自从车开进一段山路，天就开始蒙蒙细雨，稀稀拉拉下的不爽快也不利索，弄的人心情糟糕透了。
终于到地方的时候沈星泽躺在座位上浑浑噩噩的睁开眼，伸懒腰，打了个哈欠。
沈忠打开安全带的声音在这寂静的地方显得格外清脆，“下车。”
沈星泽也不看他，松完安全带打开车门就出去，动作潇洒干净利落，然后一脚踩在水洼里，蹦出来的泥点一丝不落的全沾在裤腿儿上。
“操……”新买的鞋，沈星泽脾气本来就不好，耐着性子和他爸跑这种鬼地方来看什么恩师，不满道，“这天气潮成这样，人真的不会长虱子吗？”
沈忠没理他。
沈星泽是真没来过这种地方，发现满路都是泥泞，走一步踩一脚，深深浅浅坑坑洼洼还带着脚底打滑，后来他彻底放弃这双白色的鞋，跟在沈忠身后大步走起来。
走了大概得有十分钟，才终于看到有人家。
密密麻麻的老胡同巷子，家家户户挨得很挤，可沈星泽觉得这里大部分人家都只是个空壳子，里面没人了。
在他眼里这里就是断壁残垣，破旧不堪，有的院子连墙都是泥糊的，凹凸不平，沈星泽还以为这家是被遗弃的，结果伸着头往里搭眼一看，和里面一群屋檐下抽老旱烟的大爷们对视了。
沈星泽尴尬的把目光放回泥泞的路上。
“到了。”不知道走了有多久，沈忠终于停在巷子中间一户人家门口。
沈星泽往里看去，黑色厚重的木漆大门死死的关着，毫无人气。
沈忠上前敲门，还没用力，大门便“吱---呀---”一声从里面开了。
只是听着这声音，沈星泽就感受到了什么叫古老的气息，门开之后入眼便是个男生，个子很高，衣服破旧，手里端着一个大面盆，看到沈忠和沈星泽两个人，他眼里满是惊讶，甚至微微张开了嘴，显然是不认识。
“你好，我是沈忠，来看望李老师。”沈忠道。
沈星泽发现这男生比他爸还高。
“沈……哦！哦！”显然男生是听过沈忠这个名字的，转身就往里走，“奶奶！来人了！有人看您来了！”
沈星泽嘴里“啧啧”了两声，他觉得这高个儿男有点儿傻，配上他手里拿的面盆，身上的灰色背心还有破旧的牛仔裤，怎是一个土字了得。
土的沈星泽都忘了看他的脸。
李游刚给李家老太太送完刚出锅的大包子，出门就碰到沈忠父子俩。
虽然是第一次见面，但李游是有点儿怕沈忠的，没什么原因。
但他多看了两眼沈忠身后的沈星泽。
李游没见过沈星泽这样的男生，甚至可以说，他们这种穷地方，养不出来这样的人。
李游觉得或者可以说这小孩长的很精致，脸像瓷娃娃一样，看向自己的眼神里也满是高傲的神色。
李游觉得自己第一次这么害羞，比被人家给说媳妇儿的时候还害羞，他匆匆忙忙低下头拿着面盆回家了。
沈星泽对着空气说了一个字儿：“土。”
也不知道李游听见没听见。
“星泽，把桃子吃掉。”沈星泽他爸把被沈星泽不小心弄到地上的桃子捡起来递回他手里。
沈星泽看着那个桃子，不仅毛没洗干净现在还沾了泥，“你不知道桃子上的毛洗不干净会让手很痒吗？”
这地方真是穷，房间里不是地板砖就算了，连他妈洋灰地都没有，直接是土！幸好屋里不漏雨！不然和外面泥泞的路一样惹人心烦，正这样想着，结果转眼就看到角落里放着一个小铁盆，不明所以的发出“嗒--嗒--嗒”的声音，仔细一看，是屋顶在漏雨。
接水呢。
沈星泽：“……”
沈忠不好意思的看向他年迈的恩师，老人都快七十多岁了，老伴儿前年去世了，她一辈子无儿无女的住在这偏远小山村，怪是可怜的，“让您看笑话了，孩子自小娇贵惯了，我这次来，就是想把他托您这儿住两天，您给我教育教育。”
说是恩师，可这李家老两口都没有什么文化，一辈子也没孩子，就是两个淳朴厚道的山区老伴儿，当年沈忠家是邻村的，家里有七个孩子，他排行第六，虽然学习好但是上不起学，家里人都让他下地干活的时候，李家老两口出钱把他供出去了。
沈忠考了好大学，后来去经商了，白手起家成了富一代。
沈忠多次回来请老两口去城里住，甚至给他们在高档小区买了个一楼的房子，好让他俩出门时腿脚方便些，可老两口从没奢求什么回报，就是觉得孩子好学，就该学，上学是应该的。
反正说什么也不离开这穷地方，总说老了，一辈子有个根儿就够了，直到就剩下李奶奶一个人。
