物理地址
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。
2、连续内存分配方案：
内存必须容纳操作系统和各种用户进程，因此必须尽可能有效得分配内存，在分配内存过程中，通常需要将多个进程放入内存中，前面提到过，我们需要每个进程的空间相互独立，而且我们必须保护每个进程的内存空间的独立性，如果不同的进程间需要通信，可以按照我们前面提到的通信方法进行通信，但是在此时，我们考虑内存空间独立性的实现。这就涉及到内存分配：
我们将整个内存区域多个固定大小的分区，每个分区容纳一个进程，当一个分区空闲时，可以将内存调入内存，等待执行，这是最简单的内存分配方案，但是这种方案存在很多问题，我们并不知道每个进程需要多大的空间，如果空间过小，那么我们的进程就存不下，如果进程都很小，但是我们分区很大的话，那么会造成很大程度的浪费，这些在每个分区未被利用的空间，我们称之为碎片。
3、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TLB(Translation look-aside buffer, 转换表缓冲区)+内存。TLB实际上是一组硬件缓冲所关联的快速内存。若没有TLB，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
1）层次化分页
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)。
2）Hashed Page Tables 哈希页表
处理超过32位地址空间的常用方法是使用hashed page table(哈希页表)，并以虚拟页码作为哈希值。哈希页表的每一条目都包括一个链表的元素，这些元素哈希成同一位置。每个元素有三个域：虚拟页码，所映射的帧号，指向链表中下一个元素的指针。
个人看来，哈希页表的地址转换方式，实际上是Chaining(链接)方式，也就是一种哈希函数的溢出处理方式(另一种溢出处理方式叫做Open Addressing，开放寻址)，具体过程如下：
逻辑地址需要大于32bit的地址空间来表示，但是操作系统仍只有32bit来表示地址。此时人们便想到虚拟页地址，虚拟地址可以在32bit表示范围之内，然后利用哈希函数完成逻辑地址到虚拟地址的映射，由于虚拟地址更少，哈希函数会出现溢出，这里使用Chaining来解决溢出。
逻辑地址中的页号(下图中的p)经过哈希函数的计算，算出虚拟地址中的页号，根据虚拟页号可以在哈希表中查找，用p与链表中的每一个元素的第一个域相比较。如果匹配，那么相应的帧号就用来形成物理地址。如果不匹配，就对链表中的下一个节点进行比较，以寻找一个匹配的页号。为什么要存在下一个元素的指针呢？？就是因为哈希函数用开放地址法处理碰撞。
3）反向页表
在分页系统中为每个进程配置一张页表，进程逻辑地址空间中的每一页，在页表中都对应有一个页表项。在现代计算机系统中通常允许一个进程的逻辑地址空间非常大，因此就有很多页表项，从而占用很多的内存空间。为了减少页表占用的内存空间而引入了反向页表(Inverted Page Table)。一般页表的表项是按页号进行排序，页表项中的内容是物理块号。而反向页表是为每一个物理块设置一个页表项并将按物理块号排序，其中的内容则是页号及其隶属进程的标志符。
在利用反向页表进行地址变换时，是用进程标志符和页号去检索反向页表；若检索完整个页表都未找到与之匹配的页表项，表明此页此时尚未调入内存，对于具有请求调页功能的存储器系统应产生请求调页中断，若无此功能则表示地址出错；如果检索到与之匹配的表项，则该表项的序号i便是该页所在的物理块号，将该块号与页内地址一起构成物理地址。
虽然反向页表可以有效地减少页表占用的内存，然而该表中却只包含已经调入内存的页面，并未包含那些未调入内存的各个进程的页面，因而必须为每个进程建立一个外部页表(External Page Table)，该页表与传统页表一样，当所访问的页面在内存时并不访问这些页表，只是当不在主存时才使用这些页表。该页表中包含了页面在外存的物理位置，通过该页表可将所需要的页面调入内存。
4、分段内存管理方案
采用分页内存管理有一个不可避免的问题：用户视角的内存和实际内存的分离。设想一段main函数代码，里面包含Sqrt函数的调用。按照编写者的理解，这段代码运行时，操作系统应该分配内存给：符号表(编译时使用)，栈(存放局部变量与函数参数值)，Sqrt代码段，主函数代码段等。这样，编写者就可以方便地指出："函数sqrt内存模块的第五条指令"，来定位一个元素。而实际上，由于采用分页的管理方式，所有的一切都只是散落在物理内存中的各个帧上，并不是以编写者的理解来划分模块。
分段的内存管理方式可以支持这种思路。逻辑地址空间由一组段组成。每个段都有名字和长度。地址指定了段名称和段内偏移。因此用户通过两个量来指定地址：段名称和偏移。段是编号的，通过段号而非段名称来引用。因此逻辑地址由有序对构成：
<segment-number,offset>(<段号s, 段内偏移d>)
段偏移d因该在0和段界限之间，如果合法，那么就与基地址相加而得到所需字节在物理内存中的地址。因此段表是一组基地址和界限寄存器对。
例如下图，有5个段，编号0~4，例如段2为400B开始于位置4300，对段2第53字节的引用映射成位置4300+53=4353。而段0字节1222的引用则会触发地址错误，因为该段的仅为1000B长(界限为1000)。
本文部分内容参考http://blog.csdn.net/u010953266/article/details/42774117和http://blog.csdn.net/cn_wk/article/details/52736466