該博文參考國嵌視訊和http://www.cnblogs.com/image-eye/archive/2011/07/13/2105765.html，在此感謝作者。

一、地址型別

實體地址：CPU通過地址匯流排的定址，找到真實的實體記憶體對應地址。  

邏輯地址：程式程式碼經過編譯後出現在 彙編程式中地址。

線性地址（虛擬地址）：在32位CPU架構下，可以表示4G的地址空間，用16進製表示就是0x00000000---0Xffff ffff 

他們之間關係？

二、段式管理、頁式管理

2.1段式管理

2.2.1段式管理（16位CPU）

16位CPU內部擁有20位的地址線，它的定址範圍2^20即1M的記憶體空間，但是16位CPU用於存放地址的暫存器（IP，sp）只有16位，即只能訪問64K記憶體空間。

如何使用16地址暫存器訪問1M記憶體空間？？

為了能夠訪問1M的記憶體空間，CPU採用記憶體分段的管理模式，並在CPU內部加入了段暫存器。16位CPU將1M記憶體空間分為若干邏輯段，每個邏輯段的要求如下：

1、  邏輯段的起始地址（段地址）必須是16倍數，即最後4個二進位制必須全部為0

2、  邏輯段的最大容量為64K（why？因為16位CPU存放地址暫存器只有16位）

實體地址的形成方式：

         由於段地址必須是16倍數，所以值一般形式為XXXX0H,即前16位二進位制是變化的，後四位是固定的0，鑑於段地址的這種特性，可以只儲存前16位二進位制位來儲存整個段基地址，所以每次使用時要段暫存器乘以16得到實際段地址。

邏輯地址=段基地址：偏移地址

其中：段基地址儲存到段暫存器中，偏移地址儲存另個暫存器中

線性地址= 段基地址*16+偏移地址

2.2.2段式管理（32位CPU）

在32位CPU兩種工作方式：由真實模式和保護模式組成。

1、  真實模式：記憶體管理與 16位CPU是一致的。

2、  保護模式：(一般X86執行模式)

段基地址長達32位，每個段的最大容量可達4G，段暫存器的值時段地址的“選擇器”（selecor），用該“選擇器”從記憶體中得到一個32位的段地址，儲存單元的

實體地址=該段基地址（Base）+段內偏移地址（offset）

2.2頁式管理（分頁管理）

概念

1、  線性地址頁：從管理和效率的角度出發，線性地址被分為固定長度的組，稱為頁（page）。例如32位機器，線性地址最大可為4G，如果用4KB為頁容量，這樣將線性地址劃分為2^20個頁。

2、  物理頁：另一類“頁”，稱為“物理頁”，或者是“頁框、頁幀”。分頁單元把所有的實體記憶體也劃分為固定長度的管理單位，它的長度一般與線性地址頁是相同。

如何將兩者之間的對映？通過頁式管理實現對映。

頁式管理具體流程：

說明：

1、  分頁單元中，頁目錄的地址放在CPU的CR3暫存器中，是進行地址轉換的起始點。

2、  每個程序，都有其獨立的虛擬地址空間，執行一個程序，首先需要將它的頁目錄地址放到CR3暫存器中，將其他程序儲存下來。

3、  每一個32位的線性地址被劃分三部分：頁目錄索引（10位）:頁表索引（10位）:偏移（12位）

下面是地址轉換的步驟：

第一步：裝入程序的頁目錄地址（作業系統在排程程序時，把這個地址裝入CR3）

第二步：根據線性地址前十位，在頁目錄中，找到對應的索引項 即頁表地址。

第三步：根據線性地址中間十位，在頁表中，找到對應的索引項 即頁的起始地址。

第四步：將頁的起始地址與線性地址最後12位相加，等到實體地址。

1、  這樣的二級模式是否支援定址4G的實體地址空間？為什麼？

支援。因為頁目錄支援定址2^10個頁表，每個頁表支援定址2^10個頁，每個頁由2^12=4Kbyte組成，即2^10* 2^10*2^12=4Gbyte滿足。

2、  由上圖實體地址的頁容量多大？有什麼決定的？

在二級模式下，頁容量由線性地址[bit11:0]決定，頁容量=2^12=4Kbyte。

根據上面的分段管理和分頁管理，得出下圖

該圖源於/www.cnblogs.com/image-eye/archive/2011/07/13/2105765.html部落格

三、linux記憶體管理

Linux核心的設計並沒有全部採用intel所提供的段機制，僅僅是有限度使用了分段機制。這不僅簡化了linux核心的設計，而且為了把linux移植到其他平臺創造了條件，因為很多RISC處理器並不支援段機制。

為什麼是linux核心設計有限度使用分段機制？

因為linux核心中記憶體管理中：所有的段的基地址均為0，即每個段的邏輯地址與線性地址保持一致（即邏輯地址的偏移量值與線性線性的地址值相同），而完成利用了分頁機制。

         前面介紹的i386的二級頁管理架構，有些CPU使用三級或四級架構。在linux2.6.29核心為每種CPU提供統一介面，四級頁管理架構，來相容二級三級 四級管理架構的CPU。四級架構詳見下面：

其中：

1、頁全域性目錄（page global directory）：多級頁表的抽象最高層

3、頁中間目錄( page middle directory):即pmd 頁表的中間層

4、頁表（page table entry）:pte

5、頁:即具體實體地址