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C++11有哪些新特性？
1.auto关键字：编译器可以根据初始值自动推导出类型。但是不能用于函数传参以及数组类型的推导
2.nullptr关键字：nullptr是一种特殊类型的字面值，它可以被转换成任意其它的指针类型；而NULL一般被宏定义为0，在遇到重载时可能会出现问题。
3.智能指针：C++11新增了std::shared_ptr、std::weak_ptr等类型的智能指针，用于解决内存管理的问题。
4.初始化列表：使用初始化列表来对类进行初始化
5.右值引用：基于右值引用可以实现移动语义和完美转发，消除两个对象交互时不必要的对象拷贝，节省运算存储资源，提高效率
6.atomic原子操作：用于多线程资源互斥操作
7.新增STL容器array以及tuple
new和malloc的区别：
1.属性：new/delete是C++关键字，需要编译器支持。malloc/free是库函数，需要头文件支持。
2.参数：使用new操作符申请内存分配时无须指定内存块的大小，编译器会根据类型信息自行计算。而malloc则需要显式地指出所需内存的尺寸。
3.返回类型：new操作符内存分配成功时，返回的是对象类型的指针，类型严格与对象匹配，无须进行类型转换，故new是符合类型安全性的操作符。而malloc内存分配成功则是返回void ，需要通过强制类型转换将void 指针转换成我们需要的类型。
4.分配失败：new内存分配失败时，会抛出bac_alloc异常。malloc分配内存失败时返回NULL。
5.自定义类型：new会先调用operator new函数，申请足够的内存（通常底层使用malloc实现）。然后调用类型的构造函数，初始化成员变量，最后返回自定义类型指针。delete先调用析构函数，然后调用operator delete函数释放内存（通常底层使用free实现）。 malloc/free是库函数，只能动态的申请和释放内存，无法强制要求其做自定义类型对象构造和析构工作。
6.重载： C++允许重载new/delete操作符，特别的，布局new的就不需要为对象分配内存，而是指定了一个地址作为内存起始区域，new在这段内存上为对象调用构造函数完成初始化工作，并返回此地址。而malloc不允许重载。
7.内存区域： new操作符从自由存储区（free store）上为对象动态分配内存空间，而malloc函数从堆上动态分配内存。自由存储区是C++基于new操作符的一个抽象概念，凡是通过new操作符进行内存申请，该内存即为自由存储区。而堆是操作系统中的术语，是操作系统所维护的一块特殊内存，用于程序的内存动态分配，C语言使用malloc从堆上分配内存，使用free释放已分配的对应内存。自由存储区不等于堆，如上所述，布局new就可以不位于堆中。
4种类型转换：
1.const_cast
用于将const变量转为非const
2.static_cast
用于各种隐式转换，比如非const转const，void*转指针等, static_cast能用于多态向上转化，如果向下转能成功但是不安全，结果未知；
3.dynamic_cast
用于动态类型转换。只能用于含有虚函数的类，用于类层次间的向上和向下转化。只能转指针或引用。向下转化时，如果是非法的对于指针返回NULL，对于引用抛异常。
向上转换：指的是子类向基类的转换
向下转换：指的是基类向子类的转换
它通过判断在执行到该语句的时候变量的运行时类型和要转换的类型是否相同来判断是否能够进行向下转换。
4、reinterpret_cast
几乎什么都可以转，比如将int转指针，可能会出问题，尽量少用；
注释：为什么不使用C的强制转换
C的强制转换表面上看起来功能强大什么都能转，但是转化不够明确，不能进行错误检查，容易出错。
堆和栈的区别：
1.申请方式：栈由系统自动分配和管理，堆由程序员手动分配和管理。
2.效率：栈由系统分配，速度快，不会有内存碎片。堆由程序员分配，速度较慢，可能由于操作不当产生内存碎片。
3.扩展方向：栈从高地址向低地址进行扩展，堆由低地址向高地址进行扩展。
4.适用场合：程序局部变量是使用的栈空间，new/malloc动态申请的内存是堆空间，函数调用时会进行形参和返回值的压栈出栈，也是用的栈空间。
堆的数据结构：
堆是一棵完全二叉树（如果一共有h层，那么1~h-1层均满，在h层可能会连续缺失若干个右叶子）。
1）小根堆
若根节点存在左子女则根节点的值小于左子女的值；若根节点存在右子女则根节点的值小于右子女的值。
2）大根堆
若根节点存在左子女则根节点的值大于左子女的值；若根节点存在右子女则根节点的值大于右子女的值
STL 的实现：
1.vector 底层数据结构为数组 ，支持快速随机访问
2.list 底层数据结构为双向链表，支持快速增删
3.deque 底层数据结构为一个中央控制器和多个缓冲区，支持首尾（中间不能）快速增删，也支持随机访问
4.stack 底层一般用list或deque实现，封闭头部即可，不用vector的原因应该是容量大小有限制，扩容耗时
5.queue 底层一般用list或deque实现，封闭头部即可，不用vector的原因应该是容量大小有限制，扩容耗时
（stack和queue其实是适配器,而不叫容器，因为是对容器的再封装）
6.priority_queue 的底层数据结构一般为vector为底层容器，堆heap为处理规则来管理底层容器实现
7.set 底层数据结构为红黑树，有序，不重复
8.multiset 底层数据结构为红黑树，有序，可重复
9.map 底层数据结构为红黑树，有序，不重复
10.multimap 底层数据结构为红黑树，有序，可重复
11.hash_set 底层数据结构为hash表，无序，不重复
12.hash_multiset 底层数据结构为hash表，无序，可重复
13.hash_map 底层数据结构为hash表，无序，不重复
14.hash_multimap 底层数据结构为hash表，无序，可重复
在STL中基本容器有: vector、list、deque、set、map
set 和map都是无序的保存元素,只能通过它提供的接口对里面的元素进行访问
set:集合, 用来判断某一个元素是不是在一个组里面,使用的比较少
map:映射,相当于字典,把一个值映射成另一个值,如果想创建字典的话使用它好了
底层采用的是树型结构,多数使用平衡二叉树实现,查找某一值是常数时间,遍历起来效果也不错, 只是每次插入值的时候,会重新构成底层的平衡二叉树,效率有一定影响.
vector、list、deque是有序容器
deque是一个双端队列(double-ended queue)，也是在堆中保存内容的.它的保存形式如下:
[堆1]
...
[堆2]
...
[堆3]
每个堆保存好几个元素,然后堆和堆之间有指针指向,看起来像是list和vector的结合品.
它支持[]操作符，也就是支持随即存取，可以让你在前面快速地添加删除元素,或是在后面快速地添加删除元素,然后还可以有比较高的随机访问速度,和vector的效率相差无几，它支持在两端的操作：push_back,push_front,pop_back,pop_front等，并且在两端操作上与list的效率也差不多。
在标准库中vector和deque提供几乎相同的接口,在结构上它们的区别主要在于这两种容器在组织内存上不一样,deque是按页或块来分配存储器的,每页包含固定数目的元素.相反vector分配一段连续的内存,vector只是在序列的尾段插入元素时才有效率,而deque的分页组织方式即使在容器的前端也可以提供常数时间的insert和erase操作,而且在体积增长方面也比vector更具有效率
总结：
vector是可以快速地在最后添加删除元素,并可以快速地访问任意元素
list是可以快速地在所有地方添加删除元素,但是只能快速地访问最开始与最后的元素
deque在开始和最后添加元素都一样快,并提供了随机访问方法,像vector一样使用[]访问任意元素,但是随机访问速度比不上vector快,因为它要内部处理堆跳转。
deque也有保留空间.另外,由于deque不要求连续空间,所以可以保存的元素比vector更大,这点也要注意一下.还有就是在前面和后面添加元素时都不需要移动其它块的元素,所以性能也很高。
因此在实际使用时，如何选择这三个容器中哪一个，应根据你的需要而定，一般应遵循下面的原则：
**1、如果你需要高效的随即存取，而不在乎插入和删除的效率，使用vector
2、如果你需要大量的插入和删除，而不关心随即存取，则应使用list
3、如果你需要随即存取，而且关心两端数据的插入和删除，则应使用deque。**
vector的实现原理：
vector的数据安排及操作方式与array非常相似。两者的唯一差别在于空间运用的灵活性。 array是静态空间，一旦配置好了就不能改变了，如果程序需要一个更大的array，只能自己再申请一个更大的array，然后将以前的array中的内容全部拷贝到新的array中。
vector是动态空间，随着元素的加入，它的内部机制会自动扩充空间以容纳新的元素。vector的关键技术在于对大小的控制以及重新分配时的数据移动效率。
vector采用的数据结构是线性的连续空间，他以两个迭代器start和finish分别指向配置得来的连续空间中目前已将被使用的空间。迭代器end_of_storage指向整个连续的尾部。
vector在增加元素时，如果超过自身最大的容量，vector则将自身的容量扩充为原来的两倍。扩充空间需要经过的步骤：重新配置空间，元素移动，释放旧的内存空间。一旦vector空间重新配置，则指向原来vector的所有迭代器都失效了，因为vector的地址改变了。
Array&List：数组和链表的区别：
数组的特点： 数组是将元素在内存中连续存放，由于每个元素占用内存相同，可以通过下标迅速访问数组中任何元素。数组的插入数据和删除数据效率低，插入数据时，这个位置后面的数据在内存中都要向后移。删除数据时，这个数据后面的数据都要往前移动。但数组的随机读取效率很高。因为数组是连续的，知道每一个数据的内存地址，可以直接找到给地址的数据。如果应用需要快速访问数据，很少或不插入和删除元素，就应该用数组。数组需要预留空间，在使用前要先申请占内存的大小，可能会浪费内存空间。并且数组不利于扩展，数组定义的空间不够时要重新定义数组。
链表的特点： 链表中的元素在内存中不是顺序存储的，而是通过存在元素中的指针联系到一起。比如：上一个元素有个指针指到下一个元素，以此类推，直到最后一个元素。如果要访问链表中一个元素，需要从第一个元素开始，一直找到需要的元素位置。但是增加和删除一个元素对于链表数据结构就非常简单了，只要修改元素中的指针就可以了。如果应用需要经常插入和删除元素你就需要用链表数据结构了。不指定大小，扩展方便。链表大小不用定义，数据随意增删。
**数组的优点： 1. 随机访问性强 2. 查找速度快
数组的缺点: 1. 插入和删除效率低 2. 可能浪费内存 3. 内存空间要求高，必须有足够的连续内存空间。 4. 数组大小固定，不能动态拓展
链表的优点: 1. 插入删除速度快 2. 内存利用率高，不会浪费内存 3. 大小没有固定，拓展很灵活。
链表的缺点: 不能随机查找，必须从第一个开始遍历，查找效率低**
vector和list的区别与联系：
1、概念：
1）Vector
连续存储的容器，动态数组，在堆上分配空间
底层实现：数组
两倍容量增长：vector 增加（插入）新元素时，如果未超过当时的容量，则还有剩余空间，那么直接添加到最后（插入指定位置），然后调整迭代器。如果没有剩余空间了，则会重新配置原有元素个数的两倍空间，然后将原空间元素通过复制的方式初始化新空间，再向新空间增加元素，最后析构并释放原空间，之前的迭代器会失效。
性能：
访问：O(1)
插入：在最后插入（空间够）：很快
在最后插入（空间不够）：需要内存申请和释放，以及对之前数据进行拷贝。
在中间插入（空间够）：内存拷贝
在中间插入（空间不够）：需要内存申请和释放，以及对之前数据进行拷贝。
删除：在最后删除：很快
在中间删除：内存拷贝
适用场景：经常随机访问，且不经常对非尾节点进行插入删除。
2）、List
动态链表，在堆上分配空间，每插入一个元数都会分配空间，每删除一个元素都会释放空间。
底层：双向链表
性能：
访问：随机访问性能很差，只能快速访问头尾节点。
插入：很快，一般是常数开销
删除：很快，一般是常数开销
适用场景：经常插入删除大量数据
2、区别：
1）vector底层实现是数组；list是双向链表。
2）vector支持随机访问，list不支持。
3）vector是顺序内存，list不是。
4）vector在中间节点进行插入删除会导致内存拷贝，list不会。
5）vector一次性分配好内存，不够时才进行2倍扩容；list每次插入新节点都会进行内存申请。
6）vector随机访问性能好，插入删除性能差；list随机访问性能差，插入删除性能好。
3、应用
vector拥有一段连续的内存空间，因此支持随机访问，如果需要高效的随即访问，而不在乎插入和删除的效率，使用vector。
list拥有一段不连续的内存空间，如果需要高效的插入和删除，而不关心随机访问，则应使用list。
Stack和Queue的区别：
栈（Stack）和队列（Queue）是两种操作受限的线性表。
（线性表：线性表是一种线性结构，它是一个含有n≥0个结点的有限序列，同一个线性表中的数据元素数据类型相同并且满足“一对一”的逻辑关系。
“一对一”的逻辑关系指的是对于其中的结点，有且仅有一个开始结点没有前驱但有一个后继结点，有且仅有一个终端结点没有后继但有一个前驱结点，其它的结点都有且仅有一个前驱和一个后继结点。）
这种受限表现在：栈的插入和删除操作只允许在表的尾端进行（在栈中成为“栈顶”），满足“FIFO：First In Last Out”；队列只允许在表尾插入数据元素，在表头删除数据元素,满足“First In First Out”。
栈与队列的相同点：
1.都是线性结构。
2.插入操作都是限定在表尾进行。
3.都可以通过顺序结构和链式结构实现。
4.插入与删除的时间复杂度都是O（1），在空间复杂度上两者也一样。
5.多链栈和多链队列的管理模式可以相同。
栈与队列的不同点：
1.删除数据元素的位置不同：栈的删除操作在表尾进行，队列的删除操作在表头进行。
2.应用场景不同：常见栈的应用场景包括括号问题的求解，表达式的转换和求值，函数调用和递归实现，深度优先搜索遍历等；常见的队列的应用场景包括计算机系统中各种资源的管理，消息缓冲器的管理和广度优先搜索遍历等。
3.顺序栈能够实现多栈空间共享，而顺序队列不能。
map 和 hashMap 底层实现：
1、Map映射，map 的所有元素都是 pair，同时拥有实值（value）和键值（key）。pair 的第一元素被视为键值，第二元素被视为实值。所有元素都会根据元素的键值自动被排序。不允许键值重复。
底层实现：红黑树
适用场景：有序键值对不重复映射
2、Multimap
多重映射。multimap 的所有元素都是 pair，同时拥有实值（value）和键值（key）。pair 的第一元素被视为键值，第二元素被视为实值。所有元素都会根据元素的键值自动被排序。允许键值重复。
底层实现：红黑树
适用场景：有序键值对可重复映射
3、unordered map
底层结构是哈希表，适用于无序映射
map和set区别在于：
（1）map中的元素是key-value（关键字—值）对：关键字起到索引的作用，值则表示与索引相关联的数据；Set与之相对就是关键字的简单集合，set中每个元素只包含一个关键字。
（2）set的迭代器是const的，不允许修改元素的值；map允许修改value，但不允许修改key。其原因是因为map和set是根据关键字排序来保证其有序性的，如果允许修改key的话，那么首先需要删除该键，然后调节平衡，再插入修改后的键值，调节平衡，如此一来，严重破坏了map和set的结构，导致iterator失效，不知道应该指向改变前的位置，还是指向改变后的位置。所以STL中将set的迭代器设置成const，不允许修改迭代器的值；而map的迭代器则不允许修改key值，允许修改value值。
（3）map支持下标操作，set不支持下标操作。map可以用key做下标，map的下标运算符[ ]将关键码作为下标去执行查找，如果关键码不存在，则插入一个具有该关键码和mapped_type类型默认值的元素至map中，因此下标运算符[ ]在map应用中需要慎用，const_map不能用，只希望确定某一个关键值是否存在而不希望插入元素时也不应该使用，mapped_type类型没有默认值也不应该使用。如果find能解决需要，尽可能用find。
红黑树实现和平衡二叉树
1、红黑树：
红黑树是一种二叉查找树，但在每个节点增加一个存储位表示节点的颜色，可以是红或黑（非红即黑）。通过对任何一条从根到叶子的路径上各个节点着色的方式的限制，红黑树确保没有一条路径会比其它路径长出两倍，因此，红黑树是一种弱平衡二叉树，相对于要求严格的AVL树来说，它的旋转次数少，所以对于搜索，插入，删除操作较多的情况下，通常使用红黑树。
性质：
1.每个节点非红即黑
2.根节点是黑的;
3.每个叶节点（叶节点即树尾端NULL指针或NULL节点）都是黑的;
4.如果一个节点是红色的，则它的子节点必须是黑色的。
5.对于任意节点而言，其到叶子点树NULL指针的每条路径都包含相同数目的黑节点;
2、平衡二叉树（AVL树）：
红黑树是在AVL树的基础上提出来的。
平衡二叉树又称为AVL树，是一种特殊的二叉排序树。其左右子树都是平衡二叉树，且左右子树高度之差的绝对值不超过1。
AVL树中所有结点为根的树的左右子树高度之差的绝对值不超过1。
将二叉树上结点的左子树深度减去右子树深度的值称为平衡因子BF，那么平衡二叉树上的所有结点的平衡因子只可能是-1、0和1。只要二叉树上有一个结点的平衡因子的绝对值大于1，则该二叉树就是不平衡的。
3、红黑树较AVL树的优点：
AVL 树是高度平衡的，频繁的插入和删除，会引起频繁的rebalance，导致效率下降；红黑树不是高度平衡的，算是一种折中，插入最多两次旋转，删除最多三次旋转。
所以红黑树在查找，插入删除的性能都是O(logn)，且性能稳定，所以STL里面很多结构包括map底层实现都是使用的红黑树。
海量数据如何去取最大的k个：
1.直接全部排序：（只适用于内存够的情况） 当数据量较小的情况下，内存中可以容纳所有数据。则最简单也是最容易想到的方法是将数据全部排序，然后取排序后的数据中的前K个。这种方法对数据量比较敏感，当数据量较大的情况下，内存不能完全容纳全部数据，这种方法便不适应了。即使内存能够满足要求，该方法将全部数据都排序了，而题目只要求找出top K个数据，所以该方法并不十分高效，不建议使用。
2.快速排序的变形 :（只使用于内存够的情况） 这是一个基于快速排序的变形，因为第一种方法中说到将所有元素都排序并不十分高效，只需要找出前K个最大的就行。 这种方法类似于快速排序，首先选择一个划分元，将比这个划分元大的元素放到它的前面，比划分元小的元素放到它的后面，此时完成了一趟排序。 如果此时这个划分元的序号index刚好等于K，那么这个划分元以及它左边的数，刚好就是前K个最大的元素；如果index > K，那么前K大的数据在index的左边，那么就继续递归的从index-1个数中进行一趟排序；如果index < K，那么再从划分元的右边继续进行排序，直到找到序号index刚好等于K为止。再将前K个数进行排序后，返回Top K个元素。这种方法就避免了对除了Top K个元素以外的数据进行排序所带来的不必要的开销。
3.最小堆法: 这是一种局部淘汰法。先读取前K个数，建立一个最小堆。然后将剩余的所有数字依次与最小堆的堆顶进行比较，如果小于或等于堆顶数据，则继续比较下一个；否则，删除堆顶元素，并将新数据插入堆中，重新调整最小堆。当遍历完全部数据后，最小堆中的数据即为最大的K个数。
4.分治法: 将全部数据分成N份，前提是每份的数据都可以读到内存中进行处理，找到每份数据中最大的K个数。此时剩下NK个数据，如果内存不能容纳NK个数据，则再继续分治处理，分成M份，（这里M要大于N才行）找出每份数据中最大的K个数，如果M*K个数仍然不能读到内存中，则继续分治处理。直到剩余的数可以读入内存中，那么可以对这些数使用快速排序的变形或者归并排序进行处理。
5.Hash法: 如果这些数据中有很多重复的数据，可以先通过hash法，把重复的数去掉。这样如果重复率很高的话，会减少很大的内存用量，从而缩小运算空间。处理后的数据如果能够读入内存，则可以直接排序；否则可以使用分治法或者最小堆法来处理数据。
内存溢出和内存泄漏：
1.内存溢出 指程序申请内存时，没有足够的内存供申请者使用。内存溢出就是你要的内存空间超过了系统实际分配给你的空间，此时系统相当于没法满足你的需求，就会报内存溢出的错误.
