开发面经记录

C++

C++编译的流程

预处理干嘛了
链接干啥了
动态编译和静态编译

预处理->编译->汇编->链接

1. 预处理

预处理相当于根据预处理指令组装新的C/C++程序。经过预处理，会产生一个没有宏定义，没有条件编译指令，没有特殊符号的输出文件，这个文件的含义同原本的文件无异，只是内容上有所不同。

读取C/C++源程序，对其中的伪指令（以#开头的指令）进行处理

①将所有的“#define”删除，并且展开所有的宏定义

②处理所有的条件编译指令，如：“#if”、“#ifdef”、“#elif”、“#else”、“endif”等。这些伪指令的引入使得程序员可以通过定义不同的宏来决定编译程序对哪些代码进行处理。预编译程序将根据有关的文件，将那些不必要的代码过滤掉。 

③处理“#include”预编译指令，将被包含的文件插入到该预编译指令的位置。

（注意：这个过程可能是递归进行的，也就是说被包含的文件可能还包含其他文件）

删除所有的注释

添加行号和文件名标识。

以便于编译时编译器产生调试用的行号信息及用于编译时产生的编译错误或警告时能够显示行号

保留所有的#pragma编译器指令

2. 编译

将预处理完的文件进行一系列词法分析、语法分析、语义分析及优化后，产生相应的汇编代码文件。

3. 汇编

将编译完的汇编代码文件翻译成机器指令，并生成可重定位目标程序的.o文件，该文件为二进制文件，字节编码是机器指令。

汇编器是将汇编代码转变成机器可以执行的指令，每一个汇编语句几乎都对应一条机器指令。所以汇编器的汇编过程相对于编译器来讲比较简单，它没有复杂的语法，也没有语义，也不需要做指令优化，只是根据汇编指令和机器指令的对照表一一翻译即可。

4. 链接

通过链接器将一个个目标文件（或许还会有库文件）链接在一起生成一个完整的可执行程序。

由汇编程序生成的目标文件并不能立即就被执行，其中可能还有许多没有解决的问题。

将生成的.obj文件与库文件.lib等文件链接，生成可执行文件（.exe文件）

map用[]方式访问一个不存在的key会发生什么

原来用下标取值的算法是先查找是否有此key，没有就插入一个默认值作为该key的value。
推荐使用find()，仅一次查找，且时间复杂度为logn。

string与char*的区别

1、定义：

string：string是STL当中的一个容器，对其进行了封装，所以操作起来非常方便。

char*：char *是一个指针，可以指向一个字符串数组，至于这个数组可以在栈上分配，也可以在堆上分配，堆得话就要你手动释放了。

2、区别：

string的内存管理是由系统处理，除非系统内存池用完，不然不会出现这种内存问题。
char *的内存管理由用户自己处理，很容易出现内存不足的问题。

当 string 直接转化成 const char *时，可以通过两个函数c_str()，data成员函数

C++单例模式

C++创建线程要怎么做
std::thread
socket编程调用哪些API

select与epoll IO多路复用

定义一个类，放在堆上，放在栈上

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。

    那么如何限制类对象只能在堆或者栈上建立呢？下面分别进行讨论。

1、只能建立在堆上

    类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了

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。

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。

面向对象

面向过程——步骤化
面向过程就是分析出实现需求所需要的步骤，通过函数一步一步实现这些步骤，接着依次调用即可

面向对象——行为化
面向对象是把整个需求按照特点、功能划分，将这些存在共性的部分封装成对象，创建了对象不是为了完成某一个步骤，而是描述某个事物在解决问题的步骤中的行为

封装、继承、多态
所谓封装：
也就是把客观事物封装成抽象的类，并且类可以把自己的数据和方法只让可信的类或者对象操作，对不可信的进行信息隐藏。封装是面向对象的特征之一，是对象和类概念的主要特性。 简单的说，一个类就是一个封装了数据以及操作这些数据的代码的逻辑实体。在一个对象内部，某些代码或某些数据可以是私有的，不能被外界访问。通过这种方式，对象对内部数据提供了不同级别的保护，以防止程序中无关的部分意外的改变或错误的使用了对象的私有部分。

所谓继承：
是指可以让某个类型的对象获得另一个类型的对象的属性的方法。它支持按级分类的概念。继承是指这样一种能力：它可以使用现有类的所有功能，并在无需重新编写原来的类的情况下对这些功能进行扩展。 通过继承创建的新类称为“子类”或“派生类”，被继承的类称为“基类”、“父类”或“超类”。继承的过程，就是从一般到特殊的过程。要实现继承，可以通过“继承”（Inheritance）和“组合”（Composition）来实现。继承概念的实现方式有二类：实现继承与接口继承。实现继承是指直接使用基类的属性和方法而无需额外编码的能力；接口继承是指仅使用属性和方法的名称、但是子类必须提供实现的能力；

所谓多态：
就是指一个类实例的相同方法在不同情形有不同表现形式。多态机制使具有不同内部结构的对象可以共享相同的外部接口。这意味着，虽然针对不同对象的具体操作不同，但通过一个公共的类，它们（那些操作）可以通过相同的方式予以调用。

虚表、多态

虚函数表存放在全局数据区.

用一句话概括就是：在基类的函数前加上virtual关键字，在派生类中重写该函数，运行时将会根据对象的实际类型来调用相应的函数。如果对象类型是派生类，就调用派生类的函数；如果对象类型是基类，就调用基类的函数。

编译器会为每个包含虚函数的类创建一个虚表(即 vtable)，该表是一个一维数组，在这个数组中存放每个虚函数的地址。

编译器另外还为每个对象提供了一个虚表指针(即vptr)，这个指针指向了对象所属类的虚表，在程序运行时，根据对象的类型去初始化vptr，从而让vptr正确的指向了所属类的虚表，从而在调用虚函数的时候，能够找到正确的函数。

在虚表指针没有正确初始化之前，我们不能够去调用虚函数，那么虚表指针是在什么时候，或者什么地方初始化呢？

答案是在构造函数中进行虚表的创建和虚表指针的初始化，在构造子类对象时，要先调用父类的构造函数，此时编译器只“看到了”父类，并不知道后面是否还有继承者，它初始化父类对象的虚表指针，该虚表指针指向父类的虚表，当执行子类的构造函数时，子类对象的虚表指针被初始化，指向自身的虚表。

虚函数：实现多态的机制，多态就是用父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。让父类的指针有“多种形态”，一种泛型技术。
多态的含义：接口的多种不同实现方式即为多态。
虚函数表：此表中，主要是一个类的虚函数的地址表，这张表解决了继承、覆盖的问题，保证其内容真实反映实际的情况。
类实例所占空间的前四个字节空间为虚表地址。故__vfptr = (int)(&b)表示虚表的地址；然后在虚表的结构中，每个函数的地址也占用四个字节空间。
首先我们需要知道几个关键点：

（1）函数只要有virtual，我们就需要把它添加进vTable。

（2）每个类(而不是类实例)都有自己的虚表，因此vTable就变成了vTables。

（3）虚表存放的位置一般存放在模块的常量段中，从始至终都只有一份。

虚指针
现在我们已经知道虚表的数据结构了，那么我们在堆里实例化类对象时是怎么样调用到相应的函数的呢？这就要借助到虚指针了(vPointer)。

虚指针是类实例对象指向虚表的指针，存在于对象头部,大小为4个字节

new 和 malloc的区别。

申请的内存所在位置
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。

返回类型安全性
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。

内存分配失败时的返回值
new内存分配失败时，会抛出bac_alloc异常，它不会返回NULL；malloc分配内存失败时返回NULL。

是否需要指定内存大小
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。

是否调用构造函数/析构函数
new/delete会调用对象的构造函数/析构函数以完成对象的构造/析构。而malloc则不会。
是否可以被重载
opeartor new /operator delete可以被重载

weak_ptr, shared_ptr, unique_ptr的区别。

shared_ptr 基本用法
shared_ptr采用引用计数的方式管理所指向的对象。当有一个新的shared_ptr指向同一个对象时（复制shared_ptr等），引用计数加1。当shared_ptr离开作用域时，引用计数减1。当引用计数为0时，释放所管理的内存。
这样做的好处在于解放了程序员手动释放内存的压力。

unique_ptr 基本用法
unique_ptr对于所指向的对象，正如其名字所示，是独占的。所以，不可以对unique_ptr进行拷贝、赋值等操作，但是可以通过release函数在unique_ptr之间转移控制权。

weak_ptr
weak_ptr一般和shared_ptr配合使用。它可以指向shared_ptr所指向的对象，但是却不增加对象的引用计数。这样就有可能出现weak_ptr所指向的对象实际上已经被释放了的情况。因此，weak_ptr有一个lock函数，尝试取回一个指向对象的shared_ptr。

1.shared_ptr采用引用计数的方式管理所指向的对象。
2.shared_ptr可以使用一个new表达式返回的指针进行初始化；但是，不能将一个new表达式返回的指针赋值给shared_ptr。
3.一旦将一个new表达式返回的指针交由shared_ptr管理之后，就不要再通过普通指针访问这块内存。
4.shared_ptr可以通过reset方法重置指向另一个对象，此时原对象的引用计数减一。
5.可以定制一个deleter函数，用于在shared_ptr释放对象时调用。
6.unique_ptr对于所指向的对象，是独占的。
7.不可以对unique_ptr进行拷贝、赋值等操作，但是可以通过release函数在unique_ptr之间转移控制权。
8.unique_ptr可以作为函数的返回值和参数使用。
9.unique_ptr同样可以设置deleter，需要在模板参数中指定deleter的类型。
10.weak_ptr一般和shared_ptr配合使用。它可以指向shared_ptr所指向的对象，但是却不增加对象的引用计数。
11.weak_ptr有一个lock函数，尝试取回一个指向对象的shared_ptr。

堆，栈

堆内存是用来存放由new创建的对象和数组，即动态申请的内存都存放在堆内存
–>栈内存是用来存放在函数中定义的一些基本类型的变量和对象的引用变量

例子：局部变量存放在栈；new函数和malloc函数申请的内存在堆；函数调用参数，函数返回值，函数返回地址存放在栈

堆和栈的区别

1、栈区（stack）— 由编译器自动分配释放 ，存放函数的参数值，局部变量的值等。其
操作方式类似于数据结构中的栈。
2、堆区（heap） — 一般由程序员分配释放， 若程序员不释放，程序结束时可能由OS回收 。注意它与数据结构中的堆是两回事，分配方式倒是类似于链表 ，呵呵。

