该论文研究在 CHERI 能力硬件内存安全基础上，如何高效实现进程内细粒度隔离（compartmentalization）。核心问题在于：现有隔离机制（如 Intel MPK）并发可用的保护域数量极其有限（最多 16 个），无法在大规模软件上按库边界做细粒度拆分；而细粒度隔离往往需要大量源码改造，难以推广。作者提出一种基于链接（linkage）的进程内隔离模型，利用 CHERI 的单地址空间与能力机制，对整个 UNIX 用户态进行细粒度划分，在桌面系统上可扩展到 1 万个以上隔离域。模型提供"按键式"（push-button）自动化隔离，沿现有库边界自动划分：在 Chromium 等大型应用上，每进程常规托管 500 个以上隔离域，远超其他机制的并发保护域上限；必要时还可通过自定义策略进一步细分库。作者在数千个 C/C++ 程序上验证兼容性，仅 V8 JavaScript 引擎需要源码级适配（不足 300 行改动，涉及垃圾回收与 JIT 编译）。实现层面，作者在 Armv8-A 与 RISC-V 的 CHERI 扩展版本上，通过编译器工具链和操作系统支持落地该模型。案例研究覆盖隔离域间内存的平滑委派、隔离域感知的调试与可视化，以及对复杂托管语言运行时的可扩展性，体现单地址空间模型在安全与工程上的优势。评估覆盖多种处理器，包括 Arm 超标量 Morello，以及首个商用 CHERI RISC-V 应用核心 Codasip 的 X730（顺序双发射）。总体贡献可归纳为：可扩展的链接级隔离抽象、自动化工具链/OS 支持、跨架构大规模实证评估，以及面向真实复杂工作负载的可行性验证。

基于能力（capability）的架构如 CHERI 为软件组件的架构级隔离提供了强支持：能力指针同时携带边界与权限，使硬件能够阻止越权访问。然而攻击者还可利用微架构侧信道窃取机密，因此敏感代码通常需以常量时间（constant-time）方式编写，即消除依赖机密数据的分支与访存模式。现代处理器普遍依赖推测执行，而推测执行可能破坏常量时间保证，使被隔离的机密通过瞬态执行被泄漏，即 Spectre 类问题。本文首先指出：为 CHERI 提供安全推测并非易事，已有方案无法保持机密性保证。为此作者构建了一个形式化框架，能够联合推理能力安全（capability safety）、推测执行与信息流安全，并用该框架展示潜在泄漏的存在。随后论文提出 SCHERI——一种在该框架内设计的新型处理器方案，并形式化证明其对常量时间策略提供端到端的安全推测保证。该工作为构建未来基于能力、且对常量时间程序具备 Spectre 抵御能力的处理器提供了形式化基础与实践指导，适合硬件安全、处理器微架构与形式化验证方向的研究者与安全工程师阅读。

本文提出 CHERI-D Reincarnate（简称 Reinc），一种面向 CHERI 能力架构的时序内存安全（temporal memory safety）硬件扩展，目标是以可扩展、低开销的方式缓解释放后使用（use-after-free, UAF）问题。背景上，此前工作 CHERI-D 为每个分配对象关联一个有限位宽的 generation ID，并存放在固定位置；当该 ID 被耗尽（回绕）时，为避免不同生命周期对象共用同一 ID 而产生误判，必须把该对象所在的整个内存槽位隔离（quarantine），待清扫（sweep）后才能复用。这带来两个代价：一是清扫频率高，二是高分配率场景下隔离区会占用大量内存。 Reinc 的核心思想是“分配重生”（allocation reincarnation）：当某个槽位当前 ID 耗尽时，不再隔离内存，而是为该槽位动态分配一个新的 ID；被耗尽的 ID 本身进入隔离并延后回收，而底层物理内存可立即重新分配给新对象。也就是说，隔离的对象由“内存”变为“ID”，使常见情况下内存可连续复用，从而显著降低清扫频率与隔离区内存开销。Reinc 在保持完全去中心化 ID 组织的同时引入一致性 ID 缓存（coherent ID caching），时序元数据仍与其所保护的内存同址存放，既保留局部性又避免集中式元数据结构。针对多核执行，Reinc 通过轻量级反向映射（reverse-map）与过滤机制，把物理一致性事件与按虚拟地址索引的 ObjID buffer 关联起来，以跨核维护一致的 ID 视图。 作者以软硬件协同设计方式实现了 Reinc，覆盖 CHERI-Toooba（超标量 FPGA 软核）、QEMU、LLVM/Clang 与 CheriBSD 全栈，并进行了评测。结果显示，在所选负载上 Reinc 大幅降低了内存清扫频率与隔离内存占用，同时仅引入较低的性能开销与硬件开销。该工作对体系结构、硬件安全、内存安全及操作系统方向的研究者具有参考价值。

