深入理解JVM虚拟机读书笔记——内存模型与线程

た入场券 2022-09-08 06:18 145阅读 0赞

> **注**：本文参考自周志明老师的著作《深入理解Java虚拟机（第3版）》，相关电子书可以关注WX公众号，回复 001 获取。

## 1. Java内存模型 ##

> JMM概述：

Java 内存模型指的是 JMM，而不是运行时数据区哦~

*  Java 语言为了保证并发编程中可以满足**原子性、可见性及有序性**，于是推出了一个概念就是 JMM 内存模型。
 *  JMM 内存模型，目的是为了在多线程条件下，使用共享内存进行数据通信时，通过对多线程程序读操作、写操作行为规范约束，来尽量避免**多次内存数据读取不一致、编译器对代码指令重排序、处理器对代码乱序执行**等带来的问题。
    
     *  JMM 内存模型解决并发问题主要采用两种方式：`限制处理器优化`和`使用内存屏障`。
     *  JMM 内存模型将内存主要划分为**主内存**和**工作内存**两种。规定 所有的变量都存储在主内存中，每条线程都拥有自己的工作内存，线程的工作内存中保存了该线程所需要用到的变量在主内存中的副本拷贝，线程对变量的所有操作都必须在工作内存中进行，而不能直接读、写主内存。
     *  不同的线程之间也无法直接访问对方工作内存中的变量，线程间变量的传递均需要线程自己的工作内存和主存之间进行数据交互。
    
    如图所示：

![b4878e8f52a22fa5e5ca1277d95f93f9.png_pic_center][]

> JMM 内存模型工作内存、主内存和 JVM 内存有什么关系？

JMM 内存模型中，工作内存和主内存其实跟JVM内存的划分是在不同层次上进行的，是自己的一套抽象概念，大概可以理解为，主内存对应的是 Java 堆中的对象实例部分，而工作内存对应的则是栈中的部分区域。

### 1.1 主内存与工作内存 ###

**Java内存模型规定了所有的变量都存储在主内存（Main Memory）中，每条线程还有自己的工作内存（Working Memory，可与前面讲的处理器高速缓存类比），线程的工作内存中保存了被该线程使用的变量的主内存副本\[2\]，线程对变量的所有操作（读取、赋值等）都必须在工作内存中进行，而不能直接读写主内存中的数据\[3\]。不同的线程之间也无法直接访问对方工作内存中的变量，线程间变量值的传递均需要通过主内存来完成。**

线程、主内存、工作内存三者的交互关系如下图所示：

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl80MzU5MTk4MA_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center][]

这里所讲的主内存、工作内存与第2章所讲的Java内存区域中的Java堆、栈、方法区等并不是同一个层次的对内存的划分，这两者基本上是没有任何关系的。如果两者一定要勉强对应起来，那么从变量、主内存、工作内存的定义来看，主内存主要对应于Java堆中的对象实例数据部分，而工作内存则对应于虚拟机栈中的部分区域。从更基础的层次上说，主内存直接对应于物理硬件的内存，而为了获取更好的运行速度，虚拟机（或者是硬件、操作系统本身的优化措施）可能会让工作内存优先存储于寄存器和高速缓存中，因为程序运行时主要访问的是工作内存。

### 1.2 内存间交互操作 ###

关于主内存与工作内存之间具体的交互协议，即一个变量如何从主内存拷贝到工作内存、如何从工作内存同步回主内存这一类的实现细节，Java内存模型中定义了*8* 个操作来完成**主内存**和**工作内存**的交互操作：

