首先我们要知道这两种模式都是 CPU 的工作模式，实模式是早期 CPU 运行的工作模式，而保护模式则是现代 CPU 运行的工作模式。
实模式（Real Mode）
起源
实模式出现于早期 8086 CPU 时期，8086 也是第一款支持内存分段模型的处理器。当时，8086 只有一种工作模式，即实模式，但当时还没有这个说法。由于 CPU 的性能有限，一共只有 20 位地址线（地址空间只有 1M），以及 8 个 16 位的通用寄存器，以及 4 个 16 位的段寄存器。16 位的物理地址只能访问 64KB 的内存。所以，为了能够通过这些 16 位的寄存器去构成 20 位的主存地址，访问 1 MB 的内存，必须采取一种特殊的方式。
原理
第一个字段是由段寄存器提供的，是一个 16 位的段基址。第二字段是段内偏移量，它的值是由通用寄存器（如 EIP）来提供，所以也是 16 位。那么问题来了，两个 16 位的值如何组合成一个 20 位的地址呢？这里采用的方式是：把段寄存器所提供的段基址先向左移 4 位（或乘以 16），这样就变成了一个 20 位的值，然后再与 16 位的段偏移量相加。如下所示：
$$物理地址 = 段基址 << 4 + 段内偏移$$
所以，假设段基址的值是 0xFF00，段内偏移的值是 0x0110。则物理地址可表示为：
$$0xFF00 << 4 + 0x0110 = 0xFF000 + 0x0110 = 0xFF110$$
应用
在现代计算机上，实模式存在的时间非常短，所以一般我们是感觉不到它的存在。CPU 复位（reset）或加电（power on）的时候就是以实模式启动，在这个时候处理器以实模式工作，不能实现权限分级，也不能访问 20 位以上的地址线，也就只能访问 1M 内存。之后，加载操作系统模块，进入保护模式。
此外，在这种模式下，系统在计算实际地址的时候是按照对 1M 求模的方式进行的，这种技术被称为 wrap-around。也就是说，当程序员给出超过 1M（100000H ~ 10FFEFH）的地址时，为了保持逻辑上正常，系统并不认为其访问越界而产生异常，而是自动从 0 开始计算。
然而，在实模式中整个物理内存被看成分段的区域，程序代码和数据位于不同区域，系统程序和用户程序没有区别对待，而且每一个指针都是指向「实在」的物理地址。这样一来，用户程序的一个指针如果指向了系统程序区域或其他用户程序区域，并改变了值，容易造成软件甚至系统崩溃。
保护模式（Protected Mode）
起源
最开始的程序寻址是直接的 段基址 : 段内偏移 模式，这样的好处是所见即所得，程序员指定的地址就是物理地址，物理地址对程序员是可见的。但这就带来一些问题：
- 无法支持多任务
- 程序的安全性无法得到保证
随着 CPU 的发展，CPU 的地址线的个数也从原来的 20 根变为现在的 32 根，所以可以访问的内存空间也从 1 MB 变为现在 4 GB，寄存器的位数也变为 32 位。因此，实模式下的内存地址计算方式就已经不再适用了，需要引入新的模式，即保护模式，实现更大空间的、更灵活的内存访问。
在保护模式下，全部 32 条地址线有效，可寻址高达 4 GB 的物理地址空间。扩充的存储器 段式管理机制 和可选的 页式管理机制，不仅为存储器共享和保护提供了硬件支持，而且为实现 虚拟存储器 提供了硬件支持，支持多任务，能够快速地进行任务切换和保护任务环境。四个特权级和完善的特权检查机制，既能实现资源共享又能保证代码和数据的安全及任务的隔离。
总的来说，保护模式出现的原因名副其实：保护进程地址空间。
原理
在保护模式下，地址的表示方式与实模式是一样的，都是 段基址 : 段内偏移。不过，保护模式下 段 的概念发生了根本性的改变。实模式下的段值可以看作是地址的一部分，可直接参与转换计算。而保护模式下的段值（尽管仍然由原来的段寄存器表示）变成了一个索引（准确来说是 16 位的段选择子/段标识符 Selector，前 13 位为索引信息，后 3 位是硬件信息），指向了一个数据结构的一个表项（段表项），表项中详细定义了 段基址、界限、属性（权限）等内容。这个数据结构是 全局描述符（GDT，Global Descriptor Table），也有可能是 本地描述符（LDT，Local Descriptor Table）。它们存放关于某个运行在内存中的程序的分段信息的，比如某个程序的代码段是从哪里开始，有多大；数据段又是从哪里开始，有多大。
GDT 的作用是用来提供段式存储机制，这种机制是段寄存器和 GDT 中的描述符（段表项）共同支持的。每个描述符在 GDT 中占 8 字节，也就是 2 个双字（一个字等于两个字节，双字等于四个字节），或者说是 64 位。描述符的构成如下图所示：
其中：
- G 位是
粒度位（Granularity），用于解释段界限的含义； - D/B 位是
默认的操作数大小（Default Operation Size），主要是为了能够在 32 位处理器上兼容运行 16 位保护模式的程序； - L 位，是
64 位代码段标志，保留此位给 64 位处理器使用； - AVL 位，是
可以使用的位（Available），通常由操作系统来用，处理器并不使用它； - P 位是
段存在位（Segment Present），表示对应的段是否存在； - DPL 表示描述符的
特权级（Descriptor Privilege Level），0 ~ 3，0 表示最高特权级别，这里再次点明了为何叫保护模式； - S 位是
描述符的类型位（Descriptor Type），0 为系统段，1 为代码段或数据段； - TYPE 字段共 4 位，用于指示描述符的类型（X 执行、W 读写、R 读出、A 已访问）。
很明显，描述符中指定了 32 位的 段基址，以及 20 位的 段界限。在实模式下，段基址并非是真实的物理地址，在计算物理地址时，还要左移 4 位（乘以 16）。和实模式不同，在 32 位保护模式下，段基址是 32 位的，若加上段内偏移即为 线性地址。如果未开启分页功能，该线性地址就是 物理地址。
GDT 和 LDT 的区别在于：
- 全局可见（global）和局部可见（local）；
- LDT 表存放在 LDT 类型的段之中，此时 GDT 必须含有 LDT 的段描述符；
- LDT 本身是一个段，而 GDT 不是。
访问流程：
- 查找 GDT 在线性地址中的段基址（表本身的位置），需要借助 GDTR 寄存器；
- 通过该段基址和
逻辑地址中的段标识符（selector），可以找到 LDT 段描述符； - 通过 GDT 中的这个 LDT 段描述符可以找到 LDT 相应的基地址；
- 访问 LDT 需要使用 LDT 基地址和 LDT 段选择符（或叫段标识符），为了减少访问 LDT 时的段转换次数，LDT 段基址、LDT 段选择符、LDT 段限长都存放在 LDTR 寄存器中。
注意：这里和 关于操作系统内存管理的总结 中关于段式内存管理的描述有点出入。这里多了 LDT，因此从 GDT 中获得的是 LDT 段描述符，而不再是段基址。
对于操作系统来说，每个系统必须定义一个 GDT，用于系统中的所有任务和程序。系统可选择性定义若干个 LDT。GDT 本身不是一个段，而是线性地址空间的一个数据结构；而 LDT 本身是一个段。
想知道更多可以参考第三篇文章，整理得很好。