给你解释一下为什么你的代码会发生 segmentation fault ，以加强你对整个体系的认识。

在 Linux 中，地址空间会被分成一系列的段，例如映射到可执行文件段，映射到共享库的段，匿名映射（通常被用于堆）的段，这一系列段由叫 vma 结构的集合组成。可以从 proc 文件系统对应进程号的 maps 文件看到。

对于 x86 来讲虚拟地址会通过页表进行地址映射。倘若在页表里地址对应的条目不存在将会引发 page_fault 中断。
在中断的处理过程内，由于你的地址 0x1 是用户地址所以跳转到了处理用户地址的函数 do_user_addr_fault 。

这个函数会查找这个地址是否属于某个 vma ，然而没有查询到，所以调用了 bad_area_nosemaphore 向这个进程发送了 SIGSEGV 信号。

源码里的 MAINTAINERS 里搜 rdma 能看到相关的

我感觉，Borrow 就作为泛型 map key 的时候才能用上，自己写函数的话这种场景也少。
AsRef 也就会作为文件路径参数里会出现，例如，p: impl AsRef<Path>。

excalidraw 就行，新出了 ai 功能，就 tcp 例子这个我试了下可以画出。

照着 rustls 抄一个吧，要不然 tls 的好几次握手，证书校验，密钥协商生成密钥等等，够你喝好几壶的了。
不过按照我的经验老师可能也半懂不懂你的意思吧，没想让你自己实现整个 tls 。

对于 ss 这种用 Netlink 的 epbf lsm 到 socket_create 应该就行

@xiaozhaoz 没太理解你说的，你说的是把 CR3[63:MAXPHYADDR]写入 1 触发 GP 异常，然后在这个异常处理里分配具体的一级目录和写入 cr3 吗？

进入 ia32e 模式后，cpu 指令中的全部地址都是虚拟地址，都需要通过 mmu 进行翻译，mmu 自然就需要 cr3 中的一级页表，不是可不可以按需的问题，而是 x86 的设计上就不可能能按需创建。
在一级页表中的目录项才可以指明是否存在，不存在的话发生缺页中断，进而从 cr2 读取到缺页的地址进行下一步操作。

我使用的问题就有：

性能太差，玩不吃配置的游戏都能卡
资源占用高，风扇响的厉害
每次用完都要手动关闭

@lsk569937453 我比较好奇题主是什么平台运行的代码

又测试了下，调用层数多点能有十多倍的差距
https://imgur.com/SVIrrfT
https://imgur.com/2LDykii

虽然不知道你代码具体原因是什么，但是 anyhow 1.0.80 不同 feature backtrack 的速度确实不一样，不开启 std feature 的话用的是 anyhow 自己的实现，开启的话用的是标准库的实现，在 Windows 上好像是标准库的实现比较慢。
```rust
use anyhow::anyhow;
use std::time::Instant;

fn main() {
for _ in 0..20 {
let now = Instant::now();

for _ in 0..10000 {
let _ = anyhow!("asd");
}

println!("{:?}", now.elapsed());
}
}
```

@qq135449773 那要看监控的事件是什么以及 bpf 程序写的是不是合理了，tracepoint 和 kprobe 一般都是一百纳秒以内，并且触发次数不是太频繁可以忽略不记，假如是上面用户空间的 uprobe 的话那开销就大了。

在文件夹下运行 attrib /s /d -s -h,把-换成+就是隐藏

其实和操作系统一样的，发起读之后将这个线程挂到某个 waitlist 中，然后从运行队列里清除这个线程然后进行主动调度。当等待的条件满足后将 waitlist 中的线程放到运行队列里等待被重新调度到。

@giiiiiithub 你标题的问题就是 Drop check 的问题，你 18 楼的问题是更复杂的生命周期协变 逆变的问题
https://doc.rust-lang.org/nomicon/subtyping.html
https://rustcc.cn/article?id=38000317-0d25-40b1-aee9-81143322bec4 。

另外，你标题代码没有 use ，我没以为是 mpmc 。

附带一提，你这个例子里是 Sender 中的 SenderFlavor 实现了 Drop ，所以你在文档里看不到 Sender 实现了 Drop ，并且假如这个类型没实现 Drop ，就不会触发 Drop check ，你这个代码也就没问题。