可以将内存管理的代码从功能角度上分成两大部分，一部分是内存子系统的初始化的支持， 另一个才是 xv6 操作系统正常运行时的内存管理功能。另外根据物理页帧和虚拟存储空间的不 同，又分成物理页帧的分配、回收管理管理和虚存空间分配、回收以及映射管理。其中虚存空 间的又根据保护级的不同，分成内核空间和用户空间两部分。
注意：关于 X86 分段的细节我们不深入讨论，读者可以参考 Intel 的数据手册。本章内容将主要精力放在通用的分页机制上。这样一来我们在 xv6 内核讨论中就不用区分逻辑地址和线性地址，统一用虚地址和虚存空间来指代它们。
虽然 XV6 启动了分页机制并采用虚地址这个术语，但是并没有实现页帧与磁盘的交换功能，因此并不具备完整意义上的虚存管理，只是具备了分页管理能力。
后续讨论中为了方便区分，虚拟空间的页称为虚页，物理空间的页称为页帧。如果未加以说的 “页”，读者可以根据具体情况自行判断。
物理内存的初始化分成两步：
在 kernel main() 函数最开始处，XV6 启用大页模式并具有以下的内存布局：内核代码存在于物理地址的 0x100000 处，而虚存空间的 [0, 4MB) 和 [0x80000000, 0x80000000+4MB) 地址开始的两段 4 MB 都影射了内核代码。此时的早期页表为 entrypgdir 数组，其中只有两项有效：
[0, 4MB) 映射物理地址低 [0, 4MB)。[KERNBASE, KERNBASE+4MB) 映射到物理地址 [0, 4MB)。此时只使用了 一个物理页（4 MB 的大页）并映射到两个不同的虚存空间。
可见此时 kernel 实际能用的虚拟地址空间显然是不足以完成正常工作的，所以初始化过程中需要获得更多可用物理页帧并重新设置页表。
启用 4 KB 分页之后，物理内存划分成 4 KB 大小的页帧来管理，空闲的物理页帧构成一个链表，页帧开头的 4 个字节用来做指针，形成空闲物理页帧链表。
由于 XV6 没有实现对 X86 中确定内存总量的测定，因此只是简单地使用总量为 240 MB 的物理内存（PHYSTOP），因此在内核刚启动时，从 kernel 结束地址 end 直到 240 MB 的空间都是空闲的。
XV6 在 main() 函数中调用 kinit1() 和 kinit2() 来初始化物理内存，将空闲物理页帧构成链表。 需要注意的是除了启动时使用了 4 MB 的大页模式外，XV6 正常运行时使用的是 4 KB 页。其中 kinit1() 初始化第一个 4 MB 的物理范围，收集从 kernel 结束处 end 到 4 MB 的空闲物理页帧（虽然此时为 4 MB 页，但是按照 4 KB 页帧进行组织，为分配页表做准备），kinit2() 收集 [4MB, PHYSTOP) 的空闲物理页帧（kinit2() 在 4 KB 页的环境下工作，前面的 main()->kmalloc() 完成 4 KB 页表的建立）。
上述两个函数的核心是 freerange() ，该函数将传入的地址范围 (vstart， vend) 之间的所有页，逐个通过 kfree() 收集到空闲物理页帧链表。kfree() 将一个物理页帧插 入到空闲页帧链表 kmem.freelist 的头部。
因此当 main()->kinit1(end, P2V(4*1024*1024)) 执行结束时，(end,4MB) 区间的物理页帧 将构成一个单向链表，表头为 kmem.freelist。而 kinit2() 则把 (4MB，PHYSTOP) 范围内的物理页帧插入到空闲链中。如下表
| 0~end | end~4 MB | 4 MB~PHYSTOP |
|---|---|---|
| 内核占用的内存 | kinit1() 收集的空闲页帧 |
kinit2() 收集的空闲页帧 |
kalloc.c 中有刚讨论过的物理内存初始化的 kinit1() 和 kinit2()，以及页帧分配 kalloc() 和回收 kfree() 等函数。mmu.h 中则有大量关于页表映射相关的常量、宏和函数。
kalloc.c#L16 行定义的 run 结构体用于形成页帧链表，kalloc.c#L20 定义的 kmem 结构体用于管理空闲物理页帧链表。kmem 成员变量包括空闲页帧链表指针 freelist 以及互斥锁 lock。
kinit1() 和 kinit2() 的实现非常相似，差别在于 kinit1() 还对互斥锁进行初始化，以及两者处理的地址范围也不同。kinit1() 和 kinit2() 都利用 freerange() 将 vstart~vend 地址范围内的页帧添加到 freelist 链表中。当初始化完成之后，freerange() 用于回收页帧（当然， 也可以将初始化看成某种意义上的回收操作）。freerange() 对 vstart~vend 所覆盖的物理页帧， 逐个调用 kfree() 进行回收，每次一个页帧。
在系统正常运行时，需要分配页帧时将调用 kmallc()，它将扫描 kmem.freelist 链表，从中摘取一个页帧并返回。
kalloc.c 中的代码一部分参与物理内存管理子系统的初始化；另一部分则是关于内存分配与回收操作，主要涉及分配函数 kalloc() 和回收 kfree()。我们现在来主要分析分配与回收，这两 个函数都定义与 kalloc.c。 kfree() 对地址做一些合法性检查，然后 kalloc.c#L72 将该页插入到队列头部。而 kalloc() 则是在空闲链表头部取下一个页帧来完成分配操作。kalloc() 返回虚拟地址空间的地址，kfree() 以虚拟地址为参数，通过 kalloc() 和 kfree() 能够有效管理物理内存，让上层只需要考虑虚拟地址空间。 由此可见 XV6 对物理页帧的管理非常简单，并没有考虑系统中的其他因素，也不需要支持虚拟内存的换出操作。