【面试】准备留着用

一. 进程和线程的区别

简而言之,一个程序至少有一个进程,一个进程至少有一个线程. 
线程的划分尺度小于进程，使得多线程程序的并发性高。
另外，进程在执行过程中拥有独立的内存单元，而多个线程共享内存，从而极大地提高了程序的运行效率。
线程在执行过程中与进程还是有区别的。每个独立的线程有一个程序运行的入口、顺序执行序列和程序的出口。但是线程不能够独立执行，必须依存在应用程序中，由应用程序提供多个线程执行控制。
从逻辑角度来看，多线程的意义在于一个应用程序中，有多个执行部分可以同时执行。但操作系统并没有将多个线程看做多个独立的应用，来实现进程的调度和管理以及资源分配。这就是进程和线程的重要区别。

进程是具有一定独立功能的程序关于某个数据集合上的一次运行活动,进程是系统进行资源分配和调度的一个独立单位.
线程是进程的一个实体,是CPU调度和分派的基本单位,它是比进程更小的能独立运行的基本单位.线程自己基本上不拥有系统资源,只拥有一点在运行中必不可少的资源(如程序计数器,一组寄存器和栈),但是它可与同属一个进程的其他的线程共享进程所拥有的全部资源.
一个线程可以创建和撤销另一个线程;同一个进程中的多个线程之间可以并发执行.

二.TCP三次握手及四次挥手详细图解

TCP三次握手

 

所谓三次握手(Three-way Handshake)，是指建立一个TCP连接时，需要客户端和服务器总共发送3个包。

 

三次握手的目的是连接服务器指定端口，建立TCP连接,并同步连接双方的序列号和确认号并交换 TCP 窗口大小信息.在socket编程中，客户端执行connect()时。将触发三次握手。

 

 

 

 

• 第一次握手:
  客户端发送一个TCP的SYN标志位置1的包指明客户打算连接的服务器的端口，以及初始序号X,保存在包头的序列号(Sequence Number)字段里。

• 第二次握手:
  服务器发回确认包(ACK)应答。即SYN标志位和ACK标志位均为1同时，将确认序号(Acknowledgement Number)设置为客户的I S N加1以.即X+1。

 

• 第三次握手.
  客户端再次发送确认包(ACK) SYN标志位为0,ACK标志位为1.并且把服务器发来ACK的序号字段+1,放在确定字段中发送给对方.并且在数据段放写ISN的+1

TCP 四次挥手

TCP的连接的拆除需要发送四个包，因此称为四次挥手(four-way handshake)。客户端或服务器均可主动发起挥手动作，在socket编程中，任何一方执行close()操作即可产生挥手操作。

 

1．为什么建立连接协议是三次握手，而关闭连接却是四次握手呢？

为了保证服务端能收接受到客户端的信息并能做出正确的应答而进行前两次(第一次和第二次)握手，为了保证客户端能够接收到服务端的信息并能做出正确的应答而进行后两次(第二次和第三次)握手。

确保数据能够完成传输。

但关闭连接时，当收到对方的FIN报文通知时，它仅仅表示对方没有数据发送给你了；但未必你所有的数据都全部发送给对方了，所以你可以未必会马上会关闭SOCKET,也即你可能还需要发送一些数据给对方之后，再发送FIN报文给对方来表示你同意现在可以关闭连接了，所以它这里的ACK报文和FIN报文多数情况下都是分开发送的。

 

这是因为服务端的LISTEN状态下的SOCKET当收到SYN报文的建连请求后，它可以把ACK和SYN（ACK起应答作用，而SYN起同步作用）放在一个报文里来发送。但关闭连接时，当收到对方的FIN报文通知时，它仅仅表示对方没有数据发送给你了；但未必你所有的数据都全部发送给对方了，所以你可以未必会马上会关闭SOCKET,也即你可能还需要发送一些数据给对方之后，再发送FIN报文给对方来表示你同意现在可以关闭连接了，所以它这里的ACK报文和FIN报文多数情况下都是分开发送的.

