kvmalloc(); // kernel page table
kvmalloc函数初始化内核的内存分页页表。关于虚拟内存，线性地址，内存分页，内存分段等等在操作系统原理的书籍中都有详细说明，我这里就不啰嗦了。
从代码实现的角度来理解和分析内存分页管理。kvmalloc的函数如下：
// Allocate one page table for the machine for the kernel address
// space for scheduler processes.
void
kvmalloc(void)
{
kpgdir = setupkvm();
switchkvm();
}
这里分为2步，第一步是建立内核使用的内存分页表项（使用二级目录），第二步是通过设置cr3控制寄存器，来设置分页表的表头地址。第二步比较简单，通过 asm volatile("movl %0,%%cr3" : : "r" (val)); 设置即可。
但是在这2步之前，需要预先设置好cr0控制寄存器，开启分页功能。否则仅仅设置cr3寄存器是徒劳的。 cr0是在哪里设置的呢？答案是在main函数之前，entry.s文件里面开启了分页功能，开启代码如下：
# Turn on paging. movl %cr0, %eax orl $(CR0_PG|CR0_WP), %eax movl %eax, %cr0
具体设置值的定义和意义可以参考Intel汇编手册<<Intel® 64 and IA-32 Architectures Software Developer's Manual>>文档。
重点是setupkvm函数，实现如下：
// This table defines the kernel's mappings, which are present in// every process's page table.static struct kmap { void *virt; uint phys_start; uint phys_end; int perm;} kmap[] = { { (void*)KERNBASE, 0, EXTMEM, PTE_W}, // I/O space { (void*)KERNLINK, V2P(KERNLINK), V2P(data), 0}, // kern text+rodata { (void*)data, V2P(data), PHYSTOP, PTE_W}, // kern data+memory { (void*)DEVSPACE, DEVSPACE, 0, PTE_W}, // more devices};// Set up kernel part of a page table.pde_t*setupkvm(void){ pde_t *pgdir; struct kmap *k; if((pgdir = (pde_t*)kalloc()) == 0) return 0; memset(pgdir, 0, PGSIZE); if (p2v(PHYSTOP) > (void*)DEVSPACE) panic("PHYSTOP too high"); for(k = kmap; k < &kmap[NELEM(kmap)]; k++) if(mappages(pgdir, k->virt, k->phys_end - k->phys_start, (uint)k->phys_start, k->perm) < 0) return 0; return pgdir;}
setupkvm函数分为这几步：
1 分配页目录内存： pgdir = (pde_t*)kalloc()，kalloc固定分配4k的内存，那么页目录的大小为4k（4096字节），每个页目录指向一个页表。32位机器中，地址为4字节，那么最多有1k的页表。
2 初始化内存，同时判断是否超出范围。
3 对内核中各个不同用途的内存（定义了4个不同用途的内存块），调用mappages函数初始化页表。
接着分析 mappages 函数, 注释添加在原有代码里面，如下：
// Create PTEs for virtual addresses starting at va that refer to// physical addresses starting at pa. va and size might not// be page-aligned.static intmappages(pde_t *pgdir, void *va, uint size, uint pa, int perm){ char *a, *last; pte_t *pte; a = (char*)PGROUNDDOWN((uint)va); //4096字节对齐，也就是低3位置0 last = (char*)PGROUNDDOWN(((uint)va) + size - 1); //4096字节对齐，也就是低3位置0 for(;;){ if((pte = walkpgdir(pgdir, a, 1)) == 0) //通过虚拟地址的页目录偏移、页表偏移计算出虚拟地址的页项地址 return -1; if(*pte & PTE_P) panic("remap"); *pte = pa | perm | PTE_P; //设置地址和相关的flag if(a == last) break; //需要计算页表项的地址段都计算完成了 a += PGSIZE; //虚拟地址往后移动一页（4k为一页），计算下一页的页表项 pa += PGSIZE; } return 0;}
到这里，代码分析完成。不过感觉这个二级目录的页表并没有展示的很清楚。这里列出部分内存数据来进一步说明。以I/O space的地址段为例。
{ (void*)KERNBASE, 0, EXTMEM, PTE_W}, // I/O space
I/O地址空间：虚拟地址为0x80000000-0x800ff000，物理地址为0x0-0x100000。页目录的头地址为0x803ff000，大小为4k字节。我们来看看建立的二级目录表是什么样子的。
首先，对于逻辑地址，计算出页目录的偏移。pde = &pgdir[PDX(va)]; 0x80000000-0x800ff000计算出PDX为0x200，每个目录占用4字节，在页目录的偏移为0x800。如下图：
偏移0x800处，值为0x003FE007, 这个值是这样计算出来的 *pde = v2p(pgtab) | PTE_P | PTE_W | PTE_U; 最低字节的07是3个内存标准位按位或得到。0x003FE000是页目录0x800偏移地址指向的页表地址，这个页表地址是物理地址。虚拟地址应该为0x8003FE000，该页表的内容即指向物理地址 物理地址为 0x000000-0x100000，具体值如下：
这些值怎么理解呢，其实是通过 *pte = pa | perm | PTE_P; 这条语句去设置的页项。每4个字节都是一个页表项。比如第一个，0x00000003, 最低位的03就是内存标准位，最低3位置0后即为页表指向的物理地址。比如0x000000,0x00001000 ，0x00002000，可以看到每个表项的大小和间隔都是4k，4096个字节。
注意，这个page页的大小在UNIX v6里面定义为4K，其它操作系统就不一定了。