一个由 C/C++ 编译的程序占用的内存分为以下几个部分 ：
栈区（ stack ) ——由编译器自动分配释放，存放为运行函数而分配的局部变量、函数参数、返回数据、返回地址等。其操作方式类似于数据结构中的栈；
堆区（ heap ）——一般由程序员分配释放， 若程序员不释放，程序结束时可能由 OS 回收 。分配方式类似于链表；
全局区（静态区)(static）——存放全局变量、静态数据。初始化的数据放在一块区域，未初始化的数据放在相邻的另一块区域。程序结束后由系统释放；
文字常量区——常量字符串就是放在这里的。程序结束后由系统释放；
程序代码区——存放函数体（类成员函数和全局函数）的二进制代码。
申请方式
stack: 由系统自动分配。
heap: 需要程序员自己申请，并指明大小，在 C 中 用malloc 函数， C++ 中是 new 运算符。
申请后系统的响应
栈：只要栈的剩余空间大于所申请空间，系统将为程序提供内存，否则将报异常提示栈溢出。
堆：首先应该知道操作系统有一个记录空闲内存地址的链表，当系统收到程序的申请时，会遍历该链表，寻找第一个空间大于所申请空间的堆结点，然后将该结点从空闲结点链表中删除，并将该结点的空间分配给程序。
对于大多数系统，会在这块内存空间中的首地址处记录本次分配的大小，这样，代码中的 delete 语句才能正确的释放本内存空间。
由于找到的堆结点的大小不一定正好等于申请的大小，系统会自动的将多余的那部分重新放入空闲链表中。
申请大小的限制
栈：在Windows下，栈是向低地址扩展的数据结构，是一块连续的内存的区域。意思是栈顶的地址和栈的最大容量是系统预先规定好的，在Windows下，栈的大小是 2M （也有的说是 1M ，总之是一个编译时就确定的常数），如果申请的空间超过栈的剩余空间时，将提示overflow。因此，能从栈获得的空间较小。
堆：堆是向高地址扩展的数据结构，是不连续的内存区域。这是由于系统是用链表来存储的空闲内存地址的，自然是不连续的，而链表的遍历方向是由低地址向高地址。堆的大小受限于计算机系统中有效的虚拟内存。由此可见，堆获得的空间比较灵活，也比较大。
申请效率的比较
栈由系统自动分配，速度较快。但程序员是无法控制的 。
堆是由 new 分配的内存，一般速度比较慢，而且容易产生内存碎片 , 不过用起来方便 。
堆和栈中的存储内容
栈：在函数调用时，第一个进栈的是主函数中后的下一条指令（函数调用语句的下一条可执行语句）的地址，然后是函数的各个参数，在大多数的 C 编译器中，参数是由右往左入栈的，然后是函数中的局部变量。注意静态变量是不入栈的。
当本次函数调用结束后，局部变量先出栈，然后是参数，最后栈顶指针指向最开始存的地址，也就是主函数中的下一条指令，程序由该点继续运行。
堆：一般是在堆的头部用一个字节存放堆的大小。堆中的具体内容有程序员安排。
存取效率的比较
在栈上的数组比指针所指向的字符串 ( 例如堆 ) 快。
堆和栈相比，由于大量 new/delete 的使用，容易造成大量的内存碎片；由于没有专门的系统支持，效率很低；由于可能引发用户态和内核态的切换，内存的申请，代价变得更加昂贵。所以栈在程序中是应用最广泛的，就算是函数的调用也利用栈去完成，函数调用过程中的参数，返回地址，EBP和局部变量都采用栈的方式存放。

那么？我们应该荐尽量用栈，而不用堆吗？并不是的。
虽然栈有很多的好处，但是由于和堆相比不是那么灵活，且分配大量的内存空间，堆更加适合。

Static和const； const可以修改吗？

const关键字的作用：
（1）const 常量：定义时就初始化，以后不能更改。
（3）const 形参：func(const int a){};，表明它是一个输入参数，在函数内部不能改变其值；
（4）const修饰类成员函数：该函数对成员变量只能进行只读操作，不能修改类的成员变量；

static：

1. static全局变量和普通全局变量存储区域相同，不同的是：

static全局变量只在声明此static全局变量的文件中有效；

普通全局变量对整个源程序都有效，当此源程序包含多于一个文件的程序时，对其他文件依然有效。

2. static局部变量的存储区为静态存储区，普通局部变量的存储区为栈；

static局部变量生存周期为整个源程序，但是只能在声明其的函数中调用，并且其值与上一次的结果有关；而普通局部变量的生存周期为声明其函数的周期，超过特定的范围其值会被重新初始化；

static局部变量如果未初始化其值默认为0，而普通局部变量则不确定。

3. Static函数只作用于当前文件。
   （1）其他文件中可以定义相同名字的函数，不会发生冲突。
   （2）Static函数不能被其他文件所用。
4. static 类成员函数 表示这个函数为全类所共有，而且只能访问静态成员变量

常见的存储区域可分为：

1、栈

由编译器在需要的时候分配，在不需要的时候自动清楚的变量的存储区。里面的变量通常是局部变量、函数参数等。

2、堆

由new分配的内存块，他们的释放编译器不去管，由我们的应用程序去控制，一般一个new就要对应一个delete。如果程序员没有释放掉，程序会一直占用内存，导致内存泄漏，在程序结束后，操作系统会自动回收。

3、自由存储区

由malloc等分配的内存块，它和堆是十分相似的，不过它是用free来释放分配的内存。

4、全局/静态存储区

全局变量和静态变量被分配到同一块内存中，在以前的C语言中，全局变量又分为初始化的和未初始化的，在C++里面没有这个区分了，他们共同占用同一块内存区。

5、常量存储区

这是一块比较特殊的存储区，他们里面存放的是常量，不允许修改（当然，你要通过非正当手段也可以修改）。

不可以同时用const和static修饰成员函数。

C++编译器在实现const的成员函数的时候为了确保该函数不能修改类的实例的状态，会在函数中添加一个隐式的参数const this*。但当一个成员为static的时候，该函数是没有this指针的。也就是说此时const的用法和static是冲突的。

我们也可以这样理解：两者的语意是矛盾的。static的作用是表示该函数只作用在类型的静态变量上，与类的实例没有关系；而const的作用是确保函数不能修改类的实例的状态，与类型的静态变量没有关系。因此不能同时用它们。

const的作用：

1.限定变量为不可修改。

2.限定成员函数不可以修改任何数据成员。

3.const与指针：

const char *p 表示 指向的内容不能改变。

char * const p，就是将P声明为常指针，它的地址不能改变，是固定的，但是它的内容可以改变。

指针和引用

(1)指针是实体，引用是别名，没有空间。

(2)引用定义时必须初始化，指针不用。

(3)指针可以改，引用不可以。

(4)引用不能为空，指针可以。

(5)Sizeof(引用)计算的是它引用的对象的大小，而sizeof(指针)计算的是指针本身的大小。

(6)不能有NULL引用，引用必须与一块合法的存储单元关联。

(7)给引用赋值修改的是该引用与对象所关联的值，而不是与引用关联的对象。

(8)如果返回的是动态分配的内存或对象，必须使用指针，使用引用会产生内存泄漏。

(9)对引用的操作即是对变量本身的操作。

一，AVL树（平衡二叉树）
（1）简介

AVL树是带有平衡条件的二叉查找树，一般是用平衡因子差值判断是否平衡并通过旋转来实现平衡，左右子树树高不超过1，和红黑树相比，AVL树是严格的平衡二叉树，平衡条件必须满足（所有节点的左右子树高度差不超过1）。不管我们是执行插入还是删除操作，只要不满足上面的条件，就要通过旋转来保持平衡，而的英文旋转非常耗时的，由此我们可以知道AVL树适合用于插入与删除次数比较少，但查找多的情况

（2）局限性

由于维护这种高度平衡所付出的代价比从中获得的效率收益还大，故而实际的应用不多，更多的地方是用追求局部而不是非常严格整体平衡的红黑树。当然，如果应用场景中对插入删除不频繁，只是对查找要求较高，那么AVL还是较优于红黑树。

（3）应用

1，Windows NT内核中广泛存在;

二、红黑树

（1）简介

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（由于是弱平衡，可以看到，在相同的节点情况下，AVL树的高度低于红黑树），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，我们就用红黑树。

每个节点非红即黑
根节点是黑的;
每个叶节点（叶节点即树尾端NULL指针或NULL节点）都是黑的;
如图所示，如果一个节点是红的，那么它的两儿子都是黑的;
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;
每条路径都包含相同的黑节点;
（3）应用
1，广泛用于C ++的STL中，地图和集都是用红黑树实现的;

2，着名的Linux的的进程调度完全公平调度程序，用红黑树管理进程控制块，进程的虚拟内存区域都存储在一颗红黑树上，每个虚拟地址区域都对应红黑树的一个节点，左指针指向相邻的地址虚拟存储区域，右指针指向相邻的高地址虚拟地址空间;

3，IO多路复用的epoll的的的实现采用红黑树组织管理的的的sockfd，以支持快速的增删改查;

4，Nginx的的的中用红黑树管理定时器，因为红黑树是有序的，可以很快的得到距离当前最小的定时器;

map底层、哈希表底层、rehash，红黑树

C++的hash表中有一个负载因子loadFactor，当loadFactor<=1时，hash表查找的期望复杂度为O(1). 因此，每次往hash表中添加元素时，我们必须保证是在loadFactor <1的情况下，才能够添加。
因此，当Hash表中loadFactor==1时，Hash就需要进行rehash。rehash过程中，会模仿C++的vector扩容方式，Hash表中每次发现loadFactor ==1时，就开辟一个原来桶数组的两倍空间，称为新桶数组，然后把原来的桶数组中元素全部重新哈希到新的桶数组中。

map的实现原理就是红黑树 每个节点到叶子节点最大树高不超过1 是平衡二叉树。查找的时间复杂度是O(lgn),但是插入和删除要维持红黑树的自平衡，所以效率较低。但是有序。
unordered_map是c++11正式加入的对hashmap的官方实现,从名字可以看出这个结构是无序的，底层使用hashtable+buket的实现原理，hashtable可以看作是一个数组 或者vector之类的连续内存存储结构（可以通过下标来快速定位时间复杂度为O(1)）

• 处理hash冲突的方法
  在相同hash值的元素位置下面挂buket（桶），当数据量在8以内使用链表来实现桶，当数据量大于8 则自动转换为红黑树结构 也就是有序map的实现结构。
  所以查询一个树最差的时间复杂度是：首先进行一次hash运算找到桶的位置，然后使用链表或者红黑树来继续查找（所有元素在同一个桶里，其他桶位全为空，这个桶位其实就是一个数组下面挂红黑树也就是挂了一个map的结构）。所以时间复杂度是计算hash+O(1)+O(lgn)。但是这几乎是不可能的。在一个设计正常的hash函数里结果应该是偏向平均的，至少设计方向是偏向平均的。这样时间复杂度就是计算hash+O(1)+O(lg(n/m)), m是桶数（通常设计为2的n次方）。根据时间复杂度的取值规则时间复杂度为O(lgn/m)。所以无论是查找效率还是插入、删除效率unordered_map都优于map。所以在对数据不要求有序的情况下，尽量使用unordered_map。除非你对数据要求有序才去使用map。
  map分为四种
• TreeMap是基于树（红黑树）的实现方式，即添加到一个有序列表，在O(log n)的复杂度内通过key值找到value，优点是空间要求低，但在时间上不如HashMap。C++中Map的实现就是基于这种方式
• HashMap是基于HashCode的实现方式，在查找上要比TreeMap速度快，添加时也没有任何顺序，但空间复杂度高。C++ unordered_Map就是基于该种方式。
• HashTable与HashMap类似，只是HashMap是线程不安全的，HashTable是线程安全的，现在很少使用。hashmap的一段描述如下：此实现不是同步的。如果多个线程同时访问一个哈希映射，而其中至少一个线程从结构上修改了该映射，则它必须保持外部同步。
  Hashtable 中的方法是Synchronize的，而HashMap中的方法在缺省情况下是非Synchronize的。在多线程并发的环境下，可以直接使用Hashtable，不需要自己为它的方法实现同步，但使用HashMap时就必须要自己增加同步处理。
  hashtable所有put 的操作的时候 都需要用 synchronized 关键字进行同步。并且key 不能为空。
• ConcurrentHashMap也是线程安全的，但性能比HashTable好很多，HashTable是锁整个Map对象，而ConcurrentHashMap是锁Map的部分结构
  分段锁技术：ConcurrentHashMap相比 HashTable而言解决的问题就是 的 它不是锁全部数据，而是锁一部分数据，这样多个线程访问的时候就不会出现竞争关系。不需要排队等待了。
  HashMap在添加值是需要给定两个参数，一个是key，一个是value。为了能很快的通过key值找到对应的value，因此有必要建立一个key值和内存指针的映射。在计算出hashcode之后再怎么做呢，由于hashcode算出来的值可能很大，定义一个大小能包含所有hashcode的数组显然是不合理的。在实际的实现是这样的，事先定义一个大小为2的幂次方的数组（稍后解释为什么是2的幂次方）。为了能保证所有的hashcode都能对应到数组的下标，可以采用hashcode对数组大小（一般称为bucket）取余的方式。通过按位与运算巧妙的求得了余数，并且很大程度上减少了运算效率。当链表的长度大于8后，会自动转为红黑树，方便查找。如果hashMap里的元素越来越多，那么冲突的概率会越来越大，因此有必要即时的对数组长度扩容。当HashMap中的元素个数超过数组大小(数组总大小length,不是数组中个数size)*loadFactor时，就会进行数组扩容。

