這些轉換對應用程式時不可見的，圖1從巨集觀上面描述了這兩種轉換：
圖1 位址轉換概況
1、段轉換
圖2詳細描述了段轉換的情況，在這個轉換過程中，cpu用到如下的資料結構：
描述符（descriptor）
描述符表（descriptor tables）
選擇子（selector）
段暫存器（segment registers）
圖2 段轉換
1）段暫存器和選擇子
段暫存器就是指的是cs，ds，ss，es，fs，gs。在實模式下面段暫存器存放著16位段位址，該段位址加上偏移位址就是實體地址。在虛模式下面，段位址需要查表來得到，段位址存放在描述符表（descriptor table）中。段暫存器裡面存放的是16位選擇子（selector），該選擇子是描述附表的索引值，通過選擇子就可以找到段位址，然後段位址加上32位的偏移位址就是線性位址（注意不是實體地址，有可能需要頁轉換）。
選擇子的格式如下：
圖3 選擇子的格式
a) 表型別指示（ti）：位於選擇子的第2位。指明該選擇子指示的是全域性描述表（gdt）還是本地描述表（ldt），設0表示gdt，設1表示ldt。gdt和ldt在描述符表中介紹。
b) 請求許可權級別（rpl）：位於選擇子的0，1位，表明段訪問的優先順序，用於cpu的保護機制。
c) 索引值（index）：位於選擇子的高13位，表明需要訪問的段在描述附表中的位置。
在虛擬模式下，段暫存器存放選擇子。可以用顯示的mov指令來賦值，也可以用jmp或者call來給cs賦值。另外如果每次cpu都取得索引值去描述附表中去查詢段位址（描述附表存放在記憶體中）效率會非常低下，為了提高效率。cpu設計了段快取記憶體，來降低對記憶體的訪問次數。每個段暫存器分為可見部分和不可見部分，可見部分為16位，程式設計師可見。不可見部分用來存放描述符內容（段描述資訊），該部分對程式設計師不可見，只對cpu可見。結構如下：
圖4 段暫存器
當對可見部分賦值的時候，cpu後台用描述符表中對應的資訊初始化不可見部分。以後cpu就通過訪問不見部分來訪問段，這樣可以大大降低記憶體訪問的次數。
2）描述符和描述附表
描述符
用來描述段的詳細資訊，其結構如下：
圖5 描述表的基本結構
圖6 提交位為0時，描述符情況
f）描述符許可權級別（dpl）：表明描述符訪問的許可權級別，被cpu用來進行許可權訪問控制，進行系統保護。
g）描述符型別（s）：如果是系統描述符（ldt，tss等資料段）則置為1；如果為資料段或者**段則置為0。
h）型別（type）：根據描述符不同，定義各不相同。有興趣各位可以參考intel手冊。
描述符表
描述表就是存放描述符的線性表，表中最多可以存放8k（2^13）個描述符，因為選擇子索引值一共13位，所以只能索引到2^13個描述符。
一共存在兩種描述符表，全域性描述符表（gdt）和本地描述符表（ldt），以選擇子的ti來表明，為哪乙個表的選擇子。
圖7 全域性描述附表和本地描述符表
每個系統必須有1個全域性描述符表，所有的任務和程式共享全域性描述符表。本地描述符表是可選的，系統中可以有乙個或者多個ldt，也可以沒有。比如設計為每個任務有乙個自己的ldt表，也可以讓多個任務共享同乙個ldt。ldt也是乙個段，也會在gdt中定義。
全域性描述符表不是段，但是他存在於線性位址中。全域性描述符表的線性位址存放在gdtr暫存器中，該暫存器開機就會被初始化。全域性描述符的第乙個選項不能用，錶用為null，可以給段暫存器賦值，一訪問就會報異常。
段轉換總結
程式設計師給段暫存器賦值描述符選擇子，cpu通過選擇子找到段的基位址，然後加上偏移位址得出線性位址。
(未完待續)
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