每个进程都拥有4G（2的32次方）的虚拟地址空间。在实际编程过程中，指针中存放的地址也都是32位的线性地址（虚拟地址），经过页目录、页表等分页机制变换以后可以得到真正的物理地址，而这个物理地址也是32位的。对于32位的CPU来说没有任何问题，因为它的地址总线是32位的，寻址空间也就是2的32次方（4G）。那么我的问题就出来了：CPU的寻址空间是2的32次方（4G），程序要访问的物理地址（线性地址经过分页机制变换以后得到地址）也是32位的，这种情况下的内存应该至少是4G才对（再次强调：经过页机制转换以后得到的物理地址是32位的），而平时我们自己用的计算机才一两个G（比如说就1个G），那么这时候的内存是怎么编址的呢（1G内存只要30根地址线就够了，相应的的物理地址位数只要30位就行了，用不了32位啊）？还是另一种原因啊：线性地址经过页机制变换以后得到的不是真正的物理地址，这个地址任然是一个虚拟地址？......困惑中......请高手给予解答，万分感激！问题真能够解决的话，分值可以追加的

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就理解为物理地址真正有效的部分只有1G

[img=回复zl_Alen： 兄弟，你说的这些我都知道。咱们平时写的程序中变量的地址就是所谓的虚拟地址（线性地址），可以用WinDbg进行调试，就可以把相应的线性地址转换为物理地址。现在是32位的线性地址已经转换成物理地址了，而且这个物理地址也是32位的，这种情况下CPU怎么寻址1G的内存空间呢？][/img]

楼主，首先我不明白你所说的物理地址也是32位之说。
既然你都知道了MMU功能，是一个基于表查询机制的，那何来的32位物理地址，或者说这个32位物理地址只是页表或者页框在内存中的位置（如果是这样的话倒是说得通，页目录项和页表项都是32位的物理地址）？

假如我的系统中只有128M内存，页目录项中存放的只是页表在内存中的位置（肯定在128M范围内，如果不再，页目录项对应的标志，没记错的话是有个是否在内存的标志会被置位，这个时候会发生缺页异常）
而页表项中存放的的是页框在内存中的位置（这个也应该在128M范围内，否则同理会出现缺页异常）
而虚拟地址中低12位就是在页框中的偏移量了。

如果发生缺页异常（比如页表或者页框没在128M内存范围内），异常处理程序会寻找一个空闲页（如果内存不够用，还会发送磁盘交换操作），再将该页的地址（这个地址是物理地址）赋值给页目录项或者页表项。

不知道这样楼主是否理解。

线性地址空间与物理地址空间大小不一致，这才导致产生了分页机制。

当需要使用不在物理内存中的页面时，会产生请求调页，然后操作系统负责内存页的换入换出。

当线性地址转换到物理地址，而物理地址不足4G（比如1G），操作系统可以给你分配内存。
你在线性地址空间得到了需要的内存，而物理内存上通过换页机制也可以满足。
（假如你想使用3G开始的1页地址空间，操作系统会把任意空闲的1页内存给你使用）

要是物理内存有4G，那么我觉得分页机制可以取消了，线性地址直接映射给物理地址。

32位的线性地址被分为3段。
    [31:22]存放页目录项地址，即存放要寻址的内存在 页目录表 的第几项，页目录表中的每项称为页目录项，也目录项中存放的是页表的地址（指物理地址）  
    [21:12]存放页表项地址，即内存在 页表 的第几项，页表的每项称为页表项，页表项存放的是该页的物理地址
    [11:0]存放页内偏移地址，通过该值就可以在上面所述的页中找到内存

页目录表地址存放在CPU寄存器或某个全局变量中。

虚拟地址到物理地址的转换都是通过MMU来做的，即使物理地址没有4G，虚拟地址依然可以寻址4G的空间。
这其实也是为什么要有内存管理单元（MMU）及虚拟地址的一个重要原因。

不知到这样你理解了没。

如果不理解可以查阅Linux内存管理相关资料。

其实楼主如果有去看《深入理解Linux内核》的话，相信很快就会明白。

是这样的，真正意义上的内存只有1G。4G到1G，必须得借用硬盘空间。
一个线性地址对应一个物理地址。
一个物理地址可能对应好几个线性地址。
但是，使用中的那个会被放在内存，不使用的放在硬盘。

由于程序的所谓“局部性”原理，一般这样做不会有问题。
当同时使用内存需求大于1G时，机器就会“很卡”，因为操作系统不断地在换入换出内存页。

希望能够解释清楚 O(∩_∩)O~

理解虚拟地址,物理地址,逻辑地下和虚拟内存(放在硬件上的文件),内存页交换机制即可.
PS, 在32bit的硬件平台上,有PAE技术,可以扩展超过4GB的物理内存.

差不多就是这样了

楼主，门槛好高，我想好久才鼓起勇气点击了你的帖子。