1.maplive.insert(pair< int,string >(102,”aclive”));

2.maplive.insert(map< int,string >::value_type(321,”hai”));

3.maplive[112]=”April”

一种特殊的二叉查找树。红黑树的每个节点上都有存储位表示节点的颜色，可以是红(Red)或黑(Black)。

红黑树的特性:

1. 每个节点或者是黑色，或者是红色。
2. 根节点是黑色。
3. 每个叶子节点（NIL）是黑色。 [注意：这里叶子节点，是指为空(NIL或NULL)的叶子节点！]
4. 如果一个节点是红色的，则它的子节点必须是黑色的。
5. 从一个节点到该节点的子孙节点的所有路径上包含相同数目的黑节点。

每个新建的节点都按照二分插入被插入到正确的位置上，并且初始化为红色。然后按照以下情况进行调整。

1. 插入节点为根节点
   直接把插入节点涂为黑色即可。

2. 插入节点的父节点为黑色
   不需要任何调整。

3. 插入节点的父节点为红色
   需要调整（两个红色节点不能相接，而现在同为红色，所以需要调整），下面分情况讨论。

3.1 叔叔节点为红色
把父节点和叔叔节点变成黑色，祖父节点变为红色，然后递归处理祖父节点。
3.2 叔叔节点为黑色
3.2.1 插入节点、父节点和祖父节点，在同一直线（插入节点是父节点的左孩子，父节点是祖父节点的左孩子;或者都是右孩子）
交换父节点和祖父节点的颜色，然后祖父节点往反方向旋转（插入节点和父节点是左孩子，则祖父节点右旋，反正左旋）。

3.2.2 插入节点、父节点和祖父节点，不在同一直线
先旋转父节点，使三点同线，然后参考3.2.1

一致性哈希

一致性哈希主要就是解决当机器减少或增加的时候，大面积的数据重新哈希的问题
一致性 Hash 算法也是使用取模的思想，只是，刚才描述的取模法是对节点数量进行取模，而一致性Hash算法是对 2^32 取模，什么意思呢？简单来说，一致性Hash算法将整个哈希值空间组织成一个虚拟的圆环，如假设某哈希函数H的值空间为0-2^32-1

为什么析构函数要写成虚函数以及为什么不要在构造/析构函数调用虚函数

1、构造函数不能声明为虚函数

1）因为创建一个对象时需要确定对象的类型，而虚函数是在运行时确定其类型的。而在构造一个对象时，由于对象还未创建成功，编译器无法知道对象的实际类型，是类本身还是类的派生类等等

2）虚函数的调用需要虚函数表指针，而该指针存放在对象的内存空间中；若构造函数声明为虚函数，那么由于对象还未创建，还没有内存空间，更没有虚函数表地址用来调用虚函数即构造函数了

2、析构函数最好声明为虚函数

首先析构函数可以为虚函数，当析构一个指向派生类的基类指针时，最好将基类的析构函数声明为虚函数，否则可以存在内存泄露的问题。

如果析构函数不被声明成虚函数，则编译器实施静态绑定，在删除指向派生类的基类指针时，只会调用基类的析构函数而不调用派生类析构函数，这样就会造成派生类对象析构不完全。
最好不要在构造函数和析构函数中调用虚函数！

构造派生类对象时，首先调用基类构造函数初始化对象的基类部分。在执行基类构造函数时，对象的派生类部分是未初始化的。实际上，此时的对象还不是一个派生类对象。

析构派生类对象时，首先撤销/析构他的派生类部分，然后按照与构造顺序的逆序撤销他的基类部分。

因此，在运行构造函数或者析构函数时，对象都是不完整的。为了适应这种不完整，编译器将对象的类型视为在调用构造/析构函数时发生了变换，即：视对象的类型为当前构造函数/析构函数所在的类的类类型。由此造成的结果是：在基类构造函数或者析构函数中，会将派生类对象当做基类类型对象对待。

而这样一个结果，会对构造函数、析构函数调用期间调用的虚函数类型的动态绑定对象产生影响，最终的结果是：如果在构造函数或者析构函数中调用虚函数，运行的都将是为构造函数或者析构函数自身类类型定义的虚函数版本。 无论有构造函数、析构函数直接还是间接调用虚函数。

vector底层

每个动态数组都分配有一定容量，当存储的数据达到容量的上限的时候，就重新分配内存。

vector是我们用到最多的数据结构，其底层数据结构是数组，由于数组的特点，vector也具有以下特性：
1、O(1)时间的快速访问；
2、顺序存储，所以插入到非尾结点位置所需时间复杂度为O(n)，删除也一样；
3、扩容规则：
当我们新建一个vector的时候，会首先分配给他一片连续的内存空间，如std::vector vec，当通过push_back向其中增加元素时，如果初始分配空间已满，就会引起vector扩容，其扩容规则在gcc下以2倍方式完成：
首先重新申请一个2倍大的内存空间；
然后将原空间的内容拷贝过来；
最后将原空间内容进行释放，将内存交还给操作系统；

vector 容器的源代码不难发现，它就是使用 3 个迭代器（可以理解成指针）来表示的：
_Myfirst 指向的是 vector 容器对象的起始字节位置；_Mylast 指向当前最后一个元素的末尾字节；_myend 指向整个 vector 容器所占用内存空间的末尾字节。
_Myfirst 和 _Mylast 可以用来表示 vector 容器中目前已被使用的内存空间；
_Mylast 和 _Myend 可以用来表示 vector 容器目前空闲的内存空间；
_Myfirst 和 _Myend 可以用表示 vector 容器的容量。

容器(containers)
迭代器(iterators)
空间配置器(allocator)
配接器(adapters)
算法(algorithms)
仿函数(functions)
顺序容器
vector
list,list是stl实现的双向链表，与向量vector想比，它允许快速的插入和删除，但是随机访问却是比较慢
deque
deque容器类与vector类似，支持随机访问和快速插入和删除，与vector不同，deque还支持从开始端插入数据：push_front。其余的类似vector操作方法的使用.
关联容器
map, set

右值引用

左值是指表达式结束后依然存在的持久化对象，右值是指表达式结束时就不再存在的临时对象。所有的具名变量或者对象都是左值，而右值不具名。很难得到左值和右值的真正定义，但是有一个可以区分左值和右值的便捷方法：看能不能对表达式取地址，如果能，则为左值，否则为右值。
为了支持移动操作，c++新标准引入了一种新的引用类型—右值引用。所谓右值引用就是必须绑定到右值的引用。我们通过&&而不是&来获得右值引用。如我们将要看到的，右值引用有一个重要的性质—只能绑定到一个将要销毁的对象。 因此，我们可以自由地将一个右值引用的资源“移动”到另一个对象中。
一个const的左值引用，是可以绑定到右值上的。
一般而言，一个左值表达式表示的是一个对象的身份，而一个右值表达式表示的是对象的值。
1.左值持久，右值短暂
左值有持久的状态，而右值要么是字面值常量，要么是表达式求值过程中创建的临时对象。
由于右值引用只能绑定到临时对象，我们得知
1.所引用的对象将要被销毁
2,.该对象没有其他用户

这两个特征意味着：使用右值引用的代码可以自由地接管所引用的对象的资源。

2.变量是左值
变量可以看作只有一个运算对象而没有运算符的表达式，虽然我们很少这样看待变量。类似于其他任何表达式，变量表达式也有左值/右值属性。变量表达式都是左值，带来的结果就是，我们不能将一个右值引用绑定到一个右值引用类型的变量上。
3.标准库move函数
虽然不能将一个右值引用直接绑定到一个左值上，但我们可以显式地将一个左值转换为对应的右值引用类型。我们可以通过调用一个名为move的新标准库函数来获得绑定到左值上的右值引用，此函数定义在头文件utility中。
move调用告诉编译器：我们有一个左值，但我们希望像右值一样处理它。我们必须认识到，调用move就意味着承诺：除了对rr1赋值或者销毁之外，我们将不再使用它。在调用move之后，我们不能对移后源对象的值做任何假设。

注意：
1.我们可以销毁一个移后源对象，也可以赋予它新值，但是不能使用一个移后源对象的值。
2.对于move的使用应该是std:move而不是move。这样做可以避免潜在的名字冲突。

右值引用通常用于两种情况，模板转发其实参、模板被重载。下面都会介绍到
前面说到，const左值引用做参数和右值引用做参数一样，是可以匹配所有的参数类型，但当重载函数同时出现时，右值引用做参数的函数绑定非const右值，const左值引用做参数的函数绑定左值和const右值（非const右值就是通过右值引用来引用的右值，虽然无法获取右值的地址，但是可以通过定义右值引用来更改右值）
Template void f(T&&) //绑定到非const右值
Template void f(const T&) //左值和const右值

接口和抽象类的区别

抽象类是特殊的类，只是不能被实例化（将定义了一个或多个纯虚函数的类称为抽象类）；除此以外，具有类的其他特性；重要的是抽象类可以包括抽象方法，这是普通类所不能的，但同时也能包括普通的方法。抽象方法只能声明于抽象类中，且不包含任何实现，派生类必须覆盖它们。另外，抽象类可以派生自一个抽象类，可以覆盖基类的抽象方法也可以不覆盖，如果不覆盖，则其派生类必须覆盖它们。虽然不能定义抽象类的实例，但是可以定义它的指针，并且指向抽象类的指针实际上在赋值时是指向其继承类的实例化对象的，这样通过统一的使用该指针可以很好的封装不同子类的实现过程。
接口是引用类型的，类似于类,和抽象类的相似之处有三点：

1、不能实例化；

2、包含未实现的方法声明；

3、派生类必须实现未实现的方法，抽象类是抽象方法，接口则是所有成员（不仅是方法包括其他成员）；

另外，接口有如下特性：
接口除了可以包含方法之外，还可以包含属性、索引器、事件，而且这些成员都被定义为公有的。除此之外，不能包含任何其他的成员，例如：常量、域、构造函数、析构函数、静态成员。一个类可以直接继承多个接口，但只能直接继承一个类（包括抽象类）。

1.接口和抽象类的概念不一样。接口是对动作的抽象，抽象类是对根源的抽象。抽象类表示的是，这个对象是什么。接口表示的是，这个对象能做什 么。比如，男人，女 人，这两个类（如果是类的话……），他们的抽象类是人。说明，他们都是人人可以吃东西，狗也可以吃东西， 你可以把“吃 东西”定义成一个接口，然后让这些类去实 现它.所以，在高级语言上，一个类只能继承一个类（抽象类）(正如人不可能同时 是生物和非生物)，但 是可以实现多个接口(吃饭接口、走路接口)。

2.抽象类在定义类型方法的时候，可以给出方法的实现部分，也可以不给出；而对于接口来说，其中所定义的方法都不能给出实现部分。

3.继承类对于两者所涉及方法的实现是不同的。继承类对于抽象类所定义的抽象方法，可以不用重写，也就是说，可以延用抽象类的方法；而对于接口类所定义的方法或者属性来说，在继承类中必须要给出相应的方法和属性实现。

4.接口可以用于支持回调,而继承并不具备这个特点.

