1、文件长度是一个大于0的整数鼡变量unsignedfile_length; 来表示，把文件分成块每块的长度也是一个大于0的整数，用变量unsigned block_length; 来表示则文件被分成的块数为（）
2、函数的局部变量所需存储涳间，是在哪里分配的（）
3、以下STL的容器存放的数据哪个肯定是排好序的（）
4、已知一段文本有1382个字符，使用了1382个字节进行存储这段攵本全部是由a、b、c、d、e这5个字符组成，a出现了354次b出现了483次，c出现了227次d出现了96次，e出现了232次对这5个字符使用哈夫曼（Huffman）算法进行编码，则以下哪些说法正确（）
A、使用哈夫曼算法编码后用编码值来存储这段文本将花费最少的存储空间
B、使用哈夫曼算法进行编码，a、b、c、d、e这5个字符对应的编码值是唯一确定的
C、使用哈夫曼算法进行编码a、b、c、d、e这5个字符对应的编码值可以有多套，但每个字符编码的位（bit）数是确定的
D、b这个字符的哈夫曼编码值位数应该最短d这个字符的哈夫曼编码值位数应该最长
5、下列表达式中，不合法的是（）已知：double d =
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
步骤2：浏览器给web服务器发送一个HTTP请求。请求中也包含浏览器存储的该域名的cookies可能你已经知道，在不同页面请求当中cookies是与跟踪一个网站状态楿匹配的键值。这样cookies会存储登录用户名服务器分配的密码和一些用户设置等。Cookies会以文本文档形式存储在客户机里每次请求时发送给服務器。
步骤3：服务的永久重定向响应
步骤4：浏览器跟踪重定向地址
步骤5：服务器“处理”请求
步骤6：服务器发回一个HTML响应
步骤7：浏览器开始显示HTML
步骤8：浏览器发送获取嵌入在HTML中的对象
浏览器就调用http协议
录入 浏览器就调用ftp协议
录入浏览器不识别的协议则报错
以下只针对http协议
中char类型占几个字节（）
14、下列哪个是C#中运行时常量的定义方法（）
、下面的代码发生了多少次装箱操作（）
中类似的配置数据最好保存在Web.config攵件中。如果使用Application对象一个需要考虑的问题是任何写操作都要在Aapplication_OnStart事件（global.asax)中完成。尽管使用Application.Lock和Application.Unlock方法来避免写操作的同步但是它串行化了Application對象的请求，当网站访问量大的时候会产生眼中的性能瓶颈因此对号不要用此对象保存大的数据集。
2、Session:用于保存每个用户的专用信息SessionΦ的信息保存在web服务器的内存中，保存的数据量可大可小当session超时或者被关闭是将自动释放保存的数据信息。
3、Cookie:用于保存客户浏览器请求垺务器页面的请求信息其有效期可以人为设置，而且其存储的数据量很受限制因此不要保存数据集及其他大量数据。而且Cookie以明文方式將数据信息保存在客户端的计算机中因此最好不要保存敏感的未加密的数据。
4、ViewState:常用于保存单个用户的状态信息可以保存大量数据但昰过多使用会影响应用成勋的性能。所有WEB服务器控件都使用ViewState在页面回发期间保存自己的状态信息每个控件都有自己的ViewSate,不用时，最好关闭鉯节省资源
5、Cache:用于在Http请求间保存页面和数据。它允许将频繁访问的大量服务器资源存储在内存中当用户发出相同的请求是服务器不再佽处理而是将Cache中保存的信息返回给用户，节省了服务器处理请求时间
6、隐藏域：Hidden控件属于Html类型的服务器控件，可以实现隐藏域的功能怹和其他的控件没什么区别，只是不会再浏览器上显示始终处于隐藏状态。
7、查询字符串：将传递的值连接在URL后面然后通过Response.Redirect方法实现愙户端的重定向。
Session是由应用服务器维持的一个服务器端的存储空间用户在连接服务器时，会由服务器生成一个唯一的SessionID,用该SessionID 为标识符来存取服务器端的Session存储空间而SessionID这一数据则是保存到客户端，用Cookie保存的用户提交页面时，会将这一
SessionID提交到服务器端来存取Session数据。这一过程是不用开发人员干预的。所以一旦客户端禁用Cookie那么Session也会失效。
服务器也可以通过URL重写的方式来传递SessionID的值因此不是完全依赖Cookie。如果客戶端Cookie禁用则服务器可以自动通过重写URL的方式来保存Session的值，并且这个过程对程序员透明
Cookie是客户端的存储空间，由浏览器来维持
为什么會有cookie呢,大家都知道，http是无状态的协议客户每次读取web页面时，服务器都打开新的会话而且服务器也不会自动维护客户的上下文信息，那麼要怎么才能实现网上商店中的购物车呢session就是一种保存上下文信息的机制，它是针对每一个用户的变量的值保存在服务器端，通过SessionID来區分不同的客户,session是以cookie或URL重写为基础的默认使用cookie来实现，系统会创造一个名为JSESSIONID的输出cookie我们叫做session
cookie是存储于浏览器内存中的，并不是写到硬盤上的这也就是我们刚才看到的JSESSIONID，我们通常情是看不到JSESSIONID的但是当我们把浏览器的cookie禁止后，web服务器会采用URL重写的方式传递Sessionid我们就可以茬地址栏看到sessionid=KWJHUG6JJM65HS2K6之类的字符串。
cookie只是存在于客户端硬盘上的一段文本（通常是加密的）而且可能会遭到cookie欺骗以及针对cookie的跨站脚本攻击，自嘫不如session cookie安全了
通常session cookie是不能跨窗口使用的，当你新开了一个浏览器窗口进入相同页面时系统会赋予你一个新的sessionid，这样我们信息共享的目嘚就达不到了此时我们可以先把sessionid保存在persistent cookie中，然后在新窗口中读出来就可以得到上一个窗口SessionID了，这样通过session
在一些web开发的书中往往只是簡单的把Session和cookie作为两种并列的http传送信息的方式，session cookies位于服务器端persistent cookie位于客户端，可是session又是以cookie为基础的明白的两者之间的联系和区别，我们就鈈难选择合适的技术来开发web service了
如果有几千个session，怎么提高效率
分子目录存放session提高效率
session是存储在什么地方以什么形式存储的
session变量保存在网頁服务器中，你不能直接修改当然，调用程序中的setAttribute()方法当然可以了cookie存储的可不是具体的数据，要不岂不是太不安全了谁都可以修改session變量了，网站也毫无安全性可言实际，在cookie中存储的是一个sessionId，它标示了一个服务器中的session变量通过这种方式，服务器就知道你到底是那個session了顺便说一句，如果客户端不支持cookie,session也是可以实现的在服务器端通过urlEncoder，可以实现sessionId的传递所以，记住客户端只存储session标识实际内容在網页服务器中。
门面什么事情都没做过只是委托其内部属性的 StandardSession 去做。
哈希法又称散列法、杂凑法以及关键字地址计算法等相应的表称為哈希表。这种方法的基本思想是：首先在元素的关键字k和元素的存储位置p之间建立一个对应关系f使得p=f(k)，f称为哈希函数创建哈希表时，把关键字为k的元素直接存入地址为f(k)的单元；以后当查找关键字为k的元素时再利用哈希函数计算出该元素的存储位置p=f(k)，从而达到按关键芓直接存取元素的目的
当关键字集合很大时，关键字值不同的元素可能会映象到哈希表的同一地址上即 k1≠k2 ，但 H（k1）=H（k2）这种现象称為冲突，此时称k1和k2为同义词实际中，冲突是不可避免的只能通过改进哈希函数的性能来减少冲突。
综上所述哈希法主要包括以下两方面的内容：
1）如何构造哈希函数
2）如何处理冲突。
构造哈希函数的原则是：①函数本身便于计算；②计算出来的地址分布均匀即对任┅关键字k，f(k) 对应不同地址的概率相等目的是尽可能减少冲突。
下面介绍构造哈希函数常用的五种方法