内存溢出原因： 内存中加载的数据量过于庞大，如一次从数据库取出过多数据,集合类中有对对象的引用，使用完后未清空，使得不能回收代码中存在死循环或循环产生过多重复的对象实体
使用的第三方软件中的BUG ；
启动参数内存值设定的过小。
2.内存泄漏: 内存泄漏是指由于疏忽或错误造成了程序未能释放掉，不再使用的内存的情况。内存泄漏并非指内存在物理上的消失，而是应用程序分配某段内存后，由于设计错误，失去了对该段内存的控制，因而造成了内存的浪费。
内存泄漏的分类：
1、堆内存泄漏 （Heap leak）。对内存指的是程序运行中根据需要分配通过malloc,realloc new等从堆中分配的一块内存，再是完成后必须通过调用对应的 free或者delete 删掉。如果程序的设计的错误导致这部分内存没有被释放，那么此后这块内存将不会被使用，就会产生Heap Leak。
2、系统资源泄露（Resource Leak）。主要指程序使用系统分配的资源比如和Bitmap,handle,SOCKET等没有使用相应的函数释放掉，导致系统资源的浪费，严重可导致系统效能降低，系统运行不稳定。
3、没有将基类的析构函数定义为虚函数。当基类指针指向子类对象时，如果基类的析构函数不是virtual，那么子类的析构函数将不会被调用，子类的资源没有正确是释放，因此造成内存泄露
C++的内存管理是怎样的？
在C++中，虚拟内存分为代码段、数据段、BSS段、堆区、文件映射区以及栈区六部分
32bitCPU可寻址4G线性空间，每个进程都有各自独立的4G逻辑地址，其中0~3G是用户态空间，3~4G是内核空间，不同进程相同的逻辑地址会映射到不同的物理地址中。其逻辑地址其划分如下：
3G用户空间和1G内核空间
静态区域：
text segment(代码段):包括只读存储区和文本区，其中只读存储区存储字符串常量，文本区存储程序的机器代码。
data segment(数据段)：存储程序中已初始化的全局变量和静态变量
bss segment：存储未初始化的全局变量和静态变量（局部+全局），以及所有被初始化为0的全局变量和静态变量，对于未初始化的全局变量和静态变量，程序运行main之前时会统一清零。即未初始化的全局变量编译器会初始化为0
动态区域：
heap（堆）： 当进程未调用malloc时是没有堆段的，只有调用malloc时采用分配一个堆，并且在程序运行过程中可以动态增加堆大小(移动break指针)，从低地址向高地址增长。分配小内存时使用该区域。 堆的起始地址由mm_struct 结构体中的start_brk标识，结束地址由brk标识。
memory mapping segment(映射区):存储动态链接库等文件映射、申请大内存（malloc时调用mmap函数）
stack（栈）：使用栈空间存储函数的返回地址、参数、局部变量、返回值，从高地址向低地址增长。在创建进程时会有一个最大栈大小，Linux可以通过ulimit命令指定。
什么是右值引用，跟左值又有什么区别？
右值引用是C++11中引入的新特性 , 它实现了转移语义和精确传递。
它的主要目的有两个方面：
1.消除两个对象交互时不必要的对象拷贝，节省运算存储资源，提高效率。
2.能够更简洁明确地定义泛型函数。
左值和右值的概念：
左值：能对表达式取地址、或具名对象/变量。一般指表达式结束后依然存在的持久对象。
右值：不能对表达式取地址，或匿名对象。一般指表达式结束就不再存在的临时对象。
右值引用和左值引用的区别
1.左值可以寻址，而右值不可以。
2.左值可以被赋值，右值不可以被赋值，可以用来给左值赋值。
3.左值可变,右值不可变（仅对基础类型适用，用户自定义类型右值引用可以通过成员函数改变）。
C++与C的联系与区别：
C++与C的联系：
C++是在C语言的基础上开发的一种面向对象编程语言，应用广泛。C++支持多种编程范式 －－面向对象编程、泛型编程和过程化编程。 其编程领域众广，常用于系统开发，引擎开发等应用领域，是最受广大程序员受用的最强大编程语言之一,支持类：类、封装、重载等特性!
C++在C的基础上增添类，C是一个结构化语言，它的重点在于算法和数据结构。C程序的设计首要考虑的是如何通过一个过程，对输入（或环境条件）进行运算处理得到输出（或实现过程（事务）控制），而对于C++，首要考虑的是如何构造一个对象模型，让这个模型能够契合与之对应的问题域，这样就可以通过获取对象的状态信息得到输出或实现过程（事务）控制。
C++与C的区别：
1、C是面向过程的语言，而C++是面向对象的语言，那么什么是面向对象？
面向对象：面向对象是一种对现实世界的理解和抽象的方法、思想，通过将需求要素转化为对象进行问题处理的一种思想。
2、C和C++动态管理内存的方法不一样，C是使用malloc、free函数，而C++不仅有malloc/free，还有new/delete关键字。
3、C++的类是C中没有的，C中的struct可以在C++中等同类来使用，struct和类的差别是，struct的成员默认访问修饰符是public，而类默认是private。
4、C++支持重载，而C不支持重载，C++支持重载在于C++名字的修饰符与C不同，例如在C++中函数 int f(int) 经过名字修饰之后变为_f_int,而C是_f，所以C++才会支持不同的参数调用不同的函数。
5、C++中有引用，而C没有。
6、C++全部变量的默认连接属性是外连接，而C是内连接。
7、C中用const修饰的变量不可以用在定义数组时的大小，但是C++用const修饰的变量可以。
8、C++有很多特有的输入输出流。
指针和引用的区别？
1.指针有自己的一块空间，而引用只是一个别名；
2.使用sizeof看一个指针的大小是4，而引用则是被引用对象的大小；
3.指针可以被初始化为NULL，而引用必须被初始化且必须是一个已有对象的引用；
4.作为参数传递时，指针需要被解引用才可以对对象进行操作，而直接对引用的修改都会改变引用所指向的对象；
5.可以有const指针，但是没有const引用；
6.指针在使用中可以指向其它对象，但是引用只能是一个对象的引用，不能被改变；
7.指针可以有多级指针（**p）， 而引用只有一级；
8.指针和引用使用++运算符的意义不一样；
9.如果返回动态内存分配的对象或者内存，必须使用指针，引用可能引起内存泄露。
值传递和引用传递：
值传递：
形参是实参的拷贝，改变形参的值并不会影响外部实参的值。从被调用函数的角度来说，值传递是单向的（实参->形参），参数的值只能传入，
不能传出。当函数内部需要修改参数，并且不希望这个改变影响调用者时，采用值传递。
指针传递：
形参为指向实参地址的指针，当对形参的指向操作时，就相当于对实参本身进行的操作
引用传递：
形参相当于是实参的“别名”，对形参的操作其实就是对实参的操作，在引用传递过程中，被调函数的形式参数虽然也作为局部变量在栈中开辟了内存空间，但是这时存放的是由主调函数放进来的实参变量的地址。被调函数对形参的任何操作都被处理成间接寻址，即通过栈中存放的地址访问主调函数中的实参变量。正因为如此，被调函数对形参做的任何操作都影响了主调函数中的实参变量。
引用的规则：
（1）引用被创建的同时必须被初始化（指针则可以在任何时候被初始化）。
（2）不能有NULL引用，引用必须与合法的存储单元关联（指针则可以是NULL）。
（3）一旦引用被初始化，就不能改变引用的关系（指针则可以随时改变所指的对象）。
指针传递的实质：
指针传递参数本质上是值传递的方式，它所传递的是一个地址值。值传递过程中，被调函数的形式参数作为被调函数的局部变量处理，即在栈中开辟了内存空间以存放由主调函数放进来的实参的值，从而成为了实参的一个副本。值传递的特点是被调函数对形式参数的任何操作都是作为局部变量进行，不会影响主调函数的实参变量的值。
指针传递和引用传递一般适用于：函数内部修改参数并且希望改动影响调用者。对比指针/引用传递可以将改变由形参“传给”实参（实际上就是直接在实参的内存上修改，不像值传递将实参的值拷贝到另外的内存地址中才修改）。另外一种用法是：当一个函数实际需要返回多个值，而只能显式返回一个值时，可以将另外需要返回的变量以指针/引用传递给函数，这样在函数内部修改并且返回后，调用者可以拿到被修改过后的变量，也相当于一个隐式的返回值传递吧。
关键字static作用，函数加static和不加static区别：
static关键字：
1.static局部变量在函数内定义，它的生存期为整个源程序，但是其作用域仍与自动变量相同，只能在定义该变量的函数内使用该变量。退出该函数后， 尽管该变量还继续存在，但不能使用它。再次调用该函数可以再次使用。
2.static修饰全局变量的时候，这个全局变量只能在本文件中访问，不能在其它文件中访问，即便是extern外部声明也不可以。
3.static修饰一个函数，则这个函数的只能在本文件中调用，不能被其他文件调用。Static修饰的局部变量存放在全局数据区的静态变量区。初始化的时候自动初始化为0；
（1）不想被释放的时候，可以使用static修饰。比如修饰函数中存放在栈空间的数组。如果不想让这个数组在函数调用结束释放可以使用static修饰
（2）考虑到数据安全性（当程想要使用全局变量的时候应该先考虑使用static）
在C++中static关键字除了具有C中的作用还有在类中的使用
在类中，static可以用来修饰静态数据成员和静态成员方法
静态数据成员：
（1）静态数据成员可以实现多个对象之间的数据共享，它是类的所有对象的共享成员，它在内存中只占一份空间，如果改变它的值，则各对象中这个数据成员的值都被改变。
（2）静态数据成员是在程序开始运行时被分配空间，到程序结束之后才释放，只要类中指定了静态数据成员，即使不定义对象，也会为静态数据成员分配空间。
（3）静态数据成员可以被初始化，但是只能在类体外进行初始化，若未对静态数据成员赋初值，则编译器会自动为其初始化为0
（4）静态数据成员既可以通过对象名引用，也可以通过类名引用。
静态成员函数：
（1）静态成员函数和静态数据成员一样，他们都属于类的静态成员，而不是对象成员。
（2）非静态成员函数有this指针，而静态成员函数没有this指针。
（3）静态成员函数主要用来访问静态数据成员而不能访问非静态成员。
函数指针
1.定义
函数指针是指向函数的指针变量。
函数指针本身首先是一个指针变量，该指针变量指向一个具体的函数。这正如用指针变量可指向整型变量、字符型、数组一样，这里是指向函数。
C在编译时，每一个函数都有一个入口地址，该入口地址就是函数指针所指向的地址。有了指向函数的指针变量后，可用该指针变量调用函数，就如同用指针变量可引用其他类型变量一样，在这些概念上是大体一致的。
2.用途：
调用函数和做函数的参数，比如回调函数。
3.示例：
char * fun(char * p) {…} // 函数fun
char * (*pf)(char * p); // 函数指针pf
pf = fun; // 函数指针pf指向函数pf(p); // 通过函数指针pf调用函数funconst关键字作用，const和宏定义有什么区别，用哪个？
const关键字：
1.欲阻止一个变量被改变，可使用const，在定义该const变量时，需先初始化，以后就没有机会改变他了；const修饰的成员函数表明函数调用不会对对象做出任何更改，事实上，如果确认不会对对象做更改，就应该为函数加上const限定，这样无论const对象还是普通对象都可以调用该函数。
2.对指针而言，可以指定指针本身为const，也可以指定指针所指的数据为const，或二者同时指定为const；
3.在一个函数声明中，const可以修饰形参表明他是一个输入参数，在函数内部不可以改变其值；
4.对于类的成员函数，有时候必须指定其为const类型，表明其是一个常函数，不能修改类的成员变量；
5.对于类的成员函数，有时候必须指定其返回值为const类型，以使得其返回值不为“左值”。
1.作用
1.const所修饰的内容是不可变的，比如说：const变量、const成员函数、const参数、const返回值等等，
2.const所修饰的内容具有强制保护性；可以防止代码随意改动，提高了代码的鲁棒性。
2.区别
1、const常量有数据类型，宏定义常量没有数据类型。
2、编辑器可以对const常量进行类型安全检查，而对宏常量进行字符替换没有类型安全检查，并且在替换的时候会产生意想不到的错误。
3、有些集成化的调试工具可以对const常量进行调试，但是不能对宏常量进行调试。
3.用哪一个呢？
用const关键字，因为宏定义太多会导致代码膨胀。
4.既然c++有更好用的const，为什么还要用宏定义呢？
因为const无法替代宏做为卫哨来防止文件的重复包含。
虚函数是如何实现的？多态？
多态的实现主要分为静态多态和动态多态，静态多态主要是重载，在编译的时候就已经确定；动态多态是用虚函数机制实现的，在运行期间动态绑定。举个例子：一个父类类型的指针指向一个子类对象时候，使用父类的指针去调用子类中重写了的父类中的虚函数的时候，会调用子类重写过后的函数，在父类中声明为加了virtual关键字的函数，在子类中重写时候不需要加virtual也是虚函数。
C++中的虚函数的作用主要是实现了多态的机制。关于多态，简而言之就是用父类 类型的指针指向其子类的实例，然后通过父类的指针调用实际子类的成员函数。
我们通过对象实例的地址得到这张虚函数表，然后就可以遍历其中函数指针，并调用相应的函数。编译器处理虚函数的方法是：为每个类对象添加一个隐藏成员，隐藏成员中保存了一个指向函数地址数组的指针，称为虚表指针（vptr），这种数组成为虚函数表（virtual function table, vtbl），即，每个类使用一个虚函数表，每个类对象用一个虚表指针。
举个例子：基类对象包含一个虚表指针，指向基类中所有虚函数的地址表。派生类对象也将包含一个虚表指针，指向派生类虚函数表。看下面两种情况：
1.如果派生类重写了基类的虚方法，该派生类虚函数表将保存重写的虚函数的地址，而不是基类的虚函数地址。
2.如果基类中的虚方法没有在派生类中重写，那么派生类将继承基类中的虚方法，而且派生类中虚函数表将保存基类中未被重写的虚函数的地址。
3.注意，如果派生类中定义了新的虚方法，则该虚函数的地址也将被添加到派生类虚函数表中。
虚函数前面加static行不行：不行
1.首先的话，静态函数是不和任何类对象或类实例相关联，所以就算给函数加上viruatl是没有任何意义的
2.静态与非静态成员函数之间有一个主要的区别，就是静态成员函数可以不通过this指针来进行调用
3.虚函数依靠vptr和vtable来处理．vptr是一个指针，在类的构造函数中创建生成,并且只能用this去当问它，因为vptr是类的成员之一，并且vptr指向保存虚函数地址的vtable
4.对于静态成员函数，没有this指针，没有办法访问vptr
虚函数的调用关系 this -> vptr - >vtable -> virtual function
• 静态成员函数，可以不通过对象来调用，即没有隐藏的this指针。
• virtual函数一定要通过对象来调用，即有隐藏的this指针。
即是说：virtual成员函数的关键是动态类型绑定的实例调用。然而，静态函数和任何类的实例都不相关，它是class的属性。
析构函数必须是虚函数？
将可能会被继承的父类的析构函数设置为虚函数，可以保证当我们new一个子类，然后使用基类指针指向该子类对象，释放基类指针时可以释放掉子类的空间，防止内存泄漏。
为什么C++默认的析构函数不是虚函数 ?