 

2．为什么TIME_WAIT状态还需要等2MSL后才能返回到CLOSED状态？

 

这是因为虽然双方都同意关闭连接了，而且握手的4个报文也都协调和发送完毕，按理可以直接回到CLOSED状态（就好比从SYN_SEND状态到ESTABLISH状态那样）；但是因为我们必须要假想网络是不可靠的，你无法保证你最后发送的ACK报文会一定被对方收到，因此对方处于LAST_ACK状态下的SOCKET可能会因为超时未收到ACK报文，而重发FIN报文，所以这个TIME_WAIT状态的作用就是用来重发可能丢失的ACK报文。

/////////////  http://blog.csdn.net/ns_code/article/details/29382883

TCP首部格式

    先看TCP报文段的格式，如下;

    TCP报文段首部的前20个字节是固定的，后面有4N字节是根据需要而增加的选项。因此TCP报文段的最小长度为20个字节。

    首部固定部分的各字段的意义如下：

    1、源端口和目的端口：加上IP首部的源IP地址和目的IP地址，确定唯一的一个TCP连接。另外通过目的端口来决定TCP将数据报交付于那个应用程序，从而实现TCP的分用功能。

    2、序号：占4个字节，序号的范围为[0,4284967296]。由于TCP是面向字节流的，在一个TCP连接中传送的字节流中的每一个字节都按顺序编号，首部中的序号字段则是指本报文段所发送的数据的第一个字节的序号。另外，序号是循环使用的，当序号增加到最大值时，下一个序号就又回到了0。

    3、确认号：当ACK标志位为1时有效，表示期望收到的下一个报文段的第一个数据字节的序号。确认号为N，则表明到序号N-1为止的所有数据字节都已经被正确地接收到了。

    4、头部长度：TCP报文段的头部长度，它指出TCP报文段的数据部分的起始位置与TCP报文段的起始位置的距离。头部长度占4个字节，但它的单位是32位字，即以4字节为计算单位，因此头部长度的最大值为15*4=60个字节，这就意味着选项的长度不超过40个字节。

    5、保留位：必须为0.

    6、下面的六个控制位说明报文段的性质：

    1）URG：与首部中的紧急指针字段配合使用。URG为1时，表明紧急指针字段有效，发送应用进程告诉发送方的TCP有紧急数据要传送，于是发送方TCP就把紧急数据插入到本报文段数据的最前面，而其后面仍是普通数据。

    2）ACK：仅当ACK=1时确认号字段才有效，当ACK=0时，确认号无效。TCP规定，在连接建立后所有的传送报文段都必须把ACK置1。

    3）PSH：如果发送的报文段中PSH为1，则接收方接受到该报文段后，直接将其交付给应用进程，而不再等待整个缓存都填满后再向上交付。

    4）RST：RST=1时，表明TCP连接中出现严重差错，必须释放连接，然后重新建立运输连接。

    5）SYN：同步序号，用来发起一个连接。当SYN=1而ACK=0时，表明这是一个连接请求报文段，若对方同意建立连接，则应在响应的报文段中使SYN=1和ACK=1。

    6）FIN：用来释放一个连接。当FIN=1时，表明此报文段的发送方的数据已发送完毕，并要求释放连接。

    7、窗口：接收方让发送方下次发送报文段时设置的发送窗口的大小。

    8、校验和：校验的字段范围包括首部和数据这两部分。

    9、紧急指针：紧急指针当URG=1时才有效，它指出本报文段中的紧急数据的字节数。值得注意的是，即使窗口为0时，也可发送紧急数据。

    10、选项与填充：选项应该为4字节的整数倍，否则用0填充。最常见的可选字段是最长报文大小MSS（Maximum Segment Size），每个连接方通常都在通信的第一个报文段中指明这个选项。它指明本端所能接收的最大长度的报文段。该选项如果不设置，默认为536（20+20+536=576字节的IP数据报），其中ip首部和tcp首部各20个字节，而internet 上标准的MTU （最小）为576B。  

