能否借鉴哈佛架构在OS内存管理机制层面实现两块隔离区域分别存放指令和数据以抵抗堆栈溢出等安全问题？
将哈佛架构的理念应用到操作系统内存管理，从而实现指令和数据区域的隔离，以应对堆栈溢出等安全威胁，这确实是一个值得深入探讨的思路。虽然传统的哈佛架构主要应用于处理器设计，但其核心思想——将指令存储和数据存储物理上或逻辑上分离，以便同时访问——可以启发我们在操作系统内存管理层面构建更强大的安全机制。
挑战与机遇：为何要借鉴哈佛架构？
现代计算机系统普遍采用冯·诺依曼架构，指令和数据共用同一内存空间。这种架构的优势在于结构简单、成本较低，但也带来了固有的安全隐患。最典型的例子就是堆栈溢出攻击。在这种攻击中，恶意用户通过向堆栈写入超出其预定大小的数据，覆盖了返回地址等关键信息，最终可以劫持程序的执行流程，执行任意代码。
哈佛架构的指令与数据隔离，从根本上说，就是限制了数据对指令区域的直接改写能力。如果我们能在操作系统层面模拟这种隔离，就能在一定程度上遏制这类攻击。
操作系统内存管理中的“哈佛化”思路
实现这种“哈佛化”内存管理，并非简单地在物理硬件层面复制哈佛架构处理器。相反，我们需要在操作系统内核的内存管理子系统中进行精巧的设计和实现。这主要涉及以下几个关键方面：
1. 虚拟内存管理单元 (MMU) 的重塑：
页表结构的扩展： 目前的页表条目 (PTE) 通常包含访问权限（读、写、执行）等信息。我们可以为每个进程的页表设计更细粒度的控制。设想一种扩展的页表结构，其中指令页和数据页拥有各自独立的属性，即使物理地址相同，逻辑上的“指令空间”和“数据空间”也被赋予了不同的访问权限。
“指令区”与“数据区”的映射： 在进程的地址空间布局中，明确划分出指令区域和数据区域（包括堆、栈、堆栈等）。MMU在翻译虚拟地址到物理地址时，会根据地址所在的区域，应用不同的访问控制策略。
硬件协助的实现： 现代CPU的MMU是实现虚拟内存的关键。我们需要利用MMU的特性，在硬件层面支持对指令区域的“只读”和“只执行”属性，以及对数据区域的“可读写”属性。这可能需要在MMU的转换查找转换缓冲区 (TLB) 和页表遍历过程中加入额外的逻辑，以区分指令访问和数据访问。
2. 内核对内存布局的严格控制：
进程地址空间布局的标准化与强制执行： 操作系统内核会为每个新创建的进程规划其虚拟地址空间。在这种“哈佛化”内存模型下，内核将强制性地将代码段（text segment）映射到“指令空间”，而将数据段（data segment）、BSS段、堆和栈映射到“数据空间”。
内存区域的划分与权限设置： 在用户进程启动时，内核通过设置页表项，为指令段设置“只读”和“执行”权限，为数据段、堆栈等设置“可读写”权限。重要的是，指令区域的页表项将不允许“写”操作，而数据区域的页表项将不允许“执行”操作（除了返回到函数入口的跳转指令）。
内核自身内存的管理： 内核自身也需要遵循类似的隔离原则。内核代码和数据同样需要被严格隔离，防止用户态的恶意代码通过某些途径（例如内核漏洞）影响内核的指令执行。这通常通过内核/用户模式的切换和独立的内核页表来实现，但在此基础上可以进一步强化。
3. 动态加载与共享库的特殊处理：
动态加载器（ld.so）的角色： 当程序需要加载动态链接库（DLLs/SOs）时，动态加载器需要正确地将库的指令部分映射到进程的指令空间，并设置相应的权限，将数据部分映射到数据空间。
代码生成与即时编译 (JIT) 的挑战： 对于使用JIT技术的语言（如Java, JavaScript），或者需要动态生成代码的场景，就需要非常谨慎地处理。这部分动态生成的代码也应该被放置在逻辑上的“指令空间”，并且在生成后被“锁定”为只读和可执行。如果需要修改，必须经过一个更严格的、由内核控制的“代码重写”流程。
如何抵御堆栈溢出等安全问题？
通过上述机制，我们可以实现以下的安全防护：
禁止通过数据区域写指令： 这是最直接的效果。即使攻击者成功地利用了一个缓冲溢出漏洞，将数据写入了堆栈，这些数据也只会填充数据区域的内存。由于堆栈页面的页表项被标记为“不可执行”，CPU在尝试执行栈上的恶意指令时，会触发一个硬件异常（如Segmentation Fault或Access Violation），从而终止程序的非法操作。
