1971年11月15日，這一天被當作全球IT界具有裡程碑意義的日子而被寫入許多計算機專業教科書。INTEL公司的工程師霍夫發明了世界上第一個微處理器—4004，這款4位微處理器雖然隻有45條指令，而且每秒隻能執行5萬條指令。甚至比不上1946年世界第一台計算機ENIAC。但它的內建度卻要高很多，一塊4004的重量還不到一盅司。緊接着在1972年8008誕生，世界上第一款八位元處理器，擁有14位位址總線與14位資料總線.之後還有8080，8位元處理器，擁有16位位址總線和八位資料總線。8085同樣也是8位處理器。至此，記憶體尋址通路仍是絕對位址。就是指令的位址即實體位址，中間沒有任何的轉換。而8080的誕生作為公認的“第一款真正可用的微處理器”。8080的架構對8086産生了很大的影響，并且為 x86系列奠定了基礎，才有了我們今天要提到的實模式與保護模式。
實模式
1976年開始設計，1978年中旬Intel 釋出了 8086。标志了x86王朝的開始。它是一款16位的微處理器，卻被設計成可以通路1MB 的記憶體（即20位的位址空間）。問題就産生了，16位的 ALU怎麼去取20位的位址呢？
8086采用段式管理，添加了CS(Code Segment代碼段寄存器) DS(Data Segment資料段寄存器) SS（是 Stack Segment堆棧段寄存器）ES（Extra Segment附加段寄存器）。這四個段寄存器均為16位且存儲的是目前操作的段的起始位址。由于CPU隻能尋址16位，每個段的限長是64k。為了取20位的位址，8086規定，段的起始位置必須是是16的倍數，這樣每個段的起始位置後四位都是0。寄存器隻記錄位址的高16位。現在我們隻需要起始位址左移四位再加上偏移量（偏移量存在IP（指令指針寄存器Instruction Pointer）中）就可以找到實體位址啦。而這種模式就是傳說中的實模式。
以DS段為例：
然而實模式有一個缺陷，通過改變段寄存器的值，我們可以随心所欲的通路記憶體任何一個單元，而絲毫不受到限制，不能對記憶體通路加以限制，也就談不上對系統的保護。是以，在實模式下是無法構造現代意義的作業系統的。
于是乎為了解決這個問題，inter 通過了80286的過渡(盡管在Intel 80286手冊中已經提出了保護模式，但實際上它隻是一個指引。80286雖然有了保護模式但其依然是16位的CPU，其通用寄存器還是16位寬，隻不過其位址線由20位變成了24位，即尋址空間擴大到了16MB（但受限于寄存器位寬，單個寄存器的尋址空間仍然為64KB）。80286隻是一個“過渡”産品，很快就被淘汰。)，釋出了80386，80386完全相容先前的 8086/8088，80186，80286，并且 80386 全面支援 32 位資料類型和 32 位操作，并且 80386 的資料總線根數和位址總線根數均達到了 32 根，進而可以最大實體尋址為 232 即 4GB 。它支援實模式，也提供了保護模式。
保護模式
保護模式下位址的表示方式與實模式是一樣的，都是：段+偏移，不過保護模式下，“段”的概念發生了根本性的改變。實模式下，段值還是可以看作是位址的一部分，比如段值為xxxxh表示以xxxx0h開始的一段記憶體。而保護模式下，雖然段值仍然由原來的CS、DS等寄存器表示，但此時它僅僅變成了一個索引，這個索引指向了一個資料結構的一個表項，表項中詳細定義了段的段基址，段界限，段屬性等内容。這個資料結構就是段描述符GDT與LDT。
段選擇子就是寄存器CS DS SS 中的值，其高13位即為段描述符的索引，後3位存儲系統預設值
于是我們可以得到（以CS索引的GDT為例）
段基址= = GDTR[CS>>3].BaseAdress
線性位址 == 段基址 + IP（IP<=段界限）
若系統未開啟分頁機制，此處的線性位址就是實體位址
反之，此處的線性位址隻是虛拟位址,還需要通過映射找到實體位址此處不再贅述。