5.抽象类不能被密封，一个类一次可以实现若干个接口,但是只能扩展一个(抽象类)父类 ；。

6.抽象类实现的具体方法默认为虚的，但实现接口的类中的接口方法却默认为非虚的，当然您也可以声明为虚的.

7.（接口）与非抽象类类似，抽象类也必须为在该类的基类列表中列出的接口的所有成员提供它自己的实现。但是，允许抽象类将接口方法映射到抽象方法上。

8.抽象类实现了oop中的一个原则，把可变的与不可变的分离。抽象类和接口就是定义为不可变的，而把可变的座位子类去实现。

9.好的接口定义应该是具有专一功能性的，而不是多功能的，否则造成接口污染。（如果一个类只是为实现了这个接口的中一个功能，而但是却不得不去实现接口中的其他方法，就叫接口污染。 ）

10.尽量避免使用继承来实现组建功能，而是使用黑箱复用，即对象组合。因为继承的层次增多，造成最直接的后果就是当你调用这个类群中某一 类，就必须把他们全部加载到栈中！后果可想而知.（结合堆栈原理理解）。同时，有心的朋友可以留意到微软在构建一个类时，很多时候用 到了对象组合的方法。比如asp.net中，Page类，有Server Request等属性，但其实他们都是某个类的对象。使用Page类的这个对象来调 用另外的类的方法和属性，这个是非常基本的一个设计原则。

11.如果抽象类实现接口，则可以把接口中方法映射到抽象类中作为抽象方法而不必实现，而在抽象类的子类中实现接口中方法.

抽象类(abstract class)和接口(interface)的概念是面向对象设计中常用的概念, 也是比较容易混淆的概念. 在这里, 我提出一种区分它们的思路:

1. 如果一个类B在语法上继承(extend)了类A, 那么在语义上类B是一个类A.

2. 如果一个类B在语法上实现了(implement)接口I, 那么类B遵从接口I制定的协议.
   比如，一家生产门的公司，需要先定义好门的模板，以便能快速生产出各种规格的门。
   这里的模板通常会有两类模板：抽象类模板和接口模板。
   抽象类模板：这个模板里面应该包含所有门都应该具有的共同属性（如，门的形状和颜色等）和共同行为（如，开门和关门）。
   接口模板：有些门可能需要具有报警和指纹识别等功能，但这些功能又不是所有门必须具有的，所以像这样的行为应该放在单独的接口中。
   有了上面的两类模板，以后生产门就很方便了：利用抽象类模板和包含了报警功能的接口模板就能生产具有报警功能的门了。同理，利用抽象类模板和包含了指纹识别功能的接口模板就能生产具有指纹识别功能的门了。

总之：抽象类用来抽象自然界一些具有相似性质和行为的对象。而接口用来抽象行为的标准和规范，用来告诉接口的实现者必要按照某种规范去完成某个功能。

有哪些排序算法，哪些是稳定的，哪些是不稳定的，排序效率

快速排序的时间复杂度和空间复杂度。。。讲一下时间复杂度的算法
如果我们查找一个值得话，你会怎么使用排序这个算法，什么场景下会用到排序，什么场景下不会用到排序
数据量非常非常大，你会怎么用排序。。。我说切分合并，他就问我小数组怎么合并，怎么进行两两合并。（我就说按顺序比较合并）。。你这个方式高效吗，你怎么优

这么大的数据，用普通的排序一定不行，
可以这样，用身份证号的前三位切割这个数据，这样会分成999份，
每一份再进行排序，比如构造一个平衡二叉树，最典型的的就是TreeMap和TreeSet（TreeSet底层是使用了TreeMap算法，而TreeMap算法底层是实现了红黑树的平衡二叉树的排序）；
然后按照文件名进行排序，这样就实现了大数据排序；
因为排序二叉树的复杂度为O(lgn)到O(n) ;
因此我们可以做到 O(n)

冒泡改进：交换标志位didswap = false， 发生一次交换就置为true，如果原始有序，扫描完一次也不交换，didswap = false，此时return，最好的时间复杂度：O(n)

常见的快速排序、归并排序、堆排序、冒泡排序 等属于比较排序 。在排序的最终结果里，元素之间的次序依赖于它们之间的比较。每个数都必须和其他数进行比较，才能确定自己的位置 。

在冒泡排序之类的排序中，问题规模为n，又因为需要比较n次，所以平均时间复杂度为O(n²)。在归并排序、快速排序之类的排序中，问题规模通过分治法消减为logN次，所以时间复杂度平均O(nlogn)。

比较排序的优势是，适用于各种规模的数据，也不在乎数据的分布，都能进行排序。可以说，比较排序适用于一切需要排序的情况。

计数排序、基数排序、桶排序则属于非比较排序 。非比较排序是通过确定每个元素之前，应该有多少个元素来排序。针对数组arr，计算arr[i]之前有多少个元素，则唯一确定了arr[i]在排序后数组中的位置 。

非比较排序只要确定每个元素之前的已有的元素个数即可，所有一次遍历即可解决。算法时间复杂度O(n)。

非比较排序时间复杂度底，但由于非比较排序需要占用空间来确定唯一位置。所以对数据规模和数据分布有一定的要求。

野指针

野指针不同于空指针，空指针是指一个指针的值为null，而野指针的值并不为null，野指针会指向一段实际的内存，只是它指向哪里我们并不知情，或者是它所指向的内存空间已经被释放，所以在实际使用的过程中，我们并不能通过指针判空去识别一个指针是否为野指针。避免野指针只能靠我们自己养成良好的编程习惯，下面说说哪些情况下会产生野指针，以及怎样避免。

1. 指针变量的值未被初始化： 声明一个指针的时候，没有显示的对其进行初始化，那么该指针所指向的地址空间是乱指一气的。如果指针声明在全局数据区，那么未初始化的指针缺省为空，如果指针声明在栈区，那么该指针会随意指向一个地址空间。所以良好的编程习惯就是在声明指针的时候就对其进行初始化，如果暂时不知道该初始化成什么值，就先把指针置空。
2. 指针所指向的地址空间已经被free或delete：在堆上malloc或者new出来的地址空间，如果已经free或delete，那么此时堆上的内存已经被释放，但是指向该内存的指针如果没有人为的修改过，那么指针还会继续指向这段堆上已经被释放的内存，这时还通过该指针去访问堆上的内存，就会造成不可预知的结果，给程序带来隐患，所以良好的编程习惯是：内存被free或delete后，指向该内存的指针马上置空。
3. 指针操作超越了作用域：
   2G的日志文件如何查找到异常日志数量

100G文件，如何统计出现次数top的句子

我们知道，数据大则划为小的，如如一亿个Ip求Top 10，可先%1000将ip分到1000个小文件中去，并保证一种ip只出现在一个文件中，再对每个小文件中的ip进行hashmap计数统计并按数量排序，最后归并或者最小堆依次处理每个小文件的top10以得到最后的结。

针对此类典型的TOP K问题，采取的对策往往是：hashmap + 堆。如下所示：

hash_map统计：先对这批海量数据预处理。具体方法是：维护一个Key为Query字串，Value为该Query出现次数的HashTable，即hash_map(Query，Value)，每次读取一个Query，如果该字串不在Table中，那么加入该字串，并且将Value值设为1；如果该字串在Table中，那么将该字串的计数加一即可。最终我们在O(N)的时间复杂度内用Hash表完成了统计；
堆排序：第二步、借助堆这个数据结构，找出Top K，时间复杂度为N‘logK。即借助堆结构，我们可以在log量级的时间内查找和调整/移动。因此，维护一个K(该题目中是10)大小的小根堆，然后遍历300万的Query，分别和根元素进行对比。所以，我们最终的时间复杂度是：O（N） + N’ * O（logK），（N为1000万，N’为300万）。

要解决该问题首先要找到一种分类方式，把重复出现的IP都放到一个文件里面，一共分成100份，这可以通过把IP对100取模得到，具体方法如去掉IP中的点转化为一个long型变量，这样取模为0,1,2…99的IP都分到一个文件了，那么这个分就能保证每一文件都能载入内存吗？这可不一定，万一模为9的IP特别多怎么办，可以再对这一类IP做一次取模，直到每个小文件足够载入内存为止。这个分类很关键，如果是随便分成100份，相同的IP被分在了不同的文件中，接下来再对每个文件统计次数并做归并，这个思路就没有意义了，起不到“大而化小，各个击破，缩小规模，逐个解决”的效果了。

好了，接下来把每个小文件载入内存，建立哈希表unordered_map，将每个IP作为关键字映射为出现次数，这个哈希表建好之后也得先写入硬盘，因为内存就那么多，一共要统计100个文件呢。

在统计完100个文件之后，我再建立一个小顶堆，大小为100，把建立好并存在硬盘哈希表载入内存，逐个对出现次数排序，挑出出现次数最多的100个，由于次数直接和IP是对应的，找出最多的次数也就找出了相应的IP。

这只是个大致的算法，还有些细节，比如第90到110大的元素出现次数一样呢，就随机舍弃掉10个吗？整个的时间复杂度分类O(n)，建哈希表O(n)，挑出出现最多次数的O(nlogk)

操作系统

为什么文件拷贝比文件删除慢

复制文件必须把整个文件读取并重写到另一位置，当然耗时。
删除文件只是在磁盘上对该文件作一标记，表示该文件占用的位置已经释放，别的程序可以继续往那个位置写数据了，源文件并未真正被抹去。就象往录音带上重复录音一样，再次写入新数据自然会覆盖旧数据。所以删除操作很快。

操作系统在删除文件时，只是把文件标识（文件头链接）删掉了，文件原文还保留着。所以删除后的文件，常常还能被找回来。复制文件要全文读写一遍自然会比删除文件慢。越大的文件，这种现象越明显。

线程和进程区别

根本区别：进程是操作系统资源分配的基本单位，而线程是任务调度和执行的基本单位

在开销方面：每个进程都有独立的代码和数据空间（程序上下文），程序之间的切换会有较大的开销；线程可以看做轻量级的进程，同一类线程共享代码和数据空间，每个线程都有自己独立的运行栈和程序计数器（PC），线程之间切换的开销小。

