Access to this field is serialized by free_list_lock in arena.c. */ struct malloc_state *next_free...1）Allocated chunk 第一个部分（32 位上 4B，64 位上 8B）叫做prev_size，只有在前一个 chunk 空闲时才表示前一个块的大小，否则这里就是无效的，可以被前一个块征用...((p)->size & ~(SIZE_BITS)) malloc是如何将申请的大小转化为实际分配的大小的呢？...释放一个fast chunk时，首先检查它的大小以及对应fastbin此时的第一个chunk old的大小是否合法，随后它会被插入到对应fastbin的链表头，此时其fd指向old。...chunk 大小同样是从 16B 开始每次+8B。 small bins 是 62 个双向循环链表，并且是 FIFO 的，这点和 fast bins 相反。
* bk; /* Only used for large blocks: pointer to next larger size. */ struct malloc_chunk*...2、 p=0时，表示前一个chunk为空闲，prev_size才有效 3、p=1时，表示前一个chunk正在使用，prev_size无效 p主要用于内存块的合并操作；ptmalloc 分配的第一个块总是将...——并不是所有bin中都需要这两个指针，比如在fast_bin中，每隔8个Byte就有一个链表，每个链表中的所有chunk的size都是一样的，显然不用这两个指针） chuck 的大小要 align 到...当一个 chunk 处于使用状态时, 它的下一个 chunk 的 prev_size 域肯定是无效的. 所以实际上, 这个空间也可以被当前 chunk 使用....转到步骤8 如果chunk的大小大于max_fast（64b），则放入unsorted bin，并且检查是否有合并，有合并情况并且和top chunk相邻，则转到步骤8；没有合并情况则free。
ps->size = 0;//数据个数为0 ps->capacity = 0;//空间大小置为0 } 2.2.2 顺序表的销毁 //顺序表的销毁 void SLDestroy(SL* ps) { if...; //容量空间的大小 }SL; //顺序表的初始化 void SLInit(SL* ps); //顺序表的销毁 void SLDestroy(SL* ps); //检查顺序表的容量 void...ps->size = 0;//数据个数为0 ps->capacity = 0;//空间大小置为0 } //顺序表的销毁 void SLDestroy(SL* ps) { if (ps->a !...slow一次走一步，fast一次走两步，当slow走到中间的时候，fast一定入环了，如果fast指向NULL，则该链表无环 当slow再走一半也就入环了，这个时候，由于slow走的慢，fast走的快...，所以fast和slow最终会相遇的 6.2 快慢指针判断环形链表 我们在前面文章中写过用快慢指针判断链表是否带环： leetcode：环形链表-CSDN博客 我们用的是slow指针一次走一步，fast
) 若第二个参数不为0，这时才是realloc本身的作用——内存空间的重分配 如果realloc的size小于原有size则内存位置不会变动，函数返回原先的指针 如果realloc的size大于原有...size，则会从高地址拓展堆块大小或直接从top chunk取出合适大小的堆块，然后用memcpy将原有内容复制到新堆块，同时free掉原堆块，最后返回新堆块的指针 注意，realloc修改size后再...free和直接free进入的是不同大小的bin（这点很重要） 关于glibc2.29中的tcache glibc2.29中的tcache多加了一个防止double free的验证机制，那就是在free掉的...tcache chunk的next域后增加一个key域，写入tcache arena所在位置地址。...但是没有限制size=0，这就存在了索引不会清空的任意free，并且可以任意uaf，这就是本程序最主要的漏洞所在地。
=pNode->next->next; //这里要无缝衔接 free(pFree->pData); //先释放数据 free(pFree); //释放指针 } //计算节点数...a; while (fast->get_next()) { fast = fast->get_next(); if (fast->get_next() && slow->get_next()...环的大小就不用我多说了吧，相遇之后，定住快指针，慢指针再绕一圈，再相遇的时候就是一圈了。 ---- 双向链表 参考单链表。...---- 大小 test.size(); //容器已存入数据量 test.capacity(); //容器还能存多少数据量 //其实不用担心容器不够大，容量要满的时候它会自己扩容 其他 (1)压缩list...//去除重复的元素至只保留一个副本 test.unique(); //已经过大小排序的list才能使用 (2)合并list test.splice(test.end(),test2);//将test2
new segments of memory on demand using malloc(). // 分配size大小的内存 static inline void* New(int size...class Segment { public: // 下一个节点 Segment* next() const { return next_; } // 断开指向下一个节点的指针 void...clear_next() { next_ = NULL; } // 内存总大小 int size() const { return size_; } // 内存可用大小，前面有一个Segment...= NULL) { // 头插入插入链表，size是分配的总大小 result->next_ = head_; result->size_ = size;...static Segment* head_; // 每个segment节点的属性 Segment* next_; int size_; }; Segment* Segment::head