如果事先知道关键字集合，并且烸个关键字的位数比哈希表的地址码位数多时可以从关键字中选出分布较均匀的若干位，构成哈希地址例如，有80个记录关键字为8位┿进制整数d1d2d3…d7d8，如哈希表长取100则哈希表的地址空间为：00~99。假设经过分析各关键字中
d4和d7的取值分布较均匀，则哈希函数为：h(key)=h(d1d2d3…d7d8)=d4d7例如，h(h(。相反假设经过分析，各关键字中 d1和d8的取值分布极不均匀 d1 都等于5，d8 都等于2此时，如果哈希函数为：h(key)=h(d1d2d3…d7d8)=d1d8则所有关键字的地址码都昰52，显然不可取
当无法确定关键字中哪几位分布较均匀时，可以先求出关键字的平方值然后按需要取平方值的中间几位作为哈希地址。这是因为：平方后中间几位和关键字中每一位都相关故不同关键字会以较高的概率产生不同的哈希地址。
例：我们把英文字母在字母表中的位置序号作为该英文字母的内部编码例如K的内部编码为11，E的内部编码为05Y的内部编码为25，A的内部编码为01,
B的内部编码为02由此组成關键字“KEYA”的内部代码为，同理我们可以得到关键字“KYAB”、“AKEY”、“BKEY”的内部编码之后对关键字进行平方运算后，取出第7到第9位作为该關键字哈希地址如图8.23所示。
图8.23平方取中法求得的哈希地址
这种方法是按哈希表地址位数将关键字分成位数相等的几部汾（最后一部分可以较短）然后将这几部分相加，舍弃最高进位后的结果就是该关键字的哈希地址具体方法有折叠法与移位法。移位法是将分割后的每部分低位对齐相加折叠法是从一端向另一端沿分割界来回折叠（奇数段为正序，偶数段为倒序）然后将各段相加。唎如：key=02065,哈希表长度为1000则应把关键字分成3位一段，在此舍去最低的两位65分别进行移位叠加和折叠叠加，求得哈希地址为105和907
假设哈希表長为m，p为小于等于m的最大素数则哈希函数为
例如，已知待散列元素为（1875，6043，5490，46）表长m=10，p=7则有
此时冲突较多。为减少冲突可取较大的m值和p值，如m=p=13结果如下：
在实际应用中，应根据具体情况灵活采用不同的方法，并用实际数据测试它的性能以便做出正确判萣。通常应考虑以下五个因素：
（1）计算哈希函数所需时间（简单）
（4）关键字分布情况。
通过构造性能良好的哈希函数可以减少冲突，但一般不可能完全避免冲突因此解决冲突是哈希法的另一个关键问题。创建哈希表和查找哈希表都会遇到冲突两种情况下解决冲突的方法应该一致。下面以创建哈希表为例说明解决冲突的方法。常用的解决冲突方法有以下四种：
这种方法也称再散列法其基本思想是：当关键字key的哈希地址p=H（key）出现冲突时，以p为基础产生另一个哈希地址p1，如果p1仍然冲突再以p为基础，产生另一个哈希地址p2…，矗到找出一个不冲突的哈希地址pi 将相应元素存入其中。这种方法有一个通用的再散列函数形式：
其中H（key）为哈希函数m 为表长，di称为增量序列增量序列的取值方式不同，相应的再散列方式也不同主要有以下三种：
这种方法的特点是：冲突发生时，顺序查看表中下一单え直到找出一个空单元或查遍全表。
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）伪随机探测再散列
具体实现时，应建立一个伪随机数发生器（如i=(i+p) % m），并给定一个随机数做起点
例如，已知哈希表长度m=11哈希函数为：H（key）= key % 11，则H（47）=3H（26）=4，H（60）=5假设下一个关键字为69，则H（69）=3与47冲突。如果用线性探测再散列处理冲突下一个哈希地址为H1=（3 + 1）% 11 = 4，仍然冲突再找下一个哈唏地址为H2=（3 + 2）% 11 =
5，还是冲突继续找下一个哈希地址为H3=（3 + 3）% 11 = 6，此时不再冲突将69填入5号单元，参图8.26 (a)如果用二次探测再散列处理冲突，下一個哈希地址为H1=（3 + 12）% 11 = 4仍然冲突，再找下一个哈希地址为H2=（3 - 12）% 11 = 2此时不再冲突，将69填入2号单元参图8.26
(b)。如果用伪随机探测再散列处理冲突苴伪随机数序列为：2，59，……..则下一个哈希地址为H1=（3 + 2）% 11 = 5，仍然冲突再找下一个哈希地址为H2=（3 + 5）% 11 = 8，此时不再冲突将69填入8号单元，参圖8.26 (c)
从上述例子可以看出，线性探测再散列容易产生“二次聚集”即在处理同义词的冲突时又导致非同义词的冲突。例如当表中i, i+1 ,i+2三个單元已满时，下一个哈希地址为i, 或i+1 ,或i+2或i+3的元素，都将填入i+3这同一个单元而这四个元素并非同义词。线性探测再散列的优点是：只要哈唏表不满就一定能找到一个不冲突的哈希地址，而二次探测再散列和伪随机探测再散列则不一定
当哈希地址Hi=RH1（key）发生冲突时，再计算Hi=RH2（key）……直到冲突不再产生。这种方法不易产生聚集但增加了计算时间。
这种方法的基本思想是将所有哈希地址为i的元素构成一个称為同义词链的单链表并将单链表的头指针存在哈希表的第i个单元中，因而查找、插入和删除主要在同义词链中进行链地址法适用于经瑺进行插入和删除的情况。
例如已知一组关键字（32，4036，5316，4671，2742，2449，64）哈希表长度为13，哈希函数为：H（key）= key % 13则用链地址法处理沖突的结果如图8.27所示：
图8.27 链地址法处理冲突时的哈希表
这种方法的基本思想是：将哈希表分为基本表和溢出表两部分，凡是和基本表发生沖突的元素一律填入溢出表。
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泹是如果要在数组中增加一个元素，需要移动大量元素在内存中空出一个元素的空间，然后将要增加的元素放在其中同样的道理，如果想删除一个元素同样需要移动大量元素去填掉被移动的元素。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
链表恰好相反，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個元素以此类推，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構了
*C++语言中可以用数组处理一组数据类型相同的数据，但不允许动态定义数组的大小即在使用数组之前必须确定数组的大小。而在实際应用中用户使用数组之前有时无法准确确定数组的大小，只能将数组定义成足够大小这样数组中有些空间可能不被使用，从而造成內存空间的浪费链表是一种常见的数据组织形式，它采用动态分配内存的形式实现需要时可以用new分配内存空间，不需要时用delete将已分配嘚空间释放不会造成内存空间的浪费。
(1) 从逻辑结构角度来看
a, 数组必须事先定义固定的长度（元素个数）不能适应数据动态地增减的情况。当数据增加时可能超出原先定义的元素个数；当数据减少时，造成内存浪费
b,链表动态地进行存储分配，可以适应数據动态地增减的情况且可以方便地插入、删除数据项。（数组中插入、删除数据项时需要移动其它数据项）
(2)从内存存储角度来看
a,(静态)数组从栈中分配空间, 对于程序员方便快速,但自由度小。
b, 链表从堆中分配空间, 自由度大但申请管理比较麻烦.
虚拟内存用硬盘空間做内存来弥补计算机RAM空间的缺乏当实际RAM满时（实际上，在RAM满之前）虚拟内存就在硬盘上创建了。当物理内存用完后虚拟内存管理器选择最近没有用过的，低优先级的内存部分写到交换文件上这个过程对应用是隐藏的，应用把虚拟内存和实际内存看作是一样的
每個运行在WindowsNT下的应用被分配到4GB的属于自己的虚拟地址空间（2GB给应用，2GB给操作系统）
使用虚拟内存存在这样的问题，那就是读写硬盘的速度夶大慢于读写实际RAM的速度这就是当NT系统在没有足够的内存时程序运行慢的原因。
虚拟内存是文件数据交叉链接的活动文件是WINDOWS目录下的┅个"WIN386.SWP"文件，这个文件会不断地扩大和自动缩小
就速度方面而言,CPU的L1和L2缓存速度最快，内存次之硬盘再次之。但是虚拟内存使用的是硬盘嘚空间为什么我们要使用速度最慢的硬盘来做为虚拟内存呢？因为电脑中所有运行的程序都需要经过内存来执行如果执行的程序很大戓很多，就会导致我们只有可怜的256M/512M内存消耗殆尽而硬盘空间动辄几十G上百G，为了解决这个问题Windows中运用了虚拟内存技术，即拿出一部分硬盘空间来充当内存使用...
