电脑物理地址查询，电脑物理地址如何查看
现代操作系统加载可执行文件后，会创建一个进程，进程中的每条指令和数据都会被分配一个虚拟地址。CPU得到这个虚拟地址后，需要将其翻译成内存的物理地址，才能访问指令和数据。本文主要讨论将虚拟地址转换成物理地址的过程和实践，因此分为两部分。
1.虚拟地址翻译成物理地址的过程？
2.举例练习？
虚拟地址翻译成物理地址的过程？CPU第一次访问虚拟地址时，虚拟地址所在的虚拟页不在内存中，虚拟页表项(PTE)也不在TLB，所以要执行的步骤很多，如下图所示。
首次访问虚拟地址
1.处理器将虚拟地址(VA)发送给MMU(内存管理单元)
虚拟地址格式
如上图所示，虚拟地址长度为n，虚拟页面偏移量长度为p。
2.MMU获取虚拟地址中的虚拟页号(VPN)，然后将虚拟页号发送给TLB(翻译备份缓冲区)，TLB根据虚拟页号从TLB映射表中查询PTE(页表项)。
页表条目
3.TLB(翻译后备缓冲器)将查询结果返回给MMU(内存管理单元)
4.MMU(内存管理单元)分析查询结果中是否有PTE(页表项)，发现PTE为空，于是MMU根据页表基址寄存器(PTBR)中的页表起始地址加上虚拟页号(VPN)得到虚拟页表项的物理地址PTEA(页表项地址)，然后将这个物理地址发送给缓存(L1)。
5.缓存(L1)根据PTEA查询内部缓冲区映射表，发现没有找到PTEA映射的内容，即PTE(页表项)，然后向内存请求PTEA下的内容。
6.内存将PTEA下的内容PTE发送到缓存(L1)，缓存(L1)建立PTEA和PTE的映射关系。
7.Cache (L1)再次根据PTEA查询内部缓冲区映射表，这次找到了，然后将PTE发送给TLB。
8 ~ 9.TLB收到PTE后，建立虚拟页号(VPN)和PTE (8)之间的映射，然后将PTE发送给MMU。
10.MMU收到PTE后，检查PTE的有效位，看虚拟页面是否在内存中。
11.MMU检查PTE后，发现虚拟页不在内存中，于是向CPU发送缺页中断，CPU开始执行缺页中断处理程序。
12.根据页面替换算法，缺页中断处理程序选择一个缓冲的虚拟页面作为牺牲页面(如果这个虚拟页面发生变化，它将被更新到磁盘)，并将这个牺牲页面的PTE的有效位设置为0，表示这个牺牲页面已经不在内存中。
13.缺页中断处理程序将缺页从磁盘更改到空闲物理内存中，将缺页虚拟页面的PTE有效位设置为1，并更新物理编号。
14.缺页中断处理程序执行后，跳转到发生缺页的指令，然后CPU重新执行指令，重新发送虚拟地址到MMU，跳转到1，开始下一个周期。
当CPU第二次访问同一个虚拟地址时，虚拟地址所在的虚拟页已经在内存中，虚拟页表项(PTE)也在TLB中，所以要执行的步骤就少了很多，如下图所示。
第二次访问虚拟地址
1.处理器将虚拟地址(VA)发送给MMU(内存管理单元)
2.MMU获取虚拟地址中的虚拟页号(VPN)，然后将虚拟页号发送给TLB(翻译备份缓冲区)，TLB根据虚拟页号从TLB映射表中查询PTE(页表项)。
3.TLB(翻译后备缓冲器)将查询结果返回给MMU(内存管理单元)
4.MMU(内存管理单元)分析查询结果中是否有PTE(页表项)，发现PTE有值并命中，然后检查PTE的有效位，发现有效位为1，所以没有缺页。根据虚拟地址中PTE plus (VPO)中的物理号，计算指令或数据的物理地址PA，并将PA发送到cache (L1)
5.缓存(L1)根据PA查询内部缓冲区映射表，发现没有找到PA映射的内容，即指令或数据，然后向内存请求PA下的内容。
6.内存将PA下的内容发送到缓存(L1)，缓存(L1)建立两者之间的映射关系
7.Cache (L1)根据PA再次查询内部缓冲区映射表，这次找到，然后将代码或指令发送到数据总线。CPU从数据总线收到数据后感叹，终于拿到数据了。
当CPU第三次访问同一个虚拟地址时，与第二次不同是因为虚拟地址对应的物理地址的数据已经映射到缓存(L1)中，所以不再从内存中查询。
好了，把虚拟地址翻译成物理地址的整个过程已经解释完了。我们举个具体的例子来实践一下吧！
例如，在实践中，最后一部分是将虚拟地址转换为物理地址的过程。现在，在实践中，两个概念TLB和缓存在实践之前被推广。
TLB
TLB的全称是翻译备份缓冲区，是一个映射表。它建立了虚拟页号(VPN)和页表项(PTE)之间的映射关系。每次访问一个虚拟地址，都需要找到这个虚拟地址对应的页表项。每次在内存中查找都需要几十甚至几百个时钟周期。虽然页表项缓存在缓存中，消耗的周期可以减少到1-2个周期，但是在TLB中缓存后，页表项需要缓存。
