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  • 例如: class Test { pulbic static int testStaticInt = 5; public Test() { ...假如该类被加载后(虚拟机的加载的顺序:装载 , 连接, 初始...当有调用Test.teststatciInt时Test如何查到teststatciInt的内存地址
  • 之前一直搞不懂,今天看 Windows pe ...而相对虚拟内存地址(RVA)是进程被加载后,进程的其他模块也要被加载,每一个模块都会有一个基地址,也就是他要告诉操作系统,他需要这个4G的空间的一部分,相对虚拟内存地

    之前一直搞不懂,今天看 Windows  pe 权威指南,一下子豁然开朗。

    虚拟内存地址(virtual Address)VA,PE文件在加载后,有了自己的4GB(32位系统)虚拟空间,在这个空间中定位的地址称为虚拟内存地址

    而相对虚拟内存地址(RVA)是进程被加载后,进程的其他模块也要被加载,每一个模块都会有一个基地址,也就是他要告诉操作系统,他需要在这个4G的空间的哪一部分,相对虚拟内存地址是想对于模块的基地址的,这个值是距离模块的基地址的偏移的值


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  • Crazy = 82 *** Error in `./test': free(): invalid pointer: 0x00000000023dcc20 *** ======= Backtrace: ========= /lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6(+0x777e5)[0x7f2873ac37e5] /lib/x86_64-linux-gnu/libc....
  • 内存通常存储地址的底层,向上排列。当一个对象通过new关键字或通过其他方式创建后,对象从堆中获得内存。当对象不再使用了,被当做垃圾回收掉后,这些内存又重新回到堆内存中。要学习垃圾回收,请阅读”Java中...

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    Java中的堆内存是什么?

    当Java程序开始运行时,JVM会从操作系统获取一些内存。JVM使用这些内存,这些内存的一部分就是堆内存。堆内存通常在存储地址的底层,向上排列。当一个对象通过new关键字或通过其他方式创建后,对象从堆中获得内存。当对象不再使用了,被当做垃圾回收掉后,这些内存又重新回到堆内存中。要学习垃圾回收,请阅读”Java中垃圾回收的工作原理”。

    Java堆内存(heap memory)有十个要点:

    1. Java堆内存是操作系统分配给JVM的内存的一部分。

    2. 当我们创建对象时,它们存储在Java堆内存中。

    3. 为了便于垃圾回收,Java堆空间分成三个区域,分别叫作New Generation, Old Generation或叫作Tenured Generation,还有Perm Space。

    4. 你可以通过用JVM的命令行选项 -Xms, -Xmx, -Xmn来调整Java堆空间的大小。不要忘了在大小后面加上”M”或者”G”来表示单位。举个例子,你可以用 -Xmx256m来设置堆内存最大的大小为256MB。

    5. 你可以用JConsole或者 Runtime.maxMemory(), Runtime.totalMemory(), Runtime.freeMemory()来查看Java中堆内存的大小。

    6. 你可以使用命令“jmap”来获得heap dump,用“jhat”来分析heap dump。

    7. Java堆空间不同于栈空间,栈空间是用来储存调用栈和局部变量的。

    8. Java垃圾回收器是用来将死掉的对象(不再使用的对象)所占用的内存回收回来,再释放到Java堆空间中。

    9. 当你遇到java.lang.outOfMemoryError时,不要紧张,有时候仅仅增加堆空间就可以了,但如果经常出现的话,就要看看Java程序中是不是存在内存泄露了。

    10. 请使用Profiler和Heap dump分析工具来查看Java堆空间,可以查看给每个对象分配了多少内存。

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  • 之前一节讨论了C++语言中类在内存中分布模型,提到了C++语言编译器会自动为每一个拥有虚函数的类创建虚表和虚表指针,其中虚表指针指向虚表,而虚表则用于存放虚函数指针,如下图所示:C++虚函数的内存分布基类的...