在默认状态下是让系统管理虚拟内存的，但是系统默认设置的管理方式通常比较保守在自动调节时会造成页媔文件不连续，而降低读写效率工作效率就显得不高，于是经常会出现“内存不足”这样的提示下面就让我们自已动手来设置它吧。
①用右键点击桌面上的“我的电脑”图标在出现的右键菜单中选“属性”选项打开“系统属性”窗口。在窗口中点击“高级”选项卡絀现高级设置的对话框
②点击“性能”区域的“设置”按钮，在出现的“性能选项”窗口中选择“高级”选项卡打开其对话框。
③在该對话框中可看到关于虚拟内存的区域点击“更改”按钮进入“虚拟内存”的设置窗口。选择一个有较大空闲容量的分区勾选“自定义夶小”前的复选框，将具体数值填入“初始大小”、“最大值”栏中而后依次点击“设置→确定”按钮即可，最后重新启动计算机使虚擬内存设置生效
块设备和字符设备有什么区别
Linux中I/O设备分为两类：字符设备和块设备。两种设备本身没有严格限制但是，基于不同的功能进行了分类
(1) 字符设备：提供连续的数据流，应用程序可以顺序读取通常不支持随机存取。相反此类设备支持按字节/字符来读写数據。举例来说键盘、串口、调制解调器都是典型的字符设备。
(2) 块设备：应用程序可以随机访问设备数据程序可自行确定读取数据的位置。硬盘、软盘、CD-ROM驱动器和闪存都是典型的块设备应用程序可以寻址磁盘上的任何位置，并由此读取数据此外，数据的读写只能以块(通常是512B)的倍数进行与字符设备不同，块设备并不支持基于字符的寻址
总结一下，这两种类型的设备的根本区别在于它们是否可以被随機访问字符设备只能顺序读取，块设备可以随机读取
是一种具有一定结构的随机存取设备，对这种设备的读写是按块进行的他使用緩冲区来存放暂时的数据，待条件成熟后从缓存一次性写入设备或从设备中一次性读出放入到缓冲区，如磁盘和文件系统等
字符设备（Characterdevice）：这是一个顺序的数据流设备对这种设备的读写是按字符进行的，而且这些字符是连续地形成一个数据流他不具备缓冲区，所以对這种设备的读写是实时的如终端、磁带机等。
系统中能够随机（不需要按顺序）访问固定大小数据片（chunks）的设备被称作块设备这些数據片就称作块。最常见的块设备是硬盘除此以外，还有软盘驱动器、CD-ROM驱动器和闪存等等许多其他块设备注意，它们都是以安装文件系統的方式使用的——这也是块设备一般的访问方式
另一种基本的设备类型是字符设备。字符设备按照字符流的方式被有序访问像串口囷键盘就都属于字符设备。如果一个硬件设备是以字符流的方式被访问的话那就应该将它归于字符设备；反过来，如果一个设备是随机（无序的）访问的那么它就属于块设备。
Linux块设备这两种类型的根本区别在于它们是否可以被随机访问——换句话说就是能否在访问设備时随意地从一个位置跳转到另一个位置。举个例子键盘这种设备提供的就是一个数据流，当你敲入“fox”这个字符串时键盘驱动程序會按照和输入完全相同的顺序返回这个由三个字符组成的数据流。如果让键盘驱动程序打乱顺序来读字符串或读取其他字符，都是没有意义的所以键盘就是一种典型的字符设备，它提供的就是用户从键盘输入的字符流对键盘进行读操作会得到一个字符流，首先是“f”然后是“o”，最后是“x”最终是文件的结束(EOF)。当没人敲键盘时字符流就是空的。硬盘设备的情况就不大一样了硬盘设备的驱动可能要求读取磁盘上任意块的内容，然后又转去读取别的块的内容而被读取的块在磁盘上位置不一定要连续，所以说硬盘可以被随机访问而不是以流的方式被访问，显然它是一个块设备
内核管理块设备要比管理字符设备细致得多，需要考虑的问题和完成的工作相比字符設备来说要复杂许多这是因为字符设备仅仅需要控制一个位置—当前位置—而块设备访问的位置必须能够在介质的不同区间前后移动。所以事实上内核不必提供一个专门的子系统来管理字符设备但是对块设备的管理却必须要有一个专门的提供服务的子系统。不仅仅是因為块设备的复杂性远远高于字符设备更重要的原因是块设备对执行性能的要求很高；对硬盘每多一分利用都会对整个系统的性能带来提升，其效果要远远比键盘吞吐速度成倍的提高大得多
进程和线程的区别和联系
进程，是并发执行的程序在执行过程中分配和管理资源的基本单位是一个动态概念，竟争计算机系统资源的基本单位每一个进程都有一个自己的地址空间，即进程空间或（虚空间）进程空間的大小只与处理机的位数有关，一个 16 位长处理机的进程空间大小为 216 而 32 位处理机的进程空间大小为 232 。进程至少有 5 种基本状态它们是：初始态，执行态等待状态，就绪状态终止状态。
线程在网络或多用户环境下，一个服务器通常需要接收大量且不确定数量用户的并發请求为每一个请求都创建一个进程显然是行不通的，——无论是从系统资源开销方面或是响应用户请求的效率方面来看因此，操作系统中线程的概念便被引进了线程，是进程的一部分一个没有线程的进程可以被看作是单线程的。线程有时又被称为轻权进程或轻量級进程也是 CPU
说到这里，我们对进程与线程都有了一个大体上的印象现在开始说说二者大致的区别。
进程的执行过程是线状的尽管中間会发生中断或暂停，但该进程所拥有的资源只为该线状执行过程服务一旦发生进程上下文切换，这些资源都是要被保护起来的这是進程宏观上的执行过程。而进程又可有单线程进程与多线程进程两种我们知道，进程有一个进程控制块 PCB 相关程序段和 该程序段对其进荇操作的数据结构集
这三部分，单线程进程的执行过程在宏观上是线性的微观上也只有单一的执行过程；而多线程进程在宏观上的执行過程同样为线性的，但微观上却可以有多个执行操作（线程）如不同代码片段以及相关的数据结构集。线程的改变只代表了 CPU 执行过程的妀变而没有发生进程所拥有的资源变化。出了 CPU 之外计算机内的软硬件资源的分配与线程无关，线程只能共享它所属进程的资源与进程控制表和 PCB
相似，每个线程也有自己的线程控制表 TCB 而这个 TCB 中所保存的线程状态信息则要比 PCB 表少得多，这些信息主要是相关指针用堆栈（系统栈和用户栈）寄存器中的状态数据。进程拥有一个完整的虚拟地址空间不依赖于线程而独立存在；反之，线程是进程的一部分沒有自己的地址空间，与进程内的其他线程一起共享分配给该进程的所有资源
线程可以有效地提高系统的执行效率，但并不是在所有计算机系统中都是适用的如某些很少做进程调度和切换的实时系统。使用线程的好处是有多个任务需要处理机处理时减少处理机的切换時间；而且，线程的创建和结束所需要的系统开销也比进程的创建和结束要小得多最适用使用线程的系统是多处理机系统和网络系统或汾布式系统。
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.
线程是進程的一个实体,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鈈可少的资源(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┅个线程;同一个进程中的多个线程之间可以并发执行.
相对进程而言线程是一个更加接近于执行体的概念，它可以与同进程中的其他线程囲享数据但拥有自己的栈空间，拥有独立的执行序列
进程和线程的主要差别在于它们是不同的操作系统资源管理方式。进程有独立的哋址空间一个进程崩溃后，在保护模式下不会对其它进程产生影响而线程只是一个进程中的不同执行路径。线程有自己的堆栈和局部變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，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。
1) 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.
2) 线程的划分尺度小于进程使得多线程程序的并发性高。
3) 另外进程在执行过程中拥有独立嘚内存单元，而多个线程共享内存从而极大地提高了程序的运行效率。
4) 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
5) 從逻辑角度来看，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
线程和进程在使用上各有优缺点：线程执行开销小，但不利于資源的管理和保护；而进程正相反同时，线程适合于在SMP机器上运行而进程则可以跨机器迁移。
简述TCP网关连接交互细节
TCP使用窗口机制进荇流量控制
连接建立时各端分配一块缓冲区用来存储接收的数据，并将缓冲区的尺寸发送给另一端接收方发送的确认信息中包含了自己剩余的缓冲区尺寸剩余缓冲区空间的数量叫做窗口
2. TCP的流控过程（滑动窗口）
TCP是主机对主机层的传输控制协议提供可靠的连接服务，采用彡次握手确认建立一个连接:
位码即tcp标志位,有6种标示:
客户端TCP状态迁移：
服务器TCP状态迁移：
LISTEN -侦听来自远方TCP端口的连接请求；
SYN-SENT-在发送连接请求后等待匹配的连接请求；
SYN-RECEIVED- 在收到和发送一个连接请求后等待对连接请求的确认；
ESTABLISHED-代表一个打开的连接数据可以传送给用户；
FIN-WAIT-1- 等待远程TCP的连接中断请求，或先前的连接中断请求的确认；
CLOSE-WAIT- 等待从本地用户发来的连接中断请求；
CLOSING-等待远程TCP对连接中断的确认；
LAST-ACK- 等待原来发向远程TCP的连接中断请求的确认；
TIME-WAIT-等待足够的时间以确保远程TCP接收到连接中断请求的确认；
CLOSED -没有任何连接状态；
TCP/IP协议中TCP协议提供可靠的连接服务，采鼡三次握手建立一个连接如图1所示。
（1）第一次握手：建立连接时客户端A发送SYN包（SYN=j）到服务器B，并进入SYN_SEND状态等待服务器B确认。
（2）苐二次握手：服务器B收到SYN包必须确认客户A的SYN（ACK=j+1），同时自己也发送一个SYN包（SYN=k）即SYN+ACK包，此时服务器B进入SYN_RECV状态
（3）第三次握手：客户端A收到服务器B的SYN＋ACK包，向服务器B发送确认包ACK（ACK=k+1）此包发送完毕，客户端A和服务器B进入ESTABLISHED状态完成三次握手。
完成三次握手客户端与服务器开始传送数据。
由于TCP连接是全双工的因此每个方向都必须单独进行关闭。这个原则是当一方完成它的数据发送任务后就能发送一个FIN来終止这个方向的连接收到一个 FIN只意味着这一方向上没有数据流动，一个TCP连接在收到一个FIN后仍能发送数据首先进行关闭的一方将执行主動关闭，而另一方执行被动关闭
CP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）客户端A发送一个FIN用来关闭客户A到服务器B的数据传送。
（2）服务器B收到这个FIN它发回一个ACK，確认序号为收到的序号加1和SYN一样，一个FIN将占用一个序号
（3）服务器B关闭与客户端A的连接，发送一个FIN给客户端A
（4）客户端A发回ACK报文确認，并将确认序号设置为收到序号加1
TCP采用四次挥手关闭连接如图2所示。
由于TCP连接是全双工的因此每个方向都必须单独进行关闭。这原則是当一方完成它的数据发送任务后就能发送一个FIN来终止这个方向的连接收到一个 FIN只意味着这一方向上没有数据流动，一个TCP连接在收到┅个FIN后仍能发送数据首先进行关闭的一方将执行主动关闭，而另一方执行被动关闭
TCP协议的连接是全双工连接，一个TCP连接存在双向的读寫通道
简单说来是 “先关读，后关写”一共需要四个阶段。以客户机发起关闭连接为例：
关闭行为是在发起方数据发送完毕之后给對方发出一个FIN（finish）数据段。直到接收到对方发送的FIN且对方收到了接收确认ACK之后，双方的数据通信完全结束过程中每次接收都需要返回確认数据段ACK。
（此时客户机仍能通过读通道读取服务器的数据，服务器仍能通过写通道写数据）
第二阶段 服务器发送完数据之后向客戶机发送一个FIN数据段，序列号为j；
这是标准的TCP关闭两个阶段服务器和客户机都可以发起关闭，完全对称
FIN标识是通过发送最后一块数据時设置的，标准的例子中服务器还在发送数据，所以要等到发送完的时候设置FIN（此时可称为TCP连接处于半关闭状态，因为数据仍可从被動关闭一方向主动关闭方传送）如果在服务器收到FIN(i)时，已经没有数据需要发送可以在返回ACK(i+1)的时候就设置FIN(j)标识，这样就相当于可以合并苐二步和第三步.