TCP连接的建立

    下图为TCP三次握手连接的建立过程：

    服务端的TCP进程先创建传输控制块TCB，准备接受客户端进程的连接请求，然后服务端进程处于LISTEN状态，等待客户端的连接请求，如有，则作出响应。

    1、客户端的TCP进程也首先创建传输控制模块TCB，然后向B发出连接请求报文段，该报文段首部中的SYN=1，ACK=0，同时选择一个初始序号seq=i。TCP规定，SYN=1的报文段不能携带数据，但要消耗掉一个序号。这时，TCP客户进程进入SYN—SENT（同步已发送）状态，这是TCP连接的第一次握手。

    2、服务端收到客户端发来的请求报文后，如果同意建立连接，则向客户端发送确认。确认报文中的SYN=1，ACK=1，确认号ack=i+1，同时为自己选择一个初始序号seq=j。同样该报文段也是SYN=1的报文段，不能携带数据，但同样要消耗掉一个序号。这时，TCP服务端进入SYN—RCVD（同步收到）状态，这是TCP连接的第二次握手。

    3、TCP客户端进程收到服务端进程的确认后，还要向服务端给出确认。确认报文段的ACK=1，确认号ack=j+1，而自己的序号为seq=i+1。TCP的标准规定，ACK报文段可以携带数据，但如果不携带数据则不消耗序号，因此，如果不携带数据，则下一个报文段的序号仍为seq=i+1。这时，TCP连接已经建立，客户端进入ESTABLISHED（已建立连接）状态。这是TCP连接的第三次握手，可以看出第三次握手客户端已经可以发送携带数据的报文段了。

    当服务端收到确认后，也进入ESTABLISHED（已建立连接）状态。

    双方同时主动连接的TCP连接建立过程
    正常情况下，传输连接都是由一方主动发起的，但也有可能双方同时主动发起连接，此时就会发生连接碰撞，最终只有一个连接能够建立起来。因为所有连接都是由它们的端点进行标识的。如果第一个连接请求建立起一个由套接字（x,y）标识的连接，而第二个连接也建立了这样一个连接，那么在TCP实体内部只有一个套接字表项。
当出现同时发出连接请求时，则两端几乎在同时发送一个SYN字段置1的数据段，并进入SYN_SENT状态。当每一端收到SYN数据段时，状态变为SYN_RCVD，同时它们都再发送SYN字段置1，ACK字段置1的数据段，对收到的SYN数据段进行确认。当双方都收到对方的SYN+ACK数据段后，便都进入ESTABLISHED状态。图10-39显示了这种同时发起连接的连接过程，但最终建立的是一个TCP连接，而不是两个，这点要特别注意。

    从图中可以看出，一个双方同时打开的传输连接需要交换4数据段，比正常的传输连接建立所进行的三次握手多交换一个数据段。此外要注意的是，此时我们没有将任何一端称为客户或服务器，因为每一端既是客户又是服务器。

    为什么一定要进行三次握手呢？

    前两次的握手很显然是必须的，主要是最后一次，即客户端收到服务端发来的确认后为什么还要想服务端再发送一次确认呢？

这主要是为了防止已失效的请求报文段突然又传送到了服务端而产生连接的误判。

    考虑如下的情况：客户端发送了一个连接请求报文段到服务端，但是在某些网络节点上长时间滞留了，而后客户端又超时重发了一个连接请求报文段该服务端，而后正常建立连接，数据传输完毕，并释放了连接。如果这时候第一次发送的请求报文段延迟了一段时间后，又到了服务端，很显然，这本是一个早已失效的报文段，但是服务端收到后会误以为客户端又发出了一次连接请求，于是向客户端发出确认报文段，并同意建立连接。假设不采用三次握手，这时服务端只要发送了确认，新的连接就建立了，但由于客户端比你更没有发出建立连接的请求，因此不会理会服务端的确认，也不会向服务端发送数据，而服务端却认为新的连接已经建立了，并在一直等待客户端发送数据，这样服务端就会一直等待下去，直到超出保活计数器的设定值，而将客户端判定为出了问题，才会关闭这个连接。这样就浪费了很多服务器的资源。而如果采用三次握手，客户端就不会向服务端发出确认，服务端由于收不到确认，就知道客户端没有要求建立连接，从而不建立该连接。