防止数据被错误地当作指令执行： 同样，即使程序的代码段存在某种问题，导致本应是指令的地方被错误地读取为数据，由于数据区域的页表项被标记为“不可写”，攻击者也无法通过修改数据来改变程序的执行流程（至少不是直接写入指令）。
边界保护： 通过为指令和数据区域设置严格的读写执行权限，可以防止数据“越界”到指令区域，或者指令“越界”到数据区域进行非法操作。
实现细节与潜在的挑战
在实际操作系统中实现这种“哈佛化”内存管理，会面临一些挑战：
性能开销： 增加对指令和数据访问的区分，以及更精细的页表管理，可能会带来一定的性能开销。需要通过硬件（如更智能的MMU）和高效的软件实现来最小化这种开销。
兼容性问题： 许多现有的应用程序和库可能依赖于某些低级内存操作或地址空间布局。强制性的隔离可能会导致部分老旧软件无法正常运行。可能需要提供兼容层或者对这类程序进行特殊处理。
复杂性增加： 内存管理是操作系统的核心部分，增加这种复杂的隔离机制会显著增加内核开发的难度和维护成本。
堆栈溢出的变种： 虽然可以有效地阻止直接在栈上执行代码，但其他类型的攻击，例如返回导向编程 (ROP) 攻击，通过链式调用合法的、已存在的指令片段来达到恶意目的，可能需要额外的防御措施（如地址空间布局随机化 ASLR）来配合。
总结：一种更健壮的安全模型
借鉴哈佛架构的思想，在操作系统内存管理层面实现指令与数据的物理或逻辑隔离，是一种非常有潜力的安全增强策略。通过对虚拟内存管理单元的重塑、内核对内存布局的严格控制，以及对动态加载等环节的特殊处理，我们可以构建一个更健壮的安全模型，有效抵御堆栈溢出等利用内存越界写入并执行的攻击。
这种设计并非是要在硬件层面重新发明哈佛架构处理器，而是在冯·诺依曼架构的软硬件协同下，通过操作系统内核的智能管理，模拟出哈佛架构带来的安全优势。它代表了一种从更底层对安全威胁进行防护的思路，虽然实现复杂，但其潜在的安全收益是显著的，能够为现代计算系统提供更坚实的安全保障。这是一种对传统内存管理范式的深化和演进，旨在将安全设计理念融入到操作系统的每一个角落。
挑战与机遇：为何要借鉴哈佛架构？
现代计算机系统普遍采用冯·诺依曼架构，指令和数据共用同一内存空间。这种架构的优势在于结构简单、成本较低，但也带来了固有的安全隐患。最典型的例子就是堆栈溢出攻击。在这种攻击中，恶意用户通过向堆栈写入超出其预定大小的数据，覆盖了返回地址等关键信息，最终可以劫持程序的执行流程，执行任意代码。
哈佛架构的指令与数据隔离，从根本上说，就是限制了数据对指令区域的直接改写能力。如果我们能在操作系统层面模拟这种隔离，就能在一定程度上遏制这类攻击。
操作系统内存管理中的“哈佛化”思路
实现这种“哈佛化”内存管理，并非简单地在物理硬件层面复制哈佛架构处理器。相反，我们需要在操作系统内核的内存管理子系统中进行精巧的设计和实现。这主要涉及以下几个关键方面：
1. 虚拟内存管理单元 (MMU) 的重塑：
页表结构的扩展： 目前的页表条目 (PTE) 通常包含访问权限（读、写、执行）等信息。我们可以为每个进程的页表设计更细粒度的控制。设想一种扩展的页表结构，其中指令页和数据页拥有各自独立的属性，即使物理地址相同，逻辑上的“指令空间”和“数据空间”也被赋予了不同的访问权限。
“指令区”与“数据区”的映射： 在进程的地址空间布局中，明确划分出指令区域和数据区域（包括堆、栈、堆栈等）。MMU在翻译虚拟地址到物理地址时，会根据地址所在的区域，应用不同的访问控制策略。
硬件协助的实现： 现代CPU的MMU是实现虚拟内存的关键。我们需要利用MMU的特性，在硬件层面支持对指令区域的“只读”和“只执行”属性，以及对数据区域的“可读写”属性。这可能需要在MMU的转换查找转换缓冲区 (TLB) 和页表遍历过程中加入额外的逻辑，以区分指令访问和数据访问。
2. 内核对内存布局的严格控制：
进程地址空间布局的标准化与强制执行： 操作系统内核会为每个新创建的进程规划其虚拟地址空间。在这种“哈佛化”内存模型下，内核将强制性地将代码段（text segment）映射到“指令空间”，而将数据段（data segment）、BSS段、堆和栈映射到“数据空间”。