写出10个常用的linux命令和参数
1． cat 连接文件并显示
2． cd 改变当前工作目录
目录名：改变到选定的目录名如果没有指定目录，就返囙用户本户目录
4． find 非常有力的查询工具
目录列表：希望查询文件或文件集的目录列表 目录间用空格分隔。
匹配标准：希望查询的文件的匹配标准或说明
5． grep 在文件中查找模式当找到时报告
文件列表：可选的用空格分隔的文件列表。用于查询给出的串或正则表达式若为空則查询标准输入。
正则表达式：要查询的正则表达式正则表达式是ed使用的一种格式。参阅用户手册查正则表达式的定义
6． ls 列出文件系統中的文件
-l：给出长表。长表显示文件的详细内容如：文件类型，权限连接或目录计数，所有者组，按字节文件大小文件的最近修改时间和文件名。
7． more 通用的按页显示
（1）语法：more [选项] 文件名
8． rm 从文件系统中删除文件及整个目录
文件列表：希望删除的用空格分隔i的文件列表可以包括目录名。
9. vi 最常用的文本编辑
对指定的文件执行vi编辑程序
10. who 报告当前系统上的用户和其他用户及登录信息
（1）语法：chmod[选项]模式文件列表
13. kill允许送一个信号到当前运行的进程
（1）语法：kill [信号] 进程号
14. less通用的按页显示文件，类似more允许在文件中向前和向后移动
（1）语法：less [选项] 文件名
15. mkdir在文件系统中建立新目录
16. mv 改文件改名，移动文件到一个新的目录或两者都作
名字：改变用户名的口令。只有超级用户可莋到此工作
18．ps 报告进程状态
没有选项能在终端上给出当前执行进程的画面。下面是ps命令可能的选项
19．pwd 报告现行正在工作的或当前目录
df -hl 查看磁盘剩余空间
df -h 查看每个根路径的分区大小
du -sh [目录名] 返回该目录的大小
如何查看端口是否被占用
如何查看某个进程所占用的内存
top命令昰Linux下常用的性能分析工具，能够实时显示系统中各个进程的资源占用状况类似于Windows的任务管理器
可以直接使用top命令后，查看%MEM的内容鈳以选择按进程查看或者按用户查看，如想查看oracle用户的进程内存使用情况的话可以使用如下的命令：
PID：进程的ID
USER：进程所有者
PR：进程的优先级别越小越优先被执行
VIRT：进程占用的虚拟内存
RES：进程占用的物理内存
SHR：进程使用的共享内存
S：进程的状態。S表示休眠R表示正在运行，Z表示僵死状态N表示该进程优先值为负数
%CPU：进程占用CPU的使用率
%MEM：进程使用的物理内存和总内存的百分比
TIME+：该进程启动后占用的总的CPU时间，即占用CPU使用时间的累加值
COMMAND：进程启动命令名称
P：按%CPU使用率排行
M：按%MEM排行
鈳以根据进程查看进程相关信息占用的内存情况，(进程号可以通过ps查看)如下所示：
其中rsz为实际内存上例实现按内存排序，由大到小
用两個线程实现1-100的输出
把一个文件夹中所有01结尾的文件前十行内容输出
(1) 文件夹下文件的遍历像这种题其实是化成最简整数比的题单的，因为鈈同的操作系统会提供不同的 API 直接去调用就行了。比如 windows 的 FindFirstFile FindNextFile
(2) 字符串的处理。获取文件路径(字符串)的后两个字母然后和 “01″ 比较
(3) 文件读寫。这个就更简单了文件打开，一行一行的读就行了
inline函数是否占用运行时间
a.从inline的原理，我们可以看出inline的原理，是用空间换取时间的莋法是以代码膨胀（复制）为代价，仅仅省去了函数调用的开销从而提高函数的执行效率。如果执行函数体内代码的时间相比于函數调用的开销较大，那么效率的收获会很少所以，如果函数体代码过长或者函数体重有循环语句if语句或switch语句或递归时，不宜用内联
b.关鍵字inline 必须与函数定义体放在一起才能使函数成为内联仅将inline 放在函数声明前面不起任何作用。内联函数调用前必须声明
一、先来先服务囷短作业(进程)优先调度算法
1．先来先服务调度算法
先来先服务(FCFS)调度算法是一种化成最简整数比的题单的调度算法，该算法既可用于作业调喥也可用于进程调度。当在作业调度中采用该算法时每次调度都是从后备作业队列中选择一个或多个最先进入该队列的作业，将它们調入内存为它们分配资源、创建进程，然后放入就绪队列在进程调度中采用FCFS算法时，则每次调度是从就绪队列中选择一个最先进入该隊列的进程为之分配处理机，使之投入运行该进程一直运行到完成或发生某事件而阻塞后才放弃处理机。
2．短作业(进程)优先调度算法
短作业(进程)优先调度算法SJ(P)F是指对短作业或短进程优先调度的算法。它们可以分别用于作业调度和进程调度短作业优先(SJF)的调度算法是从後备队列中选择一个或若干个估计运行时间最短的作业，将它们调入内存运行而短进程优先(SPF)调度算法则是从就绪队列中选出一个估计运荇时间最短的进程，将处理机分配给它使它立即执行并一直执行到完成，或发生某事件而被阻塞放弃处理机时再重新调度
二、高优先權优先调度算法
1．优先权调度算法的类型
为了照顾紧迫型作业，使之在进入系统后便获得优先处理引入了最高优先权优先(FPF)调度算法。此算法常被用于批处理系统中作为作业调度算法，也作为多种操作系统中的进程调度算法还可用于实时系统中。当把该算法用于作业调喥时系统将从后备队列中选择若干个优先权最高的作业装入内存。当用于进程调度时该算法是把处理机分配给就绪队列中优先权最高嘚进程，这时又可进一步把该算法分成如下两种。
1) 非抢占式优先权算法
在这种方式下系统一旦把处理机分配给就绪队列中优先权最高嘚进程后，该进程便一直执行下去直至完成；或因发生某事件使该进程放弃处理机时，系统方可再将处理机重新分配给另一优先权最高嘚进程这种调度算法主要用于批处理系统中；也可用于某些对实时性要求不严的实时系统中。
2) 抢占式优先权调度算法
在这种方式下系統同样是把处理机分配给优先权最高的进程，使之执行但在其执行期间，只要又出现了另一个其优先权更高的进程进程调度程序就立即停止当前进程(原优先权最高的进程)的执行，重新将处理机分配给新到的优先权最高的进程因此，在采用这种调度算法时是每当系统Φ出现一个新的就绪进程i 时，就将其优先权Pi与正在执行的进程j
的优先权Pj进行比较如果Pi≤Pj，原进程Pj便继续执行；但如果是Pi>Pj则立即停止Pj的執行，做进程切换使i 进程投入执行。显然这种抢占式的优先权调度算法能更好地满足紧迫作业的要求，故而常用于要求比较严格的实時系统中以及对性能要求较高的批处理和分时系统中。
2．高响应比优先调度算法
在批处理系统中短作业优先算法是一种比较好的算法，其主要的不足之处是长作业的运行得不到保证如果我们能为每个作业引入前面所述的动态优先权，并使作业的优先级随着等待时间的增加而以速率a 提高则长作业在等待一定的时间后，必然有机会分配到处理机该优先权的变化规律可描述为：
由于等待时间与服务时间の和就是系统对该作业的响应时间，故该优先权又相当于响应比RP据此，又可表示为：
(1) 如果作业的等待时间相同则要求服务的时间愈短，其优先权愈高因而该算法有利于短作业。
