1. 物理地址和逻辑地址

物理地址：加载到内存地址寄存器中的地址，内存单元的真正地址。在前端总线上传输的内存地址都是物理内存地址，编号从0开始一直到可用物理内存的最高端。这些数字被北桥(Nortbridge chip)映射到实际的内存条上。物理地址是明确的、最终用在总线上的编号，不必转换，不必分页，也没有特权级检查(no translation, no paging, no privilege checks)。

逻辑地址：CPU所生成的地址。逻辑地址是内部和编程使用的、并不唯一。例如，你在进行C语言指针编程中，可以读取指针变量本身值(&操作)，实际上这个值就是逻辑地址，它是相对于你当前进程数据段的地址（偏移地址），不和绝对物理地址相干。

为什么会有这两种地址？

个人觉的原因在于逻辑地址分配更加灵活，可以允许不唯一，看起来也较为直观，例如，一段代码中分配数组，逻辑地址上是连续的，然而在物理地址上，这个数组所占用的页可能分散开来，物理地址上就是不连续的，这样对程序的可理解性上有影响。另外，有了逻辑地址这个概念，才能使用虚拟内存技术。

2. Paging，分页内存管理方案

(1) 分页的最大作用就在于：使得进程的物理地址空间可以是非连续的。

物理内存被划分为一小块一小块，每块被称为帧(Frame)。分配内存时，帧是分配时的最小单位，最少也要给一帧。在逻辑内存中，与帧对应的概念就是页(Page)。

逻辑地址的表示方式是：前部分是页码后部分是页偏移。

例如，已知逻辑空间地址为2^m个字节（也就是说逻辑地址的长度是m位），已知页大小是2^n字节。那么一共可以有2^(m-n)个页。因此页码部分会占m-n位，之后的n位，用来存储页偏移。

举个例子， 页大小为4B，而逻辑内存为32B（8页），逻辑地址0的页号为0，页号0对应帧5，因此逻辑地址映射为物理地址5*4+0=20。逻辑地址3映射物理地址5*4+3=23。逻辑地址13(4*3+1，页号为3，偏移为1，因此帧号为2)，映射到物理地址9。



采用分页技术不会产生外部碎片(内存都被划分为帧)，但可能产生内部碎片(帧已经是最小单元，因此帧内部可能有空间没有用到)。

按概率计算下来，每个进程平均可有半个帧大小的内部碎片。

(2) 页表的硬件实现

上一小节中写到页表是逻辑地址转化到物理地址的关键所在。那么页表如何存储？

每个操作系统都有自己的方法来保存页表。绝大多数都会为每个进程分配一个页表。现在由于页表都比较大，所以放在内存中(以往是放在一组专用寄存器里)，其指针存在进程控制块(PCB)里，当进程被调度程序选中投入运行时，系统将其页表指针从进程控制块中取出并送入用户寄存器中。随后可以根据此首地址访问页表。

页表的存储方式是TBL(Translation look-aside buffer, 翻译后备缓冲器)+内存。TBL实际上是一组硬件缓冲所关联的快速内存。若没有TBL，操作系统需要两次内存访问来完成逻辑地址到物理地址的转换，访问页表算一次，在页表中查找算一次。TBL中存储页表中的一小部分条目，条目以键值对方式存储。



(3) 页表的数据结构

a.

今年是2013年，现有的笔记本电脑，内存地址空间一般为2^32字节以上。对于具有32位逻辑地址空间的计算机系统，如果系统的页大小为4KB(2^12B)，那么页表可以拥有2^(32-12)个，也就是一百多万个条目，假设每个条目占有4B，那每个进程都需要4MB的物理地址空间来存放页表本身。而且，页表本身需要分配在连续内存中。

为此，Hierarchical Paging(层次化分页)被提出，实际上就是将页号分为两部分，第一部分作为索引，第二部分作为页号的偏移。

以一个4kb页大小的32位系统为例。一个逻辑地址被分为20位的页码和12位的页偏移。因为要对页表进行再分页，所以该页号可分为10位的页码和10位的页偏移。这样一个逻辑地址就表示如下形式：



 

地址转换过程如下：

 



地址由外向内转换，因此此方法也被称为forward-mapped page table(向前映射表)。

（1）物理地址

CPU地址总线传来的地址，由硬件电路控制其具体含义。物理地址中很大一部分是留给内存条中内存的，但也常被映射到其他存储器上（如显存、bios等）。在程序指令中的虚拟地址经过段映射和页面映射后，就生成了物理地址，这个物理地址被放到CPU的地址线上。