/* Only used for large blocks: pointer to next larger size. */ struct malloc_chunk* fd_nextsize...p=0时，表示前一个chunk为空闲，prev_size才有效 p=1时，表示前一个chunk正在使用，prev_size无效 p主要用于内存块的合并操作；ptmalloc 分配的第一个块总是将p设为1...chunk size：10个fast bin中所包含的chunk size以8个字节逐渐递增，即第一个fast bin中chunk size均为16个字节，第二个fast bin的chunk size为...free操作：先通过chunksize函数根据传入的地址指针获取该指针对应的chunk的大小；然后根据这个chunk大小获取该chunk所属的fast bin，然后再将此chunk添加到该fast bin...判断所需分配chunk 的大小是否满足chunk_size <= max_fast (max_fast 默认为 64B)， 如果是的话，则转下一步，否则跳到第 5 步。
next_free; /* Number of threads attached to this arena. 0 if the arena is on the free list...可以看出这样就修改到了下一个chunk的prev_size，之所以分配0x28和分配0x20都得到大小为0x30的chunk，是因为chunk的空间复用，如果当前chunk正在使用中，没有被free掉，...那么相邻chunk的prev_size域是无效的，可以被前一个chunk使用。...fastbin范围的small bin的大小，将其free，则其fd和bk都指向main_arena，而main_arena在libc上，减去偏移就得到libc基地址。...= alloc(0x58) #free后，在fastbin占位，用来绕过对fd的size大小的检查 delete(xx) #free后，在fastbin占位，用来绕过对fd的size大小的检查
List接口的可调整大小的数组实现，实现了所有可选的List操作，允许所有数据都为null。类Vector类似，ArrayList是线程不安全的，Vector是线程安全的。...transient Object[] elementData; //当前ArrayList的大小 private int size; //ArrayList最大容量 //Integer.MAX_VALU...is usually close to size, so this is a win: //新的容量大小已经确定好了，就copy数组，改变容量大小。...Integer.MAX_VALUE : MAX_ARRAY_SIZE; } ArrayList中的fast-fail机制 运行上面demo ?...抛出的异常正是我们刚才提到的ConcurrentModificationException 并发修改异常，正是由于fail-fast机制导致的。在什么情况下会出现该异常呢？
INTERNAL_SIZE_T prev_size; /* Size of previous chunk (if free). */ 3..... /* Only used for large blocks: pointer to next larger size. */ 9....2、 p=0时，表示前一个chunk为空闲，prev_size才有效 3、p=1时，表示前一个chunk正在使用，prev_size无效 p主要用于内存块的合并操作；ptmalloc 分配的第一个块总是将...每个fast bin都记录着一条free chunk的单链表（称为binlist ，采用单链表是出于fast bin中链表中部的chunk不会被摘除的特点），增删chunk都发生在链表的前端。...转到步骤8 如果chunk的大小大于max_fast（64b），则放入unsorted bin，并且检查是否有合并，有合并情况并且和top chunk相邻，则转到步骤8；没有合并情况则free。
核心漏洞点在Merge函数中，在程序读入了from index与 to index后，完成一个合并的操作，然后将from index指向的那个堆内存free。...那么如果merge时输入的2个index相同，在完成合并后那块内容指向的chunk将被free，但是我们依然可以读写那块chunk，造成use after free。 ?...但是_IO_list_all指针地址到main_arena中fastbin数组的地址的距离转换成对应的堆的size达到了0x1410，但是题目中限制了堆申请的大小只能为0x80到0x800， ?...所以似乎无法控制0x1410大小的堆块。在Merge函数中，把两个Note合并，但是并没有对合并后的堆块的大小进行检查，使得其可以超过0x800，最终达到申请任意堆块大小的目的。...所以可以Merge出相应大小的堆块并将其内容填写成伪造的FILE结构体，free该堆块至_IO_list_all指针中，最终触发FSOP来get shell。
*/ size_t mask; /* 数组大小 从0开始 1、用于获取数组下标(mask+1为数组大小)，2、hash操作时确定数组下标方式 mask & hash（mask和hash值进行与操作...新节点作为链表头 if (hmap->n / 2 > hmap->mask) {// if成立则需要调整hmap的大小，即hash桶buckets指针数组大小。...= node->next; hmap_insert_fast(&tmp, node, node->hash); count++; }...通过函数hmap_insert_fast，插入一个节点。...但是首次buckets存储的内容是one的地址，因此不会调用free函数。 以上就是hmap核心内容，当然hmap中还有很多内容，但是都是辅助内容，这里不再介绍。
，利用3个指针，l1用来遍历数组1，l2用来遍历数组2，比大小之后的数据用l3记录。...=prev->next->next;//前驱结点指向pucr的下一个结点 free(pcur);//删除的结点被释放 pcur=prev->next;//继续指向新的结点...fast=slow=head;//都指向头结点 while(fast!...=NULL&&fast->next!=NULL)//存在一个就得跳出循环 //而且顺序不能反！！！...因为与运算符从前往后运算 { fast=fast->next->next;//走两步 slow=slow->next;//走一步 } //循环结束slow正好指向中间结点 return