TCP连接的释放

    下图为TCP四次挥手的释放过程：

    数据传输结束后，通信的双方都可以释放连接，并停止发送数据。假设现在客户端和服务端都处于ESTABLISHED状态。

    1、客户端A的TCP进程先向服务端发出连接释放报文段，并停止发送数据，主动关闭TCP连接。释放连接报文段中FIN=1，序号为seq=u，该序号等于前面已经传送过去的数据的最后一个字节的序号加1。这时，A进入FIN—WAIT-1（终止等待1）状态，等待B的确认。TCP规定，FIN报文段即使不携带数据，也要消耗掉一个序号。这是TCP连接释放的第一次挥手。

    2、B收到连接释放报文段后即发出确认释放连接的报文段，该报文段中，ACK=1，确认号为ack=u+1，其自己的序号为v，该序号等于B前面已经传送过的数据的最后一个字节的序号加1。然后B进入CLOSE—WAIT（关闭等待）状态，此时TCP服务器进程应该通知上层的应用进程，因而A到B这个方向的连接就释放了，这时TCP处于半关闭状态，即A已经没有数据要发了，但B若发送数据，A仍要接受，也就是说从B到A这个方向的连接并没有关闭，这个状态可能会持续一些时间。这是TCP连接释放的第二次挥手。

    3、A收到B的确认后，就进入了FIN—WAIT（终止等待2）状态，等待B发出连接释放报文段，如果B已经没有要向A发送的数据了，其应用进程就通知TCP释放连接。这时B发出的链接释放报文段中，FIN=1，确认号还必须重复上次已发送过的确认号，即ack=u+1，序号seq=w，因为在半关闭状态B可能又发送了一些数据，因此该序号为半关闭状态发送的数据的最后一个字节的序号加1。这时B进入LAST—ACK（最后确认）状态，等待A的确认，这是TCP连接的第三次挥手。

    4、A收到B的连接释放请求后，必须对此发出确认。确认报文段中，ACK=1，确认号ack=w+1，而自己的序号seq=u+1，而后进入TIME—WAIT（时间等待）状态。这时候，TCP连接还没有释放掉，必须经过时间等待计时器设置的时间2MSL后，A才进入CLOSED状态，时间MSL叫做最长报文寿命，RFC建议设为2分钟，因此从A进入TIME—WAIT状态后，要经过4分钟才能进入到CLOSED状态，而B只要收到了A的确认后，就进入了CLOSED状态。二者都进入CLOSED状态后，连接就完全释放了，这是TCP连接的第四次挥手。

    双方主动关闭的TCP连接释放流程

    与可以双方同时建立TCP传输连接一样，TCP传输连接关闭也可以由双方同时主动进行（正常情况下都是由一方发送第一个FIN数据段进行主动连接关闭，另一方被动接受连接关闭）

    当两端对应的网络应用层进程同时调用CLOSE原语，发送FIN数据段执行关闭命令时，两端均从ESTABLISHED状态转变为FIN WAIT 1状态。任意一方收到对端发来的FIN数据段后，其状态均由FIN WAIT 1转变到CLOSING状态，并发送最后的ACK数据段。当收到最后的ACK数据段后，状态转变化TIME_WAIT，在等待2MSL后进入到CLOSED状态，最终释放整个TCP传输连接。

