因此，基于Linux或Windows的x86系统仅将环0用作内核模式，将环3用作用户模式。如果处理器最终只能使用其中两个，为什么还要区分四个不同的环呢？并且这在AMD64架构上发生了变化吗？
Answers:
有两个主要原因。
第一个原因是，尽管x86 CPU确实提供了四个存储环保护，但是由此提供的保护粒度仅处于每个段级别。也就是说，可以将每个段设置为0到3之间的特定环（“特权级别”），以及其他保护措施（例如禁止写入）。但是没有很多可用的段描述符。大多数操作系统都希望具有更精细的内存保护粒度。喜欢...用于单个页面。
因此，请基于页表项（PTE）输入保护。大多数（如果不是全部的话）现代x86操作系统或多或少都会忽略分段机制（无论如何尽可能），而依赖基于PTE的保护。这由标志位（每个PTE中的低12位）加上支持不执行的CPU上的位63来指定。每页有一个PTE，通常为4K。
这些标志位之一称为“特权”位。该位控制处理器是否必须处于“特权”级别之一才能访问页面。“特权”级别是PL 0、1和2。但是它只有一位，因此在逐页保护级别上，就内存保护而言，可用的“模式”数只有两个：是否可以从非特权模式访问。因此只有两个环。
要为每个页面有四个可能的环，它们将必须在每个页面表条目中具有两个保护位，以对四个可能的环号之一进行编码（就像段描述符一样）。他们没有。
第二个原因是操作系统可移植性的目标。不只是关于x86；Unix告诉我们，一个OS可以相对移植到多种处理器体系结构上，那是一件好事。某些处理器仅支持两个环。通过不依赖体系结构中的多个环，OS实现者使OS更加可移植。
还有第三个原因是Windows NT开发所特有的。NT的设计师（David Cutler和他的团队，Microsoft从DEC Western Region Labs雇来的）具有丰富的VMS经验。实际上，卡特勒和其他一些人都是VMS的原始设计师。为VMS设计的VAX处理器（反之亦然）确实有四个环。VMS使用四个环。（实际上，VAX在PTE中具有四个保护位，允许诸如“从用户模式为只读，但可从环2和内部写入的组合）之类的组合。”
但是，在VMS环1和环2中运行的组件（分别是Record Management Services和CLI）被排除在NT设计之外。VMS中的Ring 2实际上与操作系统的安全性无关，而是与保留用户的CLI环境从一个程序到另一个程序有关，而Windows NT则没有这个概念。CLI作为普通进程运行。对于VMS的环1，环1中的RMS代码必须相当频繁地调用到环0中，并且环转换非常昂贵。事实证明，仅转到环0并用它完成比在环1代码中进行许多环0转换要高效得多。（再次-并不是说NT具有类似RMS的东西。）
但是，为什么他们在那里？至于为什么x86在操作系统不使用它们的情况下实现了四个环，您所谈论的是比x86更新得多的操作系统。x86的许多“系统编程”功能是在NT或真正的Unix-ish内核实现之前就已设计的，他们并不真正了解OS将使用什么功能。（直到我们在x86上进行分页（直到80386才出现），我们才可以实现真正的Unix或VMS风格的内核，而无需重新考虑内存管理。）
现代的x86 OS不仅很大程度上忽略了分段（它们只是将基址为0且大小为4 GB的C，D和S段设置为； F和G段有时用于指向关键OS数据结构），它们还在很大程度上忽略了诸如“任务状态段”之类的东西。TSS机制显然是为线程上下文切换设计的，但事实证明它具有太多的副作用，因此现代的x86 OS可以“手动”完成。例如，x86 NT唯一更改硬件任务的时间是针对某些真正异常的条件，例如双重故障异常。
在x64上，许多这些废弃的功能被遗漏了。（值得称赞的是，AMD实际上与OS内核团队进行了交谈，并询问了他们对x86的需求，他们不需要或不需要的以及他们想要添加的内容。）x64上的段仅存在于称为残留形式，不存在任务状态切换等。并且OS继续仅使用两个环。