C++默认的析构函数不是虚函数是因为虚函数需要额外的虚函数表和虚表指针，占用额外的内存。而对于不会被继承的类来说，其析构函数如果是虚函数，就会浪费内存。因此C++默认的析构函数不是虚函数，而是只有当需要当作父类时，设置为虚函数。
析构函数的作用：
1.析构函数与构造函数对应，当对象结束其生命周期，如对象所在的函数已调用完毕时，系统会自动执行析构函数。
2.析构函数名也应与类名相同，只是在函数名前面加一个位取反符~，例如~stud( )，以区别于构造函数。它不能带任何参数，也没有返回值（包括void类型）。只能有一个析构函数，不能重载。
3.如果用户没有编写析构函数，编译系统会自动生成一个缺省的析构函数（即使自定义了析构函数，编译器也总是会为我们合成一个析构函数，并且如果自定义了析构函数，编译器在执行时会先调用自定义的析构函数再调用合成的析构函数），它也不进行任何操作。所以许多简单的类中没有用显式的析构函数。
4.如果一个类中有指针，且在使用的过程中动态的申请了内存，那么最好显示构造析构函数在销毁类之前，释放掉申请的内存空间，避免内存泄漏。
5.类析构顺序：1）派生类本身的析构函数；2）对象成员析构函数；3）基类析构函数。
静态函数和虚函数的区别：
静态函数在编译的时候就已经确定运行时机，虚函数在运行的时候动态绑定。虚函数因为用了虚函数表机制，调用的时候会增加一次内存开销。
深拷贝和浅拷贝区别：
1、浅拷贝：默认的拷贝就是浅拷贝。 仅仅多了个指针指向原来的空间，并没申请内存空间。
2、深拷贝：自己写的拷贝，自己申请了动态内存空间，用了new 或 malloc 。不但多了指针，而且多了空间。
3、用深拷贝的话，最好用自己写的析构，记得在里面释放内存，也可以用默认析构。
4.用浅拷贝（即默认隐藏的拷贝），最好用默认析构，若用自己写的析构里面 ，记得不要释放内存，不然会造成重复释放内存而报错。
5、在未定义显示拷贝构造函数的情况下，系统会调用默认的拷贝函数——即浅拷贝，它能够完成成员的一一复制。
6、当数据成员中没有指针时，浅拷贝是可行的。但当数据成员中有指针时，如果采用简单的浅拷贝，则两类中的两个指针将指向同一个地址，当对象快结束时，会调用两次析构函数，而导致指针悬挂现象。所以，这时，必须采用深拷贝。
7、深拷贝与浅拷贝的区别就在于深拷贝会在堆内存中另外申请空间来储存数据，从而也就解决了指针悬挂的问题。
简而言之，当数据成员中有指针时，必须要用深拷贝。
override, overload, overwrite：
1.overload（重载），即函数重载：
①在同一个类中；
②函数名字相同；
③函数参数不同（类型不同、数量不同，两者满足其一即可）；
④不以返回值类型不同作为函数重载的条件。
2.override（覆盖，子类改写父类的虚函数），用于实现C++中多态：
①分别位于父类和子类中；
②子类改写父类中的virtual方法；
③与父类中的函数原型相同。
3.overwrite（重写或叫隐藏，子类改写父类的非虚函数，从而屏蔽父类函数）：
①与overload类似，但是范围不同，是子类改写父类；
②与override类似，但是父类中的方法不是虚函数。
导致程序崩溃的错误有哪些：
1.函数栈溢出：一个变量未初化、未赋值，就读取它的值。
（1）定义了一个体积太大的局部变量 （2）函数嵌套调用，层次过深（如无穷递归）
2.数组越界访问：访问数组元素时，下标越界
3.指针的目标对象不可用
（1）空指针（2）野指针
1.指针未赋值
2.free/delete释放了的对象
3.不恰当的指针强制转换
限制对象只能建立在堆上或者栈上：
在C++中，类的对象建立分为两种，一种是静态建立，如A a；另一种是动态建立，如A* ptr=new A；这两种方式是有区别的。
静态建立一个类对象，是由编译器为对象在栈空间中分配内存，是通过直接移动栈顶指针，挪出适当的空间，然后在这片内存空间上调用构造函数形成一个栈对象。使用这种方法，直接调用类的构造函数。
动态建立类对象，是使用new运算符将对象建立在堆空间中。这个过程分为两步，第一步是执行operator new()函数，在堆空间中搜索合适的内存并进行分配；第二步是调用构造函数构造对象，初始化这片内存空间。这种方法，间接调用类的构造函数。
1.只能建立在堆上
对象只能建立在堆上，就是不能静态建立类对象，即不能直接调用类的构造函数。
容易想到将构造函数设为私有。在构造函数私有之后，无法在类外部调用构造函数来构造类对象，只能使用new运算符来建立对象。然而，前面已经说过，new运算符的执行过程分为两步，C++提供new运算符的重载，其实是只允许重载operator new()函数，而operator()函数用于分配内存，无法提供构造功能。因此，这种方法不可以。
当对象建立在栈上面时，是由编译器分配内存空间的，调用构造函数来构造栈对象。当对象使用完后，编译器会调用析构函数来释放栈对象所占的空间。编译器管理了对象的整个生命周期。如果编译器无法调用类的析构函数，情况会是怎样的呢？比如，类的析构函数是私有的，编译器无法调用析构函数来释放内存。所以，编译器在为类对象分配栈空间时，会先检查类的析构函数的访问性，其实不光是析构函数，只要是非静态的函数，编译器都会进行检查。如果类的析构函数是私有的，则编译器不会在栈空间上为类对象分配内存。
因此，将析构函数设为私有，类对象就无法建立在栈上，只能建立在堆上了。代码如下：
class A
{
public:
A(){}
void destory(){delete this;}
private:
~A(){}
};试着使用A a;来建立对象，编译报错，提示析构函数无法访问。这样就只能使用new操作符来建立对象，构造函数是公有的，可以直接调用。类中必须提供一个destory函数，来进行内存空间的释放。类对象使用完成后，必须调用destory函数
上述方法的一个缺点就是，无法解决继承问题。如果A作为其它类的基类，则析构函数通常要设为virtual，然后在子类重写，以实现多态。因此析构函数不能设为private。还好C++提供了第三种访问控制，protected。将析构函数设为protected可以有效解决这个问题，类外无法访问protected成员，子类则可以访问。
另一个问题是，类的使用很不方便，使用new建立对象，却使用destory函数释放对象，而不是使用delete。（使用delete会报错，因为delete对象的指针，会调用对象的析构函数，而析构函数类外不可访问）这种使用方式比较怪异。为了统一，可以将构造函数设为protected，然后提供一个public的static函数来完成构造，这样不使用new，而是使用一个函数来构造，使用一个函数来析构。代码如下，类似于单例模式：
class A
{
protected:
A(){}
~A(){}
public:
static A* create()
{
return new A();
}
void destory()
{
delete this;
}
}; 这样，调用create()函数在堆上创建类A对象，调用destory()函数释放内存。
2.只能建立在栈上
只有使用new运算符，对象才会建立在堆上，因此，只要禁用new运算符就可以实现类对象只能建立在栈上。将operator new()设为私有即可。代码如下：
class A
{
private:
void* operator new(size_t t){} // 注意函数的第一个参数和返回值都是固定的
void operator delete(void* ptr){} // 重载了new就需要重载delete
public:
A(){}
~A(){}
};如何控制 vector 的内存分配：
1.vector的内存增长：
vector其中一个特点：内存空间只会增长，不会减小，援引C++ Primer：为了支持快速的随机访问，vector容器的元素以连续方式存放，每一个元素都紧挨着前一个元素存储。设想一下，当vector添加一个元素时，为了满足连续存放这个特性，都需要重新分配空间、拷贝元素、撤销旧空间，这样性能难以接受。因此STL实现者在对vector进行内存分配时，其实际分配的容量要比当前所需的空间多一些。就是说，vector容器预留了一些额外的存储区，用于存放新添加的元素，这样就不必为每个新元素重新分配整个容器的内存空间。
在调用push_back时，每次执行push_back操作，相当于底层的数组实现要重新分配大小；这种实现体现到vector上，就是每当push_back一个元素，都要重新分配一个大一个元素的存储（一般是2倍），然后将原来的元素拷贝到新的存储，之后在拷贝push_back的元素，最后要析构原有的vector并释放原有的内存
2.vector的内存释放：
由于vector的内存占用空间只增不减，比如你首先分配了10,000个字节，然后erase掉后面9,999个，留下一个有效元素，但是内存占用仍为10,000个。所有内存空间是在vector析构时候才能被系统回收。empty()用来检测容器是否为空的，clear()可以清空所有元素。但是即使clear()，vector所占用的内存空间依然如故，无法保证内存的回收。
如果需要空间动态缩小，可以考虑使用deque。如果vector，可以用swap()来帮助你释放内存。具体方法如下：vector//或者pointVec.swap(vector
标准模板：
template < class T >
void ClearVector( vector< T >& vt )
{
vector< T > vtTemp;
veTemp.swap( vt );
}swap()是交换函数，使vector离开其自身的作用域，从而强制释放vector所占的内存空间，总而言之，释放vector内存最简单的方法是vector
3.其他情况释放内存：
如果vector中存放的是指针，那么当vector销毁时，这些指针指向的对象不会被销毁，那么内存就不会被释放。如下面这种情况，vector中的元素时由new操作动态申请出来的对象指针：
#include
using namespace std;
vector v;
每次new之后调用v.push_back()该指针，在程序退出或者根据需要，用以下代码进行内存的释放：
for (vector::iterator it = v.begin(); it != v.end(); it ++)
if (NULL != *it)
{
delete *it;
*it = NULL;
}
v.clear(); 如何让类不能被继承？
C++11提供了final关键字,可以用于修饰类,读者朋友可以自行搜索final的用法
总结:
最好使用final关键字实现目的,虚继承实现的方式是以性能为代价的
new operator new placement new：
new：
new operator就是new操作符，不能被重载，假如A是一个类，那么A * a=new A;实际上执行如下3个过程。
（1）调用operator new分配内存，operator new (sizeof(A))
（2）调用构造函数生成类对象，A::A()
（3）返回相应指针
事实上，分配内存这一操作就是由operator new(size_t)来完成的，如果类A重载了operator new，那么将调用A::operator new(size_t )，否则调用全局::operator new(size_t )，后者由C++默认提供。
operator new：
operator new是函数，分为三种形式（前2种不调用构造函数，这点区别于new operator）：
void* operator new (std::size_t size) throw (std::bad_alloc);
void* operator new (std::size_t size, const std::nothrow_t& nothrow_constant) throw();
void operator new (std::size_t size, void ptr) throw();
第一种分配size个字节的存储空间，并将对象类型进行内存对齐。如果成功，返回一个非空的指针指向首地址。失败抛出bad_alloc异常。
第二种在分配失败时不抛出异常，它返回一个NULL指针。
第三种是placement new版本，它本质上是对operator new的重载，定义于#include
第一、第二个版本可以被用户重载，定义自己的版本，第三种placement new不可重载。
A* a = new A; //调用第一种
A* a = new(std::nothrow) A; //调用第二种
new (p)A(); //调用第三种
new (p)A()调用placement new之后，还会在p上调用A::A()，这里的p可以是堆中动态分配的内存，也可以是栈中缓冲。
placement new：
一般来说，使用new申请空间时，是从系统的“堆”（heap）中分配空间。申请所得的空间的位置是根据当时的内存的实际使用情况决定的。但是，在某些特殊情况下，可能需要在已分配的特定内存创建对象，这就是所谓的“定位放置new”（placement new）操作。
定位放置new操作的语法形式不同于普通的new操作。例如，一般都用如下语句A p=new A;申请空间，而定位放置new操作则使用如下语句A p=new (ptr)A;申请空间，其中ptr就是程序员指定的内存首地址
hash 函数、哈希冲突的解决方法：
1.开放定址
开放地址法有个非常关键的特征，就是所有输入的元素全部存放在哈希表里，也就是说，位桶的实现是不需要任何的链表来实现的，换句话说，也就是这个哈希表的装载因子不会超过1。它的实现是在插入一个元素的时候，先通过哈希函数进行判断，若是发生哈希冲突，就以当前地址为基准，根据再寻址的方法（探查序列），去寻找下一个地址，若发生冲突再去寻找，直至找到一个为空的地址为止。所以这种方法又称为再散列法。
有几种常用的探查序列的方法：
①线性探查
dii=1，2，3，…，m-1；这种方法的特点是：冲突发生时，顺序查看表中下一单元，直到找出一个空单元或查遍全表。
②二次探查
di=12，-12，22，-22，…，k2，-k2 ( k<=m/2 )；这种方法的特点是：冲突发生时，在表的左右进行跳跃式探测，比较灵活。
③ 伪随机探测
di=伪随机数序列；具体实现时，应建立一个伪随机数发生器，（如i=(i+p) % m），生成一个位随机序列，并给定一个随机数做起点，每次去加上这个伪随机数++就可以了。
2.链地址
每个位桶实现的时候，采用链表或者树的数据结构来去存取发生哈希冲突的输入域的关键字，也就是被哈希函数映射到同一个位桶上的关键字。
紫色部分即代表哈希表，也称为哈希数组，数组的每个元素都是一个单链表的头节点，链表是用来解决冲突的，如果不同的key映射到了数组的同一位置处，就将其放入单链表中，即链接在桶后。
3.公共溢出区
建立一个公共溢出区域，把hash冲突的元素都放在该溢出区里。查找时，如果发现hash表中对应桶里存在其他元素，还需要在公共溢出区里再次进行查找。
4.再hash
再散列法其实很简单，就是再使用哈希函数去散列一个输入的时候，输出是同一个位置就再次散列，直至不发生冲突位置。
缺点：每次冲突都要重新散列，计算时间增加。
