入冬后的第一场大雪，让整个城市的交通都近乎瘫痪，丁程被前后夹击在车流中间，往前开半米都是奢望。
此起彼伏的鸣笛声中，他透过车内后视镜看了一眼坐在后座的江别故，才发现一直闭目养神的他不知道什么时候睁开了眼睛，正看着窗外，目光专注。
顺着他的视线看过去，丁程看到了一个孩子。
再过三天就要进入12月，可那孩子的身上只穿了一件单衣，即便如此袖口和裤脚也仍是短了一截，脚上还穿着一双后跟带都断了的棕色凉鞋，裸露在外的皮肤被冻的通红，还有几处冻疮。
他正弯着腰背对着车子在旁边的垃圾桶里翻找什么，另一只手扯着一个黄色的编织袋，里面隐隐约约可见各式各样的饮料瓶。
一个流浪儿童。
与旁边被妈妈牵着手，衣着靓丽欢蹦乱跳走过的小孩儿形成鲜明的对比。
丁程自认为不是一个好人，也没有多少的同情心，更没做过什么慈善，但对方若是个孩子，又是亲眼看到的话，难免就多了一些不忍，刚准备下车去询问一下有什么可以帮忙的时候，后车窗被缓缓降了下来，下一秒，他听到了江别故的声音：
“小孩儿。”
丁程便停了动作。
捡垃圾的小孩儿闻言扭头看了过来，目光淡淡的与江别故对上，又很快移开，似乎觉得坐在车里的江别故不可能是在跟自己说话。
于是江别故又喊了一声：
“穿凉鞋的小孩儿。”
这样的天气，穿凉鞋的大概就他一个，于是他直起了身体，转身看了过来，目光再一次和江别故对上，却并不太友好，即便隔着一段距离，江别故也能感受到他的防备。
或许在这种环境长大的孩子总会下意识的做出类似这样的反应，因为大概除了自己，也没人能给他们相应的保护。
如果有，他们也不必在这样的天气，穿着这样的衣服出来谋生。
“过来一下。”江别故说。
小孩儿没动，有明显的犹豫，但过了一会儿还是迈步走了过来，黄色的编织袋在雪地，在他的身后拖出长长的一道痕迹。
车前，小孩儿停下脚步：
“有瓶子要给我吗？”
小孩儿以前遇到过这样的事情，自己在路边捡废品的时候，会有车子在身边停下来，将车里的瓶子给自己，小孩儿以为江别故也是这样。
江别故没有让小孩儿失望，他的确是有东西要给小孩儿，但却不是瓶子，而是一沓差不多有20张纸币的钱。
“拿着。”江别故说：“给自己买两件冬衣，别冻着，如果能上学还是要好好上学。”
换做任何一天，江别故都不会将钱给的这么直白，即便对方是个小孩儿，他也会顾及面子和自尊，有一百种方式将这事儿做的体面，可今天他实在没什么心情，想要帮助的方式也只能如此。
或许就是这样直白的方式吓到了小孩儿，愣了一下，没接。
但江别故却没多少的耐心，在小男孩儿没接的几秒之后，他将手中的钱对折了一下，塞在了小男孩上衣胸口处那个破洞的口袋里。
前方的车子在这一刻开始缓缓移动，丁程没动，引来了后车的不停鸣笛，这声鸣笛让小孩儿回过神，下意识的往车后看去，也就是这个时候江别故将车窗升了起来，对丁程说：
“走吧。”
小男孩如梦初醒的反应过来，将钱从口袋里拿了出来，拍打着车窗，急切的，嘴里似乎也在说着什么。
江别故看到了却没理，更没听到小男孩儿在说什么。
他是个聋子，听不到这个世界的任何声音，虽然会读唇语，但也不是什么时候都有心情去读，比如说现在，他就没这个心情。
丁程看看窗外的小孩儿，又看看江别故，欲言又止，却到底是没有说什么，发动引擎将车开了出去。
接下来的路很顺畅，车子一路停在别墅门口，雪还在下，丁程下车后撑了一把伞准备为后座的江别故打开车门的时候，才发现江别故已经先一步推开车门下了车。
丁程将伞移过去，撑在江别故的头顶上方。
雪有越来越大的趋势，江别故原本应该是要快步走入室内的，可就在这漫天的风雪中，他走了两步又因为突然想到什么而顿下，回头看着丁程：
“那个孩子最后跟我说了什么？”
丁程没想到江别故会又想起这件事，但还是回答：
“他说，我不是要饭的。”
江别故没说话，只是站在原地静默了有将近半分钟的时间，继而才轻应一声重新迈开脚步回了室内。
——
清晨出门，下午回来，江别故连饭都没吃，他不觉得累，也不觉得饿，如今回到家，依旧是连喝口水的功夫都没有留给自己，换了鞋，洗过手便直接去了书房。
他一整天没有去公司，需要处理的事情都在他的邮箱里躺着，当下能处理的回复过去，不能处理的顺手标记，等明天去公司再说。
冬日的白天总是短的，不到六点的时间，屋内已经只剩下电脑屏幕投射出的光亮了，江别故坐在书桌前处理工作已经有两个小时。
桌面手机震动的时候江别故才从屏幕上移开视线，看了一眼，是来自于好友徐宴清的信息：
【路过你家，见一面？】
江别故本身也是一个商人，他很清楚商人嘴里没多少实话的本性，可像徐宴清这么说谎不打草稿的倒也是难得一见，毕竟他不知道徐宴清究竟去哪里能路过自己这栋荒郊野岭的房子。
但明知徐宴清在撒谎，江别故还是去开了门。
雪依旧没停，徐宴清一袭黑色风衣站在门外，头发和肩膀都落了一层的雪，可看到江别故，他却洋溢了一个比春暖花开还绚烂的笑容，举了举手中的保温桶：
“路过是假，送饭是真，老太太特意为你做的，让我给你送过来。”
江别故勾了下唇角，侧身让开门口的位置，徐宴清迈步进来。
点击阅读来才想明白原因。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帧时会浪费内存空间。所以为了更高效地使用内存，Scudo中用一个大型数组存储下所有的返回地址。该数组长度为524288(1，不同调用栈的返回地址间会插入一个元素进行分隔。这个用于分隔的元素称为"stack trace marker"。那么如何区分一个marker和一个正常的返回地址呢？让我们把目光投向marker的最后一位。由于PC值在64位的机器上都是按4字节对齐的，所以其最后一位必然为0。这样我们就可以人为地将marker的最后一位设为1，以区分它和返回原文继续