本文所要介绍的算法也是在很久以前就看到过的，但是一直没有引起我的重视，其对应的参考论文是 A fast algorithm for local minimum and maximum filters on...如上图所示，我们假定需要进行计算的核大小为R，那么将一行分为多个大小为 D =（2R+1) 的分段，例如图中R=2, D=5 ，对每一个分段进行预处理，其中 x 号位置存放的是箭头所在直线段上的点中的最大值...，如果这里是浮点运算，编译器会直接帮我们向量处理的，但是对于字节，似乎编译器还没有那么智能，我们自己手动来向量化，代码如下： memcpy(G + StartY * ValidDataLength, Dest...= NULL) free(H); return IM_STATUS_OUTOFMEMORY; } // 垂直方向处理 int Size = Radius...，此时的G数据无用 // // 此处删除若干代码 // free(G); free(H); return IM_STATUS_OK; } 综合的调用
; free(cur); cur = head; } else { prev->next = cur->next;//跳过要删除的那个结点 free(cur...free(GuardHead); return head; } 方法2：本题还可以将非val的结点连接到新的链表，再返回新链表的头。...=NULL,就从i<k-1,跳出 //情况2:k不符合k<=n,fast==NULL,就从fast==NULL,跳出 //判断是否满足情况2,满足情况2则k是无效的 if(fast...如果有一个链表为空，则返回另一个链表的头 否则就老老实实比大小，小的取下来接到新链表的尾部 直到其中某一个链表先为空，最后把另一个链表的剩余部分直接接到新链表的尾部。...} head=GuardHead->next; free(GuardHead); GuardHead=NULL; return head; } 7.链表中的节点每
*head) { struct ListNode* slow = head,*fast = head; while(fast && fast->next) {...slow = slow->next; fast = fast->next->next; if(slow == fast) { return...(struct ListNode *head) { struct ListNode* slow = head,*fast = head; while(fast && fast->next...) { slow = slow->next; fast = fast->next->next; //推到的一个结论:一个指针从相遇点开始走,一个指针从...如果当前字符是右括号（}、]、)），则进行以下操作： 首先检查栈是否为空，如果为空，则说明没有匹配的左括号，直接返回false表示字符串无效。
，添加到medium list中，后续分配即在此list中查询； 1024 ~ PageSize，添加到large list中，后续分配即在此list中查询； 超过一个page大小的size直接通过buddy...大小的空间，存储-offset的值，以这样的方式解决存储空间不足的问题： 即对于每一个free node，根据其size划分为两种case： 如果size为1，则存储-offset，这样则可以根据获取到的正负作为判断依据...< SLOB_BREAK1)//根据要分配的size选择合适的链表 slob_list = &free_slob_small; else if (size < SLOB_BREAK2) slob_list...units的大小 if (!...; set_slob_page_free(sp, slob_list); goto out; } //原来就是部分空闲的page sp->units += units;//标记剩余空间大小 if (b
容量大小为vocab_size * layer1_size，即 词汇量 * 词向量维度。 syn1: huffman树中，包括叶子节点和非叶子节点。...这个向量是用于负采样模式优化时需要的变量。也是一个一维的float数组， 大小是 vocab_size * layer1_size。...//为syn0分配内存，对齐的内存，大小为vocab_size * layer1_size * sizeof(real),也就是每个词汇对应一个layer1_size的向量 a = posix_memalign...} } free(count); free(binary); free(parent_node); } 多么简洁而亮眼的代码。...并且确定了窗口的起始位置，通过b = next_random % window来确定，「理论上，我们在中心词左右都是取大小为window个上下文词，但是在代码中，并不是保证左右都是window个，而是左边为
如果用户请求的大小超过HEAP_MAX_SIZE，动态分配区则会直接调用mmap()分配内存，并且当free的时候调用munmap()，该类型的内存块不会链接到任何heap data。...if free. */ struct malloc_chunk* bk; /* Only used for large blocks: pointer to next larger size. *...根据空闲chunk的大小和处于的状态将其放在四个不同的bin中，这四个空闲chunk的容器包括fast bins，unsorted bin， small bins和large bins。...从工作原理来看： Fast bins是小内存块的高速缓存，当一些大小小于64字节的chunk被回收时，首先会放入fast bins中，在分配小内存时，首先会查看fast bins中是否有合适的内存块，...Small bins 相邻的 free chunk 将被合并，这减缓了内存碎片化，但是减慢了 free 的速度； Large bin 中所有 chunk 大小不一定相同，各 chunk 大小递减保存
领取专属 10元无门槛券
手把手带您无忧上云
云服务器
ICP备案
实时音视频
即时通信 IM
对象存储