各种排序算法：
1、冒泡排序：
从数组中第一个数开始，依次遍历数组中的每一个数，通过相邻比较交换，每一轮循环下来找出剩余未排序数的中的最大数并“冒泡”至数列的顶端。
稳定性：稳定
平均时间复杂度：O(n ^ 2)
2、插入排序：
从待排序的n个记录中的第二个记录开始，依次与前面的记录比较并寻找插入的位置，每次外循环结束后，将当前的数插入到合适的位置。
稳定性：稳定
平均时间复杂度：O(n ^ 2)
3、希尔排序（缩小增量排序）：
希尔排序法是对相邻指定距离(称为增量)的元素进行比较，并不断把增量缩小至1，完成排序。
希尔排序开始时增量较大，分组较多，每组的记录数目较少，故在各组内采用直接插入排序较快，后来增量di逐渐缩小，分组数减少，各组的记录数增多，但由于已经按di−1分组排序，文件叫接近于有序状态，所以新的一趟排序过程较快。因此希尔排序在效率上比直接插入排序有较大的改进。在直接插入排序的基础上，将直接插入排序中的1全部改变成增量d即可，因为希尔排序最后一轮的增量d就为1。
稳定性：不稳定
平均时间复杂度：希尔排序算法的时间复杂度分析比较复杂，实际所需的时间取决于各次排序时增量的个数和增量的取值。时间复杂度在O(n ^ 1.3)到O(n ^ 2)之间。
4、选择排序：
从所有记录中选出最小的一个数据元素与第一个位置的记录交换；然后在剩下
的记录当中再找最小的与第二个位置的记录交换，循环到只剩下最后一个数据元素为止。
稳定性：不稳定
平均时间复杂度：O(n ^ 2)
5、快速排序：
1）从待排序的n个记录中任意选取一个记录（通常选取第一个记录）为分区标准;
2）把所有小于该排序列的记录移动到左边，把所有大于该排序码的记录移动到右边，中间放所选记录，称之为第一趟排序；
3）然后对前后两个子序列分别重复上述过程，直到所有记录都排好序。
稳定性：不稳定
平均时间复杂度：O(nlogn)
6、堆排序：
堆：
1、完全二叉树或者是近似完全二叉树。
2、大顶堆：父节点不小于子节点键值，小顶堆：父节点不大于子节点键值。左右孩子没有大小的顺序。
堆排序在选择排序的基础上提出的，步骤：
1、建立堆
2、删除堆顶元素，同时交换堆顶元素和最后一个元素，再重新调整堆结构，直至全部删除堆中元素。
稳定性：不稳定
平均时间复杂度：O(nlogn)
7、归并排序：
采用分治思想，现将序列分为一个个子序列，对子序列进行排序合并，直至整个序列有序。
稳定性：稳定
平均时间复杂度：O(nlogn)
8、计数排序：
思想：如果比元素x小的元素个数有n个，则元素x排序后位置为n+1。
步骤：
1）找出待排序的数组中最大的元素；
2）统计数组中每个值为i的元素出现的次数，存入数组C的第i项；
3）对所有的计数累加（从C中的第一个元素开始，每一项和前一项相加）；
4）反向填充目标数组：将每个元素i放在新数组的第C(i)项，每放一个元素就将C(i)减去1。
稳定性：稳定
时间复杂度：O(n+k)，k是待排序数的范围。
9、桶排序：
步骤：
1）设置一个定量的数组当作空桶子； 常见的排序算法及其复杂度：
2）寻访序列，并且把记录一个一个放到对应的桶子去；
3）对每个不是空的桶子进行排序。
4）从不是空的桶子里把项目再放回原来的序列中。
时间复杂度：O(n+C) ，C为桶内排序时间。
写时拷贝技术（copy-on-write）：
写时拷贝的思想是在复制原来的内容时，如果复制后不会对原来的内容做出改变（即只读），就不会直接复制过去，而是建立一个指针指向原来的内存，也就是浅拷贝。如果要修改原来内存上的内容，就需要重新分配内存并将原来内存上的内容拷贝到新内存上，再进行修改，即深拷贝。
C++中的写时拷贝技术是通过“引用计数”来实现的。也就是说，在每次分配内存时，会多分配4个字节，用来记录有多少个指针指向该内存块。当有新的指针指向该内存块时，就将它的“引用计数”加1；当要释放该空间时，就将相应的“引用计数”减1。当“引用计数”为0时，就释放该内存。当某个指针要修改内存中的内容时再为这个指针分配自己的空间。
在Linux程序中，fork()会产生一个和父进程完全相同的子进程，但子进程在此后多会执行exec系统调用，出于效率考虑，Linux中引入了“写时拷贝”技术，也就是只有进程空间的各段的内容要发生改变时，才会将父进程的内容复制一份给子进程。
那么子进程的物理空间没有代码，怎么去取指令执行exec系统调用呢？
在fork()之后exec()之前两个进程用的是相同的物理空间（内存区），子进程的代码段、数据段、堆栈都是父进程的物理空间，也就是说，两者的虚拟空间不同，但其对应的物理空间是同一个。当父子进程中有更改相应段的行为发生时，再为子进程相应的段分配物理空间。
写时拷贝是一种可以推迟甚至免除拷贝数据的技术。内核此时并不复制整个进程地址空间，而是让父进程和子进程共享同一个拷贝。只有在需要写入的时候，数据才会被复制，从而使各个进程拥有各自的拷贝。也就是说，资源的复制只有在需要写入的时候才进行，在此之前，只是以只读方式共享。这种技术使地址空间上的页的拷贝被推迟到实际发生写入的时候。在页根本不会被写入的情况下，比如fork()后立即调用exec()，它们就无需复制了。fork()的实际开销就是复制父进程的页表以及给子进程创建唯一的进程描述符。软连接和硬连接：
硬链接：新建的文件是已经存在的文件的一个别名，当原文件删除时，新建的文件仍然可以使用.
软链接：也称为符号链接，新建的文件以“路径”的形式来表示另一个文件，和Windows的快捷方式十分相似，新建的软链接可以指向不存在的文件.
1.硬链接和原来的文件没有什么区别，而且共享一个 inode 号（文件在文件系统上的唯一标识）；而软链接不共享 inode，也可以说是个特殊的 inode，所以和原来的 inode 有区别。
2.若原文件删除了，则该软连接则不可以访问，而硬连接则是可以的。
3.由于符号链接的特性，导致其可以跨越磁盘分区，但硬链接不具备这个特性.
硬链接(hard link)：
UNIX文件系统提供了一种将不同文件链接至同一个文件的机制，我们称这种机制为链接。它可以使得单个程序对同一文件使用不同的名字。这样的好处是文件系统只存在一个文件的副本。系统简单地通过在目录中建立一个新的登记项来实现这种连接。该登记项具有一个新的文件名和要连接文件的inode号(inode与原文件相同)。不论一个文件有多少硬链接，在磁盘上只有一个描述它的inode，只要该文件的链接数不为0，该文件就保持存在。硬链接不能对目录建立硬链接！
硬连接是直接建立在节点表上的（inode），建立硬连接指向一个文件的时候，会更新节点表上面的计数值。举个例子，一个文件被连接了两次（硬连接），这个 文件的计数值是3，而无论通过3个文件名中的任何一个访问，效果都是完全一样的，但是如果删除其中任意一个，都只是把计数值减1，不会删除实际的内容的，（任何存在的文件本身就算是一个硬连接）只有计数值变成0也就是没有任何硬连接指向的时候才会真实的删除内容。
软链接(symbolic link)：
我们把符号链接称为软链接，它是指向另一个文件的特殊文件，这种文件的数据部分仅包含它所要链接文件的路径名。软链接是为了克服硬链接的不足而引入的，软链接不直接使用inode号作为文件指针，而是使用文件路径名作为指针（软链接：文件名 + 数据部分-->目标文件的路径名）。软件有自己的inode，并在磁盘上有一小片空间存放路径名。因此，软链接能够跨文件系统，也可以和目录链接！其二，软链接可以对一个不存在的文件名进行链接，但直到这个名字对应的文件被创建后，才能打开其链接。
C++源文件从文本到可执行文件经历的过程？
预处理阶段：对源代码文件中文件包含关系（头文件）、预编译语句（宏定义）进行分析和替换，生成预编译文件。
编译阶段：将经过预处理后的预编译文件转换成特定汇编代码，生成汇编文件
汇编阶段：将编译阶段生成的汇编文件转化成机器码，生成可重定位目标文件
链接阶段：将多个目标文件及所需要的库连接成最终的可执行目标文件
动态链接和静态链接：
编译：
1首先对源文件进行预处理，这个过程主要是处理一些#号定义的命令或语句（如宏、#include、预编译指令#ifdef等），生成*.i文件；
2然后进行编译，这个过程主要是进行词法分析、语法分析和语义分析等，生成*.s的汇编文件；
3最后进行汇编，这个过程比较简单，就是将对应的汇编指令翻译成机器指令，生成可重定位的二进制目标文件。
两种链接方式--静态链接和动态链接：
静态链接和动态链接两者最大的区别就在于链接的时机不一样，静态链接是在形成可执行程序前，而动态链接的进行则是在程序执行时一、静态链接
1.为什么要进行静态链接
在我们的实际开发中，不可能将所有代码放在一个源文件中，所以会出现多个源文件，而且多个源文件之间不是独立的，而会存在多种依赖关系，如一个源文件可能要调用另一个源文件中定义的函数，但是每个源文件都是独立编译的，即每个.c文件会形成一个.o文件，为了满足前面说的依赖关系，则需要将这些源文件产生的目标文件进行链接，从而形成一个可以执行的程序。这个链接的过程就是静态链接
2.静态链接的原理
由很多目标文件进行链接形成的是静态库，反之静态库也可以简单地看成是一组目标文件的集合，即很多目标文件经过压缩打包后形成的一个文件，
我们知道，链接器在链接静态链接库的时候是以目标文件为单位的。比如我们引用了静态库中的printf()函数，那么链接器就会把库中包含printf()函数的那个目标文件链接进来，如果很多函数都放在一个目标文件中，很可能很多没用的函数都被一起链接进了输出结果中。由于运行库有成百上千个函数，数量非常庞大，每个函数独立地放在一个目标文件中可以尽量减少空间的浪费，那些没有被用到的目标文件就不要链接到最终的输出文件中。
3.静态链接的优缺点
静态链接的缺点很明显，一是浪费空间，因为每个可执行程序中对所有需要的目标文件都要有一份副本，所以如果多个程序对同一个目标文件都有依赖，如多个程序中都调用了printf()函数，则这多个程序中都含有printf.o，所以同一个目标文件都在内存存在多个副本；另一方面就是更新比较困难，因为每当库函数的代码修改了，这个时候就需要重新进行编译链接形成可执行程序。但是静态链接的优点就是，在可执行程序中已经具备了所有执行程序所需要的任何东西，在执行的时候运行速度快。
二、动态链接
1.为什么会出现动态链接
动态链接出现的原因就是为了解决静态链接中提到的两个问题，一方面是空间浪费，另外一方面是更新困难。下面介绍一下如何解决这两个问题。
2.动态链接的原理
动态链接的基本思想是把程序按照模块拆分成各个相对独立部分，在程序运行时才将它们链接在一起形成一个完整的程序，而不是像静态链接一样把所有程序模块都链接成一个单独的可执行文件。下面简单介绍动态链接的过程：
假设现在有两个程序program1.o和program2.o，这两者共用同一个库lib.o,假设首先运行程序program1，系统首先加载program1.o，当系统发现program1.o中用到了lib.o，即program1.o依赖于lib.o，那么系统接着加载lib.o，如果program1.o和lib.o还依赖于其他目标文件，则依次全部加载到内存中。当program2运行时，同样的加载program2.o，然后发现program2.o依赖于lib.o，但是此时lib.o已经存在于内存中，这个时候就不再进行重新加载，而是将内存中已经存在的lib.o映射到program2的虚拟地址空间中，从而进行链接（这个链接过程和静态链接类似）形成可执行程序。
3.动态链接的优缺点
动态链接的优点显而易见，就是即使需要每个程序都依赖同一个库，但是该库不会像静态链接那样在内存中存在多份副本，而是这多个程序在执行时共享同一份副本；另一个优点是，更新也比较方便，更新时只需要替换原来的目标文件，而无需将所有的程序再重新链接一遍。当程序下一次运行时，新版本的目标文件会被自动加载到内存并且链接起来，程序就完成了升级的目标。但是动态链接也是有缺点的，因为把链接推迟到了程序运行时，所以每次执行程序都需要进行链接，所以性能会有一定损失。
c++如何引用c文件：
步骤： 把c文件添加到项目中，点击右键属性->预编译头->不使用预编译头。
假如C文件声明在某个.h文件中，则需要把头文件添加到extern "C"中，
C++调用C函数需要extern C，因为C语言没有函数重载
extern "C"
{
#include "sift.h"
#include "imgfeatures.h"
#include "kdtree.h"
#include "utils.h"
#include "xform.h"
//...C语言函数声明或者头文件，标识用C来编译
};Linux如何杀进程：
常规篇：
首先，用ps查看进程，方法如下：
$ ps -ef
……
smx 1822 1 0 11:38 ? 00:00:49 gnome-terminal
smx 1823 1822 0 11:38 ? 00:00:00 gnome-pty-helper
smx 1824 1822 0 11:38 pts/0 00:00:02 bash
smx 1827 1 4 11:38 ? 00:26:28 /usr/lib/firefox-3.6.18/firefox-bin
smx 1857 1822 0 11:38 pts/1 00:00:00 bash
smx 1880 1619 0 11:38 ? 00:00:00 update-notifier
……
smx 11946 1824 0 21:41 pts/0 00:00:00 ps -ef
或者：
$ ps -aux
……
smx 1822 0.1 0.8 58484 18152 ? Sl 11:38 0:49 gnome-terminal
smx 1823 0.0 0.0 1988 712 ? S 11:38 0:00 gnome-pty-helper
smx 1824 0.0 0.1 6820 3776 pts/0 Ss 11:38 0:02 bash
smx 1827 4.3 5.8 398196 119568 ? Sl 11:38 26:13 /usr/lib/firefox-3.6.18/firefox-bin
smx 1857 0.0 0.1 6688 3644 pts/1 Ss 11:38 0:00 bash
smx 1880 0.0 0.6 41536 12620 ? S 11:38 0:00 update-notifier
……
smx 11953 0.0 0.0 2716 1064 pts/0 R+ 21:42 0:00 ps -aux
此时如果我想杀了火狐的进程就在终端输入：
$ kill -s 9 1827
其中-s 9 制定了传递给进程的信号是９，即强制、尽快终止进程。1827则是上面ps查到的火狐的PID。
进阶篇：
改进１：
把ps的查询结果通过管道给grep查找包含特定字符串的进程。管道符“|”用来隔开两个命令，管道符左边命令的输出会作为管道符右边命令的输入。
$ ps -ef | grep firefox
smx 1827 1 4 11:38 ? 00:27:33 /usr/lib/firefox-3.6.18/firefox-bin
smx 12029 1824 0 21:54 pts/0 00:00:00 grep --color=auto firefox
$kill -s 9 1827