*  ① 首先是从 `lock` 加锁开始，**作用于主内存的变量**，把一个变量标识为一条线程独占的状态；
 *  ② `read` 读取，**作用于主内存变量**，将一个变量的值从主内存读取到工作内存中；
 *  ③ `load` 加载，**作用于工作内存的变量**，把 `read` 读取到的值加载到工作内存的变量副本中；
 *  ④ `use` 使用，**作用于工作内存的变量**，把工作内存中变量的值传递给执行引擎使用，每当虚拟机遇到一个需要使用变量值的字节码指令时将会执行这个操作；
 *  ⑤ `assign` 赋值，**作用于工作内存的变量**，把从执行引擎接收到的值赋值给工作内存的变量，每当虚拟机遇到一个需要使用变量值的字节码指令时将会执行这个操作；
 *  ⑥ `store` 存储，**作用于工作内存的变量**，把工作内存中变量的值传送回主内存中，以便随后的 `write` 的操作；
 *  ⑦ `write` 写入，**作用于主内存的变量**，把 `store` 得到的值放入主内存的变量中；
 *  ⑧ 最后是 `unlock` 解锁，把主内存中处于锁定状态的变量释放出来，流程到这一步就结束了。

如图所示：

![bb472e36443bb3209aab9e6d0c1402bf.png][]

JMM 基本可以说是围绕着在并发中如何处理这三个特性而建立起来的，也就是原子性、可见性、以及有序性。

如果要把一个变量从主内存拷贝到工作内存，那就要按顺序执行read和load操作，如果要把变量从工作内存同步回主内存，就要按顺序执行store和write操作。注意，Java内存模型只要求上述两个操作必须按顺序执行，但不要求是连续执行。也就是说read与load之间、store与write之间是可插入其他指令的，如对主内存中的变量a、b进行访问时，一种可能出现的顺序是read a、read b、load b、load a。除此之外，Java内存模型还规定了在执行上述8种基本操作时必须满足如下规则：

*  不允许read和load、store和write操作之一单独出现，即不允许一个变量从主内存读取了但工作内存不接受，或者工作内存发起回写了但主内存不接受的情况出现。
 *  不允许一个线程丢弃它最近的assign操作，即变量在工作内存中改变了之后必须把该变化同步回主内存。
 *  不允许一个线程无原因地（没有发生过任何assign操作）把数据从线程的工作内存同步回主内存中。
 *  一个新的变量只能在主内存中“诞生”，不允许在工作内存中直接使用一个未被初始化（load或assign）的变量，换句话说就是对一个变量实施use、store操作之前，必须先执行assign和load操作。
 *  一个变量在同一个时刻只允许一条线程对其进行lock操作，但lock操作可以被同一条线程重复执行多次，多次执行lock后，只有执行相同次数的unlock操作，变量才会被解锁。
 *  如果对一个变量执行lock操作，那将会清空工作内存中此变量的值，在执行引擎使用这个变量前，需要重新执行load或assign操作以初始化变量的值。
 *  如果一个变量事先没有被lock操作锁定，那就不允许对它执行unlock操作，也不允许去unlock一个被其他线程锁定的变量。
 *  对一个变量执行unlock操作之前，必须先把此变量同步回主内存中（执行store、write操作）。

这8种内存访问操作以及上述规则限定，再加上后面介绍的专门针对volatile的一些特殊规定，就已经能准确地描述出Java程序中哪些内存访问操作在并发下才是安全的。

### 1.3 对于volatile型变量的特殊规则 ###

关键字 `volatile` 可以说是Java虚拟机提供的最轻量级的同步机制，当一个变量被定义成 `volatile` 之后，它将具备两项特性：

*  第一项是**保证变量对所有线程的可见性**。这里的“可见性”是指当一条线程修改了这个变量的值，新值对于其他线程来说是可以立即得知的。而普通变量并不能做到这一点，普通变量的值在线程间传递时均需要通过主内存来完成。比如，线程A修改一个普通变量的值，然后向主内存进行回写，另外一条线程B在线程A回写完成了之后再对主内存进行读取操作，新变量值才会对线程B可见。
 *  使用volatile变量的第二个语义是**禁止指令重排序优化**，普通的变量仅会保证在该方法的执行过程中所有依赖赋值结果的地方都能获取到正确的结果，而不能保证变量赋值操作的顺序与程序代码中的执行顺序一致。

#### 1.3.1 volatile保证可见性的使用场景 ####

> 退不出的循环:

先来看一个现象，main 线程对 run 变量的修改对于 t 线程不可见，导致了 t 线程无法停止：

static boolean run = true;
    
    public static void main(String[] args) throws InterruptedException { 
        Thread t = new Thread(()->{ 
            while(run){ 
            // ....
            }
        });
     
        t.start();
        
        Thread.sleep(1000);
        
        run = false; // 线程t不会如预想的停下来
    }

首先 t 线程运行，然后过一秒，主线程设置 run 的值为 false，想让 t 线程停止下来，但是 t 线程并没有停！

为什么呢？来图解分析一下：

1.  初始状态， t 线程刚开始从主内存读取了 run 的值到工作内存。
    
    ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl80MzU5MTk4MA_size_16_color_FFFFFF_t_70]
2.  .因为 t 线程要频繁从主内存中读取 run 的值，JIT 编译器会将 run 的值缓存至自己工作内存中的高 速缓存中，减少对主存中 run 的访问，提高效率
    
    ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl80MzU5MTk4MA_size_16_color_FFFFFF_t_70 1]
3.  1 秒之后，main 线程修改了 run 的值，并同步至主存，而 t 是从自己工作内存中的高速缓存中读 取这个变量的值，结果永远是旧值
    
    ![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl80MzU5MTk4MA_size_16_color_FFFFFF_t_70 2]

> 解决方法:

`volatile`（关键字）:

它可以用来修饰成员变量和静态成员变量，他可以避免线程从自己的工作缓存中查找变量的值，必须到 主存中获取它的值，线程操作 volatile 变量都是直接操作主存。

public static volatile boolean run = true; // 保证内存的可见性

> volatile保证可见性

前面例子体现的实际就是可见性，它保证的是在多个线程之间，一个线程对 `volatile` 变量的修改对另一 个线程可见， 不能保证原子性，仅用在一个写线程，多个读线程的情况： 上例从字节码理解是这样的：

getstatic run // 线程 t 获取 run true
    getstatic run // 线程 t 获取 run true
    getstatic run // 线程 t 获取 run true
    getstatic run // 线程 t 获取 run true
    putstatic run // 线程 main 修改 run 为 false， 仅此一次
    getstatic run // 线程 t 获取 run false

比较一下之前我们将线程安全时举的例子：两个线程一个`i++` 一个 `i--` ，只能保证看到最新值，不能解 决指令交错

// 假设i的初始值为0
    getstatic i 	// 线程1-获取静态变量i的值 线程内i=0
    getstatic i 	// 线程2-获取静态变量i的值 线程内i=0
    iconst_1 		// 线程1-准备常量1
    iadd 			// 线程1-自增 线程内i=1
    putstatic i 	// 线程1-将修改后的值存入静态变量i 静态变量i=1
    iconst_1 		// 线程2-准备常量1
    isub 			// 线程2-自减 线程内i=-1
    putstatic i 	// 线程2-将修改后的值存入静态变量i 静态变量i

> **注意**：
> 
> `synchronized` 语句块既可以保证代码块的原子性，也同时保证代码块内变量的可见性。但缺点是`synchronized`是属于重量级操作，性能相对更低
> 
> 如果在前面示例的死循环中加入 `System.out.println()` 会发现即使不加 `volatile` 修饰符，线程 t 也 能正确看到对 run 变量的修改了，想一想为什么？(因为`println()`中有`synchronized`关键字加锁，可以保证原子性与可见性，它是 PrintStream 类的方法 )

#### 1.3.2 volatile保证有序性的使用场景 ####

> 诡异的结果(指令重排):

首先看一个例子：

// 可以重排的例子 
    int a = 10; 
    int b = 20; 
    System.out.println( a + b );
    
    // 不能重排的例子 
    int a = 10;
    int b = a - 5;

指令重排简单来说可以，在程序结果不受影响的前提下，可以调整指令语句执行顺序。多线程下指令重排会影响正确性。

> 多线程下指令重排问题:

再分析下面的代码：

int num = 0;
    