所处环境：在操作系统中能同时运行多个进程（程序）；而在同一个进程（程序）中有多个线程同时执行（通过CPU调度，在每个时间片中只有一个线程执行）

内存分配方面：系统在运行的时候会为每个进程分配不同的内存空间；而对线程而言，除了CPU外，系统不会为线程分配内存（线程所使用的资源来自其所属进程的资源），线程组之间只能共享资源。

包含关系：没有线程的进程可以看做是单线程的，如果一个进程内有多个线程，则执行过程不是一条线的，而是多条线（线程）共同完成的；线程是进程的一部分，所以线程也被称为轻权进程或者轻量级进程。
线程有自己的堆栈和局部变量，但线程之间没有单独的地址空间，一个线程死掉就等于整个进程死掉，所以多进程的程序要比多线程的程序健壮。线程共享全局变量，静态变量等数据，但是要处理好同步和互斥的关系。

但在进程切换时，耗费资源较大，效率要差一些。但对于一些要求同时进行并且又要共享某些变量的并发操作，只能用线程，不能用进程。

进程通信

四种通信机制
信号、管道、消息队列、共享内存

管道通信
进程基于共享文件的通信机制，缓冲区

消息队列
1）直接通信方式：发送进程直接把消息发送给接收进程，并把它挂在接收进程的消息缓冲队列上
2）间接通信方式：发送进程把消息发送到某个中间实体，接收进程从中间实体取得消息。信箱通信

共享存储
在通信的进程之间存在一块可直接访问的共享空间，通过对这片共享空间进行读写操作实现信息交换。
低级方式：基于数据结构的共享
高级方式：基于存储区的共享

进程的状态之间的转换过程

1.进程的三种基本状态

进程在运行中不断地改变其运行状态。通常，一个运行进程必须具有以下三种基本状态。

就绪(Ready)状态

当进程已分配到除CPU以外的所有必要的资源，只要获得处理机便可立即执行，这时的进程状态称为就绪状态。

执行（Running）状态
当进程已获得处理机，其程序正在处理机上执行，此时的进程状态称为执行状态。

阻塞(Blocked)状态
正在执行的进程，由于等待某个事件发生而无法执行时，便放弃处理机而处于阻塞状态。引起进程阻塞的事件可有多种，例如，等待I/O完成、申请缓冲区不能满足、等待信件(信号)等。

2.进程三种状态间的转换

一个进程在运行期间，不断地从一种状态转换到另一种状态，它可以多次处于就绪状态和执行状态，也可以多次处于阻塞状态。图3_4描述了进程的三种基本状态及其转换。

(1) 就绪→执行
处于就绪状态的进程，当进程调度程序为之分配了处理机后，该进程便由就绪状态转变成执行状态。

(2) 执行→就绪
处于执行状态的进程在其执行过程中，因分配给它的一个时间片已用完而不得不让出处理机，于是进程从执行状态转变成就绪状态。

(3) 执行→阻塞
正在执行的进程因等待某种事件发生而无法继续执行时，便从执行状态变成阻塞状态。

(4) 阻塞→就绪
处于阻塞状态的进程，若其等待的事件已经发生，于是进程由阻塞状态转变为就绪状态。

多线程实现Thread

/Runnable/Callable)
线程是轻量级的进程，每个线程可以独立的运行不同的指令序列，但是线程不独立的拥有资源，依赖于创建它的进程而存在。也就是说，同一进程中的多个线程共享相同的地址空间，可以访问进程中的大部分数据，指针和引用可以在线程间进行传递。这样，同一进程内的多个线程能够很方便的进行数据共享以及通信，也就比进程更适用于并发操作。由于缺少操作系统提供的保护机制，在多线程共享数据及通信时，就需要程序员做更多的工作以保证对共享数据段的操作是以预想的操作顺序进行的，并且要极力的避免死锁。

C++11的标准库中提供了多线程库，使用时需要#include 头文件。
join
detach
C++11中线程分为可结合的(joinable)和分离的(detached) 。每个joinable线程都对应相应的thread对象， 并且需要使用join来等待其退出，而detached线程没有对应的thread对象，只在后台自主运行。这里不建议大家使用detached线程，因为线程运行时会访问一些对象，而主线程退出时detached线程未必退出，这时线程就非常容易崩溃。

线程同步

同步：需要在某些位置上协调进程之间的工作次序而等待、传递信息所产生的制约关系
互斥：当一个进程进入临界区使用临界资源时，其他要求进入临界区必须等待

1、临界区互斥
原则：空闲让进、忙则等待、有限等待、让权等待

软件实现：单标志法、双标志法
硬件实现：中断屏蔽法
信号量：利用PV操作实现互斥

多线程如何实现线程安全？

一个线程安全的类(class)应当满足三个条件:
多个线程同时访问时, 其表现出正确的行为;
无论操作系统如何调度这些线程, 无论这些线程的执行顺序如何交织(interleaving);
调用端的代码无需额外的同步或其他协调动作;

1、互斥同步（加锁）
悲观的并发策略
互斥同步是最常见的一种并发正确性保障手段。同步是指在多线程并发访问共享数据时，保证共享数据在同一时刻只被一个线程使用

2、非阻塞同步

随着硬件指令集的发展，出现了基于冲突检测的乐观并发策略，通俗地说，就是先进行操作，如果没有其他线程争用共享数据，那操作就成功了；如果共享数据有争用，产生了冲突，那就再采用其他的补偿措施。（最常见的补偿错误就是不断地重试，直到成功为止），这种乐观的并发策略的许多实现都不需要把线程挂起，因此这种同步操作称为非阻塞同步。

线程的sleep和wait有什么区别

由于sleep()方法是Thread类的方法，因此它不能改变对象的锁。所以当在一个Synchronized方法中调用sleep（）时，线程虽然休眠了，但是对象的机锁没有被释放，其他线程仍然无法访问这个对象。而wait()方法则会在线程休眠的同时释放掉机锁，其他线程可以访问该对象。

内存泄漏和内存溢出是什么原因导致，怎么解决

内存泄漏（Memory leak）:当一个对象不在使用了，本应该被垃圾回收器（JVM）回收，但是这个对象由于被其他正在使用的对象所持有，造成无法被回收的结果，通俗点就是系统把一定的内存值A借给程序，但是系统却收不回完整的A值，那就是内存泄漏。

内存溢出（Out of memory）:系统会给每个程序分配内存也就是Heap size值，当所需要的内存大于了系统分配的内存，就会造成内存溢出；就是程序A找系统借内存实例化对象，但是系统没有那么多内存可借。导致功能实现失败。这就是内存溢出。

内存泄漏是造成内存溢出（OOM）的主要原因，因为系统分配给每个程序的内存也就是Heap size的值都是有限的，当内存泄漏到一定值的时候，最终会发生程序所需要的内存值加上泄漏值大于了系统所分配的内存额度，就是触发内存溢出。

解决方法：

第一步，修改JVM启动参数，直接增加内存。(-Xms，-Xmx参数一定不要忘记加。)

第二步，检查错误日志，查看“OutOfMemory”错误前是否有其它异常或错误。

第三步，对代码进行走查和分析，找出可能发生内存溢出的位置。

重点排查以下几点：
1.检查对数据库查询中，是否有一次获得全部数据的查询。一般来说，如果一次取十万条记录到内存，就可能引起内存溢出。这个问题比较隐蔽，在上线前，数据库中数据较少，不容易出问题，上线后，数据库中数据多了，一次查询就有可能引起内存溢出。因此对于数据库查询尽量采用分页的方式查询。

2.检查代码中是否有死循环或递归调用。

3.检查是否有大循环重复产生新对象实体。

4.检查对数据库查询中，是否有一次获得全部数据的查询。一般来说，如果一次取十万条记录到内存，就可能引起内存溢出。这个问题比较隐蔽，在上线前，数据库中数据较少，不容易出问题，上线后，数据库中数据多了，一次查询就有可能引起内存溢出。因此对于数据库查询尽量采用分页的方式查询。

5.检查List、MAP等集合对象是否有使用完后，未清除的问题。List、MAP等集合对象会始终存有对对象的引用，使得这些对象不能被GC回收。

第四步，使用内存查看工具动态查看内存使用情况

内存溢出就是要求分配的内存超出了系统所给的。内存泄漏是指向系统申请分配内存进行使用（new），但是用完后不归还（delete），导致占用有效内存。

内存泄漏可分为4类：
1.常发性内存泄漏
引起内存泄漏的代码会被很多次执行，每次执行的时候都会导致内存泄漏
2.偶发性内存泄漏
在某些特定的环境下执行引起内存泄漏的代码，才会引起内存泄漏
从以上两种内存泄漏的方式来看，测试环境和测试方法在程序生命周期的重要性是不可或缺的。
3.一次性内存泄漏
代码只会执行一次，但总有一块内存发生泄漏，多见于构造类的时候，析构函数没有释放内存。
4.隐式泄漏
程序运行过程中不断的分配内存，直到结束时才释放内存，但一般服务器程序会运行较长的时间，不及时释放也会导致内存耗尽以至于内存泄漏。

内存越界

内存越界是指向系统申请一块内存后，使用时却超出申请范围。比如一些操作内存的函数：sprintf、strcpy、strcat、vsprintf、memcpy、memset、memmove。当造成内存泄漏的代码运行时，所带来的错误是无法避免的，通常会造成
1.破坏了堆中内存内存分配信息数据
2.破坏了程序其他对象的内存空间
3.破坏了空闲内存块
附：如果在之前你的程序运行一切正常，但因为你新增了几个类的成员变量或者修改了一部分代码（前提是保证你的这些修改是完全正确的）而导致程序发生错误，则因考虑是否是内存被破坏的原因了，重点排查内存是否越界。

缓冲区溢出（栈溢出）
程序为了临时存取数据的需要，一般会分配一些内存空间称为缓冲区。如果向缓冲区中写入缓冲区无法容纳的数据，机会造成缓冲区以外的存储单元被改写，称为缓冲区溢出。而栈溢出是缓冲区溢出的一种，原理也是相同的。分为上溢出和下溢出。其中，上溢出是指栈满而又向其增加新的数据，导致数据溢出；下溢出是指空栈而又进行删除操作等，导致空间溢出。

死锁四个必要条件，两个人同时转账如何避免发生死锁

产生死锁的四个必要条件？

（1）互斥条件：进程对所分配到的资源不允许其他进程进行访问，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

（2）请求和保持条件：进程获得一定的资源之后，又对其他资源发出请求，但是该资源可能被其他进程占有，此事请求阻塞，但又对自己获得的资源保持不放

（3）不可剥夺条件：是指进程已获得的资源，在未完成使用之前，不可被剥夺，只能在使用完后自己释放

（4）环路等待条件：是指进程发生死锁后，必然存在一个进程–资源之间的环形链

四. 处理死锁的基本方法

1.预防死锁：通过设置一些限制条件，去破坏产生死锁的必要条件

2.避免死锁：在资源分配过程中，使用某种方法避免系统进入不安全的状态，从而避免发生死锁

3.检测死锁：允许死锁的发生，但是通过系统的检测之后，采取一些措施，将死锁清除掉

4.解除死锁：该方法与检测死锁配合使用

检测死锁

可以利用简化资源分配图的方法 , 来检测系统是否为死锁状态 .

