Intel微处理器的段机制是从8086开始提出的，
那时引入的段机制解决了从CPU内部16位地址到20位实地址的转换。为了保持这种兼容性，386仍然使用段机制，但比以前复杂得多。因此，Linux内核的设计并没有全部采用Intel所提供的段方案，仅仅有限度地使用了一下分段机制。这不仅简化了Linux内核的设计，而且为把Linux移植到其他平台创造了条件，因为很多RISC处理器并不支持段机制。但是，对段机制相关知识的了解是进入Linux内核的必经之路。
从2.2版开始，Linux让所有的进程（或叫任务）都使用相同的逻辑地址空间，因此就没有必要使用局部描述符表LDT。但内核中也用到LDT，那只是在VM86模式中运行Wine，因为就是说在Linux上模拟运行Winodws软件或DOS软件的程序时才使用。
Linux在启动的过程中设置了段寄存器的值和全局描述符表GDT的内容，段的定义在include/asm-i386/segment.h中：
#define __KERNEL_CS 0x10 ／＊内核代码段，index=2,TI=0,RPL=0＊／
#define __KERNEL_DS 0x18 ／＊内核数据段, index=3,TI=0,RPL=0＊／
#define __USER_CS 0x23 ／＊用户代码段, index=4,TI=0,RPL=3＊／
#define __USER_DS 0x2B ／＊用户数据段, index=5,TI=0,RPL=3＊／
从定义看出，没有定义堆栈段，实际上，Linux内核不区分数据段和堆栈段，这也体现了Linux内核尽量减少段的使用。因为没有使用LDT，因此，TI=0,并把这4个段都放在GDT中, index就是某个段在GDT表中的下标。内核代码段和数据段具有最高特权，因此其RPL为0，而用户代码段和数据段具有最低特权，因此其RPL为3。可以看出，Linux内核再次简化了特权级的使用，使用了两个特权级而不是4个。
全局描述符表的定义在arch/i386/kernel/head.S中：
ENTRY(gdt_table)
.quad 0x0000000000000000 /*
NULL descriptor */
.quad 0x0000000000000000 /*
not used */
.quad
0x00cf
.quad 0x00cf92000000ffff /* 0x18
kernel 4GB data at 0x00000000 */
.quad 0x00cffa000000ffff /*
0x23 user 4GB code at
0x00000000 */
.quad 0x00cff2000000ffff /*
0x2b user 4GB data at
0x00000000 */
.quad 0x0000000000000000 /*
not used */
.quad
0x0000000000000000 /*
not used */
/*
* The APM segments have byte granularity and their bases
* and limits are set at run time.
*/
.quad 0x0040920000000000 /*
0x40 APM set up for bad BIOS's */
.quad 0x
.quad 0x
.quad 0x0040920000000000 /*
0x58 APM DS data */
.fill NR_CPUS*4,8,0
/* space for TSS's and LDT's */
从代码可以看出，GDT放在数组变量gdt_table中。按Intel规定，GDT中的第一项为空，这是为了防止加电后段寄存器未经初始化就进入保护模式而使用GDT的。第二项也没用。从下标2到5共4项对应于前面的4种段描述符值。对照图2.10，从描述符的数值可以得出：
·
段的基地址全部为0x00000000
·
段的上限全部为0xffff
·
段的粒度G为1，即段长单位为4KB
·
段的D位为1，即对这四个段的访问都为32位指令
·
段的P位为1，即四个段都在内存。
由此可以得出，每个段的逻辑地址空间范围为0～4GB。读者可能对此不太理解，但只要对照图2.9就可以发现，这种设置既简单又巧妙。因为每个段的基地址为0，因此，逻辑地址到线性地址映射保持不变，也就是说，偏移量就是线性地址，我们以后所提到的逻辑地址（或虚拟地址）和线性地址指的也就是同一地址。看来，Linux巧妙地把段机制给绕过去了，而完全利用了分页机制。
从逻辑上说，Linux巧妙地绕过了逻辑地址到线性地址的映射，但实质上还得应付Intel所提供的段机制。只不过，Linux把段机制变得相当简单，它只把段分为两种：用户态（RPL＝3）的段和内核态（RPL=0）的段，因此，描述符投影寄存器的内容很少发生变化，只在进程从用户态切换到内核态或者反之时才发生变化。另外，用户段和内核段的区别也仅仅在其RPL不同，因此内核根本无需访问描述符投影寄存器，当然也无需访问GDT，而仅从段寄存器的最低两位就可以获取RPL的信息。Linux这样设计所带来的好处是显而易见的，Intel的分段部件对Linux性能造成的影响可以忽略不计。
在上面描述的GDT表中，紧接着那四个段描述的两个描述符被保留，然后是四个高级电源管理（APM）特征描述符，对此不进行详细讨论。
按Intel的规定，每个进程有一个任务状态段（TSS）和局部描述符表LDT，但Linux也没有完全遵循Intel的设计思路。如前所述，Linux的进程没有使用LDT，而对TSS的使用也非常有限，每个CPU仅使用一个TSS。
通过上面的介绍可以看出，Intel的设计可谓周全细致，但Linux的设计者并没有完全陷入这种沼泽，而是选择了简洁而有效的途径，以完成所需功能并达到较好的性能为目