    // volatile 修饰的变量，可以禁用指令重排 volatile boolean ready = false; 可以防止变量之前的代码被重排序
    boolean ready = false; 
    // 线程1 执行此方法
    public void actor1(I_Result r) { 
     if(ready) { 
     	r.r1 = num + num;
     } 
     else { 
     	r.r1 = 1;
     }
    }
    // 线程2 执行此方法
    public void actor2(I_Result r) { 
     num = 2;
     ready = true;
    }

I\_Result 是一个对象，有一个属性 r1 用来保存结果，问，可能的结果有几种？

在多线程环境下，以上的代码 r1 的值有三种情况：

*  情况1：线程1 先执行，这时 `ready = false`，所以进入 else 分支结果为 1
 *  情况2：线程2 先执行 `num = 2`，但没来得及执行`ready = true`，线程1 执行，还是进入 else 分支，结 果为1
 *  情况3：线程 2 先执行，但是发送了指令重排，`num = 2` 与 `ready = true` 这两行代码语序发生装换，
    
        ready = true; // 前
        num = 2; // 后
    
    然后执行 ready = true 后，线程 1 运行了，那么 r1 的结果是为 0。
 *  情况4：结果还有可能是 0
    
     *  这种现象叫做指令重排，是 JIT 编译器在运行时的一些优化，这个现象需要通过大量测试才能偶尔遇见！

> 解决方法:

`volatile` 修饰的变量，可以禁用指令重排，禁止的是加`volatile` 关键字变量**之前的代码**重排序。

#### 1.3.3 volatile关键字是如何保证有序性的？ ####

*  当一个共享变量被 `volatile` 修饰时，它会保证修改的值会被立即更新到主内存中，当有其他线程读取该值时，也不会直接读取工作内存中的值，而是直接去主内存中读取。
 *  而普通的共享变量不能保证可见性的，因为普通共享变量被修改后，写入了工作内存中，什么时候写入主内存其实是不可知的，当其他线程去读取是，此时无论是工作内存还是主内存，可能还是原来的值，因此无法保证可见性。

被`volatile`关键字修饰的变量，在每个写操作之后，都会加入一条`store`内存屏障命令，此命令强制将此变量的最新值从工作内存同步至主内存；在每个读操作之前，都会加入一条`load`内存屏障命令，此命强制从主内存中将此变量的最新值加载至当前线程的工作内存中。

#### 1.3.4 volatile关键字是如何保证有序性的？ ####

`volatile` 可以禁止指令重排，保证程序会严格按照代码的先后顺序执行。

加了`volatile` 修饰的共享变量，通过`内存屏障`解决多线程下的有序性问题。原理如下：

*  在每个 volatile 写操作的前面插入一个 StoreStore 屏障
 *  在每个 volatile 写操作的后面插入一个StoreLoad屏障
 *  在每个 volatile 读操作的后面插入一个LoadLoad屏障
 *  在每个 volatile 读操作的后面插入一个LoadStore屏障

`volatile` 在写操作前后插入了内存屏障后生成的指令序列示意图如下：

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2R1emhlMjkwNQ_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center][]

`volatile` 在读操作后面插入了内存屏障后生成的指令序列示意图如下：

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2R1emhlMjkwNQ_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 1][]

### 1.4 针对long和double型变量的特殊规则 ###

Java内存模型要求lock、unlock、read、load、assign、use、store、write这八种操作都具有原子性，但是对于64位的数据类型（long和double），在模型中特别定义了一条宽松的规定：允许虚拟机将没有被volatile修饰的64位数据的读写操作划分为两次32位的操作来进行，即允许虚拟机实现自行选择是否要保证64位数据类型的load、store、read和write这四个操作的原子性，这就是所谓的“**long和double的非原子性协定**”（Non-Atomic Treatment of double and long Variables）。