所谓化简是指一个进程的所有资源请求均能被满足的话 , 可以设想该进程得到其所需的全部资源 , 最终完成任务 , 运行完毕 , 并释放所占有的全部资源 . 这种情况下 , 则称资源分配图可以被该进程化简 . 加入一个资源分配图可被其所有进程化简 , 那么称改图是可化简的 , 否则称改图是不可化简的

化简的方法如下 :

(1) 在资源分配图中 , 找出一个既非等待又非孤立的进程结点 Pi, 由于 Pi 可获得它所需要的全部资源 , 且运行完后释放它所占有的全部资源 , 故可在资源分配图中消去 Pi 所有的申请边和分配边 , 使之成为既无申请边又无分配边的孤立结点 .

(2) 将 Pi 所释放的资源分配给申请它们的进程 , 即在资源分配图中将这些进程对资源的申请边改为分配边 .

(3) 重复 (1),(2) 两步骤 , 知道找不到符合条件的进程结点

经过化简后 , 若能消去资源分配图中的所有边 , 使所有进程都成为孤立结点 , 则改图是可完全化简的 , 否则不可化简的 .

如何避免死锁

银行家算法
允许进程动态地申请资源，但系统在进行资源分配之前，应先计算此次分配资源的安全性，若分配不会导致系统进入不安全状态，则分配，否则等待。

加锁顺序（线程按一定顺序加锁，若所有线程都按相同顺序获得锁，就能避免死锁）

加锁时限（线程获取锁时加上时限，超时则放弃并释放所占有的锁，就能避免死锁）

死锁检测（一个更优的预防机制，主要针对不可能实现按序加锁和加锁时限的场景）

悲观锁和乐观锁是什么，什么情况下用悲观锁，什么情况下用乐观锁

悲观锁
总是假设最坏的情况，每次去拿数据的时候都认为别人会修改，所以每次在拿数据的时候都会上锁，这样别人想拿这个数据就会阻塞直到它拿到锁（共享资源每次只给一个线程使用，其它线程阻塞，用完后再把资源转让给其它线程）。传统的关系型数据库里边就用到了很多这种锁机制，比如行锁，表锁等，读锁，写锁等，都是在做操作之前先上锁。

乐观锁
总是假设最好的情况，每次去拿数据的时候都认为别人不会修改，所以不会上锁，但是在更新的时候会判断一下在此期间别人有没有去更新这个数据，可以使用版本号机制和CAS算法实现。乐观锁适用于多读的应用类型，这样可以提高吞吐量，像数据库提供的类似于write_condition机制，其实都是提供的乐观锁。

乐观锁适用于写比较少的情况下（多读场景），即冲突真的很少发生的时候，这样可以省去了锁的开销，加大了系统的整个吞吐量。但如果是多写的情况，一般会经常产生冲突，这就会导致上层应用会不断的进行retry，这样反倒是降低了性能，所以一般多写的场景下用悲观锁就比较合适。

智能指针的循环引用

智能指针可以帮助我们管理动态分配的堆内存，减少内存泄漏的可能性
手动管理堆内存有引起内存泄漏的可能，如果在执行Do something的时候发生了异常，那么程序就会直接跳到catch语句捕获异常，delete p这句代码不会被执行，发生了内存泄漏

用智能指针，当执行Do something的时候发生了异常，那么try块中的栈对象都会被析构。因此代码中p的析构函数会被调用，引用计数从1变成0，通过new分配的堆内存被释放，这样就避免了内存泄漏的问题

循环引用

在main函数中一个while循环结束的时候，pa和pb的析构函数被调用，但是class A对象和class B对象仍然被一个智能指针管理，A object和B object引用计数变成1，于是这两个对象的内存无法被释放，造成内存泄漏。

解决方法很简单，把class A或者class B中的shared_ptr改成weak_ptr即可，由于weak_ptr不会增加shared_ptr的引用计数，所以A object和B object中有一个的引用计数为1，在pa和pb析构时，会正确地释放掉内存

多个线程访问智能指针会有什么问题

智能指针也是同一指针，只是在调用时，智能封装了指针，当一个线程调用资源时，一个计数变量会自动+1，当Release时，会-1，当为0时，会清除此指针对象。这样就可避免一个线程清除了对象，而另一线程还在调用此对象，引发错误的情况。

定义为作互斥资源，保证进程互斥访问就可以。

计网

HTTP长连接端连接

HTTP协议：（HyperText Transfer Protocol超文本传输协议）是因特网上应用最为广泛的一种网络传输协议，所有的www文件都必须遵守的标准。是基于TCP/IP的关于数据在万维网中如何通讯的协议。

HTTP1.1规定了默认保持长连接（HTTP persistent connection ，也有翻译为持久连接），数据传输完成了保持TCP连接不断开（不发RST包、不四次握手），等待在同域名下继续用这个通道传输数据；相反的就是短连接。
HTTP的长连接和短连接本质上是TCP长连接和短连接。HTTP属于应用层协议，在传输层使用TCP协议，在网络层使用IP协议。

在HTTP/1.0中，默认使用的是短连接。也就是说，浏览器和服务器每进行一次HTTP操作，就建立一次连接，但任务结束就中断连接。如果客户端浏览器访问的某个HTML或其他类型的 Web页中包含有其他的Web资源，如JavaScript文件、图像文件、CSS文件等；当浏览器每遇到这样一个Web资源，就会建立一个HTTP会话。

但从 HTTP/1.1起，默认使用长连接，用以保持连接特性。使用长连接的HTTP协议，会在响应头有加入这行代码：

Connection:keep-alive
　　在使用长连接的情况下，当一个网页打开完成后，客户端和服务器之间用于传输HTTP数据的 TCP连接不会关闭，如果客户端再次访问这个服务器上的网页，会继续使用这一条已经建立的连接。Keep-Alive不会永久保持连接，它有一个保持时间，可以在不同的服务器软件（如Apache）中设定这个时间。实现长连接要客户端和服务端都支持长连接。
　　
长连接多用于操作频繁，点对点的通讯，而且连接数不能太多情况，。每个TCP连接都需要三步握手，这需要时间，如果每个操作都是先连接，再操作的话那么处理速度会降低很多，所以每个操作完后都不断开，次处理时直接发送数据包就OK了，不用建立TCP连接。例如：数据库的连接用长连接， 如果用短连接频繁的通信会造成socket错误，而且频繁的socket 创建也是对资源的浪费。

而像WEB网站的http服务一般都用短链接，因为长连接对于服务端来说会耗费一定的资源，而像WEB网站这么频繁的成千上万甚至上亿客户端的连接用短连接会更省一些资源，如果用长连接，而且同时有成千上万的用户，如果每个用户都占用一个连接的话，那可想而知吧。所以并发量大，但每个用户无需频繁操作情况下需用短连好。

HTTP中get和post区别

HTTP协议并没有对GET和POST的长度做限制，其实是浏览器限制了他们传输大小。

URL地址是有长度限制的，浏览器不同长度限制的具体数值也是不一样的。比如IE是2083字节。需要注意的是这些仅仅是URL地址栏的长度限制。

理论上来说POST的长度是没有限制的，但是受服务器的配置限制或者内存大小的限制，造成了实际开发中POST也是有数据长度的限制的。可以在PHP下修改php.conf中的postmaxsize值来设置POST的大小。

为什么说GET比POST更快？

有一个原因是POST需要在请求的body部分包含数据，所以会多了几个描述部分的首部字段比如：content-type，但这是微乎其微的，可以忽略不计。

另外一种愿意是POST和GET请求的过程是不一样的
POST请求的过程：先进行3次握手，然后服务器返回100continue响应，浏览器再次发送数据，服务器返回200成功响应。
GET请求的过程：也是先进性3次握手，然后服务器返回成功响应。
也就是说POST是要比GET多进行一次数据传输的，所以GET请求就比POST请求更快。
但是在现在服务器配置较高和网速较快的情况下，这多出来的一次数据传输在实际中并没有什么影响。

因为GET是获取数据，所以GET请求是安全且幂等的，是无害的。这个安全指得是对数据不会造成影响。幂等简单的来说就是无论获取多少次数据得到的资源都是一样的。

POST是向服务器传输数据，数据会被重新提交，所以就会有对原有的数据造成伤害。

http状态码 举例说明

1XX

表示请求已被接受，需接后续处理。这类响应是临时响应，只包含状态行和某些可选的响应头信息，并以空行结束。

2XX

表示请求已成功被服务器接收、理解并接受。

3XX

表示需要客户端采取进一步的操作才能完成请求。通常用来重定向，重定向目标需在本次响应中指明。

4XX

表示客户端可能发生了错误，妨碍了服务器的处理。

5XX

表示服务器在处理请求的过程中有错误或者异常状态发生，也有可能是服务器以当前的软硬件资源无法完成对请求的处理。

200 OK

请求成功，请求所希望的响应头或数据体将随此响应返回。

400 Bad Request

由于客户端的语法错误、无效的请求或欺骗性路由请求，服务器不会处理该请求。

403 Forbidden

服务器已经理解该请求，但是拒绝执行，将在返回的实体内描述拒绝的原因，也可以不描述仅返回404响应。

404 Not Found

请求失败，请求所希望得到的资源未被在服务器上发现，但允许用户的后续请求。

500 Internal Server Error

通用错误消息，服务器遇到了一个未曾预料的状况，导致了它无法完成对请求的处理，不会给出具体错误信息。

503 Service Unavailable

由于临时的服务器维护或者过载，服务器当前无法处理请求。这个状况是暂时的，并且将在一段时间以后恢复。

HTTP和HTTPS的区别是什么

https协议需要到ca申请证书，一般免费证书较少，因而需要一定费用。
http是超文本传输协议，信息是明文传输，https则是具有安全性的ssl加密传输协议。
http和https使用的是完全不同的连接方式，用的端口也不一样，前者是80，后者是443。
http的连接很简单，是无状态的；HTTPS协议是由SSL+HTTP协议构建的可进行加密传输、身份认证的网络协议，比http协议安全。

输入一个URL后的过程

1.用户输入网址，浏览器发起DNS查询请求

用户访问网页，DNS服务器（域名解析系统）会根据用户提供的域名查找对应的IP地址。
域名解析服务器是基于UDP协议实现的一个应用程序，通常通过监听53端口来获取客户端的域名解析请求。DNS查找过程如下：
浏览器缓存 – 浏览器会缓存DNS记录一段时间。 有趣的是，操作系统没有告诉浏览器储存DNS记录的时间，这样不同浏览器会储存个自固定的一个时间（2分钟到30分钟不等）。
系统缓存 – 如果在浏览器缓存里没有找到需要的记录，浏览器会做一个系统调用（windows里是gethostbyname）。这样便可获得系统缓存中的记录。

路由器缓存 – 接着，前面的查询请求发向路由器，它一般会有自己的DNS缓存。

ISP DNS 缓存 – 接下来要check的就是ISP缓存DNS的服务器。在这一般都能找到相应的缓存记录。

递归搜索 – 你的ISP的DNS服务器从跟域名服务器开始进行递归搜索，从.com顶级域名服务器到Facebook的域名服务器。一般DNS服务器的缓存中会有.com域名服务器中的域名，所以到顶级服务器的匹配过程不是那么必要了。

2、建立TCP连接
浏览器通过DNS获取到web服务器真的IP地址后，便向web服务器发起tcp连接请求，通过TCP三次握手建立好连接后，浏览器便可以将HTTP请求数据通过发送给服务器了。

3、浏览器向 web 服务器发送一个 HTTP 请求
HTTP请求是一个基于TCP协议之上的应用层协议——超文本传输协议。一个http事务由一条(从客户端发往服务器的)请求命令和一个(从服务器发回客户端的)响应结果组成。