改进２——使用pgrep：
一看到pgrep首先会想到什么？没错，grep！pgrep的p表明了这个命令是专门用于进程查询的grep。
$ pgrep firefox
1827
看到了什么？没错火狐的PID，接下来又要打字了：
$kill -s 9 1827
改进３——使用pidof：
看到pidof想到啥？没错pid of xx，字面翻译过来就是 xx的PID。
$ pidof firefox-bin
1827
和pgrep相比稍显不足的是，pidof必须给出进程的全名。然后就是老生常谈：
$kill -s 9 1827
无论使用ps 然后慢慢查找进程PID 还是用grep查找包含相应字符串的进程，亦或者用pgrep直接查找包含相应字符串的进程ＰＩＤ，然后手动输入给kill杀掉
改进４：
$ps -ef | grep firefox | grep -v grep | cut -c 9-15 | xargs kill -s 9
说明：
“grep firefox”的输出结果是，所有含有关键字“firefox”的进程。
“grep -v grep”是在列出的进程中去除含有关键字“grep”的进程。
“cut -c 9-15”是截取输入行的第9个字符到第15个字符，而这正好是进程号PID。
“xargs kill -s 9”中的xargs命令是用来把前面命令的输出结果（PID）作为“kill -s 9”命令的参数，并执行该命令。“kill -s 9”会强行杀掉指定进程。
改进５：
知道pgrep和pidof两个命令，干嘛还要打那么长一串！
$ pgrep firefox | xargs kill -s 9
改进６：
$ ps -ef | grep firefox | awk '{print $2}' | xargs kill -9
kill: No such process
有一个比较郁闷的地方，进程已经正确找到并且终止了，但是执行完却提示找不到进程。
其中awk '{print $2}' 的作用就是打印（print）出第二列的内容。根据常规篇，可以知道ps输出的第二列正好是PID。就把进程相应的PID通过xargs传递给kill作参数，杀掉对应的进程。
改进７：
难道每次都要调用xargs把PID传递给kill？答案是否定的：
$kill -s 9 ps -aux | grep firefox | awk '{print $2}'
改进８：
没错，命令依然有点长，换成pgrep。
$kill -s 9 pgrep firefox
改进9——pkill：
看到pkill想到了什么？没错pgrep和kill！pkill＝pgrep+kill。
$pkill -９ firefox
说明："-9" 即发送的信号是9，pkill与kill在这点的差别是：pkill无须 “ｓ”，终止信号等级直接跟在 “-“ 后面。之前我一直以为是 "-s 9"，结果每次运行都无法终止进程。
改进10——killall：
killall和pkill是相似的,不过如果给出的进程名不完整，killall会报错。pkill或者pgrep只要给出进程名的一部分就可以终止进程。
$killall -9 firefox
孤儿进程和僵尸进程：
1.正常进程
正常情况下，子进程是通过父进程创建的，子进程再创建新的进程。子进程的结束和父进程的运行是一个异步过程，即父进程永远无法预测子进程到底什么时候结束。 当一个进程完成它的工作终止之后，它的父进程需要调用wait()或者waitpid()系统调用取得子进程的终止状态。
unix提供了一种机制可以保证只要父进程想知道子进程结束时的状态信息， 就可以得到：在每个进程退出的时候，内核释放该进程所有的资源，包括打开的文件，占用的内存等。 但是仍然为其保留一定的信息，直到父进程通过wait / waitpid来取时才释放。保存信息包括：
1进程号the process ID
2退出状态the termination status of the process
3运行时间the amount of CPU time taken by the process等
2.孤儿进程（没有父亲，有养父）
一个父进程退出，而它的一个或多个子进程还在运行，那么那些子进程将成为孤儿进程。孤儿进程将被init进程(进程号为1)所收养，并由init进程对它们完成状态收集工作。
3.僵尸进程（死了魂还在）
一个进程使用fork创建子进程，如果子进程退出，而父进程并没有调用wait或waitpid获取子进程的状态信息，那么子进程的进程描述符仍然保存在系统中。这种进程称之为僵尸进程。
僵尸进程是一个进程必然会经过的过程：这是每个子进程在结束时都要经过的阶段。
如果子进程在exit()之后，父进程没有来得及处理，这时用ps命令就能看到子进程的状态是“Z”。如果父进程能及时 处理，可能用ps命令就来不及看到子进程的僵尸状态，但这并不等于子进程不经过僵尸状态。
如果父进程在子进程结束之前退出，则子进程将由init接管。init将会以父进程的身份对僵尸状态的子进程进行处理。
危害：
如果进程不调用wait / waitpid的话， 那么保留的那段信息就不会释放，其进程号就会一直被占用，但是系统所能使用的进程号是有限的，如果大量的产生僵死进程，将因为没有可用的进程号而导致系统不能产生新的进程。
外部消灭：
通过kill发送SIGTERM或者SIGKILL信号消灭产生僵尸进程的进程，它产生的僵死进程就变成了孤儿进程，这些孤儿进程会被init进程接管，init进程会wait()这些孤儿进程，释放它们占用的系统进程表中的资源
内部解决：
1、子进程退出时向父进程发送SIGCHILD信号，父进程处理SIGCHILD信号。在信号处理函数中调用wait进行处理僵尸进程。
2、fork两次，原理是将子进程成为孤儿进程，从而其的父进程变为init进程，通过init进程可以处理僵尸进程。
迭代器是什么:
背景: 指针可以用来遍历存储空间连续的数据结构，但是对于存储空间费连续的，就需要寻找一个行为类似指针的类，来对非数组的数据结构进行遍历。
定义：迭代器是一种检查容器内元素并遍历元素的数据类型。迭代器提供对一个容器中的对象的访问方法，并且定义了容器中对象的范围。迭代器（Iterator）是指针（pointer）的泛化，它允许程序员用相同的方式处理不同的数据结构（容器）。
（1）迭代器类似于C语言里面的指针类型，它提供了对对象的间接访问。
（2）指针是C语言中的知识点，迭代器是C++中的知识点。指针较灵活，迭代器功能较丰富。
（3）迭代器提供一个对容器对象或者string对象的访问方法，并定义了容器范围。
1.迭代器和指针的区别：
容器和string有迭代器类型同时拥有返回迭代器的成员。如：容器有成员begin和end,其中begin成员复制返回指向第一个元素的迭代器，而end成员返回指向容器尾元素的下一个位置的迭代器，也就是说end指示的是一个不存在的元素，所以end返回的是尾后迭代器。
2.容器迭代器的使用：
每种容器类型都定义了自己的迭代器类型，如vector：vector< int>:: iterator iter;//定义一个名为iter的变量，数据类型是由vector< int>定义的iterator 类型。简单说就是容器类定义了自己的iterator类型，用于访问容器内的元素。每个容器定义了一种名为iterator的类型，这种类型支持迭代器的各种行为。
常用迭代器类型如下：
如上图所示，迭代器类型主要支持两类，随机访问和双向访问。其中vector和deque支持随机访问，list,set,map等支持双向访问。
1）随机访问：提供了对数组元素进行快速随机访问以及在序列尾部进行快速插入和删除操作。
2）双向访问：插入和删除所花费的时间是固定的，与位置无关。
- 迭代器的操作
1、所有迭代器：
STL迭代器是怎么删除元素的呢?
这个主要考察的是迭代器失效的问题。
1.对于序列容器vector,deque来说，使用erase(itertor)后，后边的每个元素的迭代器都会失效，但是后边每个元素都会往前移动一个位置，但是erase会返回下一个有效的迭代器；
2.对于关联容器map set来说，使用了erase(iterator)后，当前元素的迭代器失效，但是其结构是红黑树，删除当前元素的，不会影响到下一个元素的迭代器，所以在调用erase之前，记录下一个元素的迭代器即可。
3.对于list来说，它使用了不连续分配的内存，并且它的erase方法也会返回下一个有效的iterator，因此上面两种正确的方法都可以使用。
ipv4和ipv6区别，ipv4转到ipv6有什么困难:
IPv6这个名字相信大家都很熟悉了，近年来IPv6的消息报道满天飞，媒体们信誓旦旦IPv4已死IPv6当立，声势甚是浩大。然而IPv6可谓雷声大雨点小，除了一遍遍在互联网新闻中刷存在感，似乎就没能对互联网造成更多影响了。IPv6相比IPv4是否真的有很多优点？IPv6为何迟迟未能普及？
IPv6是什么？
也许有的朋友并不能明白什么是IPv6，其实这很好理解，把词儿拆开来看“IP”和“v6”，就明白这是第六套IP的意思。所谓IPv6，官方的定义是第六版互联网协议，目前正在广泛使用的是IPv4，也就是第四版互联网协议。IPv5去了哪里？IPv5其实有，不过这套协议试验性质比较强，目前用于流协议比较多，并不会继承IPv4的衣钵，IPv6才是IPv4的正统继承者。
IPv4的继承者就是IPv6
没有互联网协议就没有互联网，IPv4已经诞生了数十个年头，已经有点战不动的意思了。IPv4设计时采用的是32bit长度地址，理论上可以提供近2的32次方个也就是43亿个IP地址（实际可用的更少）。地球人口早已超越42亿，同时每人都不会仅需要一款上网设备，在这个互联网急速扩张的时代，就算IPv4每天凌晨四点起来练球，老迈的身躯也还是跟不上互联网的滚滚洪流。这时候，让IPv6接过IPv4的摊子，是件很顺理成章的事情。和IPv4相比，IPv6可谓优点多多，大致如下：
◆速度更快。和IPv4相比，IPv6在不少方面都有速度上的优势。比如说，IPv6的包头是固定的，不像IPv4那样往往拖上一堆冗长的数据，更简短的包头可以提高数据转发效率。又比如说，IPv6协议下的路由表更小，聚合能力更强，数据转发所经过的路径会更短，数据包无需像IPv4那样经过太过错综复杂的中转。IPv6虽然不能让你的网速从小水管飙升到长江黄河，但大为提高的转发效率起码能够减少弱鸡路由器挂掉的概率。
IPv6的包头比IPv4略长，但不会像IPv4那样附加一堆内容，总体来讲更高效
◆更安全。相信不少朋友都有留意到，近年来https的网站越来越多，这意味着更多网站使用了IPSec加密数据。使用了IPSec加密的通讯更不容易被劫持和窃听，这是互联网发展的大趋势。然而，IPv4并没有强制使用IPSec，目前仍有大量网络通讯使用明文传输，你发什么到网站，网站传输什么内容给你，围观者可以看得一清二楚。与之相比，IPv6强制使用IPSec，传输时数据经过加密，你我他都更放心。
IPv6全面使用IPSec，更加安全
◆地址更多。前文提到，IPv4之所以战不动，最大的原因就是IP地址已经枯竭。和仅有42亿个IP地址的IPv4相比，IPv6设计的地址长度是128bit，理论上IPv6可提供2的128次方，约……笔者都数不清是多少亿个了的IP地址。在目前的互联网环境下，各位大可以把IPv6的地址数理解成无穷，甚至有了“地球上每一颗沙子都能够分配到一个IPv6地址”的说法。从穷尽到无穷，就凭这点，已经足够让人有动力将IPv4换成IPv6了。
IPv6可以为目前所有的网络设备都分配到公网IP地址，支撑起物联网
IPv6最突出的有点的地址多，这可不得了。目前物联网的概念炙手可热，能够彻底支撑起物联网概念的，似乎就只有IPv6了。所谓物联网，概念约莫就是尽量把一切物体都连接到互联网中，近年越来越多智能设备诸如什么智能家电啊，智能手表手环等等的出现，就是物联网风潮所带来的。在未来，还会有更多传统物品接入到互联网，什么文具啦家具啦厨具啦……乃至衣服、鞋袜等等，只要芯片够小，没有做不到，就怕你想不到。Google都已经发布专用于物联网的操作系统Brillo了，想想安卓在移动设备市场的摧枯拉朽吧，物联网在近年将迎来前所未有的爆发
IPv4连手机电脑都近乎扛不动，物联网无穷设备集合起来的滚滚大潮，IPv4何德何能可以螳臂当车！想要为物联网的每个设备都分配到公网IP，舍IPv6其谁！就如公元前六世纪的玛雅历法只设置了1000年、无法用于现今一样，上世纪80年代出炉的IPv4在全新的移动互联网时代的面前，也显得垂垂老矣。要知道，在2011年，IPv4地址就已经被分配完毕，IPv4真的很难再承载更多了。
就算是农业网络不发达的非洲，也没IPv4地址了，美国只能支援金坷拉，不能支援IP地址给它
IPv4换代IPv6，怎么看都刻不容缓。然而就如开头所提到的，媒体高歌IPv6万岁已经数年，但牢牢占据宝座的仍是IPv4。究竟是什么把IPv6这个互联网的救世主塞在半路上？来分析分析吧。
IPv6很美，但要变美是有代价的。从IPv4这个坑跳到IPv6这个互联网的新平台，其中的路可没有给你铺上舒舒服服的自动电梯。IPv6难以普及的第一大原因，就是部署太困难了。
IPv6普及难？
IPv6拦路虎：部署困难
如果IT产业被一夜之间炸掉，要在新铺设的网络中全面普及IPv6协议，这并不困难。但现实是目前互联网还活得好好的，IPv6的使命是给互联网续命而不是让其涅槃，这就要求IPv6能够继承IPv4的衣钵，能够和IPv4和谐共处。遗憾的是，IPv6和v4的兼容性并不好，难以互联互通，双方通信需要经过隧道。这问题非常要命，要保持互联网的畅通，只能够搞一堆隧道，但这成本太高了。根本的解决方案，还是让当前IPv4设备都升级支持IPv6。
IPv4和IPv6间的兼容很成问题，目前没有这么多资源来建立双方的隧道
IPv4升级IPv6可不像系统升级这么简单，涉及到终端、传输路径方方面面的网络软硬件升级。市面上林林总总安卓设备仅仅是升级个最新系统就这么困难，何况更加花样百出的网络设备和软件。目前只有一些互联网大企业如Google等全面部署IPv6，这些企业面向的是未来，部署IPv6等于是布置新市场的桥头堡；而对于运营商以及一些IT小公司，是没有什么大动力去花大成本去升级新技术的，毕竟这又不能直接换钱——君不见国内某些银行和政府机构网站至今仍只支持老旧的IE浏览器，反正升不升级你们都得照用，不影响它的业绩，就是这个道理了。
IPv6拦路虎：NAT
前面说道IPv6最大的优点就是地址特多，沙子都能分到公网IP，这必须是大好事。然而你真的需要公网IP这么好的东西吗？运营商对你说：no，你并不需要。
IP地址不够用怎么办？那就不分配给你咯。目前运营商已经广泛使用NAT，通过NAT给用户分配内网地址而非公网地址。啥啥啥？什么是内网公网什么是NAT？简单来说，NAT的意思是Network Address Translation网络地址转换，你在家里通过路由器上网，那么就等于经过了路由器的这一道NAT，你家里的电脑分配到的也是192.168.0.X这类的内网地址。
NAT可以大大节省公网IP，现在各国运营商都在用，毕竟IPv4的公网IP不够发啊
内网是一个相对的概念，像家里的电脑通过路由器这道网关才能访问到运营商提供的网络，那么家里的局域网相对运营商网络，就属于内网；同理，运营商也可以不分配公网IP给单个用户，而是将多个用户纳入他的内网，通过统一的公网IP网关来访问互联网。这样一来，运营商就可以大大节省公网IP资源，不急着上IPv6也没什么。
