我读到Linux中的进程描述符（在x86上）存储在内核数据段中，但存储在PAGE_OFFSET下面的地址（即用户地址空间中）。由于内核数据段和用户数据段都覆盖了完整的4GB地址空间，因此如果用户数据的地址已知，则可能通过用户数据段访问进程描述符。这是正确的，如果是的话，它不是安全漏洞吗？
一个相关问题：有一个断言，即流程描述符的线性地址可以作为唯一的进程ID。但是，由于线性地址使用页表进行转换，并且页面表对于PAGE_OFFSET以下的地址的每个进程都不同，那么两个进程是否可以将它们的进程描述符存储在相同的线性地址？
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在linux中，＆＃34;进程描述符＆＃34;是struct task_struct [和其他一些人]。它们存储在用户空间的内核地址空间[上方PAGE_OFFSET]和不中。
这与32位内核更相关，其中PAGE_OFFSET设置为0xc0000000。
在32位内核中，用户进程虚拟地址空间限制为PAGE_OFFSET
64位内核有些不同，限制并不重要。 PAGE_OFFSET是0xffff880000000000
此外，内核具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，除了.so库的共享内存和线程的共享内存是唯一的。它不映射到内核地址空间中的任何内容。
即使[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。
相关问题：
这实际上是两个问题
有一个断言，即流程描述符的线性地址可以作为唯一的进程ID。
没有。由于某些原因，不可以完成。
只有内核才能访问（{＆＃34;知道＆＃34;）task_struct地址。
其次，如果一个进程终止，它就是一个僵尸，直到父进程＆＃34; reaps＆＃34;它通过wait。内核必须记住哪些进程是僵尸（即他们的pids将不重新用于新进程），直到父进程收到它们。
task_struct相当大。因此，当进程进入僵尸时，内核会抓取task_struct数据的小部分（例如pid和status）并将其保存在＆＃中34;僵尸＆＃34;结构。然后，内核可以立即重用task_struct [使用不同的 pid]。
例如，虽然具有pid 37的进程可能在地址（例如）0x1000处有一个任务结构，但是在终止之后但在收到之前，pid 37有 no 任务结构地址并且0x1000处的任务结构可能已经分配给pid 23727
但是，由于线性地址使用页表进行转换，并且页面表对于PAGE_OFFSET以下的地址的每个进程都不同，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？
再一次，没有。