那么，虚拟地址如何通过TLB映射页表项(PTE)？让我们先看看TLB。我们说TLB是一张映射表。我们先来看看这个映射表是什么样子的，如下图所示。
如上
图所示,一个TLB由m个TLB组构成,每个TLB组下有个n个条目,每个条目里有PTE和标记位构成。
标记位是一个数字，每个TLB组的标记位不能重复，所以一个TLB组里，可以根据这个标记位定位到某个条目。
每个组都有一个唯一的编号叫做组号。
因此这么看，TLB就是一个二维数组，知道了组号和标记位就可以定位到唯一的PTE（页表项）。
虚拟地址中的虚拟页号(VPN)可以拆分成两部分即组号和标记位，假设一个n位长度的虚拟地址,如下图
虚拟地址中的TLB部分
由上图得知,VPN由标记位(TLBT)和组号又叫标记索引(TLBI)构成,组号占t位，标记位占了虚拟页号剩余的位。
假如一个TLB有4组，总共有64个条目，每组就有16个条目,那么VPN中的组号就占用2位（2的2次方=4），标记位就占用4位(2的4次方=16)。
高速缓冲
高速缓冲通常采用SRAM(静态随机访问存储器)进行存储,它比内存DRAM(动态随机访问存储器)快上几十甚至上百倍，因此为了加速CPU获取数据的速度，最近访问的数据存储在高速缓冲中。
高速缓冲内部有一张映射表，这张映射表建立内存物理地址PA和该内存物理地址下内容的映射关系，如下图所示
高速缓冲映射表
如上图所示，映射表分为m个组,每个组由标记位，有效位，和n个块组成，有效位为1表示该缓冲没过期，为0表示该缓冲过期了。
一个物理地址由组号+标记位+块号构成，如下图所示
物理地址的构成
由上图得知,物理地址为m位，块号占用p位，组号占用t为，剩下的位就是标记位占用的位数。
我们可以根据物理地址的组号定位到映射表的一个组，然后看看这个组下的有效位是不是为1，如果不为1，那么表示这一组的内容都无效了，没有必要比较下去了，因此缓冲没有命中，如果为1呢，那么比较这个组下的标记位和物理地址中标记位，如果不相等，那就是没有命中，如果相等呢，则继续根据物理地址中的块号去这个组相应的块号下找，如果找到数据，则表示命中了，否则缓冲没有命中。
假设一个高速缓冲有16个组，每个组有4个块，那么物理地址当中组号占用的空间就是4位(2的4次方等于16）,块号占用的位数就是2位（2的2次方等于4），剩余的位数就是标记位占用的位数。
好了，概念普及完了，下面正式开始举例
先假设
1.内存是按字节寻址，每个字是一个字节(通常对于32位的系统一个字是4个字节)。
2.虚拟地址长度为14位，假设页表有256个页表项，因此虚拟页号(VPN)占用位数为8，虚拟一偏移量（VPO）占用6位。
3.物理地址长度为12位。
4.页面大小为64个字节(P=64)
5.TLB有4个组，每个组4个条目，总共16个条目组成
6.高速缓冲(L1)有16个组，每个组有4个块。
7.采用一级页表(多级页表复杂些，但原理类似)。
先看看虚拟地址和物理地址的格式，如下图:
虚拟地址
由上图得知,组号(TLBI)占用2位，因为我们假设TLB有4个组，标记位占用6位。
物理地址
由上图得知，组号（CI）占用4位，因为我们假设高速缓冲有16个组，每个组下有4个块，因此块号(CO)占用2位,剩下的6位就是标记位(CT)。
我们假定TLB,高速缓冲映射表如下图:
TLB映射表
高速缓冲映射表
页表总共有256项，我们把前16项列出，如下图
页表前16项
好了，一切就绪，假设CPU访问的虚拟地址是0x03d4,它的二进制是16位即00000011 11010100,而虚拟地址只有14位，所以高2位被抛弃，如下图
0x03d4虚拟地址分布图
由上图得知，组号(TLBI)为11即0x03,标记位(TLBT)为000011即0x03，从TLB映射表查找，发现命中了，如下图
TLB命中
由上图命中了红色部分的标记位,PTE中的PPN=0x0D,有效位为1，我们根据PPN然后在加上虚拟页偏移量,如下图
虚拟地址
由上图，我们得知虚拟页偏移量(VPO)为010100=0x14,虚拟页偏移量(VPO)=物理页偏移量(PPO),即PPO=0x14,PPN和PPO连接起来就是物理地址PA即001101010100=0x354,如下图
物理地址
由上图得知，组号是0101即0x05,块号(CO)为00即0x00,标记位为001101即0x0D,通过组号+标记位+块号，可以定位到高速缓冲的数据0x36,如下图所示
物理地址命中数据
物理地址对应的数据找到了，返回给了CPU，当然也可能发生其他的情况，如TLB未命中，高速缓冲未命中，缺页等，这些读者可以自行实践。
好了，虚拟地址翻译物理的过程和实践，介绍完了，谈下一个话题。