XV6 通过页表机制实现了对内存空间的管理。通常你写程序的地址成为逻辑地址，经过分段机制变为线性地址，经过分页机制变为真正的物理地址。 我们下面不讨论分段机制，因此你只需要分清楚以下几个名词：程序空间（虚拟空间）、物理空间、逻辑地址（虚拟地址）、物理地址。
为了通俗易懂，我决定反过来讲，从结果推到起因。
32 位的操作系统，将一个虚拟地址分割为如下形式：
| directory | table | offset |
|---|---|---|
| 10 | 10 | 12 |
也就是 4 KB 作为一页。 我们将物理内存切成多块，每块 4 KB，这里称之为物理页帧。
XV6 通过 freelist 来管理所有的空闲页。一开始 freelist 只是一个空指针，初始化的时候通过调用 kfree 函数将所有的物理页帧串成一个链表。
为了直观，在 kinit2 函数下，插入两条语句。运行得到 80400000 ~ 8e000000 。也就是说这个区间的内存都是空闲的。注意 ：这里的地址是逻辑地址，在程序中的地址都是逻辑地址，所有数据的访问都要经过页表转换。也就是说，逻辑空间的 80400000~8e000000 都是空闲内存，对应物理空间的 400000~e000000 。XV6 巧妙的用一个叫 KERNBASE 的偏移值搞定了。
cprintf("第二次分配起始地址：%p\n", vstart);
cprintf("第二次分配结束地址：%p\n", vend);
操作系统内核也是一个程序，因此也需要分配内存空间给系统内核，XV6 还没执行主函数的时候就将内核代码和数据放到了 KERNBASE + 0x100000 开始的逻辑地址上，对应于物理空间的 0X100000 ，就是简单的偏移。
XV6 将程序空间 0x80000000 后面的空间全部作为内核空间。一开始主函数调用了 kinit1() 分配了 [end, 4MB) 的物理内存，对应于程序空间的 [KERNBASE+end, KERNBASE+4MB) ，这里的 end 是加载 kernel 后的第一个地址。也就是说，从 [0X100000, 0xe000000) 的物理空间中，除了加载 kernel 的 ELF 文件所占用的内存，其他所有内存都被 freelist 给收纳了。
主函数一开始并没有分配足够多的内存，而是分配了 4 MB 的内存。因为这里遇到了自举问题（分配器初始化空闲链表需要用到页表，页表需要空闲链表），因此 XV6 通过在 entry 中使用一个特别的页分配器来解决这个问题。该分配器会在内核数据部分的后面分配内存。该分配器不支持释放内存，并受限于 entrypgdir 中规定的 4 MB 分配大小。此时 entrypgdir 中的物理内存（0~4MB）映射到了程序空间的两个地方。
主函数调用了 kvmalloc() 函数生成了新的页表，此时内核建立的页表更加精巧地映射了内存空间。kmap 数组将物理空间分成了四部分（将数组切成四份）。
内核页表目录是一个全局变量 kpgdir ，首先从空闲链表中找一页出来作为页表目录。主要有四个步骤
将 cr0 寄存器置为 1。cr0 是一个特殊的寄存器，是 X86 的分页机制的开关。
创建并填写页表目录。由函数 walkpgdir 实现。
首先给你一个虚拟地址，利用前 10 位作为索引查找，如果 P 位为 0，说明没有分配相应的页表，这时候就需要给这个虚拟地址分配相应的内存创建页表了。
创建并填写页表。由函数 mappages() 实现。
利用虚拟地址的 [10~19] 这十位作为页表索引找到相应的页表项，如果没有分配，那么分配物理页帧并填写权限和 P 位。
设置 CR3 页表寄存器，将其指向页表目录。
可以使用的物理页帧是 [end, PHYSTOP) 这个区间，。一般用于用户进程或者操作系统的记录需求。
这些物理页帧用链表 freelist 记录，由 kalloc() 统一分配，由 kfree() 回收。分配和回收都是在链表头部操作。
而且很重要的一点是，链表的节点地址就存储在相应空闲物理块的首地址，不需要额外的空间存储。