物理地址
用于芯片级内存单元寻址，对应着与CPU相连的地址总线。地址总线宽度决定了系统寻址能力，比如32位总线地址的寻址为2^32，即4G。但对于64位总线地址，那就是2^64，在目之所及的将来也是足够的。以系统启动时打印的E820表为例，该系统物理地址范围是0x0000000000000000-0x000000023fffffff，对应的物理内存大概是8G的空间，中间还有一些IO口和PCI设备占据一定空间，具体可以查看/proc/iomem。
BIOS-provided physical RAM map:BIOS-e820: [mem 0x0000000000000000-0x000000000009fbff] usable ---630KBIOS-e820: [mem 0x000000000009fc00-0x000000000009ffff] reserved ---1KBIOS-e820: [mem 0x00000000000f0000-0x00000000000fffff] reserved ---63KBIOS-e820: [mem 0x0000000000100000-0x00000000bffd9fff] usable ---3070MBIOS-e820: [mem 0x00000000bffda000-0x00000000bfffffff] reserved ---151KBIOS-e820: [mem 0x00000000feffc000-0x00000000feffffff] reserved ---15KBIOS-e820: [mem 0x00000000fffc0000-0x00000000ffffffff] reserved ---255KBIOS-e820: [mem 0x0000000100000000-0x000000023fffffff] usable ---5119M
但是实际程序并不是使用物理地址来访问，如果使用物理地址，每个进程都可以操作同一个地址，那就无法保证多个进程的隔离性；同时也十分容易把内核搞崩。
线性地址(即虚拟地址)
线性地址，即虚拟地址，对应的是虚拟内存。在虚拟内存下，每个进程都有相同的虚拟地址空间，但是实际对应的物理页面是不同的。有了虚拟内存这一层封装，程序就不需要关注具体物理内存位置，专注自己的逻辑即可，因而程序运行时都是通过虚拟地址来访问指令和数据。
比如符号表/boot/System.map中记录的就是内核函数的虚拟地址，我们调用函数时，最终就是到对应的内存地址上获取指令。
ffffffff81a7b700 d traceon_count_probe_opsffffffff81a7b720 d func_optsffffffff81a7b740 d func_flagsffffffff81a7b760 d tracer_flagsffffffff81a7b780 d trace_optsffffffff81a7b7a0 d wakeup_prio
逻辑地址
包含在机器语言指令中，用来指定操作数或者操作指令的地址，每个逻辑地址由一个段和偏移量组成。引入逻辑地址是为了兼容远古时代的段式内存管理方式。那时还是直接使用物理地址，为了支持多进程并发，需要对各个进程重定位。目前的系统已经不需要通过这种方式。
物理内存的管理
面对几G甚至几T的内存，为了便于管理，我们把物理内存按照某个大小(一般是4K)来分割，分而治之，形成一个个页帧。而虚拟内存层面，则用页来表示。那这中间的映射关系维护，就需要页表来完成。
页表
用来将虚拟地址空间映射到物理地址空间的数据结构称为页表。但对虚拟地址空间中的每一页，都分配一个数组项也会有问题，我们以32位系统为例，虚拟地址空间为2^32，即4G，按每页4K大小，需要4*1024*1024/4，约100万，更不用说大得多的64位虚拟地址空间。
由于虚拟地址空间的大部分区域都没有使用，也就不需要关联到页帧，那么就可以使用功能相同，但内存用量少得多的模型：多级分页。
目前，64位Linux系统采用四级分页，
页全局目录(Page Global Directory)页上级目录(Page Upper Directroy)页中间目录(Page Middle Directory)页表(Page Table)
但并不是64位都用来寻址，我们只使用其中的48位，寻址空间为2^48，即256TB。在x86_64平台下，线性地址分级为9+9+9+9+12，对应的bit shift如下：
#define PGDIR_SHIFT39#define PUD_SHIFT30#define PMD_SHIFT21#define PAGE_SHIFT12
对于进程，每一个进程有它自己的页全局目录和自己的页表集，当发生进程切换时，系统把cr3控制寄存器的内容保存在前一个执行进程的描述符中，然后把下一个要执行的进程的描述符的值装入cr3寄存器中。因此，当新进程重新开始在CPU上执行时，分页单元指向一组正确的页面。
MMU与TLB
通过多级页表我们可以节省大量内存，但是每次访问内存时，必须逐级访问多个数组才能将虚拟地址转换为物理地址。 针对这个问题，CPU引入两种方法来加速该过程，
MMU(Memory Management Unit)，专门处理地址转换的单元，该单元优化了内存访问操作TLB(Translation Lookaside Buffer)，地址转换中出现最频繁的地址，会被保存到CPU高速缓存中，也就是TLB——地址转换后备缓冲器。这样就无需访问内存中的页表即可从高速缓存直接获得地址，从而加速地址转换
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