庭院的铁门开启，一辆银色的雪佛兰跑车驶了进来，绕开院子里的小喷泉，车停在了房子门口。
严梓殷从车上下来，看了一眼空无一人的门口，不耐烦地叹了口气。
“袁松！”他靠在车门上，手里勾着钥匙，不停地大声喊，“袁松啊！”
他叫了半天，终于有个男人不紧不慢地从里面走了出来。
“少爷。”袁松过来接过严梓殷手里的车钥匙问道，“今天不是要在外面吃？”
“本来是的。”严梓殷没有让开，还靠在车上，打量着袁松，“你刚才干嘛呢？”
“打扫房间。”袁松伸手拉开严梓殷，“我去停车，你先上楼吧，张伯听说你晚上回来已经在准备晚餐了。”
严梓殷站在一边看着袁松上了车，耸了耸肩，对他说：“那我先洗个澡，等会儿你过来给我擦背。”
袁松上来的时候一进门就看见被严梓殷丢得到处都是的衣服，他有些无奈，弯腰把包括内裤在内的衣物都捡起来放好，然后敲响了浴室的门。
“进来吧！”严梓殷泡在圆形浴缸里，两条长腿搭在浴缸的边缘上，仰着头，闭着眼。
他皮肤很白，此刻被热水泡得微微泛着粉色，黑色的短发被水浸湿，额前的头发都被捋到了后面，发梢的水珠滴滴答答，极尽诱惑。
袁松走进来，看他这幅样子，知道最近这人累坏了，不禁有些心疼。
他拿着毛巾过去，坐在旁边的台子上，轻声说：“少爷，我给你擦背。”
严梓殷睁开眼看着他，沉默了一会儿，突然双手抬起抱住了袁松哀嚎着说：“松松啊！我怎么办啊！”
“……”袁松低头看了一眼自己完全被打湿的衬衫，觉得自己不应该过来。
“你说话啊！我怎么办啊！”严梓殷抬头看他，又掐了掐袁松的脸。
“出什么事了？”袁松推开他，没再管自己湿透了的衬衫，按着严梓殷在浴缸里坐好，开始给他擦背。
“我爸啊，说好的把公司交给我，现在反悔了！”严梓殷真的要被他爸气死了，他今年二十七，已经跟着他爸管理公司整整五年，当初他出去留学的要求就是毕业五年之后他爸将公司交给他管，结果这会儿那老头儿突然反悔，理由是他太贪玩，不定性，公司交给他不放心。
“我觉得我爸在耍我。”严梓殷说，“那会儿我就不该走，我要是不走的话也不至于让那个女人跟她那个死儿子上位！”
袁松仍旧没说话，严家的事本来就没他多嘴的份儿，他跟着严梓殷这么多年，还陪着他出国留学又回来，亲眼见证了这个小少爷如何从一个纨绔子弟变成了有担当的男人，尤其是回来之后的这五年，严梓殷的变化他也是看在眼里，是那个继子没办法比的，他相信严家老爷突然变了挂是有原因的。
果不其然，严梓殷又唉声叹气地说：“我爸让我赶紧结婚，说有个人能镇得住我他才放心，这什么意思啊？”
他没想到严老爷是在做这样的盘算，如果严梓殷真的结婚了，袁松觉得大概也到了他该离开的时候。
“烦死了，我一点儿都不想结婚，再说了，我跟谁结啊！”严梓殷是真的郁闷了，自从他十五岁跟他爸坦白了自己的性向之后他爸就像神经质一样盯着他的感情生活，怕他乱来，也怕他根本就不来，他在国外的时候跟一个美国男生谈了两年的恋爱，他爸兴奋得不行，非让他把人带回来，结果两人分了手，他爸骂了他一顿，之后整天说谁谁结婚了，谁家跟谁家联姻了，弄得严梓殷根本不敢跟他爸再聊感情上的事。
不过，他的感情生活空白了，他爸倒是丰富了，趁着他不在的几年，他爸给他娶了个后妈，后妈还带着一个儿子，这个儿子比严梓殷小四岁，叫隋安，平时不言不语的，但严梓殷总觉得他憋着一肚子坏水。
这也是严梓殷回国后急着想让他爸赶紧把公司交给他的原因，他可不想自己家的企业和财产最后都成了别人的。
他没办法跟其他的人抱怨，只能跟袁松说，虽然袁松这个人整天特别死板地管他叫“少爷”，但他心里却是把这个人当成最好的朋友，袁松跟着他差不多十年了，两人之间几乎没有秘密。
点击后来才想明白原因。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，那么当调阅读原文继续
简星轩