    之前一节讨论了C++语言中类在内存中分布模型,提到了C++语言编译器会自动为每一个拥有虚函数的类创建虚表和虚表指针,其中虚表指针指向虚表,而虚表则用于存放虚函数指针,如下图所示:

    5b82d92befef09c9305942b56b547718.png

    C++虚函数的内存分布

    基类的内存模型

    那么,若是拥有虚函数的类 A 作为基类,派生出其他类,这些派生类如何处理类 A 的虚表呢?换句话说,C++语言中的派生类是如何继承基类的虚函数的呢?为了便于讨论,先将类 A 的C++语言代码补充完整,请看:

    class A {public:    void foo1()  {        printf("A::prv_i1  addr: %p", &prv_i1);        printf("A::prv_i2  addr: %p", &prv_i2);    }    void foo2() {}    virtual void vfoo1() {}    virtual void vfoo2() {}    int pub_i1;private:    int prv_i1;    int prv_i2;};
    b3d8059f425fef7074a30ad551056f87.png

    类 A 的C++语言代码

    在上述C++语言代码中,类 A 拥有两个常规函数,两个 int 型变量,此外它还有两个虚函数 vfoo1() 和 vfoo2(),因此编译器处理类 A 时,会自动为它分配一个虚表,用于存放 vfoo1() 和 vfoo2() 两个函数的地址。我们先定义一个 A 对象,并将相关成员的地址打印出来,相关的C++语言代码如下,请看:

    ...A a;print_addr(A, a);...

    因为稍后还要分析基类 A 的派生类成员地址,所以为了方便,将打印地址的功能定义为 print_addr() 宏了,它的C++语言代码如下,请看:

    #define print_addr(class, obj)     printf(#obj" addr: %p", &obj);     printf("sizeof "#obj" : %d", sizeof(obj));    printf(#class"::pub_i1  addr: %p", &obj.pub_i1);     obj.foo1();     printf(#class"::foo1()  addr: %p", (void *)&class::foo1);     printf(#class"::foo2()  addr: %p", (void *)&class::foo2);     printf(#class"::vfoo1()  addr: %p", (void *)&class::vfoo1);     printf(#class"::vfoo2()  addr: %p", (void *)&class::vfoo2)
    f451daa1fa6c0afe95f724ace9191412.png

    print_addr()是一个宏

    编译并执行,得到如下输出:

    a addr: 0x7ffdcf3c8d50sizeof a : 24A::pub_i1        addr: 0x7ffdcf3c8d58A::prv_i1        addr: 0x7ffdcf3c8d5cA::prv_i2        addr: 0x7ffdcf3c8d60A::foo1()        addr: 0x400b62A::foo2()        addr: 0x400ba4A::vfoo1()       addr: 0x400baeA::vfoo2()       addr: 0x400bb8

    在C++语言类的内存分布一节我们曾提到类的成员函数是独立存储的,只有成员变量和虚表指针(如果该类有虚函数的话)才会为类占据内存空间,因此对象 a 的 size 为 24,正是它的 3 个 int 型的成员变量与一个虚表指针占用的内存大小。

    在我的机器上,int 型变量占用内存为 4 字节,指针占用内存大小为 8 字节。到这里可能有读者迷惑了,3个int型成员变量占用的内存为 12 字节,加上虚表指针的 8 字节,也才 20 字节,而 sizeof(a) 等于 24,多出的 4 字节从哪里来呢?请参考我之前关于内存对齐的文章。

    内存对齐后,对象 a 的内存分布如下图所示:

    09fe61f46e18eb25c74c8e1b29821ed6.png

    对象 a 的内存分布

    派生类的内存模型

    类 A 作为基类,肯定可以被其他派生类继承的,下面是一段C++语言代码示例:

    class B : public A {public:    void foo1() {        printf("B::prv_i1  addr: %p", &prv_i1);        printf("B::prv_i2  addr: %p", &prv_i2);    }    void foo2() {}    virtual void vfoo1() {}    //void vfoo2() {}private:    int prv_i1;    int prv_i2;public:    int pub_i1;};class C : public B {public:    void foo1()  {        printf("C::prv_i1  addr: %p", &prv_i1);        printf("C::prv_i2  addr: %p", &prv_i2);    }    void foo2() {}    //void vfoo1() {}    virtual void vfoo2() {}private:    int prv_i1;    int prv_i2;};
    4a1b258965fd41ac8f38591608097f36.png

