一直以来，我们的操作系统在启动后，运行的都是Kernel.c中的main函数。只运行这一个函数是不够的，操作系统应当有能力加载并运行其他程序。
从本章开始，将使用四章的篇幅讨论操作系统如何加载并运行任务。这里的任务（Task）与进程（Process）是同义词，在操作系统领域中，任务这个词更为常用，请读者知悉。
10.1 内核地址空间与任务地址空间
不同任务之间的内存应当是互相隔离的，这种隔离体现在页目录表上。只要操作系统为每个任务构造不同的页目录表，就能将每个任务的虚拟地址映射到不同的物理地址上。然而，操作系统是一个被所有任务共享的资源，这包括操作系统提供的GDT、IDT、各种函数等。怎么做到既隔离任务，又共享操作系统呢？
可以将4G的虚拟地址空间分为两部分，一部分专用于操作系统，剩下的用于任务。这样，只要保证内核的PDE在每个任务中都是一样的，就能实现操作系统的共享了。于是，在创建每个任务时，需要将内核的PDE复制到任务的页目录表中。
考察页分配器的实现：如果发现PDE不存在，就会分配一页，然后将页的物理地址与属性填入PDE。这一行为会导致页目录表被修改，而一旦页目录表发生修改，先前复制出去的内核PDE，就会和将来复制出去的内核PDE不同，这对于那些已经存在的任务来说是个隐患，一旦这些任务使用了新出现的PDE，就会因找不到PDE而引发错误。
想要避免这个问题，就需要在打开分页模式之前填好内核的所有PDE，并初始化内核的所有页表。这样一来，无论将来怎么分配内存，内核的PDE都不会再发生改变。
在我们的操作系统中，4G虚拟地址空间的前3G供任务使用，最后1G供内核使用，因此，内核可用的虚拟地址从0xc0000000开始。1个页表能够映射4M内存，所以，1G内存就需要256个页表。又因为页目录表的最后一项并没有指向页表，所以，只需要255个页表。1个页目录表和255个页表占用的内存刚好是1M，于是，可将其放置在0x100000~0x200000这段内存中。
10.2 重新组织内存
本章没有新增的模块，而是需要修改一些现有实现。
请看本章代码10/Mbr.s。
第28行，将循环次数修改为0x100000 / 4。现在整个1M内存都用于页目录表和页表。
第33~42行，安装内核页目录表的第768~1022个PDE，这些PDE指向的页表的物理地址从0x101000开始向后递增，页属性为0x3。这样一来，由于第0个PDE和第768个PDE指向的都是第0个页表，所以从0x0开始的1M虚拟地址与从0xc0000000开始的1M虚拟地址是等价的。
在MBR中，以下三个地址需要抬升到内核地址空间：
- ESP
- GDT
- EIP
第64行，将ESP修改为低端1M内存可用部分的最高处：0xc00a0000，此地址以下的一页是内核栈。这样设计的目的将在后续章节中讨论。
第66~67行，将GDT的起始地址抬升到内核地址空间，然后重新加载GDT。
对EIP的修改将在稍后讨论。
第100行，将ELF缓冲区的地址抬升到内核地址空间。
第107~110行，将ELF中的几个地址抬升到内核地址空间。
第120行，将ELF的起始地址抬升到内核地址空间。
第137行，将ELF中的入口地址抬升到内核地址空间。
EIP可由jmp指令修改，而137行的这个jmp指令读取的是ELF中的入口地址，其值由链接器决定。所以，只要修改链接命令，就能在jmp指令执行时修改EIP了。
接下来，请看本章代码10/Makefile。
第6行，将-Ttext-segment 0x0修改为-Ttext-segment 0xc0000000，从而将ELF中的所有地址都抬升到内核地址空间。
接下来，请看本章代码10/Print.hpp。
需要将此文件中的所有0xb8...修改为0xc00b8...，使用代码编辑器的"替换"功能即可完成。
接下来，请看本章代码10/Memory.hpp。
第12行，将物理地址位图的地址修改为0xc009e000，其位于内核栈的前一页。
第13行，将虚拟地址位图的地址修改为0xc009d000，其位于物理地址位图的前一页。
内核虚拟地址从0xc0100000开始可用。所以，第69行和第104行，将页分配器和页回收器的起始虚拟地址修改为0xc0100000。
至此，针对内核地址空间的所有修改就都完成了。
10.3 测试
本章代码10/Kernel.c与8/Kernel.c一样，用于测试修改后的内存管理系统与显卡驱动是否工作正常。