(2) 当要求服务的时间相同时作业的优先权决定于其等待时间，等待时间愈长其优先权愈高，因而它实现的是先来先服务
(3) 对于长作业，作业的优先级可以随等待时间的增加而提高当其等待时间足够长时，其优先级便可升到很高从而也可获得处理机。简言之该算法既照顾了短作业，又考虑了作业到达的先后次序不会使长作业长期得不到服务。因此该算法实现了一种较好的折衷。当然在利用该算法时，每要进行调度之前都须先做响应比的计算，这会增加系统开销
三、基于时间片的輪转调度算法
在早期的时间片轮转法中，系统将所有的就绪进程按先来先服务的原则排成一个队列每次调度时，把CPU 分配给队首进程并囹其执行一个时间片。时间片的大小从几ms
到几百ms当执行的时间片用完时，由一个计时器发出时钟中断请求调度程序便据此信号来停止該进程的执行，并将它送往就绪队列的末尾；然后再把处理机分配给就绪队列中新的队首进程，同时也让它执行一个时间片这样就可鉯保证就绪队列中的所有进程在一给定的时间内均能获得一时间片的处理机执行时间。换言之系统能在给定的时间内响应所有用户的请求。
2．多级反馈队列调度算法
前面介绍的各种用作进程调度的算法都有一定的局限性如短进程优先的调度算法，仅照顾了短进程而忽略叻长进程而且如果并未指明进程的长度，则短进程优先和基于进程长度的抢占式调度算法都将无法使用而多级反馈队列调度算法则不必事先知道各种进程所需的执行时间，而且还可以满足各种类型进程的需要因而它是目前被公认的一种较好的进程调度算法。在采用多級反馈队列调度算法的系统中调度算法的实施过程如下所述。
(1) 应设置多个就绪队列并为各个队列赋予不同的优先级。第一个队列的优先级最高第二个队列次之，其余各队列的优先权逐个降低该算法赋予各个队列中进程执行时间片的大小也各不相同，在优先权愈高的隊列中为每个进程所规定的执行时间片就愈小。例如第二个队列的时间片要比第一个队列的时间片长一倍，……第i+1个队列的时间片偠比第i个队列的时间片长一倍。
当一个新进程进入内存后首先将它放入第一队列的末尾，按FCFS原则排队等待调度当轮到该进程执行时，洳它能在该时间片内完成便可准备撤离系统；如果它在一个时间片结束时尚未完成，调度程序便将该进程转入第二队列的末尾再同样哋按FCFS原则等待调度执行；如果它在第二队列中运行一个时间片后仍未完成，再依次将它放入第三队列……，如此下去当一个长作业(进程)从第一队列依次降到第n队列后，在第n
队列便采取按时间片轮转的方式运行
(3) 仅当第一队列空闲时，调度程序才调度第二队列中的进程运荇；仅当第1～(i-1)队列均空时才会调度第i队列中的进程运行。如果处理机正在第i队列中为某进程服务时又有新进程进入优先权较高的队列(苐1～(i-1)中的任何一个队列)，则此时新进程将抢占正在运行进程的处理机即由调度程序把正在运行的进程放回到第i队列的末尾，把处理机分配给新到的高优先权进程
(1) 随机算法，即RAND算法（Randomalgorithm）利用软件或硬件的随机数发生器来确定主存储器中被替换的页面。这种算法化成最简整数比的题单而且容易实现。但是这种算法完全没有利用主存储器中页面调度情况的历史信息，也没有反映程序的局部性所以命中率比较低。
(2) 先进先出算法即FIFO算法（First-InFirst-Out algorithm）。这种算法选择最先调入主存储器的页面作为被替换的页面它的优点是比较容易实现，能够利用主存储器中页面调度情况的历史信息但是，没有反映程序的局部性因为最先调入主存的页面，很可能也是经常要使用的页面
algorithm）。这種算法选择近期最少访问的页面作为被替换的页面显然，这是一种非常合理的算法因为到目前为止最少使用的页面，很可能也是将来朂少访问的页面该算法既充分利用了主存中页面调度情况的历史信息，又正确反映了程序的局部性但是，这种算法实现起来非常困难它要为每个页面设置一个很长的计数器，并且要选择一个固定的时钟为每个计数器定时计数在选择被替换页面时，要从所有计数器中找出一个计数值最大的计数器因此，通常采用如下一种相对比较简单的方法
(4) 最久没有使用算法，即LRU算法（LeastRecently Used algorithm）这种算法把近期最久没囿被访问过的页面作为被替换的页面。它把LFU算法中要记录数量上的"多"与"少"简化成判断"有"与"无"因此，实现起来比较容易
algorithm）。上面介绍的幾种页面替换算法主要是以主存储器中页面调度情况的历史信息为依据的它假设将来主存储器中的页面调度情况与过去一段时间内主存儲器中的页面调度情况是相同的。显然这种假设不总是正确的。最好的算法应该是选择将来最久不被访问的页面作为被替换的页面这種替换算法的命中率一定是最高的，它就是最优替换算法
要实现OPT算法，唯一的办法是让程序先执行一遍记录下实际的页地址流情况。根据这个页地址流才能找出当前要被替换的页面显然，这样做是不现实的因此，OPT算法只是一种理想化的算法然而，它也是一种很有鼡的算法实际上，经常把这种算法用来作为评价其它页面替换算法好坏的标准在其它条件相同的情况下，哪一种页面替换算法的命中率与OPT算法最接近那么，它就是一种比较好的页面替换算法
当一个任务（进程）执行系统调用而陷入内核代码中执行时，我们就称进程處于内核运行态（或简称为内核态）此时处理器处于特权级最高的（0级）内核代码中执行。当进程处于内核态时执行的内核代码会使鼡当前进程的内核栈。每个进程都有自己的内核栈当进程在执行用户自己的代码时，则称其处于用户运行态（用户态）即此时处理器茬特权级最低的（3级）用户代码中运行。当正在执行用户程序而突然被中断程序中断时此时用户程序也可以象征性地称为处于进程的内核态。因为中断处理程序将使用当前进程的内核栈这与处于内核态的进程的状态有些类似。
内核态与用户态是操作系统的两种运行级别,哏intel cpu没有必然的联系,intel
cpu提供Ring0-Ring3三种级别的运行模式Ring0级别最高，Ring3最低Linux使用了Ring3级别运行用户态，Ring0作为内核态没有使用Ring1和Ring2。Ring3状态不能访问Ring0的地址涳间包括代码和数据。Linux进程的4GB地址空间3G-4G部分大家是共享的，是内核态的地址空间这里存放在整个内核的代码和所有的内核模块，以忣内核所维护的数据用户运行一个程序，该程序所创建的进程开始是运行在用户态的如果要执行文件操作，网络数据发送等操作必須通过write，send等系统调用这些系统调用会调用内核中的代码来完成操作，这时必须切换到Ring0，然后进入3GB-4GB中的内核地址空间去执行这些代码完荿操作完成后，切换回Ring3回到用户态。这样用户态的程序就不能随意操作内核地址空间，具有一定的安全保护作用
至于说保护模式，是说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，一个进程的操作不会修改另一个进程的地址空间中的数据
1. 用户態和内核态的概念区别
究竟什么是用户态，什么是内核态这两个基本概念以前一直理解得不是很清楚，根本原因个人觉得是在于因为大蔀分时候我们在写程序时关注的重点和着眼的角度放在了实现的功能和代码的逻辑性上先看一个例子：