4、发送响应数据给客户端
Web服务器通常通过监听80端口，来获取客户端的HTTP请求。与客户端建立好TCP连接后，web服务器开始接受客户端发来的数据，并通过HTTP解码，从接受到的网络数据中解析出请求的url信息以前其他诸如Accept-Encoding、Accept-Language等信息。Web服务器根据HTTP请求头的信息，得到响应数据返回给客户端。一个典型的HTTP响应头数据报如下：

至此，一个HTTP通信过程完成。web服务器会根据HTTP请求头中的Connection字段值决定是否关闭TCP链接通道，当Connection字段值为keep-alive时，web服务器不会立即关闭此连接。（这一步一开始也许还会有重定向及浏览器跟踪重定向地址等）。

5、浏览器解析http response

（1）html文档解析（DOM Tree）

在浏览器没有完整接受全部HTML文档时，它就已经开始显示这个页面了。生成解析树即dom树，是由dom元素及属性节点组成，树的根是document对象。

（2）浏览器发送获取嵌入在HTML中的对象

加载过程中遇到外部css文件，浏览器另外发出一个请求，来获取css文件。遇到图片资源，浏览器也会另外发出一个请求，来获取图片资源。这是异步请求，并不会影响html文档进行加载。

但是当文档加载过程中遇到js文件，html文档会挂起渲染（加载解析渲染同步）的线程，不仅要等待文档中js文件加载完毕，还要等待解析执行完毕，才可以恢复html文档的渲染线程。

（3）css解析（parser Render Tree）

浏览器下载css文件，将css文件解析为样式表对象，并用来渲染dom tree。该对象包含css规则，该规则包含选择器和声明对象。

css元素遍历的顺序，是从树的低端向上遍历。

（4）js解析

浏览器UI线程：单线程，大多数浏览器（比如chrome）让一个单线程共用于执行javascrip和更新用户界面。

js阻塞页面：浏览器里的http请求被阻塞一般都是由js所引起，具体原因是js文件在下载完毕之后会立即执行，而js执行时候会阻塞浏览器的其他行为，有一段时间是没有网络请求被处理的，这段时间过后http请求才会接着执行，这段空闲时间就是所谓的http请求被阻塞。

js阻塞原因：之所以会阻塞UI线程的执行，是因为js能控制UI的展示，而页面加载的规则是要顺序执行，所以在碰到js代码时候UI线程会首先执行它

如何理解计算机网络的分层，为什么分层，问我为什么把下面分为操作系统层和内核层

采用分层划分的结构，既能规定不同层的完成的功能，又能实现层与层之间的改动而不相互影响。

物理层
物理层，顾名思义，用物理手段将电脑连接起来，就像我们上边讲到的计算机之间的物理连线。主要用来传输0、1信号，上边也分析过了，0、1信号毕竟没有任何的现实意义，所有我们用另一层用来规定不同0、1组合的意义是什么。

6.2 数据链路层
下层的物理层既然不能规定不同0、1组合的信号代表什么意义，那么我们在数据链路层规定一套协议，专门的给0、1信号进行分组，以及规定不同的组代表什么意思，从而双方计算机都能够进行识别，这个协议就是“以太网协议”
。
以太网规定，每组的电信号就是一个数据包，每个数据包我们可以成为“帧”。每帧的组成是由标头(Head)和数据(Data)组成。

但是问题又来了，我们要发送给对方计算机，怎么标识对方以及怎么知道对方的地址呢？

6.2.1）MAC 地址：

我们所说的MAC地址到底的作用是啥？说白了它就是作为网络中计算机设备的唯一标识，从计算机在厂商生产出来就被十六进制的数标识为MAC地址。

既然我们知道了用MAC地址作为标识，那么怎么才能知道我们要进行通信的计算机MAC地址呢？

6.2.2）广播：

这里广播详细的在下一节讲，这一节你只需要知道广播可以帮助我们能够知道对方的 MAC 地址。那么既然知道了MAC地址就可以通信了？没有想得那么简单，广播中还存在两种情况，一种是，在同一子网络下（同一局域网下）的计算机是通过 ARP 协议获取到对方 MAC地址的。不同自网络中（不同局域网）中是交给两个局域网的网关（路由器）去处理的。这里边涉及到很多细节的知识，都会集中到下一节，但是这一节你了解怎么进行标识计算机和怎么获取到MAC地址就可以了。

6.3 网络层
物理层和数据链路层都有自己的事情要做，也就是我们上边所讲到的这些（里边很多细节不在这节多说）。上边两层在我看来可以完成正常通信了，那么网络层出来干啥子？

网络层的由来是因为在数据链路层中我们说说两台计算机之间的通信是分为同一子网络和不同子网络之间，那么问题就来了，怎么判断两台计算机是否在同一子网络（局域网）中？这就是网络层要解决的问题。

6.3.1）IP 协议：

我们通常用到的 IP 地址，就是网络层中的东西，所规定的的协议就是 IP 协议。很多小伙伴问，IP 地址想必也是地址吧，上边都有唯一标识的 MAC 地址了，IP 地址出来是混饭吃的？为了能够让大家更方便的理解 IP 地址和 MAC 地址，我们可以将 IP 地址抽象成一种逻辑上的地址，也就是说 MAC 地址是物理上的地址，就是定死了。IP 地址呢，是动态分配的，不是固定死的。

我们就是通过 IP 地址来判断两个计算机设备是否在同一子网络中的，那么你会问它是怎么判断的，以及 IP 地址谁给他分配的？又是如何分配的等一些列问题，我们不着急，这里只说一下大体的流程，详细会后续写一大篇。

既然我们通过 IP 地址来判断两个计算机是否处于同一局域网中，那么首先要知道对方的 IP 地址吧？DNS 解析想必大家都知道，可以将域名解析为 IP 地址。好了，我们知道两台计算机的 IP 地址了，怎么进行判断是否同一局域网中？

6.3.2）子网掩码：

嘿嘿，又是一个只听说过，但是不知道这个什么作用的一个名词，没事，等我聊完，你就明白是做什么的了。

子网掩码就是用来标识同一局域网中的 IP 地址的信息的？什么信息？IP 地址是由 32 个二进制位组成的，也就是四个十进制（如：255.255.255.000）。

子网掩码也是由 32 个二进制位组成的，但是只能用 0 或 1 来表示，如：11111111.11111111.11111111.00000000。

到底什么意思呢？有 1 的部分表示网络部分，有 0 表示主机部分，这和判断两台计算机是否在同一局域网中有什么关系？没错，是有关系的！两台计算机的 IP 地址分别和子网掩码进行一种运算（AND 运算），如果结果相同，两台计算机就在同一局域网中，否则就不在同一局域网中。

AND 是如何进行运算的，IP 的数据包的组成等问题，不在这里多陈述。

6.4 传输层

传输层的主要功能就是为了能够实现“端口到端口”的通信。计算机上运行的不同程序都会分配不同的端口，所以才能使得数据能够正确的传送给不同的应用程序。

6.4.1）UDP 协议：

加入端口号也需要一套规则，那就是 UDP 协议，但是 UDP协议有个缺点，一旦进行通信，就不知道对方是否接收到数据了，我们再定义一套规则，让其可以和对方进行确认，那么 TCP 出现了。

6.4.2）TCP 协议：

我们通常说 TCP 三次握手和四次挥手，没错，这就是传输层中完成的，TCP 三次握手涉及到的内容贼多，都可以单独写一篇长文，这里不多陈述，知道它是在传输层中完成的以及它的作用是什么，能够认识到它就好了。

6.5 应用层协议
应用层的功能就是规定了应用程序的数据格式。我们经常用得到的电子邮件、HTTP协议、以及FTP数据的格式，就是在应用层定义的。

ARP协议

网络层

地址解析协议，即ARP（Address Resolution Protocol），是根据IP地址获取物理地址的一个TCP/IP协议。主机发送信息时将包含目标IP地址的ARP请求广播到局域网络上的所有主机，并接收返回消息，以此确定目标的物理地址；收到返回消息后将该IP地址和物理地址存入本机ARP缓存中并保留一定时间，下次请求时直接查询ARP缓存以节约资源。

ARP 协议发出一个数据包，包含在以太网的数据包中（其中包含对方的 IP 地址，对方的 MAC 地址栏是 FF:FF:FF:FF:FF:FF）。子网络中的每台主机都会收到这个包，然后从中取出 IP 地址与自身对比，如果两者相同，都做出回复，向对方报告自己的 MAC 地址，否则就丢弃这个包。

TCPIP socket的状态有哪些，TIME_WAIT是属于客户端的还是属于服务端的

socket()函数：
　　　　就是生成一个用于通信的套接字文件描述符

LISTEN:首先服务端需要打开一个socket进行监听，状态为LISTEN.
SYN_SENT:客户端通过应用程序调用connect进行active open.于是客户端tcp发送一个SYN以请求建立一个连接.之后状态置为SYN_SENT.
SYN_RECV:服务端应发出ACK确认客户端的SYN,同时自己向客户端发送一个SYN.之后状态置为SYN_RECV
ESTABLISHED: 代表一个打开的连接，双方可以进行或已经在数据交互了。
FIN_WAIT1:主动关闭(active close)端应用程序调用close，于是其TCP发出FIN请求主动关闭连接，之后进入FIN_WAIT1状态.
CLOSE_WAIT:被动关闭(passive close)端TCP接到FIN后，就发出ACK以回应FIN请求(它的接收也作为文件结束符传递给上层应用程序),并进入CLOSE_WAIT.
FIN_WAIT2:主动关闭端接到ACK后，就进入了FIN-WAIT-2 .
LAST_ACK:被动关闭端一段时间后，接收到文件结束符的应用程序将调用CLOSE关闭连接。这导致它的TCP也发送一个 FIN,等待对方的ACK.就进入了LAST-ACK .
TIME_WAIT:在主动关闭端接收到FIN后，TCP就发送ACK包，并进入TIME-WAIT状态。
CLOSING: 比较少见. 等待远程TCP对连接中断的确认 */
CLOSED: 被动关闭端在接受到ACK包后，就进入了closed的状态。连接结束.

socket 工作在七层网络模型的那一层

传输层

如何用UDP实现可靠传输？

1、实现方法：

（1）将实现放到应用层，然后类似于TCP，实现确认机制、重传机制和窗口确认机制；

发送端发送数据时，生成一个随机seq=x，然后每一片按照数据大小分配seq。数据到达接收端后接收端放入缓存，并发送一个ack=x的包，表示对方已经收到了数据。发送端收到了ack包后，删除缓冲区对应的数据。

时间到后，定时任务检查是否需要重传数据。

（2）给数据包进行编号，按顺序接收并存储，接收端收到数据包后发送确认信息给发送端，发送端接收到确认信息后继续发送，若接收端接收的数据不是期望的顺序编号，则要求重发；（主要解决丢包和包无序的问题）
、
2、已经实现的可靠UDP：