    基类A及其派生类

    上述C++语言代码定义了继承基类 A 的派生类 B,接着又以类 B 为基类定义了派生类 C。其中类 B 重写了由基类 A 继承而来的虚函数 vfoo1(),类 C 重写了由基类 B 继承而来的虚函数 vfoo2()。为了弄清派生类的内存模型,我们使用print_addr()宏将类A、B、C相关的地址打印出来:

    A a;B b;C c;cout << endl;print_addr(A, a);cout << endl;print_addr(B, b);cout << endl;print_addr(C, c);cout << endl;

    编译并执行这段C++语言代码,得到的输出如下:

    a addr: 0x7ffe4eeacd50sizeof a : 24A::pub_i1        addr: 0x7ffe4eeacd58A::prv_i1        addr: 0x7ffe4eeacd5cA::prv_i2        addr: 0x7ffe4eeacd60A::foo1()        addr: 0x400b9eA::foo2()        addr: 0x400be0A::vfoo1()       addr: 0x400beaA::vfoo2()       addr: 0x400bf4b addr: 0x7ffe4eeacd70sizeof b : 32B::pub_i1        addr: 0x7ffe4eeacd8cB::prv_i1        addr: 0x7ffe4eeacd84B::prv_i2        addr: 0x7ffe4eeacd88B::foo1()        addr: 0x400bfeB::foo2()        addr: 0x400c40B::vfoo1()       addr: 0x400c4aB::vfoo2()       addr: 0x400bf4c addr: 0x7ffe4eeacd90sizeof c : 40C::pub_i1        addr: 0x7ffe4eeacdacC::prv_i1        addr: 0x7ffe4eeacdb0C::prv_i2        addr: 0x7ffe4eeacdb4C::foo1()        addr: 0x400c54C::foo2()        addr: 0x400c96C::vfoo1()       addr: 0x400c4aC::vfoo2()       addr: 0x400ca0

    先关注类 B 的内存分布。注意到对象 b 的 size 为 32,这是类 B 继承基类 A 的结果。而基类 A 的 size 等于 24,类 B 仅多出 8 字节,问题来了:且不谈类 B 拥有自己的虚函数,可能拥有虚表指针,仅仅 3 个 int 型变量就要占用 12 字节内存,8 字节怎么放得下呢?

    仔细考虑下,这个问题并不难回答。在分析基类 A 的内存分布时,提到了类 A 占据的内存中其实是有 4 个字节被填充的,这 4 个字节内存当然不会永远被白白浪费——在不违背内存对齐规则下,编译器会在“恰当的”时机使用这 4 个字节。在本例中,“恰当的时机”就是类 B 中的成员变量 prv_i1恰好为 4 字节,既然基类 A 可以被填充无意义的数据,自然也可以填充“有用的数据(prv_i1)”。这就解释了派生类 B 多出了 3 个 int 型成员变量,占用的内存却只比基类 A 多出 8 字节的原因。

    仔细观察类 B 对象 b 的输出,应该能够发现对象 b 的地址与它的第一个成员变量(prv_i1)的地址偏移了 0x14 也就是 20 字节,在上一节我们已经知道对象的前 8 字节用于存储了虚表指针,接下来的 12 字节恰好存储了由基类 A 继承而来的三个 int 型变量,因此此时对象 b 占用的的内存模型如下图所示:

    a6edb51b634df95cd82a872abcf695fb.png

    对象 b 的内存模型

    对象 b 占用的内存空间为 32 字节一目了然了。再来分析对象 b 的成员函数,首先常规非虚函数就不必说了,它独立于对象 b 存储,不管类 B 实例化多少个对象,这些对象都共用同一地址处的成员函数,需要仔细考虑的是 b 的虚函数。

    类 B 继承基类 A,并且重写了虚成员函数 vfoo1(),从对象 b 打印的地址可以看出,由基类 A 继承而来的 vfoo2() 函数地址与对象 a 中的 vfoo2() 函数地址是一样的,这说明对象 a 和 b 共用同一个虚函数 vfoo2(),同样的,对象 b 和对象 c 公用同一个虚函数 vfoo1()。

    可以在 main() 函数中添加下面这段C++语言代码,分别将对象 a 和对象 b 的虚表中记录的函数指针打印出来:

    ...    void **p = (void **)&b;    void **vptr = (void **)*p;    printf("b vptr[0]: %p", vptr[0]);    printf("b vptr[1]: %p", vptr[1]);    p = (void **)&a;    vptr = (void **)*p;    printf("a vptr[0]: %p", vptr[0]);    printf("a vptr[1]: %p", vptr[1]);...