本文提出 PRISM，一种基于 CHERI 的轻量级可信执行环境（TEE）架构，旨在解决现有 CHERI TEE 方案的多个关键缺陷。CHERI 能力（capabilities）可以在对象级别提供空间内存安全，但先前基于 CHERI 构建 TEE 的尝试面临能力吊销（capability revocation）开销大、过度依赖宿主操作系统（OS）进行溯源跟踪和物理内存保护、域切换成本高以及缺乏远程证明支持等问题。PRISM 引入“棱镜能力”（prismatic capabilities），将 enclave 的“色调”（hue）标识绑定到物理内存访问控制上，从而实现 O(1) 复杂度的所有权建立，无需扫描内存即可完成能力吊销或所有权转移。同时，PRISM 支持高效的域切换，能够原子地激活和停用棱镜能力。此外，PRISM 还为其 enclave 提供了远程证明机制。实验表明，在 PRISM 中运行用户态 enclave 的开销适中（不超过 15%），相比 Intel SGX 在相同工作负载下表现有显著改善。该研究的核心贡献在于：利用棱镜能力将内存隔离与安全标识符绑定，简化了 TEE 的构建，降低了对宿主 OS 的信任依赖，并提升了性能。适合对 TEE 设计、CHERI 能力安全、轻量级内存隔离感兴趣的安全研究人员和系统开发者阅读。

CHERI 架构通过硬件强制的能力机机制提供空间内存安全，但时间内存安全（即释放后使用类漏洞）尚未被完整覆盖。此前工作主要针对堆上的 use-after-free，而栈上的 use-after-return 一直缺乏系统性的硬件/软件协同防御。已有的编译器分析只能可靠捕获作为函数返回值逃逸的栈引用，动态插桩工具则因性能开销过大难以在生产环境部署。针对这一空白，本文提出 FRESCO 机制，其核心原则是：栈能力（stack capability）的生存期不得超过创建它的栈帧。FRESCO 为每次函数调用生成独立的能力"颜色"（provenance identifier），任何从该栈指针派生的能力都会继承该生命周期，并在函数退出时由硬件立即失效——无论该引用以何种方式、逃逸到何处。由于栈帧的回收频率远高于堆分配，FRESCO 设计了两种机制来管理颜色资源：1）Color Saver，一种基于静态能力分析的逃逸分析，仅对确实需要着色的函数限定染色范围，其核心算法在 Rocq 证明助手中完成机械化验证；2）能力-颜色分段，将内存划分为不连续的段，各段拥有独立的颜色命名空间，从而让栈时间安全和堆时间安全在同一系统上共存。FRESCO 是首个为 CHERI 应用处理器提供完整、可扩展时间内存安全的软硬件协同设计。实现基于 CHERI-RISC-V QEMU 全系统模拟器和乱序执行的 CHERI-Toooba FPGA 软核，软件栈采用 CHERI 版 Clang/LLVM 编译器和 CheriBSD 操作系统。实验表明，FRESCO 在 NIST Juliet 测试套件和 CVE 样本上系统性地阻止了 use-after-return、use-after-free 和 double-free，SPEC CPU 性能开销约 4%，SQLite 和 PostgreSQL 开销为 10-14%。本文适合从事内存安全、硬件安全、编译优化及形式化验证的研究人员阅读。

本文提出 PoisonCap，一种为 CHERI（Capability Hardware Enhanced RISC Instructions）系统设计的层次化时间安全机制。CHERI 是一种领先的硬件/软件系统，通过 capabilities（能力）提供原生空间安全以及时间安全的基础。当前最先进的 CHERI 时间安全解决方案 Cornucopia Reloaded 只能提供 use-after-reallocation 安全，而非更严格的 use-after-free 安全，且无法强制初始化安全。PoisonCap 引入了一种新的“毒化”（poison）能力格式，能够强制严格的 use-after-free 和初始化安全，并通过向微架构传达内存状态来有效管理隔离内存的缓存。该方法利用能力界限优雅地委派内存毒化权限，允许嵌套分配器在不干扰上游分配器的情况下对其消费者实施安全。PoisonCap 可以替代 Cornucopia 的影子位图，并在重分配时自动清零内存，或可选地在读取前写入时触发陷阱以强制初始化安全。实验表明，与在重分配前清零的 Cornucopia 基线相比，PoisonCap 在强化 CHERI 时间安全的同时没有引入根本性的性能开销。该工作适合硬件安全、系统安全、编程语言安全领域的研究者和工程师关注，特别是对 CHERI 生态或内存安全机制感兴趣的人群。