所以沈星泽命就好了，生下来就是个富二代，从没来过隔壁那个生他爹养他爹的穷山沟子，更没见过父亲心心念念的恩师，当然，显然这恩师所在的山沟沟，更穷。
沈星泽：“爸，我不住这儿。”
而且沈星泽提出的要求是要和他同学一起去国外的夏令营玩一个月……而不是出城下乡进山。
点击阅读后来才想明白原因。返回地址数组被设计成Ring Buffer，因此其中的内容可能被循环覆盖。如果将marker的序号存在Block中，则它可能取到完全不属于自己的调用栈。而采用hash值就可以规避这个问题。拿到marker后去比对下Block中的hash值和marker中的hash值是否一致，不一致则表明自己原来的调用栈已经被覆盖了。预判 LeakCanary 中对 Activity 的预判是在 onDestroy 生命周期中通过弱引用队列来持有当前 Activity 引用，如果在主动触发 gc 之后，泄漏对象集合中仍然能找到该引用实例，则说明发生了内存泄漏，就开始 2、Service 的检测预判 LeakCanary 对 Service 的内存泄漏检测时机，是 hook 监听 ActivityThread 的 stopService，然后记录这个 binder 到弱引用集合中，然后代理 AMS 的 serviceDoneExecuting 方法，通过 binder 在弱引用集合中去移除，移除成功的话，说明发生了内存泄漏，就开始 3、Bitmap 大图检测预判 Bitmap 不像 Activity、Service 这种，能够通过生命周期主动监测当前是否有内存泄漏的可能，他一般是在 Activity、Service 发生泄漏 dump 的时候，顺便检测一下 Bitmap 。在 Koom 中，Bitmap 大图检测是分析 hprof 中是否有超过 Bitmap 设置的阈值 size (width * height) Glide加载图片的时候默认使用缓存机制，第一次加载之后，会在内存和磁盘中进行缓存，第二次加载图片时根据地址先从内存中取出图片，内存中不存在时，就去磁盘中取，当内存和磁盘中都不存在时，才会真正的访问真实地址的图片。很清楚，看到别人的开源项目有万颗 Star，一声巨佬不过分！因此，开发视频和音频编解码器的一个持续的挑战是提供更高的质量，使用更少的数据，并最小化实时通信的延迟。尽管视频似乎比音频更需要带宽，但现代视频编解码器可以达到比今天使用的一些高质量语音编解码器更低的比特率。结合低比特率视频和语音编解码器，即使在低带宽网络中也能提供高质量的视频通话体验。然而，从历史上看，音频编解码器的比特率越低，语音信号就越难理解，也就越机械。此外，虽然一些人可以访问到一致的高质量、高速的网络，但这种级别的连接并不是通用的，即使是那些连接良好的地区，有时也会遇到质量差、带宽低和网络连接拥塞的情况。不是介绍如何获取万颗 Star，而是如何让你的 Github Profile 更专业一点，如果你还不了解 Github Profile，没关系，简单来说，Github Profile 就是我们在 Github 上的个人简介。如果说 Github 是一个程序员的门面，那么 Github Profile 妥妥就是 Github 的门面，一个好的 Profile 会将一个 Github 账户逼格拉满～ RfFlutter 具有看起来不错的基本警报，并且可以轻松使用。我们将设置一个带有 HomeView 无状态小部件的基本应用程序。我将使用功能性小部件，这样我就不会编写太多代码。您可以通过定义整个类来使用普通的无状态小部件。我们将让我们的应用程序带有一个简单的 HomeView 小部件。我们将在整个教程中使用的中心有一个按钮。旋转手机修改偏移量，为前景和背景层设置相反的偏移量，便可达到两个图层反向运动的效果。所以我们一开始进入时，看到的肯定只是图片的部分区域。我的想法是给每一个图层设置 scale，将图片进行放大。显示窗口是固定的，那么一开始只能看到图片的正中位置。