（2）总线地址

总线的地址线或在地址周期上产生的信号。外设使用的是地址总线，cpu使用的是物理地址。

物理地址和总线地址之间的关系有系统设计决定的。在X86平台上，物理地址就是总线地址，这是因为它们共享相同的地址空间。在其他平台上，可能需要转换/映射。

（3）虚拟地址

现代操作系统普遍采用虚拟内存管理（virtual memory management）机制，这需要MMU的支持。MMU通常是CPU的一部分，如果处理器没有MMU，或者有MMU但没有启用，CPU执行单元发出的内存地址将直接传到芯片引脚上，被内存芯片（物理内存）接收，这成为物理地址，如果处理器启用了MMU,CPU执行单元发出的内存地址将被MMU截获，从CPU到MMU的地址称为虚拟地址，而MMU将这个地址翻译成另一个地址发到CPU芯片的外部地址引脚上，也就是讲虚拟地址映射成物理地址。

      linux中，进程的4GB内存分为用户空间和内核空间。用户空间分布为1~3GB剩下的1GB为内核空间。程序员只能使用虚拟地址。系统中每个进程有各自的私有用户控件（0~3GB），这个空间对系统中的其他进程是不可见的。

编址方式

物理地址：

这里说的物理地址是内存中的内存单元实际地址，不是外部总线连接的其他电子元件的地址！

物理地址属于比较好理解的，物理地址就是内存中每个内存单元的编号，这个编号是顺序排好的，物理地址的大小决定了内存中有多少个内存单元，物理地址的大小由地址总线的位宽决定!

虚拟地址：

虚拟地址是CPU保护模式下的一个概念，保护模式是80286系列和之后的x86兼容CPU操作模式，在CPU引导完操作系统内核后，操作系统内核会进入一种CPU保护模式，也叫虚拟内存管理，在这之后的程序在运行时都处于虚拟内存当中，虚拟内存里的所有地址都是不直接的，所以你有时候可以看到一个虚拟地址对应不同的物理地址，比如A进程里的call函数入口虚拟地址是0x001，而B也是，但是它俩对应的物理地址却是不同的，操作系统采用这种内存管理方法

1.      是防止程序对物理地址写数据造成一些不可必要的问题，比如知道了A进程的物理地址，那么向这个地址写入数据就会造成A进程出现问题，在虚拟内存中运行程序永远不知道自己处于内存中那一段的物理地址上！

现在操作系统运行在保护模式下即便知道其他进程的物理地址也不允许向其写入！但是可以通过操作系统留下的后门函数获取该进程上的虚拟地址空间所有控制权限并写入指定数据，详细会在反汇编编程中教给大家！

2.      虚拟内存管理采用一种拆东墙补西墙的形式，所以虚拟内存的内存会比物理内存要大许多。

在进入虚拟模式之前CPU以及Bootloader（BootLoader是在操作系统内核运行之前运行。可以初始化硬件设备、建立内存空间映射图，从而将系统的软硬件环境带到一个合适状态，以便为最终调用操作系统内核准备好正确的环境），操作系统内核均运行在实模式下，直接对物理地址进行操作！

虚拟内存中也有分页管理，这种管理方法是为了确保内存中不会出现内存碎片，当操作系统内核初始化完毕内存中的分页表后CPU的分页标志位会被设置，这个分页标志位是给MMU看的！

分页管理：

内存分页其实就是我们所说的4G空间，内存的所有内存被操作系统内核以4G为每页划分开，当我们程序运行时会被加载到内存中的4G空间里，其实说是有4G其实并没有真正在的4G空间，4G空间中有一小部分被映射到了物理内存中，或者被映射到了硬盘的文件上（fopen），或者没有被映射，还有一部分在内存当中就会被划分栈，堆，其中有大片大片的内存是没有被映射的，同样物理内存也是被分页了用来与虚拟内存产生映射关系！

其实真正情况下只有3G用户空间，假如你的内存是4G的那么其中有1G是给操作系统内核使用的，所谓的4G空间只是操作系统基于虚拟内存这种拆东墙补西墙的形式给你一种感觉每个进程都有4G的可用空间一样！

这里来说一下拆东墙补西墙，当我们程序被加载进4G空间时其实根本用不了所谓的4G空间，其中有大片内存被闲置，那么这个时候呢，其他程序被加载进来时发现内存不够了，就把其他程序里的4G空间里闲置部分拿出来给这个进程用，换之这个进程内存不够时就会把其他进程里闲置的空间拿过来给该进程使用。银行也是如此！