    为什么A在TIME—WAIT状态必须等待2MSL时间呢？

    1、为了保证A发送的最后一个ACK报文段能够到达B。该ACK报文段很有可能丢失，因而使处于在LIST—ACK状态的B收不到对已发送的FIN+ACK报文段的确认，B可能会重传这个FIN+ACK报文段，而A就在这2MSL时间内收到这个重传的FIN+ACK报文段，接着A重传一次确认，重新启动2MSL计时器，最后A和B都进入CLOSED状态。如果A在TIME—WAIT状态不等待一段时间就直接释放连接，到CLOSED状态，那么久无法收到B重传的FIN+ACK报文段，也就不会再发送一次确认ACK报文段，B就无法正常进入CLOSED状态。

    2、防止已失效的请求连接出现在本连接中。A在发送完最后一个ACK报文段后，再经过时间2MSL，就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段多从网络中消失，这样就可以使下一个新的连接中不会出现这种旧的连接请求报文段。

三.构造函数 虚构函数

从存储空间角度

虚函数对应一个vtable，这大家都知道，可是这个vtable其实是存储在对象的内存空间的。问题出来了，如果构造函数是虚的，就需要通过 vtable来调用，可是对象还没有实例化，也就是内存空间还没有，怎么找vtable呢？所以构造函数不能是虚函数。

但析构却不一定，我们往往通过基类的指针来销毁对象。这时候如果析构函数不是虚函数，就不能正确识别对象类型从而不能正确调用析构函数。

四.ＭＹＳＱＬ

１.　简单叙述一下MYSQL的优化

数据库的设计 (尽量把数据库设计的更小的占磁盘空间)
1).尽可能使用更小的整数类型.(mediumint就比int更合适).
2).尽可能的定义字段为not   null,除非这个字段需要null.
3).如果没有用到变长字段的话比如varchar,那就采用固定大小的纪录格式比如char.

4).表的主索引应该尽可能的短.这样的话每条纪录都有名字标志且更高效.
5).只创建确实需要的索引。索引有利于检索记录，但是不利于快速保存记录。如果总是要在表的组合字段上做搜索，那么就在这些字段上创建索引。索引的第一部分必须是最常使用的字段.如果总是需要用到很多字段，首先就应该多复制这些字段，使索引更好的压缩。
6).所有数据都得在保存到数据库前进行处理。

系统的用途
1).尽量使用长连接.
2).explain   复杂的SQL语句。
3).如果两个关联表要做比较话，做比较的字段必须类型和长度都一致.
4).LIMIT语句尽量要跟order   by或者   distinct.这样可以避免做一次full   table   scan.
5).如果想要清空表的所有纪录,建议用truncate   table   tablename而不是delete   from   tablename.
6).能使用STORE   PROCEDURE   或者   USER   FUNCTION的时候.
7).在一条insert语句中采用多重纪录插入格式.而且使用load   data   infile来导入大量数据，这比单纯的indert快好多.
8).经常OPTIMIZE   TABLE   来整理碎片.
9).还有就是date   类型的数据如果频繁要做比较的话尽量保存在unsigned   int   类型比较快。
系统的瓶颈
1).磁盘搜索.
并行搜索,把数据分开存放到多个磁盘中，这样能加快搜索时间.
2).磁盘读写(IO)
可以从多个媒介中并行的读取数据。
3).CPU周期
数据存放在主内存中.这样就得增加CPU的个数来处理这些数据。
4).内存带宽
当CPU要将更多的数据存放到CPU的缓存中来的话,内存的带宽就成了瓶颈.