要建立畅通无阻的物联网，还得找IPv6
当然，NAT只是权宜之计，公网IP的好处就是可以在公网上被其他IP所发现。比如说，如果手机和家里电脑都是公网IP的话，就能够直接用手机发现家里的电脑，实现IP到IP的互联，无需经过第三方服务器。处于内网的设备，要通过互联网遥控互联，往往就只能够经由第三方提供的服务器了，比如说登上同一个帐号连接某某云等等。如果这某某云倒闭了，这服务也就废了。此外内网对游戏联机、P2P传输也有影响，NAT3就能让一堆PlayStation玩家无比抓狂。总的来说NAT会让网络变得更复杂和低效，能够为所有设备分配到公网IP的IPv6才是长久之计，只是目前使用NAT仍可解决大部分需求，IPv6的海量地址需求非燃眉之急。
IPv6拦路虎：难以控制
IPv6的另外一大优点就是全面使用IPSec，数据传输经过加密，安全性大增。这会让DNS污染这类手段失效，海量的IP又封不过来。等这个技术问题解决，相信IPv6的推广会快很多，而不仅仅只局限于教育网等本身就容易控制的网络。
类（class）和结构体（sturct）：
1、在C++中，可以用struct和class定义类，都可以继承。区别在于：struct的默认继承权限和默认访问权限是public，而class的默认继承权限和默认访问权限是private。
2、class还可以定义模板类形参，比如template
3、sturct是一种值类型，而class是引用类型。区别在于复制方式，值类型的数据是值赋值，引用类型的数据是引用复制。
4、sturct使用栈存储（Stack Allocation），栈的空间相对较小. 但是存储在栈中的数据访问效率相对较高。而class使用堆存储（Heap Allocation)，堆的空间相对较大.但是存储在堆中的数据的访问效率相对较低。
5、sturct使用完之后就自动解除内存分配，class实例有垃圾回收机制来保证内存的回收处理
如何选择结构体还是类：
1． 堆栈的空间有限，对于大量的逻辑的对象，创建类要比创建结构好一些
2． 结构体表示如点、矩形和颜色这样的轻量对象，例如，如果声明一个含有 1000 个点对象的数组，则将为引用每个对象分配附加的内存。在此情况下，结构体的成本较低。
3． 在表现抽象和多级别的对象层次时，类是最好的选择，因为结构体不支持继承
4． 大多数情况下该类型只是一些数据时，结构体时最佳的选择
HTTP和HTTPS的区别，以及HTTPS有什么缺点？
1）HTTP协议是以明文的方式在网络中传输数据，而HTTPS协议传输的数据则是经过TLS加密后的，HTTPS具有更高的安全性
2）HTTPS在TCP三次握手阶段之后，还需要进行SSL的handshake，协商加密使用的对称加密密钥
3）HTTPS协议需要服务端申请证书，浏览器端安装对应的根证书
4）HTTP协议端口是80，HTTPS协议端口是443
HTTPS优点：
HTTPS传输数据过程中使用密钥进行加密，所以安全性更高
HTTPS协议可以认证用户和服务器，确保数据发送到正确的用户和服务器
HTTPS缺点：
HTTPS握手阶段延时较高：由于在进行HTTP会话之前还需要进行SSL握手，因此HTTPS协议握手阶段延时增加
HTTPS部署成本高：一方面HTTPS协议需要使用证书来验证自身的安全性，所以需要购买CA证书；另一方面由于采用HTTPS协议需要进行加解密的计算，占用CPU资源较多，需要的服务器配置或数目高
HTTP返回码：
HTTP协议的响应报文由状态行、响应头部和响应包体组成，其响应状态码总体描述如下：
1xx：指示信息--表示请求已接收，继续处理。
2xx：成功--表示请求已被成功接收、理解、接受。
3xx：重定向--要完成请求必须进行更进一步的操作。
4xx：客户端错误--请求有语法错误或请求无法实现。
5xx：服务器端错误--服务器未能实现合法的请求。
常见状态代码、状态描述的详细说明如下。
200 OK：客户端请求成功。
206 partial content服务器已经正确处理部分GET请求，实现断点续传或同时分片下载，该请求必须包含Range请求头来指示客户端期望得到的范围
300 multiple choices（可选重定向）:被请求的资源有一系列可供选择的反馈信息，由浏览器/用户自行选择其中一个。
301 moved permanently（永久重定向）：该资源已被永久移动到新位置，将来任何对该资源的访问都要使用本响应返回的若干个URI之一。
302 move temporarily(临时重定向)：请求的资源现在临时从不同的URI中获得，
304：not modified :如果客户端发送一个待条件的GET请求并且该请求以经被允许，而文档内容未被改变，则返回304,该响应不包含包体（即可直接使用缓存）。
403 Forbidden：服务器收到请求，但是拒绝提供服务。
t Found：请求资源不存在，举个例子：输入了错误的URL。
1.HTTP中的 S 是什么
HTTP 协议中的内容都是明文传输，HTTPS 的目的是将这些内容加密，确保信息传输安全。最后一个字母 S 指的是 SSL/TLS 协议，它位于 HTTP 协议与 TCP/IP 协议中间。
2.SSL/TLS协议的简单介绍
1）HTTP明文传输带来的问题
• 窃听风险
• 篡改风险
• 冒充风险
2）SSL/TLS协议的目的
• 所有信息都是加密传播，无法被窃听
• 具有校验机制，被篡改后，通信双方可以立刻发现
• 配备身份证书，防止被冒充
3.SSL/TLS协议的运行机制
基本思路：采用公钥加密法
问题及解决：
1）如何保证公钥不被篡改？
将公钥放在数字证书中。只要证书是可信的，公钥就是可信的。
2）公钥加密计算量太大，如何减少耗时？
每一次对话（session），客户端和服务器端都生成一个"对话密钥"（session key），用它来加密信息。由于"对话密钥"是对称加密，所以运算速度非常快，而服务器公钥只用于加密"对话密钥"本身，这样就减少了加密运算的消耗时间。
运行机制：一个完整的加密通信过程
1）客户端向服务端发送请求
2）服务端向客户端发送自己的数字证书，证书包含公钥
3）客户端校验证书是否正确。如果正确（并不代表对方就是服务器），发送一个随机数给服务端用私钥加密，自己用公钥去解密这个字符串，看是否能匹配上。如果匹配上，则说明对方确实是服务器
4）客户端生成一个对称加密算法，之后的内容会用这个对称加密进行加解密。客户端用公钥加密这个对称加密算法和密钥，发送给服务端。之后双方的通信就按这个方式展开了。
TCP和UDP的区别:
1.TCP和UDP区别
1） 连接
TCP是面向连接的传输层协议，即传输数据之前必须先建立好连接。
UDP无连接。
2） 服务对象
TCP是点对点的两点间服务，即一条TCP连接只能有两个端点；
UDP支持一对一，一对多，多对一，多对多的交互通信。
3） 可靠性
TCP是可靠交付：无差错，不丢失，不重复，按序到达。
UDP是尽最大努力交付，不保证可靠交付。
4）拥塞控制，流量控制
TCP有拥塞控制和流量控制保证数据传输的安全性。
UDP没有拥塞控制，网络拥塞不会影响源主机的发送效率。
5） 报文长度
TCP是动态报文长度，即TCP报文长度是根据接收方的窗口大小和当前网络拥塞情况决定的。
UDP面向报文，不合并，不拆分，保留上面传下来报文的边界。
6) 首部开销
TCP首部开销大，首部20个字节。
UDP首部开销小，8字节。（源端口，目的端口，数据长度，校验和）
2.TCP和UDP适用场景
从特点上我们已经知道，TCP 是可靠的但传输速度慢，UDP 是不可靠的但传输速度快。因此在选用具体协议通信时，应该根据通信数据的要求而决定。
若通信数据完整性需让位与通信实时性，则应该选用TCP 协议（如文件传输、重要状态的更新等）；反之，则使用 UDP 协议（如视频传输、实时通信等）。
socket编程中服务器端和客户端主要用到哪些函数？
基于TCP的socket：
1、服务器端程序：
1创建一个socket，用函数socket()
2绑定IP地址、端口等信息到socket上，用函数bind()
3设置允许的最大连接数，用函数listen()
4接收客户端上来的连接，用函数accept()
5收发数据，用函数send()和recv()，或者read()和write()
6关闭网络连接close()
send函数用来向TCP连接的另一端发送数据。客户程序一般用send函数向服务器发送请求，而服务器则通常用send函数来向客户程序发送应答,send的作用是将要发送的数据拷贝到缓冲区，协议负责传输。
recv函数用来从TCP连接的另一端接收数据，当应用程序调用recv函数时，recv先等待s的发送缓冲中的数据被协议传送完毕，然后从缓冲区中读取接收到的内容给应用层。
accept函数用了接收一个连接，内核维护了半连接队列和一个已完成连接队列，当队列为空的时候，accept函数阻塞，不为空的时候accept函数从上边取下来一个已完成连接，返回一个文件描述符。
2、客户端程序：
1创建一个socket，用函数socket()
2设置要连接的对方的IP地址和端口等属性
3连接服务器，用函数connect()
4收发数据，用函数send()和recv()，或read()和write()
5关闭网络连接close()
基于UDP的socket：
1、服务器端流程
1建立套接字文件描述符，使用函数socket()，生成套接字文件描述符。
2设置服务器地址和侦听端口，初始化要绑定的网络地址结构。
3绑定侦听端口，使用bind()函数，将套接字文件描述符和一个地址类型变量进行绑定。
4接收客户端的数据，使用recvfrom()函数接收客户端的网络数据。
5向客户端发送数据，使用sendto()函数向服务器主机发送数据。
6关闭套接字，使用close()函数释放资源。UDP协议的客户端流程
2、客户端流程
1建立套接字文件描述符，socket()。
2设置服务器地址和端口，struct sockaddr。
3向服务器发送数据，sendto()。
4接收服务器的数据，recvfrom()。
5关闭套接字，close()。
TCP三次握手，四次挥手，以及为什么用三次握手？
TCP建立连接和断开连接的过程：
三次握手：
- Client将标志位SYN置为1，随机产生一个值seq=J，并将该数据包发送给Server，Client进入SYN_SENT状态，等待Server确认。
- Server收到数据包后由标志位SYN=1知道Client请求建立连接，Server将标志位SYN和ACK都置为1，ack=J+1，随机产生一个值seq=K，并将该数据包发送给Client以确认连接请求，Server进入SYN_RCVD状态。
- Client收到确认后，检查ack是否为J+1，ACK是否为1，如果正确则将标志位ACK置为1，ack=K+1，并将该数据包发送给Server，Server检查ack是否为K+1，ACK是否为1，如果正确则连接建立成功，Client和Server进入ESTABLISHED状态，完成三次握手，随后Client与Server之间可以开始传输数据了。
四次挥手：
由于TCP连接时全双工的，因此，每个方向都必须要单独进行关闭，这一原则是当一方完成数据发送任务后，发送一个FIN来终止这一方向的连接，收到一个FIN只是意味着这一方向上没有数据流动了，即不会再收到数据了，但是在这个TCP连接上仍然能够发送数据，直到这一方向也发送了FIN。首先进行关闭的一方将执行主动关闭，而另一方则执行被动关闭。
1.数据传输结束后，客户端的应用进程发出连接释放报文段，并停止发送数据，客户端进入FIN_WAIT_1状态，此时客户端依然可以接收服务器发送来的数据。
2.服务器接收到FIN后，发送一个ACK给客户端，确认序号为收到的序号+1，服务器进入CLOSE_WAIT状态。客户端收到后进入FIN_WAIT_2状态。
3.当服务器没有数据要发送时，服务器发送一个FIN报文，此时服务器进入LAST_ACK状态，等待客户端的确认
4.客户端收到服务器的FIN报文后，给服务器发送一个ACK报文，确认序列号为收到的序号+1。此时客户端进入TIME_WAIT状态，等待2MSL（MSL：报文段最大生存时间），然后关闭连接。
三次握手:
1.客户端发送syn0给服务器
2.服务器收到syn0，回复syn1,ack(syn0+1)
3.客户端收到syn1，回复ack(syn1+1)
四次挥手(这里以客户端主动断开为例)
1.客户端发送fin
2.服务端收到fin,回复ack,然后服务器去处理其他事
3.服务器事情处理完，回复fin
4.客户端回复ack
为什么用三次握手
本来握手应该和挥手一样都是需要确认两个方向都能联通的，本来模型应该是：
1.客户端发送syn0给服务器
2.服务器收到syn0，回复ack(syn0+1)
3.服务器发送syn1
3.客户端收到syn1，回复ack(syn1+1)
两次不可以：tcp是全双工通信，两次握手只能确定单向数据链路是可以通信的，并不能保证反向的通信正常
因为tcp是全双工的，上边的四部确认了数据在两个方向上都是可以正确到达的，但是2，3步没有没有上下的联系，可以将其合并，加快握手效率，所有就变成了3步握手。
为什么TCP协议终止链接要四次？
1、当客户端确认发送完数据且知道服务器已经接收完了，想要关闭发送数据口（当然确认信号还是可以发），就会发FIN给服务器。
2、服务器收到客户端发送的FIN，表示收到了，就会发送ACK回复。
3、但这时候服务器可能还在发送数据，没有想要关闭数据口的意思，所以服务器的FIN与ACK不是同时发送的，而是等到服务器数据发送完了，才会发送FIN给客户端。
4、客户端收到服务器发来的FIN，知道服务器的数据也发送完了，回复ACK， 客户端等待2MSL以后，没有收到服务器传来的任何消息，知道服务器已经收到自己的ACK了，客户端就关闭链接，服务器也关闭链接了。
5）2MSL意义：
1、保证最后一次握手报文能到B，能进行超时重传。
2、2MSL后，这次连接的所有报文都会消失，不会影响下一次连接。
TCP怎么保证可靠性:
参考回答：
TCP保证可靠性：
（1）序列号、确认应答、超时重传
数据到达接收方，接收方需要发出一个确认应答，表示已经收到该数据段，并且确认序号会说明了它下一次需要接收的数据序列号。如果发送方迟迟未收到确认应答，那么可能是发送的数据丢失，也可能是确认应答丢失，这时发送方在等待一定时间后会进行重传。这个时间一般是2倍的RTT(报文段往返时间）+一个偏差值。
（2）滑动窗口控制与高速重发控制/快速重传（重复确认应答）
TCP会利用窗口控制来提高传输速度，意思是在一个窗口大小内，不用一定要等到应答才能发送下一段数据，窗口大小就是无需等待确认而可以继续发送数据的最大值。如果不使用窗口控制，每一个没收到确认应答的数据都要重发。
使用窗口控制，如果数据段1001-2000丢失，后面数据每次传输，确认应答都会不停地发送序号为1001的应答，表示我要接收1001开始的数据，发送端如果收到3次相同应答，就会立刻进行重发；但还有种情况有可能是数据都收到了，但是有的应答丢失了，这种情况不会进行重发，因为发送端知道，如果是数据段丢失，接收端不会放过它的，会疯狂向它提醒......
