頁表是操作系統中非常重要的一部分，用於將虛擬地址轉化為物理地址。虛擬內存是操作系統實現進程隔離的關鍵技術。
在 XV6 中通過 RISC-V 的頁表機構完成了虛擬地址向物理地址的轉換。
分頁硬件機構
XV6 運行於 Sv39 RISC-V 上，64 位地址中的低 39 位被使用。RISC-V 的頁表邏輯上是 page table entries (PTEs) 的數組，長度為 2^27。PTE 包含 44 位物理地址號（PPN）。頁的大小為 4KB，因此，分頁硬件使用 39 位中的高 27 位查找 PTE，之后轉化為 56 位的物理地址。
而實際上，RISC-V 使用的三級頁表，1 級頁表為 1 頁（4KB），包含 512 個 PTE。27 位頁號中的高 9 位為一級頁表，中間 9 位為 2 級頁表，末 9 位為三級頁表。
在 PTE 中，低 8 位為標志位，其中 PTE_V 代表地址是否有效，當訪問無效頁面時會觸發page fault；PTE_U代表地址能否在用戶模式被訪問，如果未設置則頁面只能在 supervisor mode 中訪問。
為了使分頁機構能夠正常運行，操作系統必須設置satp寄存器為1級頁表的物理地址。
內核地址空間
XV6 每個進程擁有一個獨立頁表，同時內核也擁有一個頁表用於描述內核地址空間。內核會將自身地址空間直接映射到物理地址上，來方便訪問物理內存和硬件資源。內核地址空間定義在memlayout.h中，如下圖所示：
在QEMU中，0~0x80000000用於映射設備接口，而0x80000000(KERNBASE) ~ 0x86400000(PHYSTOP)為RAM。
有一小部分內核地址空間不是直接映射的，Trampoline 頁面在地址空間最高的位置，隨后是每個進程對應的內核棧，每個棧之間都有一個 Guard page ，該頁的 PTE_V 設置為 0，用於避免緩沖區溢出。
如果內核棧使用直接映射的方法，那么 Guard page 相對應的物理內存中將會產生很多空洞，導致內存管理變得困難。
Code: 創建地址空間
與地址空間有關的代碼主要在vm.c文件中。pagetable_t代表一級頁表，實際數據類型是一個指針，指向頁表的物理地址。
walk函數是最核心的函數，該函數通過頁表pagetable將虛擬地址va轉換為PTE，如果alloc為1就會分配一個新頁面。
kvminit分析
kvminit函數用於初始化內核頁表，該函數在內核啟動開啟分頁機制前被調用，因此是直接對物理地址進行操作的。函數首先通過kalloc申請了一個頁面用於保存一級頁表。kalloc函數就簡單地從kmem.freelist中取出一個空閑頁面。
而kmem結構體的初始化在kinit中進行，該函數在kvminit之前被調用。該函數首先初始化鎖，之后使用freerange函數將內核之后的全部空閑 RAM 以 4KB 為一頁加入該鏈表。
void kinit()
{
initlock(&kmem.lock, "kmem");
freerange(end, (void*)PHYSTOP);
}
回到kvminit函數，在申請到頁表后，通過調用kvmmap函數，將物理地址中的UART0 CLINT等映射到內核頁表中，完成了內核頁表的初始化。
在kvminit函數完成后，main函數緊接着就會調用kvminithart函數。在該函數中，使用MAKE_SATP產生SATP的值，將該值寫入satp寄存器中，之后使用sfence_vma刷新 TLB，完成了虛擬地址轉換的開啟，之后代碼中的地址就全部會通過地址轉換機構進行轉換。
#define SATP_SV39 (8L << 60)
#define MAKE_SATP(pagetable) (SATP_SV39 | (((uint64)pagetable) >> 12))
而在MAKE_SATP中使用SATP_SV39設置 MODE 域為 8，即開啟 SV39 地址轉換，如下圖所示。
在kvminithart函數執行完成后，就會調用procinit函數，初始化所有進程結構體，對每個進程結構體申請兩個頁面作為內核棧，之后將該頁面映射到內核地址空間的高位上。最后再次調用kvminithart函數，刷新 TLB，使硬件知道新 PTEs 的加入，防止使用舊的 TLB 項。