当我们要对物理地址做操作时比如if语句要根据CPU的状态标志寄存器来做不同的跳转，那么这个时候就要对CPU额状态寄存器做操作了就必须知道它的物理地址，内存中有一个电子元件叫MMU负责从操作系统已经初始化好的内存映射表里查询与虚拟地址对应的物理地址并转换，比如mov 0x4h8这个是虚拟地址，当我们要对这个虚拟地址里写数据时那么MMU会先判断CPU的分页状态寄存器里的标志状态是否被设定，如果被设定那么MMU就会捕获这个虚拟地址物理并在操作系统内核初始化好的内存映射表里查询与之对应的物理地址，并将其转换成真正的实际物理地址，然后在对这个实际的物理地址给CPU，在由CPU去执行对应的命令，相反CPU往内存里读数据时比如A进程要读取内存中某个虚拟地址的数据，A进程里的指令给的是虚拟地址，MMU首先会检查CPU的分页状态寄存器标志位是否被设置，如果被设置MMU会捕获这个虚拟地址并将其转换成相应的物理地址然后提交给CPU，在由CPU到内存中去取数据！

当我们内存中的容量不够时CPU会从磁盘中分割内存出来给程序用，当然磁盘分割出来的程序速度要慢许多，具体请查看“深度理解指令集”这篇文章！

 

内存碎片，内存碎片分为两种，一种是内部碎片和外部碎片！

内部碎片：

内部碎片是指在内存中已经被分配出去的内存，但是进程不使用这一块内存，进程却一直占用着导致操作系统无法回收给其他进程使用，为了有效的防止这种空间上的浪费现象所以使用了内存分页管理机制！

操作系统在内存中会维护一个内存信息分页表用于标示某段到某段为个页面!

 



 

比如在内存中分配这样的一个地址，当ID为1的内存不用了，但是该进程一直占用着这段ID0-2的内存，所以如果此时分配一个长度为2字节的内存空间，ID1的内存刚好足够分配但是这段地址一直被该进程所占用着，所以无法分配！

后来Intel工程师为了防止这种情况的出现用页为单位的内存管理方式，有效的防止了这种内存碎片的情况发生！



 

这样的话页ID为1的地方为单独的一个页，当进程不使用时操作系统可以将该页内存分配给其他进程所使用！

但是这种分页内存往往也会出现一些内存碎片，比如分页分到最后剩下一部分不足以分配给其他进程所使用的内存页面也称为内部碎片，只不过这种浪费比原本的浪费要节约许多！

外部碎片：

外部碎片是指还没有被分配的内存空间，但是这些空间因为拆东墙补西墙的原因导致内存地址不连续，也无法分配给其他进程使用，或者地址连续但是却因为容量太小无法分配给其他进程使用！

 

逻辑地址：

逻辑地址由两部份组成，段标识符和段内偏移量。段标识符是由一个16位长的字段组成，称为段选择符。其中前13位是一个索引号。后面3位包含一些硬件细节，如图（转载百度百科）：



 

 

 

逻辑地址即程序中的段地址，比如说0x1到0x4为一个页面，那么0x1-0x4之间的段地址称为逻辑地址，逻辑地址可以通过内存中的段数组里寻找段选择符+段偏移地址轻易得到物理地址。

一般操作系统需要维护两个段描述表：GDT（全局描述符表GDT（GlobalDescriptor Table）在整个系统中，全局描述符表GDT只有一张(一个处理器对应一个GDT)，GDT可以被放在内存的任何位置，但CPU必须知道GDT的入口，也就是基地址放在哪里，Intel的设计者门提供了一个寄存器GDTR用来存放GDT的入口地址，程序员将GDT设定在内存中某个位置之后，可以通过LGDT指令将GDT的入口地址装入此寄存器，从此以后，CPU就根据此寄存器中的内容作为GDT的入口来访问GDT了。GDTR中存放的是GDT在内存中的基地址和其表长界限。）,LDT（局部描述符表可以有若干张，每个进程任务都有一张，LDT对应GDT里的某段子描述符，可以把LDT理解成二级描述符，GDT为一级描述符,LDT的入口地址保存在LDTR的寄存器里）。

如图所示：



 

 

 

GDT在内存中的地址和大小存放在CPU的gdtr控制寄存器中，而LDT则在ldtr寄存器中。

什么时候使用全局和局部的呢？这是由段描述符中的T1字段表示的，=0，表示用GDT，=1表示用LDT。

局部的表示进程自己的，仅进程自己可以使用，全局的则表示操作系统等所有进程都可以使用！

如果不使用段偏移表示地址的话则称为虚拟地址！

线性地址：

线性地址是逻辑地址到物理地址之间的一个中间层变换，程序代码会产生逻辑地址，或者说是段中的偏移地址，加上相应段的基地址就生成了一个线性地址，逻辑地址是如何知道自己的段基的址？是通过局部LDT段描述符获取的。