（中层可以不用，因为中层本身是不移动的，所以也不必放大) k不同灵敏度的采集时间不同，sensors_plus 默认是 SENSOR_DELAY_NORMAL 即 0.2S ，实际使用感应延迟非常高，不太适合这种需要及时响应的场景。所以我直接 fork 项目下来，将 SENSOR_DELAY_NORMAL 改为了 SENSOR_DELAY_GAME ，即每次采集时间为 20000微秒（0.02秒）。（如果你有类似需求可以通过 nayuta_sensors: 1.0.0 使用） 汇编、C和C++本质上都是内存不安全的语言，因此开发者的无心之过可能会导致非法访问、内存踩踏等多种问题。这些内存问题一方面会影响用户的使用体验（进程崩溃、系统重启等）；另一方面也会被黑客利用，增加入侵的机会。所以内存问题不仅是稳定性的问题，也是安全性的问题。当然，如果考虑到后期安全补丁带来的升级影响，它或许也能算得上是一个经济问题。让我们再来思考一下，所谓的是否合规到底在判断什么？其实它真正想判断的是内存的所有权问题。一块内存到底属于谁？我们以最容易发生内存问题的堆为例，当我们调用malloc时，系统会返回一个地址，而后续所有的内存操作都基于该地址。那么这时，虚拟意义上的“属于谁”就变成了实际意义上的“属于哪个指针”。指针和所指向的内存之间如何判断所有权？最直接的想法有点类似于“虎符”，指针和内存各持有一个tag，根据二者是否一致来判断所有权。在32位进程中，指针值的每一个比特都被用于寻址，因此没有多余的比特来记录所有权相关的信息（tag），当然也就无法通过对比来判断所有权。而在64位进程中，地址只有低48位用于寻址，因此高比特可以用来存储tag。HWASan和MTE都采用了这种方式，这也限定了它们只能用于64位进程，不过由于tag的可选范围有限，因此检测具有一定的漏检率(false-negatives)。32位进程中没办法判断所有权，只能退而求其次，给每块内存标记状态，只要访问特定状态的内存就不会出错，这也是ASan所采用的策略。处。设计工作速率为3kbps，听力测试表明，在该比特率下，Lyra的性能优于任何其他编解码器，并优于Opus的8kbps，因此实现了60%以上的带宽削减。当带宽条件不足以满足高比特率和现有的低比特率编解码器不能提供足够的质量时，可以使用Lyra为什么同步和异步模式之间存在性能差异呢？这需要牵涉到流水线优化的知识。内存访问可以分为读和写，写操作在流水线中是可以有些激进的优化策略的。譬如将连续的写操作合为一次写操作，或者将写操作缓存起来，稍后再发生实际的写动作。对同步检测而言，它必须要读取内存的tag，相当于在写操作的同时增加了一个读操作。基于内存一致性的规则，这将使得写操作的某些优化策略无法使用，因此CPU的运行效率降低。（这一块知识我只是粗浅的理解，如果有了解的朋友希望不吝赐教） Tag生成之后，越界的内存访问就会因tag不匹配而发生SIGSEGV。不过需要注意一点，Unused内存中只对第一个16bytes生成了tag，这样线性的越界将会100%检测出来，而非线性的跨越式越界则是概率性检测出来。至于为什么没有将Unused内存全部tag为0，Google的工程师说是基于性能的考虑，不过这样确实可能会漏检一些跨越式的越界。据统计，Chromium的开发实践中约13%的overflow是跨越式的overflow。Secondary Allocator通过mmap分配出新的vma区域。上图中的Content是用户真实数据存放的位置，它的结束地址是按页对齐的。起始地址Ptr前面存放两个Header，一个是Chunk Header，与Primary Allocator保持一致；另一个是LargeBlock Header，属于Secondary独有的设计，其中主要存储前后vma的指针（链表结构）。再往前是补齐的内存，一直补齐到页边界。此外，前后再各加一个不可访问的保护页。由于每个调用栈的大小不一致，所以没法创建统一的数组长度。如果将数组长度设为64，那么当调用栈不足64帧时原文继续