    编译并执行修改后的C++语言代码,得到的输出如下,请看:

    ...A::vfoo1()       addr: 0x400c7cA::vfoo2()       addr: 0x400c86...B::vfoo1()       addr: 0x400cdcB::vfoo2()       addr: 0x400c86...b vptr[0]: 0x400cdcb vptr[1]: 0x400c86a vptr[0]: 0x400c7ca vptr[1]: 0x400c86

    应注意 b vptr[1] 和 a vptr[1] 的值都是 0x400c86,该地址对应的函数为 vfoo2(),这进一步验证了前文的推测,事实上,派生类 B 及其基类 A 的实例化对象包括成员函数在内的内存模型如下图所示:

    ecc85c189555406262d161873ce4324e.png

    内存模型

    该图清晰的描述了C++语言中的派生类是如何继承基类包括虚函数在内的成员的。弄懂了这张图,读者应该能够轻易的分析出派生类 C 的内存模型,这里就不再赘述了。

    小结

    本文主要在上一节的基础上,进一步分析了C++语言中带虚函数的基类与派生类的内存模型,值得注意的是C++语言中的对象和C语言的结构体有些相似,在追求效率时,也是会执行内存对齐操作的。另外,C++语言在处理虚函数的继承与派生时,的确有一些不同,例如自动分配虚表指针与虚表,共用同一个虚函数等,不过从本质上来看,虚函数又的确没有什么特殊的。

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  • Linux虚拟内存管理(glibc)使用mysql作为DB开发的兑换券系统中,随着分区表的不断创建,发现mysqld出现了疑似“内存泄露”现象,但通过 valgrind等工具检测后,并没发现类似的问题(最终原因是由于glibc的内存碎片...

    Linux虚拟内存管理(glibc)

    在使用mysql作为DB开发的兑换券系统中,随着分区表的不断创建,发现mysqld出现了疑似“内存泄露”现象,但通过 valgrind

    等工具检测后,并没发现类似的问题(最终原因是由于glibc的内存碎片造成)。

    因此,需要深入学习 Linux

    的虚拟内存管理方面的内容来解释这个现象;Linux

    的虚拟内存管理有几个关键概念:

    1、每个进程都有独立的虚拟地址空间,进程访问的虚拟地址并不是真正的物理地址; 2、虚拟地址可通过每个进程上的页表(在每个进程的内核虚拟地址空间)与物理地址进行映射,获得真正物理地址; 3、如果虚拟地址对应物理地址不在物理内存中,则产生缺页中断,真正分配物理地址,同时更新进程的页表;如果此时物理内存已耗尽,则根据内存替换算法淘汰部分页面至物理磁盘中。 基于以上认识,进行了如下分析:一、Linux

    虚拟地址空间如何分布?

    Linux 使用虚拟地址空间,大大增加了进程的寻址空间,由低地址到高地址分别为: 1、只读段:该部分空间只能读,不可写;(包括:代码段、rodata

    段(C常量字符串和#define定义的常量) )

    2、数据段:保存全局变量、静态变量的空间; 3、堆 :就是平时所说的动态内存,

    malloc/new 大部分都来源于此。其中堆顶的位置可通过函数 brk 和 sbrk

    进行动态调整。 4、文件映射区域

    :如动态库、共享内存等映射物理空间的内存,一般是mmap

    函数所分配的虚拟地址空间。 5、栈:用于维护函数调用的上下文空间,一般为 8M ,可通过 ulimit –s

    查看。 6、内核虚拟空间:用户代码不可见的内存区域,由内核管理(页表就存放在内核虚拟空间)。

    下图是 32

    位系统典型的虚拟地址空间分布(来自《深入理解计算机系统》)。

    a4c26d1e5885305701be709a3d33442f.png

    32 位系统有4G 的地址空间::

