数据总线
数据总线是CPU和内存之间传输数据的单元。
如果主板是一个城市，总线就是公共汽车，而数据总线就是最常见的一种公共汽车，在CPU和内存之间传输比特。
数据总线的单位是每秒多少MB。
地址总线
地址总线是CPU用来管理内存的单元。
一根地址总线代表1位，位宽是同时能传递二进制数据的数量（位数），也就是说：一次性可以传递0或者1的数量。
位宽为n，理论寻址范围是2的n次方。比如32的位宽，寻址范围是2的32次方，大约4G，
我们常说的线性地址空间就是地址总线的寻址范围。
这也是为什么，32位的系统最大支持4G的物理内存（因为最大的线性地址空间就是4G）。
拓展：我们常说的总线，就是系统总线，是数据总线、地址总线和控制总线的统称。
线性地址空间
系统中从0x00000000-0xFFFFFFFF的虚拟存储空间。
逻辑地址
程序中由程序员指定的地址，也就是代码对应的地址。
逻辑地址由段和偏移量组成。
内存寻址
linux系统内存寻址首先是执行分段机制，把逻辑地址转化为线性地址；然后执行分页机制，将线性地址转化为物理地址。
物理内存
这个就是电脑中DRAM内存条的大小。
虚拟内存
CPU最早的时候，寻址方式采用的是直接访问物理内存。后来才改变为现在所采用的，通过虚拟内存间接的访问物理内存的机制。
我们知道进程由fork产生，每个进程都有独立的内存空间，这就是常说的用户空间；以及进程共用的内存空间——内核空间。
一般来说，对于4G的内存，用户空间3G，内核空间1G。
用户空间可能存在磁盘上，但是内核空间永远在主内存上。
用户空间的映射方式是通过页表来实现，内核空间的映射方式是通过线性来实现。
对于64位的系统，寻址空间有2的64次方大小，理论支持非常大的虚拟内存。但是，实际上最大支持的虚拟内存被厂商限制了，比如最大支持64G或者128G。
如果你的电脑物理内存为8G，但是进程所需要的内存32G，这个时候怎么办呢？
采用早期的CPU直接访问物理内存的方式，直接死路一条！
而虚拟内存这种机制，恰好提供了合适的解决方案：
虚拟内存的大小是物理内存+交换分区的大小，交换分区是在硬盘上划分一个区域来充当内存，一般是物理内存的2倍。
这样一来，如果笔记本物理内存是8G，设置交换分区为32G，虚拟内存大小就为32G+8G=40G，内存就够用了！（其本质是拆东墙补西墙而已）
采用虚拟内存这种机制，其运作原理是怎么样的呢？下面来说说：
计算机会对虚拟内存地址空间（也就是线性地址空间）（32位为4G）分页产生页（page），对物理内存地址空间（假设256M）分页产生页帧（page frame），
所以呢，在这里，虚拟内存的页数势必要大于物理内存的页帧数。
在计算机上有一个页表（page table），就是映射虚拟内存页到物理内存页的，更确切的说是页号到页帧号的映射，而且是一对一的映射。
但是问题来了，虚拟内存页的个数 > 物理内存页帧的个数，岂不是有些虚拟内存页的地址永远没有对应的物理内存地址空间？
不是的，系统是这样处理的。
系统有个页面失效（page fault）机制：
操作系统找到一个最少使用的页帧，让他失效，并把它写入磁盘，这样就有空闲的物理内存空间了。
随后把需要访问的页放到页帧中，并修改页表中的映射，这样就保证所有的页都有被调度的可能了。
这就是处理虚拟内存地址到物理内存的步骤。
而这个工作是由CPU上叫做MMU（内存管理单元）的来负责，需要用到分页表。
一般来说，每个页的大小为4KB，这也是数据块的大小，因为数据块是文件存储的最小单位。
虚拟内存地址由页号和偏移量组成，页号就是一个编号，用来对应的物理内存地址中页帧这个概念；而偏移量就是页的大小，实际存储数据的空间。
举个例子，有一个虚拟地址它的页号是4，偏移量是20，那么他的寻址过程是这样的：
首先到页表中找到页号4对应的页帧号（比如为8），如果页不在内存中，则用失效机制调入页，否则把页帧号和偏移量传给MMU（CPU的内存管理单元）组成一个物理上真正存在的地址，接着就是访问物理内存中的数据了。