如果有多个线程共享一个并未声明为volatile的long或double类型的变量，并且同时对它们进行读取和修改操作，那么某些线程可能会读取到一个既不是原值，也不是其他线程修改值的代表了“半个变量”的数值。不过这种读取到“半个变量”的情况是非常罕见的，经过实际测试\[1\]，在目前主流平台下商用的64位Java虚拟机中并不会出现非原子性访问行为，但是对于32位的Java虚拟机，譬如比较常用的32位x86平台下的HotSpot虚拟机，对long类型的数据确实存在非原子性访问的风险。

### 1.5 先行发生原则 ###

**“先行发生”（Happens-Before）原则，它是判断数据是否存在竞争，线程是 否安全的非常有用的手段**。

先行发生是Java内存模型中定义的两项操作之间的偏序关系，比如说操作A先行发生于操作B，其实就是说在发生操作B之前，操作A产生的影响能被操作B观察到，“影响”包括修改了内存中共享变量的值、发送了消息、调用了方法等。

先行发生原则示例：

// 以下操作在线程A中执行 
    i = 1; 
    // 以下操作在线程B中执行 
    j = i; 
    // 以下操作在线程C中执行 
    i = 2;

假设线程A中的操作“i=1”先行发生于线程B的操作“j=i”，那我们就可以确定在线程B的操作执行后，变量j的值一定是等于1，得出这个结论的依据有两个：一是根据先行发生原则，“i=1”的结果可以被观察到；二是线程C还没登场，线程A操作结束之后没有其他线程会修改变量i的值。现在再来考虑线程C，我们依然保持线程A和B之间的先行发生关系，而C出现在线程A和B的操作之间，但是C与B没有先行发生关系，那j的值会是多少呢？答案是不确定！1和2都有可能，因为线程C对变量i的影响可能会被线程B观察到，也可能不会，这时候线程B就存在读取到过期数据的风险，不具备多线程安全性。

下面是Java内存模型下一些“天然的”先行发生关系，这些先行发生关系无须任何同步器协助就已经存在，可以在编码中直接使用。如果两个操作之间的关系不在此列，并且无法从下列规则推导出来，则它们就没有顺序性保障，虚拟机可以对它们随意地进行重排序。

*  **程序次序规则**（Program Order Rule）：**在一个线程内，按照控制流顺序，书写在前面的操作先行发生于书写在后面的操作**。注意，这里说的是控制流顺序而不是程序代码顺序，因为要考虑分支、循环等结构。
 *  **管程锁定规则**（Monitor Lock Rule）：**一个unlock操作先行发生于后面对同一个锁的lock操作**。这里必须强调的是“同一个锁”，而“后面”是指时间上的先后。
 *  **volatile变量规则**（Volatile Variable Rule）：**对一个volatile变量的写操作先行发生于后面对这个变量的读操作**，这里的“后面”同样是指时间上的先后。
 *  **线程启动规则**（Thread Start Rule）：**Thread对象的start()方法先行发生于此线程的每一个动作**。
 *  **线程终止规则**（Thread Termination Rule）：**线程中的所有操作都先行发生于对此线程的终止检测**，我们可以通过Thread::join()方法是否结束、Thread::isAlive()的返回值等手段检测线程是否已经终止执行。
 *  **线程中断规则**（Thread Interruption Rule）：**对线程interrupt()方法的调用先行发生于被中断线程的代码检测到中断事件的发生**，可以通Thread::interrupted()方法检测到是否有中断发生。
 *  **对象终结规则**（Finalizer Rule）：**一个对象的初始化完成（构造函数执行结束）先行发生于它的finalize()方法的开始**。
 *  **传递性**（Transitivity）：**如果操作A先行发生于操作B，操作B先行发生于操作C，那就可以得出操作A先行发生于操作C的结论**。

## 2. Java与线程 ##

### 2.1 线程的实现 ###

实现线程主要有三种方式：使用内核线程实现（1：1实现），使用用户线程实现（1：N实现），使用用户线程加轻量级进程混合实现（N：M实现）。

这三种方式详细介绍小伙伴可以自行查阅资料，本文这块知识介绍不作为重点。

### 2.2 Java线程调度 ###

线程调度是指系统为线程分配处理器使用权的过程，调度主要方式有两种，分别是**协同式**（Cooperative Threads-Scheduling）线程调度和**抢占式**（Preemptive Threads-Scheduling）线程调度。