（3）拥塞控制
如果把窗口定的很大，发送端连续发送大量的数据，可能会造成网络的拥堵（大家都在用网，你在这狂发，吞吐量就那么大，当然会堵），甚至造成网络的瘫痪。所以TCP在为了防止这种情况而进行了拥塞控制。
慢启动：定义拥塞窗口，一开始将该窗口大小设为1，之后每次收到确认应答（经过一个rtt），将拥塞窗口大小*2。
拥塞避免：设置慢启动阈值，一般开始都设为65536。拥塞避免是指当拥塞窗口大小达到这个阈值，拥塞窗口的值不再指数上升，而是加法增加（每次确认应答/每个rtt，拥塞窗口大小+1），以此来避免拥塞。
将报文段的超时重传看做拥塞，则一旦发生超时重传，我们需要先将阈值设为当前窗口大小的一半，并且将窗口大小设为初值1，然后重新进入慢启动过程。
这样可以达到：在TCP通信时，网络吞吐量呈现逐渐的上升，并且随着拥堵来降低吞吐量，再进入慢慢上升的过程，网络不会轻易的发生瘫痪。
快速重传：在遇到3次重复确认应答（高速重发控制）时，代表收到了3个报文段，但是这之前的1个段丢失了，便对它进行立即重传。
滑动窗口协议（Sliding Window Protocol）
属于TCP协议的一种应用，用于网络数据传输时的流量控制，以避免拥塞的发生。该协议允许发送方在停止并等待确认前发送多个数据分组。由于发送方不必每发一个分组就停下来等待确认，因此该协议可以加速数据的传输，提高网络吞吐量。（防止发送端发送数据过快，接收端接收慢的情况）
poll，select，epoll区别:
1.IO多路复用（同时处理客户端的多个请求）
IO复用模型在阻塞IO模型上多了一个select函数，select函数有一个参数是文件描述符集合，意思就是对这些的文件描述符进行循环监听，当某个文件描述符就绪的时候，就对这个文件描述符进行处理。
这种IO模型是属于阻塞的IO。但是由于它可以对多个文件描述符进行阻塞监听，所以它的效率比阻塞IO模型高效。
I/O多路复用就通过一种机制，可以监视多个描述符，一旦某个描述符就绪（一般是读就绪或者写就绪），能够通知程序进行相应的读写操作。select，poll，epoll都是IO多路复用的机制。但select，poll，epoll本质上都是同步I/O，因为他们都需要在读写事件就绪后自己负责进行读写，也就是说这个读写过程是阻塞的，而异步I/O则无需自己负责进行读写，异步I/O的实现会负责把数据从内核拷贝到用户空间。
IO多路复用就是我们说的select，poll，epoll。select/epoll的好处就在于单个process就可以同时处理多个网络连接的IO。它的基本原理就是select，poll，epoll这个function会不断的轮询所负责的所有socket，当某个socket有数据到达了，就通知用户进程。
当用户进程调用了select，那么整个进程会被block，而同时，kernel会“监视”所有select负责的socket，当任何一个socket中的数据准备好了，select就会返回。这个时候用户进程再调用read操作，将数据从kernel拷贝到用户进程。
所以，I/O 多路复用的特点是通过一种机制一个进程能同时等待多个文件描述符，而这些文件描述符（套接字描述符）其中的任意一个进入读就绪状态，select()函数就可以返回。
I/O多路复用和阻塞I/O其实并没有太大的不同，事实上，还更差一些。因为这里需要使用两个system call (select 和 recvfrom)，而blocking IO只调用了一个system call (recvfrom)。但是，用select的优势在于它可以同时处理多个connection。
所以，如果处理的连接数不是很高的话，使用select/epoll的web server不一定比使用multi-threading + blocking IO的web server性能更好，可能延迟还更大。select/epoll的优势并不是对于单个连接能处理得更快，而是在于能处理更多的连接。）
在IO multiplexing Model中，实际中，对于每一个socket，一般都设置成为non-blocking，但是，如上图所示，整个用户的process其实是一直被block的。只不过process是被select这个函数block，而不是被socket IO给block。
2、select
select：是最初解决IO阻塞问题的方法。用结构体fd_set来告诉内核监听多个文件描述符，该结构体被称为描述符集。由数组来维持哪些描述符被置位了。对结构体的操作封装在三个宏定义中。通过轮寻来查找是否有描述符要被处理。
存在的问题：
1.内置数组的形式使得select的最大文件数受限与FD_SIZE；
2.每次调用select前都要重新初始化描述符集，将fd从用户态拷贝到内核态，每次调用select后，都需要将fd从内核态拷贝到用户态；
3.轮寻排查当文件描述符个数很多时，效率很低；
1）每次调用select，都需要把fd集合从用户态拷贝到内核态，这个开销在fd很多时会很大
2）同时每次调用select都需要在内核遍历传递进来的所有fd，这个开销在fd很多时也很大
3）select支持的文件描述符数量太小了，默认是1024
3、poll
poll：通过一个可变长度的数组解决了select文件描述符受限的问题。数组中元素是结构体，该结构体保存描述符的信息，每增加一个文件描述符就向数组中加入一个结构体，结构体只需要拷贝一次到内核态。poll解决了select重复初始化的问题。轮寻排查的问题未解决。
4、epoll
epoll：轮寻排查所有文件描述符的效率不高，使服务器并发能力受限。因此，epoll采用只返回状态发生变化的文件描述符，便解决了轮寻的瓶颈。
epoll既然是对select和poll的改进，就应该能避免上述的三个缺点。那epoll都是怎么解决的呢？在此之前，我们先看一下epoll和select和poll的调用接口上的不同，select和poll都只提供了一个函数——select或者poll函数。而epoll提供了三个函数，epoll_create,epoll_ctl和epoll_wait，epoll_create是创建一个epoll句柄；epoll_ctl是注册要监听的事件类型；epoll_wait则是等待事件的产生。
对于第一个缺点，epoll的解决方案在epoll_ctl函数中。每次注册新的事件到epoll句柄中时（在epoll_ctl中指定EPOLL_CTL_ADD），会把所有的fd拷贝进内核，而不是在epoll_wait的时候重复拷贝。epoll保证了每个fd在整个过程中只会拷贝一次。
对于第二个缺点，epoll的解决方案不像select或poll一样每次都把current轮流加入fd对应的设备等待队列中，而只在epoll_ctl时把current挂一遍（这一遍必不可少）并为每个fd指定一个回调函数，当设备就绪，唤醒等待队列上的等待者时，就会调用这个回调函数，而这个回调函数会把就绪的fd加入一个就绪链表）。epoll_wait的工作实际上就是在这个就绪链表中查看有没有就绪的fd
对于第三个缺点，epoll没有这个限制，它所支持的FD上限是最大可以打开文件的数目，这个数字一般远大于2048,举个例子,在1GB内存的机器上大约是10万左右，具体数目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看,一般来说这个数目和系统内存关系很大。
epoll对文件描述符的操作有两种模式：LT（level trigger）和ET（edge trigger）。LT模式是默认模式
1. LT模式
LT(level triggered)是缺省的工作方式，并且同时支持block和no-block socket.在这种做法中，内核告诉你一个文件描述符是否就绪了，然后你可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果你不作任何操作，内核还是会继续通知你的。
2. ET模式
ET(edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket。在这种模式下，当描述符从未就绪变为就绪时，内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪，并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知，直到你做了某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了(比如，你在发送，接收或者接收请求，或者发送接收的数据少于一定量时导致了一个EWOULDBLOCK 错误）。但是请注意，如果一直不对这个fd作IO操作(从而导致它再次变成未就绪)，内核不会发送更多的通知(only once)
ET模式在很大程度上减少了epoll事件被重复触发的次数，因此效率要比LT模式高。epoll工作在ET模式的时候，必须使用非阻塞套接口，以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操作把处理多个文件描述符的任务饿死。
Linux操作系统的主要组成部分是什么？
Linux系统一般有4个主要部分：内核、shell、文件系统和应用程序。内核、shell和文件系统一起形成了基本的操作系统结构，它们使得用户可以运行程序、管理文件并使用系统。
1．Linux内核
内核是操作系统的核心，具有很多最基本功能，如虚拟内存、多任务、共享库、需求加载、可执行程序和TCP/IP网络功能。Linux内核的模块分为以下几个部分：存储管理、CPU和进程管理、文件系统、设备管理和驱动、网络通信、系统的初始化和系统调用等。
2．Linux shell
shell是系统的用户界面，提供了用户与内核进行交互操作的一种接口。它接收用户输入的命令并把它送入内核去执行，是一个命令解释器。另外，shell编程语言具有普通编程语言的很多特点，用这种编程语言编写的shell程序与其他应用程序具有同样的效果。
3．Linux文件系统
文件系统是文件存放在磁盘等存储设备上的组织方法。Linux系统能支持多种目前流行的文件系统，如EXT2、EXT3、FAT、FAT32、VFAT和ISO9660。
4．Linux应用程序
标准的Linux系统一般都有一套都有称为应用程序的程序集，它包括文本编辑器、编程语言、XWindow、办公套件、Internet工具和数据库等。
TTL在实际网络应用中有什么作用：
TTL是 Time To Live的缩写，该字段指定IP包被路由器丢弃之前允许通过的最大网段数量。TTL是zhiIPv4包头的一dao个8 bit字段。 TTL的作用是限制IP数据包在计算机网络中的存在的时间。TTL的最大值是255，TTL的一个推荐值是64。 虽然TTL从字面上翻译，是可以存活的时间，但实际上TTL是IP数据包在计算机网络中可以转发的最大跳数。TTL 字段由IP数据包的发送者设置，在IP数据包从源到目的的整个转发路径上，每经过一个路由器，路由器都会修改这个TTL字段值，具体的做法是把该TTL的 值减1，然后再将IP包转发出去。如果在IP包到达目的IP之前，TTL减少为0，路由器将会丢弃收到的TTL=0的IP包并向IP包的发送者发送 ICMP time exceeded消息。 TTL的主要作用是避免IP包在网络中的无限循环和收发，节省了网络资源，并能使IP包的发送者能收到告警消息。 TTL 是由发送主机设置的，以防止数据包不断在IP互联网络上永不终止地循环。转发IP数据包时，要求路由器至少将 TTL 减小 1。
fork,wait,exec函数：
fork：父进程产生子进程使用fork拷贝出来一个父进程的副本，此时只拷贝了父进程的页表，两个进程都读同一块内存，当有进程写的时候使用写时复制机制分配内存
fork和vfork的区别：
1.fork( )的子进程拷贝父进程的数据段和代码段；vfork( )的子进程与父进程共享数据段
- fork( )的父子进程的执行次序不确定；vfork( )保证子进程先运行，在调用exec或exit之前与父进程数据是共享的，在它调用exec或exit之后父进程才可能被调度运行。
如果在调用这两个函数之前子进程依赖于父进程的进一步动作，则会导致死锁。
3.当需要改变共享数据段中变量的值，则拷贝父进程。（写时复制）
exec：exec函数可以加载一个elf文件去替换父进程，从此父进程和子进程就可以运行不同的程序了。fork从父进程返回子进程的pid，从子进程返回0.（让父子进程执行不相干的操作）
wait：调用了wait的父进程将会发生阻塞，直到有子进程状态改变,执行成功返回0，错误返回-1。exec执行成功则子进程从新的程序开始运行，无返回值，执行失败返回-1（回收子进程）
多进程和多线程的区别是什么？
什么是多进程？
进程是程序在计算机上的一次执行活动，即正在运行中的应用程序，通常称为进程。当你运行一个程序，你就启动了一个进程。每个进程都有自己独立的地址空间(内存空间)，每当用户启动一个进程时，操作系统就会为该进程分配一个独立的内存空间，让应用程序在这个独立的内存空间中运行。
在同一个时间里，同一个计算机系统中如果允许两个或两个以上的进程处于运行状态，这便是多进程，也称多任务。现代的操作系统几乎都是多任务操作系统，能够同时管理多个进程的运行。
多任务带来的好处是明显的，比如你可以边听mp3边上网，与此同时甚至可以将下载的文档打印出来，而这些任务之间丝毫不会相互干扰。
什么是多线程？
线程是一个轻量级的子进程，是最小的处理单元；是一个单独的执行路径。可以说：线程是进程的子集（部分），一个进程可能由多个线程组成。
线程是独立的。如果在一个线程中发生异常，则不会影响其他线程。它使用共享内存区域。
多线程是一种执行模型，它允许多个线程存在于进程的上下文中，以便它们独立执行但共享其进程资源。
多进程和多线程的区别：
进程与线程的概念，以及为什么要有进程线程，其中有什么区别，他们各自又是怎么同步的：
线程产生的原因：
进程可以使多个程序能并发执行，以提高资源的利用率和系统的吞吐量；但是其具有一些缺点：进程在同一时间只能干一件事
进程在执行的过程中如果阻塞，整个进程就会挂起，即使进程中有些工作不依赖于等待的资源，仍然不会执行。
基本概念：
进程是对运行时程序的封装，是系统进行资源调度和分配的的基本单位，实现了操作系统的并发；
线程是进程的子任务，是CPU调度和分派的基本单位，用于保证程序的实时性，实现进程内部的并发；线程是操作系统可识别的最小执行和调度单位。每个线程都独自占用一个虚拟处理器：独自的寄存器组，指令计数器和处理器状态。每个线程完成不同的任务，但是共享同一地址空间（也就是同样的动态内存，映射文件，目标代码等等），打开的文件队列和其他内核资源。
一：进程间通信的方式：
进程间通信主要包括管道、系统IPC（包括消息队列、信号量、信号、共享内存等）、以及套接字socket。
1.管道：
管道主要包括无名管道和命名管道:管道可用于具有亲缘关系的父子进程间的通信，有名管道除了具有管道所具有的功能外，它还允许无亲缘关系进程间的通信
1.1 普通管道PIPE：
1)它是半双工的（即数据只能在一个方向上流动），具有固定的读端和写端
2)它只能用于具有亲缘关系的进程之间的通信（也是父子进程或者兄弟进程之间）
3)它可以看成是一种特殊的文件，对于它的读写也可以使用普通的read、write等函数。但是它不是普通的文件，并不属于其他任何文件系统，并且只存在于内存中。
1.2 命名管道FIFO：
1)FIFO可以在无关的进程之间交换数据
2)FIFO有路径名与之相关联，它以一种特殊设备文件形式存在于文件系统中。
2. 系统IPC：
2.1 消息队列
消息队列，是消息的链接表，存放在内核中。一个消息队列由一个标识符（即队列ID）来标记。 (消息队列克服了信号传递信息少，管道只能承载无格式字节流以及缓冲区大小受限等特点)具有写权限得进程可以按照一定得规则向消息队列中添加新信息；对消息队列有读权限得进程则可以从消息队列中读取信息；
特点：
1)消息队列是面向记录的，其中的消息具有特定的格式以及特定的优先级。
2)消息队列独立于发送与接收进程。进程终止时，消息队列及其内容并不会被删除。
3)消息队列可以实现消息的随机查询,消息不一定要以先进先出的次序读取,也可以按消息的类型读取。
2.2 信号量semaphore
信号量（semaphore）与已经介绍过的 IPC 结构不同，它是一个计数器，可以用来控制多个进程对共享资源的访问。信号量用于实现进程间的互斥与同步，而不是用于存储进程间通信数据。
特点：
1)信号量用于进程间同步，若要在进程间传递数据需要结合共享内存。
2)信号量基于操作系统的 PV 操作，程序对信号量的操作都是原子操作。
3)每次对信号量的 PV 操作不仅限于对信号量值加 1 或减 1，而且可以加减任意正整数。
4)支持信号量组。
2.3 信号signal
信号是一种比较复杂的通信方式，用于通知接收进程某个事件已经发生。
2.4 共享内存（Shared Memory）
它使得多个进程可以访问同一块内存空间，不同进程可以及时看到对方进程中对共享内存中数据得更新。这种方式需要依靠某种同步操作，如互斥锁和信号量等
特点：
1)共享内存是最快的一种IPC，因为进程是直接对内存进行存取
2)因为多个进程可以同时操作，所以需要进行同步
3)信号量+共享内存通常结合在一起使用，信号量用来同步对共享内存的访问
3.套接字SOCKET：
socket也是一种进程间通信机制，与其他通信机制不同的是，它可用于不同主机之间的进程通信。
二：线程间通信的方式:
临界区：通过多线程的串行化来访问公共资源或一段代码，速度快，适合控制数据访问；
互斥量Synchronized/Lock：采用互斥对象机制，只有拥有互斥对象的线程才有访问公共资源的权限。因为互斥对象只有一个，所以可以保证公共资源不会被多个线程同时访问
信号量Semphare：为控制具有有限数量的用户资源而设计的，它允许多个线程在同一时刻去访问同一个资源，但一般需要限制同一时刻访问此资源的最大线程数目。
事件(信号)，Wait/Notify：通过通知操作的方式来保持多线程同步，还可以方便的实现多线程优先级的比较操作
死锁发生的条件以及如何解决死锁：
死锁是指两个或两个以上进程在执行过程中，因争夺资源而造成的下相互等待的现象。死锁发生的四个必要条件如下：
互斥条件：进程对所分配到的资源不允许其他进程访问，若其他进程访问该资源，只能等待，直至占有该资源的进程使用完成后释放该资源；
请求和保持条件：进程获得一定的资源后，又对其他资源发出请求，但是该资源可能被其他进程占有，此时请求阻塞，但该进程不会释放自己已经占有的资源
不可剥夺条件：进程已获得的资源，在未完成使用之前，不可被剥夺，只能在使用后自己释放
环路等待条件：进程发生死锁后，必然存在一个进程-资源之间的环形链
解决死锁的方法即破坏上述四个条件之一，主要方法如下：
资源一次性分配，从而剥夺请求和保持条件
可剥夺资源：即当进程新的资源未得到满足时，释放已占有的资源，从而破坏不可剥夺的条件
资源有序分配法：系统给每类资源赋予一个序号，每个进程按编号递增的请求资源，释放则相反，从而破坏环路等待的条件
IO模型：
1.阻塞IO:调用者调用了某个函数，等待这个函数返回，期间什么也不做，不停的去检查这个函数有没有返回，必须等这个函数返回才能进行下一步动作
2.非阻塞IO:非阻塞等待，每隔一段时间就去检测IO事件是否就绪。没有就绪就可以做其他事。
3.信号驱动IO:信号驱动IO:linux用套接口进行信号驱动IO，安装一个信号处理函数，进程继续运行并不阻塞，当IO时间就绪，进程收到SIGIO信号。然后处理IO事件。
4.IO复用/多路转接IO:linux用select/poll函数实现IO复用模型，这两个函数也会使进程阻塞，但是和阻塞IO所不同的是这两个函数可以同时阻塞多个IO操作。而且可以同时对多个读操作、写操作的IO函数进行检测。知道有数据可读或可写时，才真正调用IO操作函数
5.异步IO:linux中，可以调用aio_read函数告诉内核描述字缓冲区指针和缓冲区的大小、文件偏移及通知的方式，然后立即返回，当内核将数据拷贝到缓冲区后，再通知应用程序。