五.memcpy的实现

1. void *mymemcpy(void *dst,const void *src,size_t num)  
2. {  
3.     assert((dst!=NULL)&&(src!=NULL));  
4.           //assert（des>=src+num||src>dst+num）;  
5.     byte * psrc = (byte *)src;//byte 既为unsigned char类型  
6.     byte * pdst = (byte *)dst;  
7.     while(num-->0)*pdst++ = *psrc++;  
8.     return dst;  
9. }  

缺点：没有考虑内存重叠的情况，可以加一个断言换为：assert（des>=src+num||src>dst+num）;

实现2：考虑重叠，有重叠情况也复制

[cpp] view plaincopy

1. void * mymemcpy(void *dest, const void *src, size_t count)  
2. {  
3.     if (dest == NULL || src == NULL)  
4.           return NULL;  
5.     char *pdest = static_cast <char*>(dest);  
6.     const char *psrc  = static_cast <const char*>(psrc);  
7.     int n = count;  
8.       
9.     if (pdest > psrc && pdest < psrc+count)  
10.     {  
11.         for (size_t i=n-1; i != -1; --i)  
12.         {  
13.                 pdest[i] = psrc[i];  
14.         }  
15.     }  
16.     else  
17.     {  
18.         for (size_t i= 0; i < n; i++)  
19.         {  
20.                 pdest[i] = psrc[i];  
21.         }  
22.     }  
23.       
24.     return dest;  
25. }  

五.strtok的实现

[cpp] view plaincopy

1. char *strtok(char *src, const char *delim)
2. {

1.      static char *pToken = NULL; //指向\0的下一个位置 int isFound = 0;
2.      const char *pDelim = delim; char *pRet = NULL;
3.      
4.      if (src != NULL)
5.           pToken = src;
6.      if (*pToken == '\0' || pToken == NULL)
7.           return NULL;
8.      pRet = pToken; //指向第一个位置
9.      while (*pToken != '\0') {

1.          for (pDelim=delim; *pDelim!='\0'; pDelim++) {
2.              if (*pDelim == *pRet) { //跳过分隔
3.                  pRet++; break;
4.              }
5.      if (*pDelim == *pToken) {
6.            pToken = '\0'; isFound = 1;
7.              }

1.          }
2.          pToken++;
3.          if (isFound == 1)
4.       break;
5.      }
6.  
7.     return pRet;  
8. }  

六.深度搜索

1. 深搜最常见的三个问题，求可行解的总数，求一个可行解，求所有可行解。（求路径本身，则要用一个数组path[] 存储路径）

七.数据库

1. 事务(Transaction)是并发控制的基本单位，它是一个操作序列，这些操作要么都执行，要么都不执行，它是一个不可分割的工作单位。例如，银行转帐工作：从一个帐号扣款并使另一个帐号增款，这两个操作要么都执行，要么都不执行。

　 数据库事务必须具备ACID特性，ACID是Atomic（原子性）、Consistency（一致性）、Isolation（隔离性）和Durability（持久性）的英文缩写。

　 原子性：指整个数据库事务是不可分割的工作单位。只有使据库中所有的操作执行成功，才算整个事务成功；事务中任何一个SQL语句执行失败，那么已经执行成功的SQL语句也必须撤销，数据库状态应该退回到执行事务前的状态。

　 一致性：指数据库事务不能破坏关系数据的完整性以及业务逻辑上的一致性。例如对银行转帐事务，不管事务成功还是失败，应该保证事务结束后ACCOUNTS表中Tom和Jack的存款总额为2000元。

　 隔离性：指的是在并发环境中，当不同的事务同时操纵相同的数据时，每个事务都有各自的完整数据空间。由并发事务所做的修改必须与任何其他并发事务所做的修改隔离。事务查看数据更新时，数据所处的状态要么是另一事务修改它之前的状态，要么是另一事务修改它之后的状态，事务不会查看到中间状态的数据。

　 持久性：指的是只要事务成功结束，它对数据库所做的更新就必须永久保存下来。即使发生系统崩溃，重新启动数据库系统后，数据库还能恢复到事务成功结束时的状态。

数据库管理系统采用日志来保证事务的原子性、一致性和持久性。

如果网易通行证现在有1亿用户，怎么样解决登录缓慢问题.