内存区域的划分与权限设置： 在用户进程启动时，内核通过设置页表项，为指令段设置“只读”和“执行”权限，为数据段、堆栈等设置“可读写”权限。重要的是，指令区域的页表项将不允许“写”操作，而数据区域的页表项将不允许“执行”操作（除了返回到函数入口的跳转指令）。
内核自身内存的管理： 内核自身也需要遵循类似的隔离原则。内核代码和数据同样需要被严格隔离，防止用户态的恶意代码通过某些途径（例如内核漏洞）影响内核的指令执行。这通常通过内核/用户模式的切换和独立的内核页表来实现，但在此基础上可以进一步强化。
3. 动态加载与共享库的特殊处理：
动态加载器（ld.so）的角色： 当程序需要加载动态链接库（DLLs/SOs）时，动态加载器需要正确地将库的指令部分映射到进程的指令空间，并设置相应的权限，将数据部分映射到数据空间。
代码生成与即时编译 (JIT) 的挑战： 对于使用JIT技术的语言（如Java, JavaScript），或者需要动态生成代码的场景，就需要非常谨慎地处理。这部分动态生成的代码也应该被放置在逻辑上的“指令空间”，并且在生成后被“锁定”为只读和可执行。如果需要修改，必须经过一个更严格的、由内核控制的“代码重写”流程。
如何抵御堆栈溢出等安全问题？
通过上述机制，我们可以实现以下的安全防护：
禁止通过数据区域写指令： 这是最直接的效果。即使攻击者成功地利用了一个缓冲溢出漏洞，将数据写入了堆栈，这些数据也只会填充数据区域的内存。由于堆栈页面的页表项被标记为“不可执行”，CPU在尝试执行栈上的恶意指令时，会触发一个硬件异常（如Segmentation Fault或Access Violation），从而终止程序的非法操作。
防止数据被错误地当作指令执行： 同样，即使程序的代码段存在某种问题，导致本应是指令的地方被错误地读取为数据，由于数据区域的页表项被标记为“不可写”，攻击者也无法通过修改数据来改变程序的执行流程（至少不是直接写入指令）。
边界保护： 通过为指令和数据区域设置严格的读写执行权限，可以防止数据“越界”到指令区域，或者指令“越界”到数据区域进行非法操作。
实现细节与潜在的挑战
在实际操作系统中实现这种“哈佛化”内存管理，会面临一些挑战：
性能开销： 增加对指令和数据访问的区分，以及更精细的页表管理，可能会带来一定的性能开销。需要通过硬件（如更智能的MMU）和高效的软件实现来最小化这种开销。
兼容性问题： 许多现有的应用程序和库可能依赖于某些低级内存操作或地址空间布局。强制性的隔离可能会导致部分老旧软件无法正常运行。可能需要提供兼容层或者对这类程序进行特殊处理。
复杂性增加： 内存管理是操作系统的核心部分，增加这种复杂的隔离机制会显著增加内核开发的难度和维护成本。
堆栈溢出的变种： 虽然可以有效地阻止直接在栈上执行代码，但其他类型的攻击，例如返回导向编程 (ROP) 攻击，通过链式调用合法的、已存在的指令片段来达到恶意目的，可能需要额外的防御措施（如地址空间布局随机化 ASLR）来配合。
总结：一种更健壮的安全模型
借鉴哈佛架构的思想，在操作系统内存管理层面实现指令与数据的物理或逻辑隔离，是一种非常有潜力的安全增强策略。通过对虚拟内存管理单元的重塑、内核对内存布局的严格控制，以及对动态加载等环节的特殊处理，我们可以构建一个更健壮的安全模型，有效抵御堆栈溢出等利用内存越界写入并执行的攻击。
这种设计并非是要在硬件层面重新发明哈佛架构处理器，而是在冯·诺依曼架构的软硬件协同下，通过操作系统内核的智能管理，模拟出哈佛架构带来的安全优势。它代表了一种从更底层对安全威胁进行防护的思路，虽然实现复杂，但其潜在的安全收益是显著的，能够为现代计算系统提供更坚实的安全保障。这是一种对传统内存管理范式的深化和演进，旨在将安全设计理念融入到操作系统的每一个角落。
网友意见
如果打算从头建立起一套生态系统，当然是没问题的。
但现在已经积重难返了，要这么限制的话，有很多流行的玩法走不通了：
例如说从 io 读取一段脚本并执行（例如说各种代码热更新）
例如说在配置文件里指定了跳转入口函数（各种脚本语言里经常这么玩）
如果是20年前，甚至30年前，还是C/C++/JAVA等接近静态的语言为主的年代，这个生态转换的难度相对还小一点，但现在的话，没希望了。
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