数据进行序列化和反序列化：
序列化：将对象变成字节流的形式传出去。
反序列化：从字节流恢复成原来的对象。
智能指针：
为什么要使用智能指针：
由于 C++ 语言没有自动内存回收机制，程序员每次 new 出来的内存都要手动 delete，比如流程太复杂，最终导致没有 delete，异常导致程序过早退出，没有执行 delete 的情况并不罕见，并造成内存泄露。如此c++引入智能指针 ，智能指针即是C++ RAII的一种应用，可用于动态资源管理，资源即对象的管理策略。 智能指针在
1、auto_ptr（c++98的方案，cpp11已经抛弃）
采用所有权模式。
auto_ptr< string> p1 (new string ("I reigned lonely as a cloud.”));
auto_ptr p2;
p2 = p1; //auto_ptr不会报错. 此时不会报错，p2剥夺了p1的所有权，但是当程序运行时访问p1将会报错。所以auto_ptr的缺点是：存在潜在的内存崩溃问题！
2、unique_ptr（替换auto_ptr）
只允许基础指针的一个所有者。 可以移到新所有者(具有移动语义)，但不会复制或共享（即我们无法得到指向同一个对象的两个unique_ptr）。 替换已弃用的 auto_ptr。 相较于 boost::scoped_ptr。 unique_ptr 小巧高效；大小等同于一个指针，支持 rvalue 引用，从而可实现快速插入和对 STL 集合的检索。 头文件：
unique_ptr实现独占式拥有或严格拥有概念，保证同一时间内只有一个智能指针可以指向该对象。它对于避免资源泄露(例如“以new创建对象后因为发生异常而忘记调用delete”)特别有用。
采用所有权模式，还是上面那个例子
unique_ptr p3 (new string ("auto")); //#4
unique_ptr p4； //#5
p4 = p3;//此时会报错！！ 编译器认为p4=p3非法，避免了p3不再指向有效数据的问题。因此，unique_ptr比auto_ptr更安全。
另外unique_ptr还有更聪明的地方：当程序试图将一个 unique_ptr 赋值给另一个时，如果源 unique_ptr 是个临时右值，编译器允许这么做；如果源 unique_ptr 将存在一段时间，编译器将禁止这么做，比如：
unique_ptr pu1(new string ("hello world"));
unique_ptr pu2;
pu2 =pu1; // #1 not allowed
unique_ptr pu3;
pu3 = unique_ptr(new string ("You")); // #2 allowed 其中#1留下悬挂的unique_ptr(pu1)，这可能导致危害。而#2不会留下悬挂的unique_ptr，因为它调用 unique_ptr 的构造函数，该构造函数创建的临时对象在其所有权让给 pu3 后就会被销毁。这种随情况而已的行为表明，unique_ptr 优于允许两种赋值的auto_ptr 。
注：如果确实想执行类似与#1的操作，要安全的重用这种指针，可给它赋新值。C++有一个标准库函数std::move()，让你能够将一个unique_ptr赋给另一个。例如：
unique_ptr ps1, ps2;
ps1 = demo("hello");
ps2 = move(ps1);
ps1 = demo("alexia");
cout << *ps2 << *ps1 << endl;
使用unique_ptr，可以实现以下功能：
1、为动态申请的内存提供异常安全。
2、将动态申请内存的所有权传递给某个函数。
3、从某个函数返回动态申请内存的所有权。
4、在容器中保存指针。
5、所有auto_ptr应该具有的（但无法在C++ 03中实现的）功能。
如下代码所示：
class A;
// 如果程序执行过程中抛出了异常，unique_ptr就会释放它所指向的对象
// 传统的new 则不行
unique_ptr fun1(){
unique_ptr p(new A);
//do something
return p;
}
void fun2(){
// unique_ptr具有移动语义
unique_ptr p = f();
// 使用移动构造函数
// do something
} // 在函数退出的时候，p以及它所指向的对象都被删除释放3、shared_ptr
shared_ptr实现共享式拥有概念。多个智能指针可以指向相同对象，该对象和其相关资源会在“最后一个引用被销毁”时候释放。从名字share就可以看出了资源可以被多个指针共享，它使用计数机制来表明资源被几个指针共享。可以通过成员函数use_count()来查看资源的所有者个数。除了可以通过new来构造，还可以通过传入auto_ptr, unique_ptr,weak_ptr来构造。当我们调用release()时，当前指针会释放资源所有权，计数减一。当计数等于0时，资源会被释放。
shared_ptr 是为了解决 auto_ptr 在对象所有权上的局限性(auto_ptr 是独占的), 在使用引用计数的机制上提供了可以共享所有权的智能指针。
成员函数：
use_count 返回引用计数的个数
unique 返回是否是独占所有权( use_count 为 1)
swap 交换两个 shared_ptr 对象(即交换所拥有的对象)
reset 放弃内部对象的所有权或拥有对象的变更, 会引起原有对象的引用计数的减少
get 返回内部对象(指针), 由于已经重载了()方法, 因此和直接使用对象是一样的.如 shared_ptr
采用引用计数的智能指针。 shared_ptr基于“引用计数”模型实现，多个shared_ptr可指向同一个动态对象，并维护了一个共享的引用计数器，记录了引用同一对象的shared_ptr实例的数量。当最后一个指向动态对象的shared_ptr销毁时，会自动销毁其所指对象(通过delete操作符)。shared_ptr的默认能力是管理动态内存，但支持自定义的Deleter以实现个性化的资源释放动作。头文件：
基本操作：shared_ptr的创建、拷贝、绑定对象的变更(reset)、shared_ptr的销毁(手动赋值为nullptr或离开作用域)、指定deleter等操作。
shared_ptr的创建,有两种方式，一，使用函数make_shared(会根据传递的参数调用动态对象的构造函数)；二，使用构造函数(可从原生指针、unique_ptr、另一个shared_ptr创建)
shared_ptr p1 = make_shared(1);// 通过make_shared函数
shared_ptr p2(new int(2));// 通过原生指针构造 此外智能指针若为“空“，即不指向任何对象，则为false，否则为true，可作为条件判断。可以通过两种方式指定deleter，一是构造shared_ptr时，二是使用reset方法时。可以重载的operator->, operator *，以及其他辅助操作如unique()、use_count(), get()等成员方法。
4、weak_ptr
weak_ptr 是一种不控制对象生命周期的智能指针, 它指向一个 shared_ptr 管理的对象. 进行该对象的内存管理的是那个强引用的 shared_ptr. weak_ptr只是提供了对管理对象的一个访问手段。weak_ptr 设计的目的是为配合 shared_ptr 而引入的一种智能指针来协助 shared_ptr 工作, 它只可以从一个 shared_ptr 或另一个 weak_ptr 对象构造, 它的构造和析构不会引起引用记数的增加或减少。weak_ptr是用来解决shared_ptr相互引用时的死锁问题,如果说两个shared_ptr相互引用,那么这两个指针的引用计数永远不可能下降为0,资源永远不会释放。它是对对象的一种弱引用，不会增加对象的引用计数，和shared_ptr之间可以相互转化，shared_ptr可以直接赋值给它，它可以通过调用lock函数来获得shared_ptr。
结合 shared_ptr 使用的特例智能指针。 weak_ptr 提供对一个或多个 shared_ptr 实例所属对象的访问，但是，不参与引用计数。 如果您想要观察对象但不需要其保持活动状态，请使用该实例。 在某些情况下需要断开 shared_ptr 实例间的循环引用。 头文件：
weak_ptr的用法如下：
weak_ptr用于配合shared_ptr使用，并不影响动态对象的生命周期，即其存在与否并不影响对象的引用计数器。weak_ptr并没有重载operator->和operator *操作符，因此不可直接通过weak_ptr使用对象。提供了expired()与lock()成员函数，前者用于判断weak_ptr指向的对象是否已被销毁，后者返回其所指对象的shared_ptr智能指针(对象销毁时返回”空“shared_ptr)。循环引用的场景：如二叉树中父节点与子节点的循环引用，容器与元素之间的循环引用等。
智能指针的循环引用
循环引用问题可以参考这个链接上的问题理解，“循环引用”简单来说就是：两个对象互相使用一个shared_ptr成员变量指向对方的会造成循环引用。导致引用计数失效。下面给段代码来说明循环引用：
#include
#include
using namespace std;
class B;
class A{
public:// 为了省去一些步骤这里 数据成员也声明为public //weak_ptr pb;
shared_ptr pb;
void doSomthing() {
//if(pb.lock())
// {
//
// }
}
~A()
{
cout << "kill A\n";
}
};
class B
{
public:
//weak_ptr pa;
shared_ptr pa;
~B()
{
cout <<"kill B\n";
}
};
int main(int argc, char** argv){
shared_ptr sa(new A());
shared_ptr sb(new B());
if(sa && sb)
{
sa->pb=sb;
sb->pa=sa;
}
cout<<"sa use count:"< 上面的代码运行结果为：sa use count:2， 注意此时sa,sb都没有释放，产生了内存泄露问题！！！
即A内部有指向B，B内部有指向A，这样对于A，B必定是在A析构后B才析构，对于B，A必定是在B析构后才析构A，这就是循环引用问题，违反常规，导致内存泄露。
一般来讲，解除这种循环引用有下面有三种可行的方法(参考)：
1. 当只剩下最后一个引用的时候需要手动打破循环引用释放对象。
2. 当A的生存期超过B的生存期的时候，B改为使用一个普通指针指向A。
3. 使用弱引用的智能指针打破这种循环引用。
虽然这三种方法都可行，但方法1和方法2都需要程序员手动控制，麻烦且容易出错。我们一般使用第三种方法：弱引用的智能指针weak_ptr。
强引用和弱引用
一个强引用当被引用的对象活着的话，这个引用也存在（就是说，当至少有一个强引用，那么这个对象就不能被释放）。share_ptr就是强引用。相对而言，弱引用当引用的对象活着的时候不一定存在。仅仅是当它存在的时候的一个引用。弱引用并不修改该对象的引用计数，这意味这弱引用它并不对对象的内存进行管理，在功能上类似于普通指针，然而一个比较大的区别是，弱引用能检测到所管理的对象是否已经被释放，从而避免访问非法内存。
使用weak_ptr来打破循环引用
代码如下：
#include
#include
using namespace std;
class B;
class A{
public:// 为了省去一些步骤这里 数据成员也声明为public weak_ptr pb; //shared_ptr pb;
void doSomthing()
{
shared_ptr pp = pb.lock();
if(pp)//通过lock()方法来判断它所管理的资源是否被释放
{
cout<<"sb use count:"< pa;
shared_ptr pa;
~B()
{
cout <<"kill B\n"; }
};
int main(int argc, char** argv){
shared_ptr sa(new A());
shared_ptr sb(new B());
if(sa && sb) {
sa->pb=sb;
sb->pa=sa; }
sa->doSomthing();
cout<<"sb use count:"< 需要知道的：
weak_ptr除了对所管理对象的基本访问功能（通过get()函数）外，还有两个常用的功能函数：expired()用于检测所管理的对象是否已经释放；lock()用于获取所管理的对象的强引用指针。不能直接通过weak_ptr来访问资源。那么如何通过weak_ptr来间接访问资源呢？答案是：在需要访问资源的时候weak_ptr为你生成一个shared_ptr，shared_ptr能够保证在shared_ptr没有被释放之前，其所管理的资源是不会被释放的。创建shared_ptr的方法就是lock()方法。
数据库的ACID特性
1)原子性：事务被视为不可分割的最小单元，事物的所有操作要不成功，要不失败回滚，而回滚可以通过日志来实现，日志记录着事务所执行的修改操作，在回滚时反向执行这些修改操作。
2)一致性：数据库在事务执行前后都保持一致性状态，在一致性状态下，所有事务对一个数据的读取结果都是相同的。
3)隔离性：一个事务所做的修改在最终提交以前，对其他事务是可不见的。
4)持久性：一旦事务提交，则其所做的修改将会永远保存到数据库中。
Mysql主要包含四种隔离状态：
B树和B+树的区别：
这都是由于B+树和B具有这不同的存储结构所造成的区别，以一个m阶树为例。
1.关键字的数量不同：B+树中分支结点有m个关键字，其叶子结点也有m个，其关键字只是起到了一个索引的作用，但是B树虽然也有m个子结点，但是其只拥有m-1个关键字。
2.存储的位置不同：B+树中的数据都存储在叶子结点上，也就是其所有叶子结点的数据组合起来就是完整的数据，但是B树的数据存储在每一个结点中，并不仅仅存储在叶子结点上。
3.分支结点的构造不同：B+树的分支结点仅仅存储着关键字信息和儿子的指针（这里的指针指的是磁盘块的偏移量），也就是说内部结点仅仅包含着索引信息。
4.查询不同：B树在找到具体的数值以后，则结束，而B+树则需要通过索引找到叶子结点中的数据才结束，也就是说B+树的搜索过程中走了一条从根结点到叶子结点的路径。
B树：二叉树，每个结点只存储一个关键字，等于则命中，小于走左结点，大于
走右结点；
B-树：多路搜索树，每个结点存储M/2到M个关键字，非叶子结点存储指向关键
字范围的子结点；所有关键字在整颗树中出现，且只出现一次，非叶子结点可以命中；
B+树：在B-树基础上，为叶子结点增加链表指针，所有关键字都在叶子结点
中出现，非叶子结点作为叶子结点的索引；B+树总是到叶子结点才命中；
B*树：在B+树基础上，为非叶子结点也增加链表指针，将结点的最低利用率
从1/2提高到2/3；
OOP的设计模式的五项原则：
1、单一职责原则
单一职责有2个含义，一个是避免相同的职责分散到不同的类中，另一个是避免一个类承担太多职责。减少类的耦合，提高类的复用性。（要求低耦合，高内聚）
2、接口隔离原则
表明客户端不应该被强迫实现一些他们不会使用的接口，应该把胖接口中方法分组，然后用多个接口代替它，每个接口服务于一个子模块。简单说，就是使用多个专门的接口比使用单个接口好很多。
该原则观点如下：
1）一个类对另外一个类的依赖性应当是建立在最小的接口上
2）客户端程序不应该依赖它不需要的接口方法。
3、开放-封闭原则
open模块的行为必须是开放的、支持扩展的，而不是僵化的。
closed在对模块的功能进行扩展时，不应该影响或大规模影响已有的程序模块。一句话概括：一个模块在扩展性方面应该是开放的而在更改性方面应该是封闭的。
核心思想就是对抽象编程，而不对具体编程。
4、替换原则
子类型必须能够替换掉他们的父类型、并出现在父类能够出现的任何地方。
主要针对继承的设计原则
1）父类的方法都要在子类中实现或者重写，并且派生类只实现其抽象类中生命的方法，而不应当给出多余的,方法定义或实现。
2）在客户端程序中只应该使用父类对象而不应当直接使用子类对象，这样可以实现运行期间绑定。
5、依赖倒置原则
上层模块不应该依赖于下层模块，他们共同依赖于一个抽象，即：父类不能依赖子类，他们都要依赖抽象类。
抽象不能依赖于具体，具体应该要依赖于抽象。
设计模式如下：
单例模式：单例模式主要解决一个全局使用的类频繁的创建和销毁的问题。单例模式下可以确保某一个类只有一个实例，而且自行实例化并向整个系统提供这个实例。单例模式有三个要素：一是某个类只能有一个实例；二是它必须自行创建这个实例；三是它必须自行向整个系统提供这个实例。
优点：1、在内存里只有一个实例，减少了内存的开销，尤其是频繁的创建和销毁实例（比如管理学院首页页面缓存）。 2、避免对资源的多重占用（比如写文件操作）。
缺点：没有接口，不能继承，与单一职责原则冲突，一个类应该只关心内部逻辑，而不关心外面怎么样来实例化。
使用场景：1、要求生产唯一序列号。 2、WEB 中的计数器，不用每次刷新都在数据库里加一次，用单例先缓存起来。 3、创建的一个对象需要消耗的资源过多，比如 I/O 与数据库的连接等。
实现：
单例模式要求类能够有返回对象一个引用(永远是同一个)和一个获得该实例的方法（必须是静态方法，通常使用getInstance这个名称）。
1.将该类的构造方法定义为私有方法，这样其他处的代码就无法通过调用该类的构造方法来实例化该类的对象，只有通过该类提供的静态方法来得到该类的唯一实例；
2.在该类内提供一个静态方法，当我们调用这个方法时，如果类持有的引用不为空就返回这个引用，如果类保持的引用为空就创建该类的实例并将实例的引用赋予该类保持的引用。
注意事项：getInstance() 方法中需要使用同步锁 synchronized (Singleton.class) 防止多线程同时进入造成 instance 被多次实例化。
单例模式的多线程安全问题：
在单例模式的实现中，如果不采取任何措施，在多线程下是不安全的，可能会同时创建多个实例。因此，为了保证单例模式在多线程下的线程安全，一般采用下面几种方式实现单例模式：
1)饿汉式：基于class loader机制避免多线程的同步问题，不过，instance在类装载时就实例化，可能会产生垃圾对象。
2)懒汉式：通过双重锁机制实现线程安全。
工厂模式：工厂模式主要解决接口选择的问题。该模式下定义一个创建对象的接口，让其子类自己决定实例化哪一个工厂类，使其创建过程延迟到子类进行。
观察者模式：定义对象间的一种一对多的依赖关系，当一个对象的状态发生改变时多少次 ，所有依赖于它的对象都得到通知并被自动更新。
装饰器模式：对已经存在的某些类进行装饰，以此来扩展一些功能，从而动态的为一个对象增加新的功能。装饰器模式是一种用于代替继承的技术，无需通过继承增加子类就能扩展对象的新功能。使用对象的关联关系代替继承关系，更加灵活，同时避免类型体系的快速膨胀。
不改变接口，但增加责任。
适配器模式：将一个接口转成还有一个接口。包装某些对象，让它们的接口看起来不像自己而像别的东西。适配器模式将一个类的接口。转换成客户期望的还有一个接口。适配器让原本接口不兼容的类能够合作无间。
适配器能够分为类适配器和对象适配器。
类适配器使用多重继承对一个接口与还有一个接口进行匹配。
对象适配器依赖于对象组合。
客户使用适配器的过程：
1.客户通过目标接口调用适配器的方法对适配器发出请求。
2.适配器使用被适配者接口把请求转换成被施培者的一个或多个调用接口
3.客户接收到调用的结果，但并未察觉这一切是适配器在起转换作用。
- sizeof，内存对齐
- 发get/post的全过程
- DNS
- TCP三次握手
- 超大数据量取前10大（开放题）
- 多线程编程
- vector是否线程安全