如果启用了分页机制，那么MMU内存管理单元会在内存映射表里寻找与线性地址对应的物理地址。若没有启用分页机制，那么线性地址直接就是物理地址。Intel 80386的线性地址空间容量为4G（2的32次方即32根地址总线寻址）。

 

总结：

1.虚拟地址是CPU保护模式下的一个概念，保护模式是80286系列和之后的x86兼容CPU操作模式，在进入虚拟模式之前CPU以及Bootloader，操作系统内核均运行在实模式下，直接对物理地址进行操作！

2.虚拟内存中也有分页管理，这种管理方法是为了确保内存中不会出现内存碎片，当操作系统内核初始化完毕内存中的分页表后CPU的分页标志位会被设置，这个分页标志位是给MMU看的！

3.虚拟内存采用一种拆东墙补西墙的形式让每个进程都拥有3G用户空间！

4.当内存中的容量不够时会从磁盘中切割内存出来供进程使用！

5.内部碎片：

内部碎片是指在内存中已经被分配出去的内存，但是进程不使用这一块内存，进程却一直占用着导致操作系统无法回收给其他进程使用！

6.外部碎片：

外部碎片是指还没有被分配的内存空间，但是这些空间因为拆东墙补西墙的原因导致内存地址不连续，也无法分配给其他进程使用，或者地址连续但是却因为容量太小无法分配给其他进程使用！

 

7.内存中有一个叫MMU（内存管理单元）的电子元件负责从操作系统已经初始化好的内存映射表里查询与虚拟地址对应的物理地址并转换，

8.逻辑地址由两部份组成，段标识符和段内偏移量。

逻辑地址即程序中的段地址，比如说0x1到0x4为一个页面，那么0x1-0x4之间的段地址称为逻辑地址，逻辑地址可以通过内存中的段数组里寻找段选择符+段偏移地址轻易得到物理地址。

线性地址是逻辑地址到物理地址之间的一个中间层变换，程序代码会产生逻辑地址，或者说是段中的偏移地址，加上相应段的基地址就生成了一个线性地址。

 

摘要：微信搜索【三桥君】

本文只讲逻辑地址转换为物理地址的计算方法

一、依据
（1）计算十六进制使用公式
逻辑地址=页号+页内地址

物理地址=块号+页内地址
【解析】

逻辑地址转换为物理地址其实就是页号转换为块号。
他们之间的页内地址是一样的。
然后，我们要搞清楚页号、块号、页内地址怎么求的，然后通过公式带进去就可以求出逻辑/物理地址。
页内地址的表达方式是2进制的，所以不管给的逻辑地址、物理地址都先转换为2进制。具体页内地址取几位，通过题目给的去求，如“每页为1KB”。
（2）计算非十六进制使用公式
物理地址=块号*页内大小+页内地址

页号=逻辑地址/页面大小字节=（取整数）

页内地址=逻辑地址%页面大小字节=（取余数）
二、例题
1、十六进制
设某用户的编程空间共32个页面，每页为1KB，内存容量为16KB。假定用户程序的页表如下所示。请计算逻辑地址0A5CH所对应的物理地址。（要写出计算过程）



【分析】

逻辑地址为0A5CH；

页内地址的位数通过“每页为1KB”转换成2的n次幂去求解，n次幂=位数。

页号的位数通过逻辑地址的位数减去页内地址的位数，即16-页内地址的位数。
【解答】

因为 逻辑地址为0A5CH，

所以 逻辑地址转换为2进制为 0000 1010 0101 1100；

因为 1KB=2^10B，

所以 页内地址的位数=10；

所以 页内地址为10 0101 1100；即页号为0000 10。

因为 页号转换为10进制为2，

所以 对应的块号为4；

所以 块号的2进制为000100。

因此，物理地址= 000100 10 0101 1100，即0001 0010 0101 1100。

转换为16进制为125CH。
【说明】

其实这题逻辑地址转换为物理地址的做法就是：

把逻辑地址的页号部分：0000 1010 0101 1100

转换成对应物理地址的块号：0001 0010 0101 1100

这样就完成了转换。
2、非十六进制
在采用分页存储管理的系统中，某作业J的逻辑地址空间为4页（每页2KB），且已知该作业的页面映像表（即页表）如下：试借助地址变换图求出有效逻辑地址4865所对应的物理地址。（要写出计算过程）


【分析】

页号=逻辑地址/页面大小字节=（取整数）

页内地址=逻辑地址%页面大小字节=（取余数）
【解答】

页号P=4865/2K=4865/2048（转为10进制）=2，

页内地址W=4865 % 2048=769；

则通过查找页表，可知第2页放于第6块中，

因此逻辑地址4865所对应的物理地址为：

6*2048+769=13057


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