### 2.3 线程状态转换 ###

Java语言定义了6种线程状态，在任意一个时间点中，一个线程只能有且只有其中的一种状态，并且可以通过特定的方法在不同状态之间转换。这6种状态分别是：

*  **新建**（New）：创建后尚未启动的线程处于这种状态。
 *  **运行**（Runnable）：包括操作系统线程状态中的Running和Ready，也就是处于此状态的线程有可能正在执行，也有可能正在等待着操作系统为它分配执行时间。
 *  **无限期等待**（Waiting）：处于这种状态的线程不会被分配处理器执行时间，它们要等待被其他线程显式唤醒。以下方法会让线程陷入无限期的等待状态：
    
     *  没有设置Timeout参数的Object::wait()方法；
     *  没有设置Timeout参数的Thread::join()方法；
     *  LockSupport::park()方法。
 *  **限期等待**（Timed Waiting）：处于这种状态的线程也不会被分配处理器执行时间，不过无须等待被其他线程显式唤醒，在一定时间之后它们会由系统自动唤醒。以下方法会让线程进入限期等待状态：
    
     *  Thread::sleep()方法；
     *  设置了Timeout参数的Object::wait()方法；
     *  设置了Timeout参数的Thread::join()方法；
     *  LockSupport::parkNanos()方法；
     *  LockSupport::parkUntil()方法。
 *  **阻塞**（Blocked）：线程被阻塞了，“阻塞状态”与“等待状态”的区别是“阻塞状态”在等待着获取到一个排它锁，这个事件将在另外一个线程放弃这个锁的时候发生；而“等待状态”则是在等待一段时间，或者唤醒动作的发生。在程序等待进入同步区域的时候，线程将进入这种状态。
 *  **结束**（Terminated）：已终止线程的线程状态，线程已经结束执行。

上述6种状态在遇到特定事件发生的时候将会互相转换，它们的转换关系如下图所示：

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl80MzU5MTk4MA_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 1][]

## 面试题参考 ##

*  [JMM 内存模型、volatile 关键字保证有序性和可见性相关问题总结][JMM _volatile]

## 结语： ##

非常建议学习Java的小伙伴，买一本周志明老师的《深入理解Java虚拟机（第3版）》去读一读，博客和视频教程，始终不如看书来得实在呀！

> 后续会陆续更新，这本书的笔记记的差不多了，排版和格式需要花时间整理，文章都会同步到公众号上，也欢迎大家通过公众号加入我的交流qun互相讨论jvm这块的知识内容！

[b4878e8f52a22fa5e5ca1277d95f93f9.png_pic_center]: /images/20220829/359c1b4cb6b54962ba9531150e88d7f6.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl80MzU5MTk4MA_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center]: /images/20220829/be692e8503ff4aa6a50b70f3cf9ddc61.png
[bb472e36443bb3209aab9e6d0c1402bf.png]: /images/20220829/fb9682c4ca0640d1b9fb27ed538b7a24.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl80MzU5MTk4MA_size_16_color_FFFFFF_t_70]: /images/20220829/934ee8d32ccd41318a9f62762d33ed33.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl80MzU5MTk4MA_size_16_color_FFFFFF_t_70 1]: /images/20220829/48acd29a2ba44e65b34a2bb829c2242f.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl80MzU5MTk4MA_size_16_color_FFFFFF_t_70 2]: /images/20220829/b6b50e49eb464d4eb93374da64b5167c.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2R1emhlMjkwNQ_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center]: /images/20220829/28025f965bdc4e62a798dcef22560f40.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L2R1emhlMjkwNQ_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 1]: /images/20220829/e52bafa5327741b6ae8090f79c416d0d.png
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl80MzU5MTk4MA_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center 1]: /images/20220829/ebef826436c24db9a96720a83fec2f25.png
[JMM _volatile]: https://blog.csdn.net/weixin_43591980/article/details/117791767