描述任务0的内核堆栈和用户堆栈是如何产生的：
1,
linux0.11系统共使用了4种堆栈：系统初始化时临时使用的堆栈；供内核程序自己使用的堆栈（内核堆栈），只有一个，位于系统
地址空间固定的位置，也就是后来任务0的用户态堆栈；每个任务通过系统调用，执行内核程序时使用的堆栈，也即任务的内核态
堆栈，每个任务都有自己独立的内核态堆栈；任务在用户态执行的堆栈，位于任务（进程）地址空间末端，即任务的用户态堆栈
2,
从head.s程序起，系统正式在保护模式下运行，此时堆栈段被设置为内核数据段（0x10），堆栈指针esp设置成指向use_stack
数组的顶端，保留1页内存作为堆栈使用。head.s L23：lss _stack_start,%esp，_stack_start为指向结构体变量stack_
start的指针。
stack_start定义在sched.c L69 ~ L72：
struct {
long * a;
short b;
} stack_start = { & user_stack [PAGE_SIZE>>2] , 0x10 };
故lss _stack_start,%esp的作用：0x10 -> ss，& user_stack [PAGE_SIZE>>2] -> esp。
head.s中执行完下列指令： L18 ~ L23
movl $0x10,%eax
mov %ax,%ds
mov %ax,%es
mov %ax,%fs
mov %ax,%gs
lss _stack_start,%esp
执行完上述指令后，将ds,es,fs,gs,ss设置成0x10，esp设置成& user_stack [PAGE_SIZE>>2]，此时供内核程序自己使用
的堆栈 -- 内核堆栈设置完成：ss:esp。
任务0的定义在sched.c L58：static union task_union init_task = {INIT_TASK,};
任务0的值的定义在sched.h L113 ~ L134：
task 0 value
1
#define INIT_TASK \
2
/* state etc */ {
0
,
15
,
15
, \
3
/* signals */
0
,{{},},
0
, \
4
/* ec,brk... */
0
,
0
,
0
,
0
,
0
,
0
, \
5
/* pid etc.. */
0
,-
1
,
0
,
0
,
0
, \
6
/* uid etc */
0
,
0
,
0
,
0
,
0
,
0
, \
7
/* alarm */
0
,
0
,
0
,
0
,
0
,
0
, \
8
/* math */
0
, \
9
/* fs info */ -
1
,
0022
,NULL,NULL,NULL,
0
, \
10
/* filp */ {NULL,}, \
11
{ \
12
{
0
,
0
}, \
13
/* ldt */ {0x9f,0xc0fa00}, \
14
{0x9f,0xc0f200}, \
15
}, \
16
/*tss*/ {
0
,PAGE_SIZE+(long)&init_task,0x10,
0
,
0
,
0
,
0
,(long)&pg_dir,\
17
0
,
0
,
0
,
0
,
0
,
0
,
0
,
0
, \
18
0
,
0
,0x17,0x17,0x17,0x17,0x17,0x17, \
19
_LDT(
0
),0x80000000, \
20
{} \
21
}, \
22
}
其中任务0的ldt中的代码段，数据段均定义为基址0，段限长640KB，而GDT中的内核代码段，数据段均定义为基址0，段长16MB
（a）：任务0的0x10 -> ss0，PAGE_SIZE+(long)&init_task -> esp0；
（b）：内核堆栈 0x10 -> ss，& user_stack [PAGE_SIZE>>2] -> esp；
3,
内核程序通过执行move_to_user_mode宏把自己“手工”移动到任务0（进程0）中运行，内核初始化程序main.c就是任务0
的代码，只是在移动到任务0之前系统正以内核态特权级0运行着main.c，宏move_to_user_mode的功能就是把运行特权级从
内核态的0级变换到用户态的3级，但是仍然继续执行原来的代码指令流。
move_to_user_mode定义在 system.h L1 ~ L14：
move_to_user_mode
1
#define move_to_user_mode() \
2
__asm__ (
"
movl %%esp,%%eax\n\t
"
\
3
"
pushl $0x17\n\t
"
\
4
"
pushl %%eax\n\t
"
\
5
"
pushfl\n\t
"
\
6
"
pushl $0x0f\n\t
"
\
7
"
pushl $1f\n\t
"
\
8
"
iret\n
"
\
9
"
1:\tmovl $0x17,%%eax\n\t
"
\
10
"
movw %%ax,%%ds\n\t
"
\
11
"
movw %%ax,%%es\n\t
"
\
12
"
movw %%ax,%%fs\n\t
"
\
13
"
movw %%ax,%%gs
"
\
14
:::
"
ax
"
)
宏move_to_user_mode使用了中断返回指令造成特权级改变的方法，该方法的主要思想：
在堆栈中构筑中断返回指令需要的内容，把返回地址的段选择符设置称任务0代码段选择符，其特权级为3。此后执行中断
返回指令iret时将导致系统CPU从特权级0跳转到外层的特权级3上运行。
宏move_to_user_mode的指令执行过程分析：
首先往内核堆栈中压入任务0数据段选择符（作为任务0的SS段选择符）和内核堆栈指针，然后压入标志寄存器内容，最后
压入任务0代码段选择符和执行中断返回后需要执行的下一条指令的偏移位置（该偏移位置是iret后的下一条指令处）。
当执行iret指令时，CPU把返回地址送入CS:EIP中，同时弹出堆栈中标志寄存器内容。由于CPU判断目的代码段的特权级
为3，与当前内核态的0级不同，于是CPU会把堆栈中的堆栈段选择符和堆栈指针弹出到SS:ESP中。由于特权级发生了变化，
段寄存器DS,ES,FS,GS的值变得无效，此时CPU会把这些段寄存器清零，因此在执行了iret指令后要重新加载这些段寄存器。
此后，系统就开始以特权级3运行在任务0的代码上，所使用的用户态堆栈还是原来在移动之前使用的堆栈（任务0的用户态
堆栈为内核程序自己使用的内核堆栈即2中的(b)）。而其内核态堆栈则被指定为其任务数据结构所在页的顶端开始（任务0
的内核态堆栈为2中的(a)）。
另附：
1, 关于任务0的PAGE_SIZE+(long)&init_task -> esp0：
(long)&init_task：指向存放任务0数据结构的一页页面的首地址（因为任务数据结构存放在一个页面的最前面），加上
PAGE_SIZE（4096），刚好使得PAGE_SIZE+(long)&init_task指向存放任务0数据结构页面的最末端，将其赋给
esp0，这样刚进入任务0的内核态时的栈顶指针即指向存放任务0数据结构的页面的最末段。
2, 关于内核程序自己使用的堆栈--内核堆栈，参考下图：