sfence.vma
sfence.vma rs1, rs2指令是一條特權指令，用於通知處理器頁表的修改。rs1指示了頁表哪個虛址對應的轉換被修改了；rs2給出了被修改頁表的進程的地址空間標識符（ASID）。如果兩者都是x0，便會刷新整個 TLB。
sfence.vma 僅影響執行當前指令的 hart 的地址轉換硬件。當 hart 更改了另一個 hart 正在使用的頁表時，前一個 hart 必須用處理器間中斷來通知后一個 hart，他應該執行 sfence.vma 指令。這個過程通常被稱為 TLB 擊落。
在 XV6 中，兩個地方使用了sfence.vma指令，一個是上文提到的kvminithart函數，另一個就是trampoline.S中，當陷入內核以及返回用戶態時會調用。
進程地址空間
每個進程擁有獨立的地址空間，當進程切換時同時會對頁表進行切換。XV6 進程地址空間從 0 開始到 MAXVA，即 256GB。
當進程申請內存時，內核就會先調用kalloc函數申請物理頁面，之后構造PTE加入進程對應的頁表項中。
在進程地址空間的最高位置為 trampoline，所有進程的該頁面映射到同一個物理頁面上。同樣地，在用戶棧的下方也設置了一個 guard page 來防止緩沖區溢出。
Code: sbrk
系統調用char* sbrk(int)用於增加或減少物理內存，當參數為正數時增加，負數時減少。sbrk實際通過growproc進行，growproc調用uvmalloc 或uvmdealloc完成工作。
進程地址空間是從 0 開始連續向上增長的，因此通過
proc.sz獲取已分配字節數，就可以計算得到當前已分配空間的頂部地址，之后就可以得到對應的頁面地址。
uvmalloc函數先計算需要申請的頁面數，之后在進程地址空間頂部再申請所需的連續的頁面。函數通過kalloc申請物理頁面，之后使用mappages函數映射到進程頁表中。
uvmdealloc函數先計算需要減少的頁面數，之后通過uvmunmap刪除頁面。在uvmunmap函數內部通過walk獲取對應 PTE，將PTE_V設置為0，最后通過kfree函數將該物理頁面添加到空閑鏈表中。
Code: exec
系統調用exec用於創建進程地址空間。函數首先使用namei獲取可執行文件，讀取 ELF 頭，檢查 ELF 中的 magic。之后使用proc_pagetable創建進程頁表。
在proc_pagetable函數中，先使用uvmcreate函數申請一個頁面，之后將 trampoline 和 trapframe 映射到高位地址空間中。
exec之后使用uvmalloc申請內存空間，再使用loadseg函數將程序加載到對應頁面中。在 Program Header 中描述了各段的 filesz，memsz等信息，當 filesz 小於 memsz 時，中間的空隙用 0 填充（如C語言中的全局變量）。
程序加載完成后，再申請兩塊頁面，第一塊為 guard page ，使用uvmclear函數將該頁面PTE_U設置為0，即不允許 user mode 訪問。第二頁設置為進程的棧。然后將argc、argv和返回地址壓棧，完成棧的准備工作。
最后，exec函數更新進程結構體，將舊頁表釋放。
在 Program Header 的vaddr中，程序可以指定被加載到的虛擬地址，而這可能是危險的，因此在exec中會檢查if(ph.vaddr + ph.memsz < ph.vaddr)，避免發生加法溢出。
實際操作系統
在 XV6 中，內核直接加載到 0x80000000 的位置上，而在實際操作系統中，一般會使用 kaslr 技術，即內核地址隨機化，使攻擊者不能直接通過反匯編獲取內核變量和函數的地址。
在 RISC-V 中支持 super pages，即大小為4MB的頁面，用於降低大內存機器上的頁表開銷。
XV6 也缺少類似於 malloc 的機制來減少使用sbrk大量分配小對象的開銷。