用户登录的问题，也就是对服务器数据库的查询验证问题，所以也就转换为数据库优化问题：

（1）在数据库设计方面

  ①建立索引

  ②分区（比如按时间分区）

  ③尽量使用固定长度的字段

  ④限制字段长度

（2）在数据库IO方面

  ①增加缓冲区

  ②如果涉及表的级联，不同的表存储在不同的磁盘上，以增加IO速度。

（3）在SQL语句方面

  ①优化SQL语句，减少比较次数。

  ②限制返回的条目数（MySQL中用limit）

（4）在Java方面

  ①如果是反复使用的查询，使用PreparedStatement减少查询次数。

八.extern c

 extern "C"的主要作用就是为了能够正确实现C++代码调用其他C语言代码。加上extern "C"后，会指示编译器这部分代码按C语言的进行编译，而不是C++的。由于C++支持函数重载，因此编译器编译函数的过程中会将函数的参数类型也加到编译后的代码中，而不仅仅是函数名；而C语言并不支持函数重载，因此编译C语言代码的函数时不会带上函数的参数类型，一般之包括函数名。

1、C++代码调用C语言代码

2、在C++的头文件中使用

3、在多个人协同开发时，可能有的人比较擅长C语言，而有的人擅长C++，这样的情况下也会有用到

#ifdef __cplusplus //而这一部分就是告诉编译器，如果定义了__cplusplus(即如果是cpp文件， extern "C"{ //因为cpp文件默认定义了该宏),则采用C语言方式进行编译

volatile总是与优化有关，编译器有一种技术叫做数据流分析，分析程序中的变量在哪里赋值、在哪里使用、在哪里失效，分析结果可以用于常量合并，常量传播等优化，进一步可以消除一些代码。但有时这些优化不是程序所需要的，这时可以用volatile关键字禁止做这些优化。

volatile的本意是“易变的” 因为访问寄存器要比访问内存单元快的多,所以编译器一般都会作减少存取内存的优化，但有可能会读脏数据。当要求使用volatile声明变量值的时候，系统总是重新从它所在的内存读取数据，即使它前面的指令刚刚从该处读取过数据。精确地说就是，遇到这个关键字声明的变量，编译器对访问该变量的代码就不再进行优化，从而可以提供对特殊地址的稳定访问；如果不使用valatile，则编译器将对所声明的语句进行优化。（简洁的说就是：volatile关键词影响编译器编译的结果，用volatile声明的变量表示该变量随时可能发生变化，与该变量有关的运算，不要进行编译优化，以免出错）

八.线程安全

九.使用最小堆来找 N 个数中最大的 K 个数

题目描述:有很多个(N 个)无序的数,我们姑且假定它们各不相等,怎么选出其中最大的若干个(k 个)数呢?
       1、N=100,K=10 的时候怎么处理?
       2、N=1000,k=100 呢?
       3、N=1 亿亿个,K=100 呢?
       如果这些数是整数的话,怎么处理?如果是浮点数呢?
       如果这些数是整数,并且存在上界呢?
       如果将题目中的“各不相等”这个条件去掉呢?处理方式又会出现什么变动么?

针对这个问题,我们根据不同的数据量,可能采取不同的处理方式:

• 第一,针对小数据量,我们可以采用好的排序算法,将数据排序后找出最大的 k 个数。
• 第二,针对数据量比较大,不能一次性全部装入内存的情况,我们可以采用外排序的方法。
• 第三,就是 Hilbert 提到的,当数据量巨大的情况下,排序可能已经没办法得到比较好的效果,我们可以采用建立 k 个元素的最大堆来处理。

另外,如果需要处理的数据是整数,各不相同,而且知道最大值,那么我们可以采用位图的思想,如果某个数存在,那么对应的那一位就置 1,然后从高位往低位扫描位图,输出前 k 个为 1 的位的下标即可。