（1）RUDP 可靠数据报传输协议；

（2）RTP 实时传输协议

为数据提供了具有实时特征的端对端传送服务；

Eg：组播或单播网络服务下的交互式视频、音频或模拟数据

（3）UDT

基于UDP的数据传输协议，是一种互联网传输协议；

主要目的是支持高速广域网上的海量数据传输，引入了新的拥塞控制和数据可靠性控制机制（互联网上的标准数据传输协议TCP在高带宽长距离的网络上性能很差）；

UDT是面向连接的双向的应用层协议，同时支持可靠的数据流传输和部分可靠的数据报服务；

应用：高速数据传输，点到点技术(P2P)，防火墙穿透，多媒体数据传输；

Linux

Linux常用命令

配置网络IP	Ifconfig eth0 ip地址 netmask 子网掩码（临时），修改vi /etc/sysconfig/network-scripts/ifcfg-ethx（重启有效）
查看网络状态	netstat， ifconfig eth0
Linux查看进程、杀死进程	ps au查看进程，找到需要终止进程的PID再通过kill xxx，常用：kill －9 324
Linux查看端口号命令	查看哪些端口被打开 netstat -anp
查看80端口的命令	netstat -anpt
linux中查看进程资源占用的命令	top 显示所有进程信息， top
Linux命令查找当前目录下，所有含有abc的文件，并删除	grep -l “abc” ./* lxargs rm -rf， find . -name "abc*"lxargs rm -rfv
修改权限	chmod ［mode］ 文件名，0表示没有权限，1表示可执行权限，2表示可写权限，4表示可读权限。例：chmod 644 a.txt文件属主具有读，写权限，因为6=4+2。文件组具有读权限。其他用户具有读权限。
查看文件的三种类型	ls -l， file， stat
查看路径	pwd
修改文件内容	vi myfile 进入命令行模式，i 进入插入模式，esc退出到命令行模式，：wq退出并保存
压缩解压	tar -zxvf archive_name.tar.gz，zip /root/back-up/2018-05-10-ROOR.zip ./directory/* -r

inline, inode，硬连接软连接

inline修饰符，表示为内联函数。

栈空间就是指放置程式的局部数据也就是函数内数据的内存空间，在系统下，栈空间是有限的，假如频繁大量的使用就会造成因栈空间不足所造成的程式出错的问题，函数的死循环递归调用的最终结果就是导致栈内存空间枯竭。

上面的例子就是标准的内联函数的用法，使用inline修饰带来的好处我们表面看不出来，其实在内部的工作就是在每个for循环的内部任何调用dbtest(i)的地方都换成了(i%2>0)?“奇”:"偶"这样就避免了频繁调用函数对栈内存重复开辟所带来的消耗。

其实这种有点类似咱们前面学习的动态库和静态库的问题，使 dbtest 函数中的代码直接被放到main 函数中，执行for 循环时，会不断调用这段代码，而不是不断地开辟一个函数栈。

inode

文件数据都储存在"块"中，那么很显然，我们还必须找到一个地方储存文件的元信息，比如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫做inode，中文译名为"索引节点"。

每一个文件都有对应的inode，里面包含了与该文件有关的一些信息。

二、inode的内容

inode包含文件的元信息，具体来说有以下内容：

* 文件的字节数

* 文件拥有者的User ID

* 文件的Group ID

* 文件的读、写、执行权限

* 文件的时间戳，共有三个：ctime指inode上一次变动的时间，mtime指文件内容上一次变动的时间，atime指文件上一次打开的时间。

* 链接数，即有多少文件名指向这个inode

* 文件数据block的位置

可以用stat命令，查看某个文件的inode信息：

stat example.txt
六、硬链接

一般情况下，文件名和inode号码是"一一对应"关系，每个inode号码对应一个文件名。

但是，Unix/Linux系统允许，多个文件名指向同一个inode号码。

这意味着，可以用不同的文件名访问同样的内容；对文件内容进行修改，会影响到所有文件名；但是，删除一个文件名，不影响另一个文件名的访问。这种情况就被称为"硬链接"（hard link）。

ln命令可以创建硬链接
七、软链接

除了硬链接以外，还有一种特殊情况。

文件A和文件B的inode号码虽然不一样，但是文件A的内容是文件B的路径。读取文件A时，系统会自动将访问者导向文件B。因此，无论打开哪一个文件，最终读取的都是文件B。这时，文件A就称为文件B的"软链接"（soft link）或者"符号链接（symbolic link）。

这意味着，文件A依赖于文件B而存在，如果删除了文件B，打开文件A就会报错：“No such file or directory”。这是软链接与硬链接最大的不同：文件A指向文件B的文件名，而不是文件B的inode号码，文件B的inode"链接数"不会因此发生变化。

ln -s命令可以创建软链接
八、inode的特殊作用

由于inode号码与文件名分离，这种机制导致了一些Unix/Linux系统特有的现象。

1. 有时，文件名包含特殊字符，无法正常删除。这时，直接删除inode节点，就能起到删除文件的作用。

2. 移动文件或重命名文件，只是改变文件名，不影响inode号码。

3. 打开一个文件以后，系统就以inode号码来识别这个文件，不再考虑文件名。因此，通常来说，系统无法从inode号码得知文件名。

第3点使得软件更新变得简单，可以在不关闭软件的情况下进行更新，不需要重启。因为系统通过inode号码，识别运行中的文件，不通过文件名。更新的时候，新版文件以同样的文件名，生成一个新的inode，不会影响到运行中的文件。等到下一次运行这个软件的时候，文件名就自动指向新版文件，旧版文件的inode则被回收。

gcc、gdb命令-按行输出

gcc/g++在执行编译工作的时候，总共需要4步
1.预处理,生成.i的文档[预处理器cpp]
2.将预处理后的文档不转换成汇编语言,生成文档.s[编译器egcs]
3.有汇编变为目标代码(机器代码)生成.o的文档[汇编器as]
4.连接目标代码,生成可执行程式[链接器ld]

coredump

在linux下开发时，如果程序突然崩溃了，也没有任何日志。这时可以查看core文件。从core文件中分析原因，通过gdb看出程序挂在哪里，分析前后的变量，找出问题的原因。

Core Dump
当程序运行的过程中异常终止或崩溃，操作系统会将程序当时的内存状态记录下来，保存在一个文件中，这种行为就叫做Core Dump（中文有的翻译成“核心转储”)。我们可以认为 core dump 是“内存快照”，但实际上，除了内存信息之外，还有些关键的程序运行状态也会同时 dump 下来，例如寄存器信息（包括程序指针、栈指针等）、内存管理信息、其他处理器和操作系统状态和信息。core dump 对于编程人员诊断和调试程序是非常有帮助的，因为对于有些程序错误是很难重现的，例如指针异常，而 core dump 文件可以再现程序出错时的情景。

文件系统所确定的物理块大小为4k。每一块要么被占用要么空闲，哪怕这一块里只有一个字节有效。块大小4K=4096字节，那么一个4097字节的文件就必须占用2个块存储，即占用8K字节空间。

read()系统调用的流程

Read 系统调用在用户空间中的处理过程
当调用发生时，库函数在保存 read 系统调用号以及参数后，陷入 0x80 中断。这时库函数工作结束。Read 系统调用在用户空间中的处理也就完成了。

Read 系统调用在核心空间中的处理过程
0x80 中断处理程序接管执行后，先检察其系统调用号，然后根据系统调用号查找系统调用表，并从系统调用表中得到处理 read 系统调用的内核函数 sys_read ，最后传递参数并运行 sys_read 函数。至此，内核真正开始处理 read 系统调用（sys_read 是 read 系统调用的内核入口）。
什么是零拷贝

中断处理

数据库

常用命令

修改表的某一列	UPDATE 表名称 SET 列名称 = 新值（WHERE 列名称 = 某值）
建表	CREATE TABLE <表名> ([表定义选项])[表选项][分区选项];
清空表的方式	delete from 表名; truncate table 表名;
查询，成绩排名前三，姓李的女生总数
某个表格中有10条一模一样的数据，现在要删掉其中的9条	delete * from table_name limit 9
某个表格存着 s_name subject score 三个字段，比如某一行是 张三 数学 76，现在要选取出所有科目成绩都大于80分的学生名字	select s_name from table_name where s_name not in (select s_name from table_name where score <80)
用一句SQL语句找出每个班级里面的及格的人数和不及格的人数	sum(case when score>=60 then 1 else 0 end) as 及格人数, sum(case when score<60 then 1 else 0 end) as 不及格人数 from tb1 group by class;

MYSQL查询优化
数据库中索引是什么，为什么索引可以实现高效查找，描述一下B-树查找的过程

模糊查询

使用SQL 通配符可以替代一个或多个字符，即模糊查询。
SQL 通配符必须与 LIKE 运算符一起使用。在 SQL 中，可使用以下通配符如下：
1、% 替代一个或多个字符
2、_ 仅替代一个字符
3、[charlist] 字符列中的任何单一字符
4、[^charlist]或者[!charlist] 不在字符列中的任何单一字符

eg.
1、 查询居住在以 “Ne” 开始的城市里的人：
SELECT * FROM Persons WHERE City LIKE ‘Ne%’
2、查询居住在包含 “lond” 的城市里的人：
SELECT * FROM Persons WHERE City LIKE ‘%lond%’
3、查询名字的第一个字符之后是 “eorge” 的人：
SELECT * FROM Persons WHERE FirstName LIKE ‘_eorge’
4、查询记录的姓氏以 “C” 开头，然后是一个任意字符，然后是 “r”，然后是任意字符，然后是 “er”：
SELECT * FROM Persons WHERE LastName LIKE ‘C_r_er’
5、查询居住的城市以 “A” 或 “L” 或 “N” 开头的人：
SELECT * FROM Persons WHERE City LIKE ‘[ALN]%’
6、查询居住的城市不以 “A” 或 “L” 或 “N” 开头的人：
SELECT * FROM Persons WHERE City LIKE ‘[!ALN]%’

数据库怎么设计的，教室表，画ER图

要展示购物车里面的内容，其背后的表结构如何设计？

表结构的主键怎么设置,外键

怎么保证数据库可靠性

B+树,与B树的区别

B树

每个节点都存储key和data，所有节点组成这棵树，并且叶子节点指针为null。

B+树

只有叶子节点存储data，叶子节点包含了这棵树的所有键值，叶子节点不存储指针。

后来，在B+树上增加了顺序访问指针，也就是每个叶子节点增加一个指向相邻叶子节点的指针，这样一棵树成了数据库系统实现索引的首选数据结构。
（1）B+树查询时间复杂度固定是logn，B-树查询复杂度最好是 O(1)。

（2）B+树相邻接点的指针可以大大增加区间访问性，可使用在范围查询等，而B-树每个节点 key 和 data 在一起，则无法区间查找。

（3）B+树更适合外部存储，也就是磁盘存储。由于内节点无 data 域，每个节点能索引的范围更大更精确

（4）注意这个区别相当重要，是基于（1）（2）（3）的，B-树每个节点即保存数据又保存索引，所以磁盘IO的次数很少，B+树只有叶子节点保存，磁盘IO多，但是区间访问比较好。

MongoDB 是文档型的数据库，是一种 nosql，它使用类 Json 格式保存数据。

MongoDB使用B-树，所有节点都有Data域，只要找到指定索引就可以进行访问，无疑单次查询平均快于Mysql。

2、Mysql

Mysql作为一个关系型数据库，数据的关联性是非常强的，区间访问是常见的一种情况，B+树由于数据全部存储在叶子节点，并且通过指针串在一起，这样就很容易的进行区间遍历甚至全部遍历。

ACID是什么意思（原子性（Atomicity）、一致性（Consistency）、隔离性（Isolation）、持久性（Durability））具体解释一下。

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