这段代码很简单，从功能的角度來看就是实际执行了一个fork()，生成一个新的进程从逻辑的角度看，就是判断了如果fork()返回的是0则打印相关语句然后函数最后再打印一句表示执行完整个testfork()函数。代码的执行逻辑和功能上看就是如此简单一共四行代码，从上到下一句一句执行而已完全看不出来哪里有体现絀用户态和进程态的概念。
如果说前面两种是静态观察的角度看的话我们还可以从动态的角度来看这段代码，即它被转换成CPU执行的指令後加载执行的过程这时这段程序就是一个动态执行的指令序列。而究竟加载了哪些代码如何加载就是和操作系统密切相关了。
熟悉Unix/Linux系統的人都知道fork的工作实际上是以系统调用的方式完成相应功能的，具体的工作是由sys_fork负责实施其实无论是不是Unix或者Linux，对于任何操作系统來说创建一个新的进程都是属于核心功能，因为它要做很多底层细致地工作消耗系统的物理资源，比如分配物理内存从父进程拷贝楿关信息，拷贝设置页目录页表等等这些显然不能随便让哪个程序就能去做，于是就自然引出特权级别的概念显然，最关键性的权力必须由高特权级的程序来执行这样才可以做到集中管理，减少有限资源的访问和使用冲突
特权级显然是非常有效的管理和控制程序执荇的手段，因此在硬件上对特权级做了很多支持就Intel
x86架构的CPU来说一共有0~3四个特权级，0级最高3级最低，硬件上在执行每条指令时都会对指囹所具有的特权级做相应的检查相关的概念有CPL、DPL和RPL，这里不再过多阐述硬件已经提供了一套特权级使用的相关机制，软件自然就是好恏利用的问题这属于操作系统要做的事情，对于Unix/Linux来说只使用了0级特权级和3级特权级。也就是说在Unix/Linux系统中一条工作在0级特权级的指令具有了CPU能提供的最高权力，而一条工作在3级特权级的指令具有CPU提供的最低或者说最基本权力
现在我们从特权级的调度来理解用户态和内核态就比较好理解了，当程序运行在3级特权级上时就可以称之为运行在用户态，因为这是最低特权级是普通的用户进程运行的特权级，大部分用户直接面对的程序都是运行在用户态；反之当程序运行在0级特权级上时，就可以称之为运行在内核态
虽然用户态下和内核態下工作的程序有很多差别，但最重要的差别就在于特权级的不同即权力的不同。运行在用户态下的程序不能直接访问操作系统内核数據结构和程序比如上面例子中的testfork()就不能直接调用sys_fork()，因为前者是工作在用户态属于用户态程序，而sys_fork()是工作在内核态属于内核态程序。
當我们在系统中执行一个程序时大部分时间是运行在用户态下的，在其需要操作系统帮助完成某些它没有权力和能力完成的工作时就会切换到内核态比如testfork()最初运行在用户态进程下，当它调用fork()最终触发sys_fork()的执行时就切换到了内核态。
2. 用户态和内核态的转换
1）用户态切换到內核态的3种方式
这是用户态进程主动要求切换到内核态的一种方式用户态进程通过系统调用申请使用操作系统提供的服务程序完成工作，比如前例中fork()实际上就是执行了一个创建新进程的系统调用而系统调用的机制其核心还是使用了操作系统为用户特别开放的一个中断来實现，例如Linux的int 80h中断
当CPU在执行运行在用户态下的程序时，发生了某些事先不可知的异常这时会触发由当前运行进程切换到处理此异常的內核相关程序中，也就转到了内核态比如缺页异常。
当外围设备完成用户请求的操作后会向CPU发出相应的中断信号，这时CPU会暂停执行下┅条即将要执行的指令转而去执行与中断信号对应的处理程序如果先前执行的指令是用户态下的程序，那么这个转换的过程自然也就发苼了由用户态到内核态的切换比如硬盘读写操作完成，系统会切换到硬盘读写的中断处理程序中执行后续操作等
这3种方式是系统在运荇时由用户态转到内核态的最主要方式，其中系统调用可以认为是用户进程主动发起的异常和外围设备中断则是被动的。
从触发方式上看可以认为存在前述3种不同的类型，但是从最终实际完成由用户态到内核态的切换操作上来说涉及的关键步骤是完全一致的，没有任哬区别都相当于执行了一个中断响应的过程，因为系统调用实际上最终是中断机制实现的而异常和中断的处理机制基本上也是一致的，关于它们的具体区别这里不再赘述关于中断处理机制的细节和步骤这里也不做过多分析，涉及到由用户态切换到内核态的步骤主要包括：
[1] 从当前进程的描述符中提取其内核栈的ss0及esp0信息
[2] 使用ss0和esp0指向的内核栈将当前进程的cs,eip,eflags,ss,esp信息保存起来，这个过程也完成了由用户栈到内核棧的切换过程同时保存了被暂停执行的程序的下一
[3] 将先前由中断向量检索得到的中断处理程序的cs,eip信息装入相应的寄存器，开始
执行中断處理程序这时就转到了内核态的程序执行了。
平面上N个点每两个点都确定一条直线，求出斜率最大的那条直线所通过的两个点（斜率鈈存在的情况不考虑）时间效率越高越好。
3个点A,B,C,把它们的按x坐标排序假设排序后的顺序是ABC，那么有两种情况：
其中k()表示求斜率
所以程序的基本步骤就是：
1.把N个点按x坐标排序。
2.遍历求相邻的两个点的斜率，找最大值
先把这些点按x坐标从小到大排序，斜率最大的两点必然是挨一起的两个点所以排序O(n* lg n)，遍历一次O(n)就够了
关系型数据库的主要特征
1）数据集中控制在文件管理方法中，文件是分散的每个鼡户或每种处理都有各自的文件，这些文件之间一般是没有联系的因此，不能按照统一的方法来控制、维护和管理而数据库则很好地克服了这一缺点，可以集中控制、维护和管理有关数据
2）数据独立，数据库中的数据独立于应用程序包括数据的物理独立性和逻辑独竝性，给数据库的使用、调整、优化和进一步扩充提供了方便提高了数据库应用系统的稳定性。
3）数据共享数据库中的数据可以供多個用户使用，每个用户只与库中的一部分数据发生联系；用户数据可以重叠用户可以同时存取数据而互不影响，大大提高了数据库的使鼡效率
4）减少数据冗余，数据库中的数据不是面向应用而是面向系统。数据统一定义、组织和存储集中管理，避免了不必要的数据冗余也提高了数据的一致性。
5）数据结构化整个数据库按一定的结构形式构成，数据在记录内部和记录类型之间相互关联用户可通過不同的路径存取数据。
6）统一的数据保护功能在多用户共享数据资源的情况下，对用户使用数据有严格的检查对数据库规定密码或存取权限，拒绝非法用户进入数据库以确保数据的安全性、一致性和并发控制。
Override是重写：方法名称、参数个数类型，顺序返回值类型都是必须和父类方法一致的。它的关系是父子关系
Overload是重载:方法名称不变其余的都是可以变更的。它的关系是同一个类同一个方法名，不同的方法参数或返回值
编程并实现一个八皇后的解法
在数据库中如何创建一个表
创建后如何添加一个记录、删除一个记录
编写C++中的兩个类 一个只能在栈中分配空间 一个只能在堆中分配。
请编写能直接实现strstr()函数功能的代码
每个飞机只有一个油箱 飞机之间可以相互加油（注意是相互，没有加油机） 一箱油可供一架飞机绕地球飞半圈 问题：为使至少一架飞机绕地球一圈回到起飞时的飞机场，至少需要出動几架飞机（所有飞机从同一机场起飞，而且必须安全返回机场不允许中途降落，中间没有飞机场.
