在CPU上都有一个扩展，
 当一个段寄存器被改变（MOV， POP）后，CPU会根据LDTP，GDTR＋段寄存器的偏移，取出新的段描述符，放到这个寄存器的影子中。
 因为GDTR，LDTR的操作是特权指令，只能在内核态中执行，用户看不到段描述符表在哪里，所以部分实现了保护。
 最终的段值为 LDTR(GDTR) _+ 相应的段寄存器值的高13位

80386划分4个特权级别0是内核态，3是用户态
 16位的段寄存器后3位，用来描述权限
 typedef struct {
     unsigned short seg_idx:13;
 unsigned short ti:1;
 unsigned short tpl:2 /*Request Privilege Level 要求的优先级别*/
 } 段寄存器;

建立在段式基础之上。当前执行的权限就是存在相关的代码段描述项中
逻辑地址 （段式）-> 线性地址  （页式） -> 物理地址
所有的地址都要经过页式的转换，包括GDTR， LDTR等

typedef struct {
     unsigned int dir:10;
 unsigned int page:10;
 unsigned int offset:12;
 } ;

如果像段式一步倒位，前面20位可以提供1M的页面数的寻址。
 那么，就必须开一个大小为1M的连续数组，用以定位页框下标。这个的设计，不需要页目录了大小是（4K），直接由1M大小的页表定位页面，然后，后面的12位的offset定位页内地址。
 而采用2层，就可以，在需要目录项，页面表目录的时候动态的申请，而不是一次行的申请1M的连续的页表目录大小。类似于STL的deque数据结构。巧妙的设计。

上面说了，在需要目录项，页面表目录的时候动态的申请。
 申请目录项：大小是1k，所占用的内存空间正好是4k，所以一个进程的页目录一个页面。
 申请页表：一个页表大小也是10位，大小1k，内存空间是4k。
 所以，申请目录项（一个进程一个），和页表项都是一个页面。
 alpha CPU 64位cpu的页面8K。

目录项和页表项都是高10位起作用，低22用不到。这22用来控制权限，虚存等。

页目录项中的ps为0: 页面大小4k，采用2层;
         ps为1: 页面大小4M， 采用1层。