    其中

    0x08048000~0xbfffffff 是用户空间,0xc0000000~0xffffffff

    是内核空间,包括内核代码和数据、与进程相关的数据结构(如页表、内核栈)等。另外,%esp 执行栈顶,往低地址方向变化;brk/sbrk

    函数控制堆顶_edata往高地址方向变化。

    64位系统结果怎样呢? 64 位系统是否拥有 2^64

    的地址空间吗? 事实上, 64 位系统的虚拟地址空间划分发生了改变: 1、地址空间大小不是2^32,也不是2^64,而一般是2^48。因为并不需要

    2^64

    这么大的寻址空间,过大空间只会导致资源的浪费。64位Linux一般使用48位来表示虚拟地址空间,40位表示物理地址,

    这可通过 /proc/cpuinfo 来查看 address sizes : 40 bits

    physical, 48 bits virtual 2、其中,0x0000000000000000~0x00007fffffffffff 表示用户空间,

    0xFFFF800000000000~ 0xFFFFFFFFFFFFFFFF 表示内核空间,共提供 256TB(2^48)

    的寻址空间。

    这两个区间的特点是,第 47 位与 48~63 位相同,若这些位为 0

    表示用户空间,否则表示内核空间。 3、用户空间由低地址到高地址仍然是只读段、数据段、堆、文件映射区域和栈;

    三、如何查看堆内内存的碎片情况 ?

    glibc 提供了以下结构和接口来查看堆内内存和 mmap

    的使用情况。 struct mallinfo { int

    arena; int ordblks; int

    smblks; int

    hblks; int

    hblkhd; int

    usmblks; int fsmblks; int uordblks;

    int fordblks;

    int keepcost;

    };

    struct

    mallinfo mallinfo();

    void malloc_stats();

    可通过以下例子来验证mallinfo和malloc_stats输出结果。

    #include  #include  #include  #include  #include  #include

    size_t heap_malloc_total,

    heap_free_total,mmap_total, mmap_count;

    void print_info() { struct

    mallinfo mi = mallinfo(); printf("count

    by

    itself:\n"); printf("\theap_malloc_total=%lu heap_free_total=%lu

    heap_in_use=%lu\n\tmmap_total=%lu

    mmap_count=%lu\n", heap_malloc_total*1024, heap_free_total*1024,

    heap_malloc_total*1024-heap_free_total*1024,

    mmap_total*1024,

    mmap_count); printf("count by

    mallinfo:\n"); printf("\theap_malloc_total=%lu

    heap_free_total=%lu heap_in_use=%lu\n\tmmap_total=%lu

    mmap_count=%lu\n", mi.arena, mi.fordblks, mi.uordblks, mi.hblkhd, mi.hblks); printf("from

    malloc_stats:\n"); malloc_stats(); }

    #define ARRAY_SIZE 200 int main(int argc, char** argv) { char**

    ptr_arr[ARRAY_SIZE]; int

    i; for(

    i = 0; i < ARRAY_SIZE; i++) { ptr_arr[i] = malloc(i * 1024); if

    ( i <

    128) //glibc默认128k以上使用mmap

    {

    heap_malloc_total += i; }

    else {

    mmap_total

    += i; mmap_count++; } } print_info();

    for( i = 0;

    i < ARRAY_SIZE; i++) { if ( i % 2 == 0) continue; free(ptr_arr[i]);

    if ( i < 128) {

    heap_free_total += i; }

    else { mmap_total -= i; mmap_count--; } } printf("\nafter

    free\n"); print_info();

    return

    1; }

    该例子第一个循环为指针数组每个成员分配索引位置 (KB)

    大小的内存块,并通过 128 为分界分别对 heap 和 mmap 内存分配情况进行计数;

