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原文 #黄礼志
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Orien Daily
- 検証と立証，学术写作里搞混就尴尬了
写论文的时候，有没有在「假设を検証する」和「仮説を立証する」之间犹豫过？这两个词都跟"证明"有关，但逻辑方向完全不同。検証是拿着已有的东西去检查对不对——实验设计、数据分析、流程审查，这些叫検証，重点是"确认是否正确"。立証是从无到有地建立起一个主张——用证据和论证让别人接受你的观点，这叫立証，重点是"使之成立"。换句话说，検証是对着一面墙敲它结不结实，立証是把砖一块块砌起来告诉别人这面墙站得住。学术界最常见的问题是该用検証的地方写了立証，比如实验部分其实在验证已有模型，你写成「モデルを立証した」，评审一看就知道你没分清。反过来也一样：如果你提出了新理论并用数据支撑它，那才该说立証。记住一个简单判断：你在查东西对不对→検証，你在证明东西成立→立証。那么问题来了——「誤りを指摘する」这件事，应该算検証还是立証？ - 当 ASLR 遇到信息泄露：随机化的盔甲怎么被拆了
地址空间布局随机化（ASLR）是现代操作系统的标配防御——每次启动，栈、堆、共享库的加载地址都不同，攻击者写死地址的 shellcode 基本就废了。但问题在于，ASLR 的随机性只活到第一次内存泄露为止。
原理很简单：ASLR 通常只在不重启时保持不变（同一次运行内地址固定），而实际攻击链几乎都是先拿到一个信息泄露漏洞，再拼出目标地址去触发第二个漏洞。比如格式化字符串漏洞可以让攻击者直接读取栈上残留的指针值；又比如某些漏洞允许越界读，泄露出 libc 的基址后，system()的地址就能算出来。此时 ASLR 的"随机"就变成了"已知"——它只是把一步 RCE 变成了两步而已。
更狠的是，即使重启后地址会变，攻击者也有办法绕过：一是利用部分覆写——低 12 位偏移在 ASLR 中不变，只覆盖后半字节就能跳到目标附近的 gadget；二是利用侧信道，比如逐字节爆破地址，对方如果崩了就说明猜错，没崩就继续，几秒就能把基址探出来。在香港 Pwn 题里这已经是基本功。
所以防御思路不能只靠 ASLR 一层。PIE（位置无关可执行文件）把代码段也随机化了；RELRO 把 GOT 表设成只读；CFI 限制间接跳转的目标范围。 - Linux 页面置换：教科书骗你说用的是 LRU
学操作系统的时候，页面置换算法那一章几乎总是从 FIFO 讲到 LRU，然后告诉你 LRU 太难实现，退而求其次用 Clock 算法。最后留下一个印象：大概就是个近似 LRU 吧，意思差不多就行。
但如果你去看 Linux 内核源码（mm/vmscan.c），会发现它根本没用任何教科书里写的那种 LRU。Linux 维护的不是一条 LRU 链表，而是两条——active list 和 inactive list，各自都是双向链表。新分配的页面先进 inactive list 的头部；被再次访问时通过设置 PG_referenced 位，晋升到 active list 的尾部。反过来，active list 尾部的页面在内存紧张时会被"降级"回 inactive list 的头部。而真正被换出的，是 inactive list 尾部的页面。
这个设计的核心直觉是：区分"热页面"和"温页面"。只被访问一次的页面（比如刚 mmap 读进去的大文件）停留在 inactive list，很快就会被扫到尾部换出，不会污染真正的热数据。只有被访问两次以上的页面才有资格进入 active list，享受更长的驻留时间。这比朴素 LRU 好在哪里？朴素 LRU 无法区分"刚读一次就不会再读"和"真正频繁在用"——它们都会因为最近访问过而被保护。而双链表结构天然给了一次性页面一个冷却窗口。
具体晋升逻辑在 mark_page_accessed() 函数里：页面第一次被访问，设置 PG_referenced；第二次被访问时如果 PG_referenced 已经置位，就把它从 inactive 升到 active。这使得一次性的顺序读（比如cat一个大文件）几乎不会冲击 active list，因为它们达不到"两次访问"的门槛。 - 📸 @Kendo_Jidai ×3
剣道時代７月号にて第24回全日本選抜剣道八段優勝大会を、吉成正大氏の解説で詳報しています。優勝鍋山隆弘教士（茨城）、２位平尾泰教士（東京）、３位寺地四幸教士（東京）、米田敏郎教士（熊本） #八段戦 #剣道
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