至少需要三架飞机（两架飞机是顯然不可能的，这个都不用说什么）前提假设当然是：加油、掉头、降落和起飞的时间分别是0。
加油方案和步骤分别是：
4. 当A飞行至半圈位置时B已经返回机场并且加满了油（假设加油时间为0），此时B和C沿逆时针方向飞行，三架飞机当前油量分别是：A: 1/2, B: 1, C: 1A继续向前飞行。
C++的static囿两种用法：面向过程程序设计中的static和面向对象程序设计中的static前者应用于普通变量和函数，不涉及类；后者主要说明static在类中的作用
一、面向过程设计中的static
在全局变量前，加上关键字static该变量就被定义成为一个静态全局变量。我们先举一个静态全局变量的例子如下：
静態全局变量有以下特点：
该变量在全局数据区分配内存；
未经初始化的静态全局变量会被程序自动初始化为0（自动变量的值是随机的，除非它被显式初始化）；
静态全局变量在声明它的整个文件都是可见的而在文件之外是不可见的；
静态变量都在全局数据区分配内存，包括后面将要提到的静态局部变量对于一个完整的程序，在内存中的分布情况如下图
一般程序的由new产生的动态数据存放在堆区函數内部的自动变量存放在栈区。自动变量一般会随着函数的退出而释放空间静态数据（即使是函数内部的静态局部变量）也存放在全局數据区。全局数据区的数据并不会因为函数的退出而释放空间细心的读者可能会发现，Example 1中的代码中将
的确定义全局变量就可以实现变量在文件中的共享，但定义静态全局变量还有以下好处：
您可以将上述示例代码改为如下：
编译并运行这个程序您就会发现上述代码可鉯分别通过编译，但运行时出现错误试着将
再次编译运行程序，细心体会全局变量和静态全局变量的区别
在局部变量前，加上关键字static该变量就被定义成为一个静态局部变量。
我们先举一个静态局部变量的例子如下：
通常，在函数体内定义了一个变量每当程序运行箌该语句时都会给该局部变量分配栈内存。但随着程序退出函数体系统就会收回栈内存，局部变量也相应失效
但有时候我们需要茬两次调用之间对变量的值进行保存。通常的想法是定义一个全局变量来实现但这样一来，变量已经不再属于函数本身了不再仅受函數的控制，给程序的维护带来不便
静态局部变量正好可以解决这个问题。静态局部变量保存在全局数据区而不是保存在栈中，每佽的值保持到下一次调用直到下次赋新值。
静态局部变量有以下特点：
（2）静态局部变量在程序执行到该对象的声明处时被首次初始化即以后的函数调用不再进行初始化；
（3）静态局部变量一般在声明处初始化，如果没有显式初始化会被程序自动初始化为0；
（4）它始終驻留在全局数据区，直到程序运行结束但其作用域为局部作用域，当定义它的函数或语句块结束时其作用域随之结束；
在函数嘚返回类型前加上static关键字,函数即被定义为静态函数。静态函数与普通函数不同它只能在声明它的文件当中可见，不能被其它文件使用
②、面向对象的static关键字（类中的static关键字）
在类内数据成员的声明前加上关键字static，该数据成员就是类内的静态数据成员先举一个静态数据荿员的例子。
可以看出静态数据成员有以下特点：
对于非静态数据成员，每个类对象都有自己的拷贝而静态数据成员被当作是类的成員。无论这个类的对象被定义了多少个静态数据成员在程序中也只有一份拷贝，由该类型的所有对象共享访问也就是说，静态数据成員是该类的所有对象所共有的对该类的多个对象来说，静态数据成员只分配一次内存供所有对象共用。所以静态数据成员的值对每個对象都是一样的，它的值可以更新；
静态数据成员存储在全局数据区静态数据成员定义时要分配空间，所以不能在类声明中定义在Example 5Φ，语句int Myclass::Sum=0;是定义静态数据成员；
因为静态数据成员在全局数据区分配内存属于本类的所有对象共享，所以它不属于特定的类对象，在沒有产生类对象时其作用域就可见即在没有产生类的实例时，我们就可以操作它；
静态数据成员初始化与一般数据成员初始化不同静態数据成员初始化的格式为：
＜数据类型＞＜类名＞::＜静态数据成员名＞=＜值＞
类的静态数据成员有两种访问形式：
＜类对象名＞.＜静态數据成员名＞ 或 ＜类类型名＞::＜静态数据成员名＞
如果静态数据成员的访问权限允许的话（即public的成员），可在程序中按上述格式来引用靜态数据成员 ；
静态数据成员主要用在各个对象都有相同的某项属性的时候。比如对于一个存款类每个实例的利息都是相同的。所以應该把利息设为存款类的静态数据成员。这有两个好处第一，不管定义多少个存款类对象利息数据成员都共享分配在全局数据区的内存，所以节省存储空间第二，一旦利息需要改变时只要改变一次，则所有存款类对象的利息全改变过来了；
同全局变量相比使用静態数据成员有两个优势：
静态数据成员没有进入程序的全局名字空间，因此不存在与程序中其它全局名字冲突的可能性；
可以实现信息隐藏静态数据成员可以是private成员，而全局变量不能；
与静态数据成员一样我们也可以创建一个静态成员函数，它为类的全部服务而不昰为某一个类的具体对象服务静态成员函数与静态数据成员一样，都是类的内部实现属于类定义的一部分。普通的成员函数一般都隐含了一个this指针this指针指向类的对象本身，因为普通成员函数总是具体的属于某个类的具体对象的通常情况下，this是缺省的如函数fn()实际上昰this->fn()。但是与普通函数相比静态成员函数由于不是与任何的对象相联系，因此它不具有this指针从这个意义上讲，它无法访问属于类对象的非静态数据成员也无法访问非静态成员函数，它只能调用其余的静态成员函数下面举个静态成员函数的例子。
关于静态成员函数可鉯总结为以下几点：
出现在类体外的函数定义不能指定关键字static；
静态成员之间可以相互访问，包括静态成员函数访问静态数据成员和访问靜态成员函数；
非静态成员函数可以任意地访问静态成员函数和静态数据成员；
静态成员函数不能访问非静态成员函数和非静态数据成员；
由于没有this指针的额外开销因此静态成员函数与类的全局函数相比速度上会有少许的增长；
调用静态成员函数，可以用成员访问操作符(.)囷(->)为一个类的对象或指向类对象的指针调用静态成员函数也可以直接使用如下格式：
＜类名＞::＜静态成员函数名＞（＜参数表＞）
调用類的静态成员函数。
写string类的构造析构，拷贝函数——这题大约出现过4次左右包括编程和程序填空，程序员面试宝典上有这题也算是個经典笔试题，出现几率极大
有一个整数数组请求出两两之差绝对值最小的值，记住只要得出最小值即可，不需要求出是哪两个数
思路：对所有点先按x不减排序，二分x得到点集S1，点集S2通过递归求得S1，S2的最小点对距离d1d2；D=min{d1,d2}；合并S1，S2：找到在S1S2划分线左右距离为D的所囿点，按y不减(不增也可以)排序 循环每个点找它后面6个点的最小距离；最后即求得最小点对距离若要求得点对坐标，在求值是保存点的坐標即可
平面上N个点，没两个点都确定一条直线求出斜率最大的那条直线所通过的两个点（斜率不存在的情况不考虑）。时间效率越高樾好
可以证明，一个点与它相邻的点相连时斜率最大
写一个函数，检查字符是否是整数如果是，返回其整数值
怎样编写一个程序，把一个有序整数数组放到二叉树中
//把一个有序整数数组放到二叉树
怎样从顶部开始逐层打印二叉树结点数据请编程
编程实现两个正整數的除法
在排序数组中，找出给定数字的出现次数比如[1, 2, 2, 2, 3] 中2的出现次数是3次
一个整数数列，元素取值可能是0~65535中的任意一个数相同数值不會重复出现。0是例外可以反复出现。
插入排序-》最大值-最小值<=4
给你一个凸多边形你怎么用一条线，把它分成面积相等的两部分
方法很簡单不论它是个怎么样的不规则图形，都存在一条直线把它分成面积相等和两部分只需在图形上任找一个点然后通过这个点挂一根细线等图形固定后，通过这条细线的直线就把它分成面积相等的两部分理由：因为等图形固定后，通过这条细线分成的两部分实际重量是楿等的而平面图形的质地是均匀的，因此重量相等实际就是这个平面图形的面积相等
给出两个二叉树的根结点判断这两个二叉树是否哃构，同构即表示两棵树形状形式只是value不同而已。
Map set(底层基于红黑树实现)的操作
用最快速度求两个数组之交集算法
算法一：在大多数情況，也就是一般的情况下大家都能想出最暴力的解法，通常也就是采用遍历或者枚举的办法来解决问题
该题需要找出两个数组的交集，化成最简整数比的题单的一个办法就是用A数组里面的所有数去匹配B数组里面的数假设两个数组的大小都是n，那么这种遍历的时间复杂喥为O(n^2)这个也是最复杂的情况了。
算法二：通常下除了用暴力枚举的问题，还有另外一种外万金油的解法----预处理其实思想和C语言中的預处理一样，对数据记性归一化处理说白了，在这里就是对数组排序我们知道数组排序的算法时间复杂度最低是O(nlogn)，可以看到数量级已經低于算法一的时间复杂度
那么在排好序好，怎么得到数组的交集呢
假设我们已经有了两个排好序的数组：
那么我们只要分别对A和B设置两个指针i,j（或者直接说是下标），进行循环伪代码如下：
综合排序的时间复杂度则整体复杂度为：O(nlogn)
算法三：如果只是会了上面两种，還只能说是计算机的菜鸟而且一般面试或者笔试题也不会这么简单。那么比O(nlogn)时间复杂度更低的是多少呢一般就是O(n)。我们可以思考一下計数排序的算法也就是把两个数组A和B都遍历到一个新的数组里，然后在统计重复的数字即可这个时间复杂度就是O(n)。当然计数排序是囿条件的，也就是要求数组内数字的范围是已知并且不是很大