    第二个循环是 free

    索引下标为奇数的项,同时更新计数情况。通过程序的计数与mallinfo/malloc_stats 接口得到结果进行对比,并通过

    print_info打印到终端。

    下面是一个执行结果: count by itself: heap_malloc_total=8323072 heap_free_total=0

    heap_in_use=8323072 mmap_total=12054528 mmap_count=72 count by mallinfo: heap_malloc_total=8327168 heap_free_total=2032

    heap_in_use=8325136 mmap_total=12238848 mmap_count=72

    from malloc_stats: Arena 0: system

    bytes = 8327168 in use

    bytes = 8325136 Total (incl. mmap): system

    bytes = 20566016 in use

    bytes = 20563984 max mmap regions

    = 72 max mmap bytes = 12238848

    after

    free

    count by itself: heap_malloc_total=8323072 heap_free_total=4194304

    heap_in_use=4128768 mmap_total=6008832 mmap_count=36

    count by mallinfo: heap_malloc_total=8327168 heap_free_total=4197360

    heap_in_use=4129808 mmap_total=6119424 mmap_count=36

    from malloc_stats: Arena 0: system

    bytes = 8327168 in use

    bytes = 4129808 Total (incl. mmap): system

    bytes = 14446592 in use

    bytes = 10249232 max mmap regions

    = 72 max mmap bytes = 12238848

    由上可知,程序统计和mallinfo 得到的信息基本吻合,其中 heap_free_total

    表示堆内已释放的内存碎片总和。 如果想知道堆内究竟有多少碎片,可通过 mallinfo 结构中的

    fsmblks 、smblks 、ordblks 值得到,这些值表示不同大小区间的碎片总个数,这些区间分别是 0~80 字节,80~512

    字节,512~128k。如果 fsmblks 、 smblks

    的值过大,那碎片问题可能比较严重了。 不过, mallinfo

    结构有一个很致命的问题,就是其成员定义全部都是 int ,在 64 位环境中,其结构中的

    uordblks/fordblks/arena/usmblks

    很容易就会导致溢出,应该是历史遗留问题,使用时要注意!

    四、既然堆内内存brk和sbrk不能直接释放,为什么不全部使用 mmap

    来分配,munmap直接释放呢? 既然堆内碎片不能直接释放,导致疑似“内存泄露”问题,为什么

    malloc 不全部使用 mmap 来实现呢(mmap分配的内存可以会通过 munmap 进行 free

    ,实现真正释放)?而是仅仅对于大于 128k 的大块内存才使用 mmap ?

    其实,进程向 OS 申请和释放地址空间的接口 sbrk/mmap/munmap

    都是系统调用,频繁调用系统调用都比较消耗系统资源的。并且, mmap 申请的内存被 munmap

    后,重新申请会产生更多的缺页中断。例如使用 mmap 分配 1M 空间,第一次调用产生了大量缺页中断 (1M/4K 次 )

    ,当munmap 后再次分配 1M 空间,会再次产生大量缺页中断。缺页中断是内核行为,会导致内核态CPU消耗较大。另外,如果使用

    mmap 分配小内存,会导致地址空间的分片更多,内核的管理负担更大。

    同时堆是一个连续空间,并且堆内碎片由于没有归还

    OS ,如果可重用碎片,再次访问该内存很可能不需产生任何系统调用和缺页中断,这将大大降低 CPU

    的消耗。 因此, glibc 的 malloc 实现中,充分考虑了 sbrk 和 mmap

    行为上的差异及优缺点,默认分配大块内存 (128k) 才使用 mmap 获得地址空间,也可通过

    mallopt(M_MMAP_THRESHOLD, ) 来修改这个临界值。

    五、如何查看进程的缺页中断信息?

    可通过以下命令查看缺页中断信息 ps -o majflt,minflt -C  ps -o majflt,minflt -p  其中:: majflt 代表 major fault ,指大错误;

    minflt

    代表 minor fault ,指小错误。

    这两个数值表示一个进程自启动以来所发生的缺页中断的次数。

    其中 majflt 与 minflt 的不同是::

    majflt 表示需要读写磁盘,可能是内存对应页面在磁盘中需要load

    到物理内存中,也可能是此时物理内存不足,需要淘汰部分物理页面至磁盘中。

    六、除了 glibc 的

    malloc/free ,还有其他第三方实现吗?

    其实,很多人开始诟病 glibc 内存管理的实现,特别是高并发性能低下和内存碎片化问题都比较严重,因此,陆续出现一些第三方工具来替换

    glibc 的实现,最著名的当属 google 的tcmalloc和facebook 的jemalloc

    。 网上有很多资源,可以自己查(只用使用第三方库,代码不用修改,就可以使用第三方库中的malloc)。

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空空如也

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内存地址在哪