十.C程序中为什么会有main()，有没有想过exit，return，或什么都不做也可以让程序正常终止

你知道main是如何得到argv, argc的吗？如果程序真的从main开始执行，main就不会知道argv, argc, env等等了，之所以main能够知道，是因为在main前面有了一个startup代码在起作用，而startup需要一个默认叫main的函数来作为用户程序的入口点，所以C程序就全都写main了

main是开发工具规定的一个特殊的函数，即使按照默认方式生成程序，它也不是程序的入口，在它之前还执行了一些初始化代码

关键是c程序外面都有CRT层，main函数是由CRT层调用的，当然可以改为调用其他函数。   CRT层由操作系统调用的

/改变主程序的入口

#include<windows.h>#pragma comment(linker,"/Entry:f__k")void f__k(){ MessageBox(NULL,"F**k","*uc*",MB_ICONINFORMATION);}

十一.malloc（）工作机制

http://blog.csdn.net/chief1985/article/details/2283475

      malloc函数的实质体现在，它有一个将可用的内存块连接为一个长长的列表的所谓空闲链表。调用malloc函数时，它沿连接表寻找一个大到足以满足用户请求所需要的内存块。然后，将该内存块一分为二（一块的大小与用户请求的大小相等，另一块的大小就是剩下的字节）。接下来，将分配给用户的那块内存传给用户，并将剩下的那块（如果有的话）返回到连接表上。调用free函数时，它将用户释放的内存块连接到空闲链上。到最后，空闲链会被切成很多的小内存片段，如果这时用户申请一个大的内存片段，那么空闲链上可能没有可以满足用户要求的片段了。于是，malloc函数请求延时，并开始在空闲链上翻箱倒柜地检查各内存片段，对它们进行整理，将相邻的小空闲块合并成较大的内存块。

1. 简单分配程序的全局变量 

• int has_initialized = 0; 
• void *managed_memory_start; 
• void *last_valid_address; 

       如前所述，被映射的内存的边界（最后一个有效地址）常被称为系统中断点或者 当前中断点。在很多 UNIX? 系统中，为了指出当前系统中断点，必须使用 sbrk(0) 函数。 sbrk 根据参数中给出的字节数移动当前系统中断点，然后返回新的系统中断点。使用参数 0 只是返回当前中断点。这里是我们的 malloc 初始化代码，它将找到当前中断点并初始化我们的变量

       分配程序初始化函数

/* Include the sbrk function */ #include void malloc_init() { /* grab the last valid address from the OS */ last_valid_address = sbrk(0); /* we don't have any memory to manage yet, so *just set the beginning to be last_valid_address */ managed_memory_start = last_valid_address; /* Okay, we're initialized and ready to go */ has_initialized = 1; } 

  现在，为了完全地管理内存，我们需要能够追踪要分配和回收哪些内存。在对内存块进行了 free 调用之后，我们需要做的是诸如将它们标记为未被使用的等事情，并且，在调用 malloc 时，我们要能够定位未被使用的内存块。因此， malloc 返回的每块内存的起始处首先要有这个结构： 

struct mem_control_block { int is_available; int size; }; 

在讨论分配内存之前，我们将先讨论释放，因为它更简单。为了释放内存，我们必须要做的惟一一件事情就是，获得我们给出的指针，回退 sizeof(struct mem_control_block) 个字节，并将其标记为可用的。

void free(void *firstbyte) { struct mem_control_block *mcb; /* Backup from the given pointer to find the * mem_control_block */ mcb = firstbyte - sizeof(struct mem_control_block); /* Mark the block as being available */ mcb->is_available = 1; /* That's It! We're done. */ return; } 

十二.linux内核态和用户态切换

• 当一个任务（进程）进行系统调用而执行内核代码时，称进程处于内核进程
• 保护模式：通过内存页表操作等机制，保证进程间的地址空间不会互相冲突 （软中断）
• 内核态地址映射ioremap()   用户态地址映射mmap()

     用户切换到内核态三种方式：

• 系统调用
• 异常 （缺页异常）
• 外围设备的中断