linux进程描述符存放在哪里，什么可以访问它？

Question

我读过Linux中的进程描述符（在x86上）存储在内核数据段中，但在PAGE_OFFSET（即用户地址空间）下面的地址中。由于内核数据段和用户数据段都覆盖了全部4GB地址空间，因此如果其用户代码知道其地址，则可能通过用户数据段访问进程描述符。这是否正确？如果是这样，它不是安全漏洞吗？

一个相关的问题：有一个断言，进程描述符的线性地址可以作为唯一的进程ID。但是，由于使用页表转换线性地址并且PAGE_OFFSET下的地址的每个进程的页表都不相同，那么两个进程是否不能将它们的进程描述符存储在相同的线性地址？

Answer 1

在linux中，“进程描述符”是struct task_struct [和其他一些]。这些存储在用户空间中的内核地址空间[以上PAGE_OFFSET]和而不是。

这与32位内核更为相关，其中PAGE_OFFSET设置为0xc0000000。

在一个32位的内核，一个用户进程的虚拟地址空间被限制在PAGE_OFFSET

64个内核有些不同，限位并不重要一样多。 PAGE_OFFSET是0xffff880000000000

此外，内核有自己的单个地址空间映射。

每个进程/线程都有自己的虚拟地址空间，禁止用于.so库的共享内存和线程的共享内存是唯一的。它不是而是映射到内核地址空间中的任何东西。

即使有[如果有]公共地址空间映射，内核页面也会被用户进程读/写保护。

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一个相关的问题：

这实际上是两个问题

有一个论断，即进程描述符的线性地址可以作为一个独特的进程ID。

不可以这样可以不是有几个原因。

只有内核有权访问（即“知道”）地址。其次，如果一个进程终止，它是一个僵尸，直到父进程通过wait“收获”它。内核必须记住哪些进程是僵尸（即它们的pids将而不是将被重新用于新进程），直到父节点获得它们。但是，

task_struct是相当大的。因此，当进程进入僵尸时，内核抓取task_struct数据的一部分（例如pid和status），并将它们保存在“僵尸”结构中。内核几乎可以立即重用task_struct [使用不同的 pid]。

例如，虽然用PID 37的过程可以在地址有一个任务结构（如）为0x1000它运行时，终止后，但在此之前收获，PID 37 没有任务结构地址和任务结构位于0x1000可能已经被指定为PID 23727

然而，由于线性地址开始使用页表转换，并且页表是针对以下PAGE_OFFSET地址每一个过程的不同，则不能两个进程的存储过程描述符在相同的线性地址？

再一次没有。