現代操作系統中，進程是運行在虛擬地址空間上的。比如在32位機器上，進程可以認為自己有4GB的內存空間可以使用。但是真實被使用到的虛擬地址肯定得有真實的存儲介質相對應。如果不考慮swap的話，每一個虛擬地址都對應一個物理地址。現代的硬件一般是以分頁的方式管理內存的（x86的分段與分頁相結合的所謂段頁式也只是為了兼容罷了）。一個虛擬頁映射到一個物理頁。以常見的4KB的頁大小為例，如果一個虛擬地址0xfe0000對應物理地址的0x40000，那么接下來的虛擬地址0xfe0000+i就對應物理地址的0x40000+i，i=0,1,2,...,4095。但是虛擬地址的0xfe1000可能對應着一個相去甚遠的物理地址0x1c0000呢。也就是說，在虛擬地址中連續的地址，在物理上可能是碎片似的分散在內存條的各個地方，但是在一個頁內，地址是連續地一一對應的。
鑒於此，要把一個虛擬地址轉換成物理地址，其實就是要知道該虛擬地址所在的虛擬頁對應的物理頁。知道了物理頁，再加上頁內偏移量即可。以4KB的頁大小為例，一個32位長的虛擬地址，其高20位就稱為虛擬頁號，低12位就是頁內偏移。Linux為每一個進程都維護了一個頁表，放在內存中。頁表的每一項就是一個虛擬頁號對應的物理頁號。所以如果能夠訪問到頁表，那么就能夠把虛擬地址轉換成物理地址。然而，只有在內核態才有權限訪問頁表，用戶態是無權訪問的。另外，不同的硬件結構下，頁表的定位方式是不同的，而且可能很復雜，涉及多個寄存器。
一開始我沒有找到能在用戶態查詢頁表的方式。就當我快絕望的時候，萬能的GitHub又幫我我一把。我在某個項目中發現了其訪問/proc/<pid>/pagemap這個虛擬文件。后來我去查了這個虛擬文件，得到如下信息。
Documentation/vm/pagemap.txt
每一個頁對應一個64位，也就是8字節的字段。比如虛擬地址0xfe0020，其高20位為0xfe0，也就是其虛擬頁號為0xfe0。那么該虛擬頁的信息處於/proc/self/pagemap這個文件中偏移量為0xfe0*8=32512的地方。從此處讀取一個8字節的數據，先檢查最高位'page present'，如果是1，那么說明該頁處於物理內存中，那么該8字節的第0-54位就是物理頁號。假設物理頁號是0x40，那么實際的物理地址就是(0x40<<12)+0x20=0x40020。
介紹完原理，那么封裝成一個函數就簡單多了。我這里就封裝一個最容易理解但是效率最低的實現方式：
#include <fcntl.h>
#include <stdio.h>
#include <stdint.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
size_t virtual_to_physical(size_t addr)
{
int fd = open("/proc/self/pagemap", O_RDONLY);
if(fd < 0)
{
printf("open '/proc/self/pagemap' failed!\n");
return 0;
}
size_t pagesize = getpagesize();
size_t offset = (addr / pagesize) * sizeof(uint64_t);
if(lseek(fd, offset, SEEK_SET) < 0)
{
printf("lseek() failed!\n");
close(fd);
return 0;
}
uint64_t info;
if(read(fd, &info, sizeof(uint64_t)) != sizeof(uint64_t))
{
printf("read() failed!\n");
close(fd);
return 0;
}
if((info & (((uint64_t)1) << 63)) == 0)
{
printf("page is not present!\n");
close(fd);
return 0;
}
size_t frame = info & ((((uint64_t)1) << 55) - 1);
size_t phy = frame * pagesize + addr % pagesize;
close(fd);
return phy;
}
最后需要說明的是，只有root權限的進程能夠訪問/proc/<pid>/pagemap這個文件，否則讀出來的都是0。