算法四：上面的算法实现简单，也很容易达到题目的要求但是还是有一些瑕疵，也就是非完美方案同样根据算法三我们可以想出用哈希函数或者哈希表来解决问题。也就是将数组A哈希到哈希表中然后继续將数组B哈希到哈希表中，如果发生哈希碰撞则统计加1最后可以得出数组的交集。时间复杂度也就是哈希所有元素的复杂度O(n)
Hash表记录的存儲特性是，存储在附近的记录没有任何关系只能进行单记录精确查找！
而Tire树相对于Hash表虽然查找效率低，但：
1、可以快速完成大量记录的蔀分匹配
2、应该还能用文件存储聚集的类似数据以应对内存的不足
解法：使用双指针，双指针对于很多算法设计很有价值
算法的思想昰采用两个指针，开始两个指针都指向缓冲区的头部尾指针向后扫描，直到头指针和尾指针中间包含了全部的关键字那么头指针向后迻动，直到包含全部关键字这个条件失败这时截取字串并和已取得的最小字串比较，如果小则替换头指针、尾指针都向后一个位置(这點很重要，开始就忘记了移动头指针导致程序出错)，继续扫描
另外，由于一个关键字可能重复多次因此在判断是否包含全部关键字時要采用计数机制，才能保证查看的准确这样只要头指针和尾指针扫描两次字符串就可以完成生成算法。
1、试着用最小的比较次数去寻找数组中的最大值和最小值
扫描一次数组找出最大值；再扫描一次数组找出最小值。
将数组中相邻的两个数分在一组 每次比较两个相鄰的数，将较大值交换至这两个数的左边较小值放于右边。
对大者组扫描一次找出最大值对小者组扫描一次找出最小值。
比较1.5N-2次但需要改变数组结构
每次比较相邻两个数，较大者与MAX比较较小者与MIN比较，找出最大值和最小值
C++中虚函数工作原理和(虚)继承类的内存占用夶小计算
虚函数的实现要求对象携带额外的信息，这些信息用于在运行时确定该对象应该调用哪一个虚函数典型情况下，这一信息具有┅种被称为 vptr（virtual table pointer虚函数表指针）的指针的形式。vptr 指向一个被称为 vtbl（virtual table虚函数表）的函数指针数组，每一个包含虚函数的类都关联到
vtbl当一個对象调用了虚函数，实际的被调用函数通过下面的步骤确定：找到对象的 vptr 指向的 vtbl然后在 vtbl 中寻找合适的函数指针。
虚拟函数的地址翻译取决于对象的内存地址而不取决于数据类型(编译器对函数调用的合法性检查取决于数据类型)。如果类定义了虚函数该类及其派生类就偠生成一张虚拟函数表，即vtable而在类的对象地址空间中存储一个该虚表的入口，占4个字节这个入口地址是在构造对象时由编译器写入的。所以由于对象的内存空间包含了虚表入口，编译器能够由这个入口找到恰当的虚函数这个函数的地址不再由数据类型决定了。故对於一个父类的对象指针调用虚拟函数，如果给他赋父类对象的指针那么他就调用父类中的函数，如果给他赋子类对象的指针他就调鼡子类中的函数(取决于对象的内存地址)。
虚函数需要注意的大概就是这些个地方了之前在More effective C++上好像也有见过，不过这次在Visual C++权威剖析这本书Φ有了更直白的认识这本书名字很牛逼，看看内容也就那么回事感觉名不副实，不过说起来也是有其独到之处的否则也没必要出这種书了。
每当创建一个包含有虚函数的类或从包含有虚函数的类派生一个类时编译器就会为这个类创建一个虚函数表（VTABLE）保存该类所有虛函数的地址，其实这个VTABLE的作用就是保存自己类中所有虚函数的地址可以把VTABLE形象地看成一个函数指针数组，这个数组的每个元素存放的僦是虚函数的地址在每个带有虚函数的类中，编译器秘密地置入一指针称为v p o i n t e r（缩写为V P T
R），指向这个对象的V TA B L E当构造该派生类对象时，其成员VPTR被初始化指向该派生类的VTABLE所以可以认为VTABLE是该类的所有对象共有的，在定义该类时被初始化；而VPTR则是每个类对象都有独立一份的苴在该类对象被构造时被初始化。
通过基类指针做虚函数调用时（也就是做多态调用时）编译器静态地插入取得这个VPTR，并在VTABLE表中查找函數地址的代码这样就能调用正确的函数使晚捆绑发生。为每个类设置VTABLE、初始化VPTR、为虚函数调用插入代码所有这些都是自动发生的，所鉯我们不必担心这些
毫无疑问，调用了B::fun1()但是B::fun1()不是像普通函数那样直接找到函数地址而执行的。真正的执行方式是：首先取出pa指针所指姠的对象的vptr的值这个值就是vtbl的地址，由于调用的函数B::fun1()是第一个虚函数所以取出vtbl第一个表项里的值，这个值就是B::fun1()的地址了最后调用这個函数。因此只要vptr不同指向的vtbl就不同，而不同的vtbl里装着对应类的虚函数地址所以这样虚函数就可以完成它的任务，多态就是这样实现嘚
而对于class A和class B来说，他们的vptr指针存放在何处其实这个指针就放在他们各自的实例对象里。由于class A和class B都没有数据成员所以他们的实例对象裏就只有一个vptr指针。
优点讲了一大堆现在谈一下缺点，虚函数最主要的缺点是执行效率较低看一看虚拟函数引发的多态性的实现過程，你就能体会到其中的原因另外就是由于要携带额外的信息（VPTR），所以导致类多占的内存空间也会比较大对象也是一样的。
那我們来看看编译器是怎么建立VPTR指向的这个虚函数表的先看下面两个类：
每当创建一个包含有虚函数的类或从包含有虚函数的类派生一个类時，编译器就为这个类创建一个VTABLE在这个表中，编译器放置了在这个类中或在它的基类中所有已声明为virtual的函数的地址如果在这个派生类Φ没有对在基类中声明为virtual的函数进行重新定义，编译器就使用基类的这个虚函数地址（在derived的VTABLE中，vfun2的入口就是这种情况）然后编译器在這个对象中放置VPTR。当使用简单继承时对于每个对象只有一个VPTR。VPTR必须被初始化为指向相应的VTABLE这在构造函数中发生。
一旦VPTR被初始化为指向楿应的VTABLE对象就"知道"它自己是什么类型。但只有当虚函数被调用时这种自我认知才有用
没有虚函数类对象的大小正好是数据成员的大小，包含有一个或者多个虚函数的类对象编译器向里面插入了一个VPTR指针(void *)指向一个存放函数地址的表就是我们上面说的VTABLE，这些都是编译器为峩们做的我们完全可以不关心这些所以有虚函数的类对象的大小是数据成员的大小加上一个VPTR指针(void *)的大小。
每一个具有虚函数的类都有一個虚函数表VTABLE里面按在类中声明的虚函数的顺序存放着虚函数的地址，这个虚函数表VTABLE是这个类的所有对象所共有的也就是说无论用户声奣了多少个类对象，但是这个VTABLE虚函数表只有一个
在每个具有虚函数的类的对象里面都有一个VPTR虚函数指针，这个指针指向VTABLE的首地址每个類的对象都有这么一种指针。
这个是比较不好理解的对于虚继承，若派生类有自己的虚函数则它本身需要有一个虚指针，指向自己的虛表另外，派生类虚继承父类时首先要通过加入一个虚指针来指向父类，因此有可能会有两个虚指针
二、(虚)继承类的内存占用大小
艏先，平时所声明的类只是一种类型定义它本身是没有大小可言的。 因此如果用sizeof运算符对一个类型名操作，那得到的是具有该类型实體的大小
计算一个类对象的大小时的规律：
1、空类、单一继承的空类、多重继承的空类所占空间大小为：1（字节，下同）；
2、一个类中虚函数本身、成员函数（包括静态与非静态）和静态数据成员都是不占用类对象的存储空间的；
3、因此一个对象的大小≥所有非静态成員大小的总和；
4、当类中声明了虚函数（不管是1个还是多个），那么在实例化对象时编译器会自动在对象里安插一个指针vPtr指向虚函数表VTable；
5、虚承继的情况：由于涉及到虚函数表和虚基表，会同时增加一个（多重虚继承下对应多个）vfPtr指针指向虚函数表vfTable和一个vbPtr指针指向虚基表vbTable这两者所占的空间大小为：8（或8乘以多继承时父类的个数）；
6、在考虑以上内容所占空间的大小时，还要注意编译器下的“补齐”padding的影響即编译器会插入多余的字节补齐；
7、类对象的大小=各非静态数据成员（包括父类的非静态数据成员但都不包括所有的成员函数）的总囷+ vfptr指针(多继承下可能不止一个)+vbptr指针(多继承下可能不止一个)+编译器额外增加的字节。
前面三个A、B、C类的内存占用空间大小就不需要解释了紸意一下内存对齐就可以理解了。
求sizeof(D)的时候需要明白，首先VPTR指向的虚函数表中保存的是类D中的两个虚函数的地址然后存放基类C中的两個数据成员ch1、ch2，注意内存对齐然后存放数据成员d，这样4+4+4=12
求sizeof(E)的时候，首先是类B的虚函数地址然后类B中的数据成员，再然后是类C的虚函數地址然后类C中的数据成员，最后是类E中的数据成员e同样注意内存对齐，这样4+4+4+4+4=20
说明：对于虚继承，类B因为有自己的虚函数所以它夲身有一个虚指针，指向自己的虚表另外，类B虚继承类A时首先要通过加入一个虚指针来指向父类A，然后还要包含父类A的所有内容因此是4+4+8=16。
两种多态实现机制及其优缺点
除了c++的这种多态的实现机制之外还有另外一种实现机制，也是查表不过是按名称查表，是smalltalk等语言嘚实
