悟云

前言

c++的四种强制类型转换，所以c++不是类型安全的。分别为：static_cast , dynamic_cast , const_cast , reinterpret_cast
使用C风格的强制转换可以把想要的任何东西转换成合乎心意的类型，那为什么还需要一个新的C++类型的强制转换呢？
新类型的强制转换可以提供更好的控制强制转换过程，允许控制各种不同种类的强制转换。C++中风格是static_cast(content)。C++风格的强制转换其他的好处是，它们能更清晰的表明它们要干什么。程序员只要扫一眼这样的代码，就能立即知道一个强制转换的目的。

四种类型转换的区别

static_cast

实现C++中内置基本数据类型之间的相互转换

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int c=static_cast<int>(7.987);

const_cast

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struct SA {
	int i;
};
const SA ra;
//ra.i = 10; //直接修改const类型，编译错误
SA &rb = const_cast<SA&>(ra);
rb.i =10;

dynamic_cast

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（1）其他三种都是编译时完成的，dynamic_cast是运行时处理的，运行时要进行类型检查。
（2）不能用于内置的基本数据类型的强制转换。
（3）dynamic_cast转换如果成功的话返回的是指向类的指针或引用，转换失败的话则会返回NULL。
（4）使用dynamic_cast进行转换的，基类中一定要有虚函数，否则编译不通过。
（5）在类的转换时，在类层次间进行上行转换时，dynamic_cast和static_cast的效果是一样的。在进行下行转换时，dynamic_cast具有类型检查的功能，比static_cast更安全。向上转换即为指向子类对象的转化为指向父类对象。向下转换，即将父类指针转化子类指针。向下转换的成功与否还与将要转换的类型有关，即要转换的指针指向的对象的实际类型与转换以后的对象类型一定要相同，否则转换失败。

reinterpret_cast

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有着和C风格的强制转换同样的能力。它可以转化任何内置的数据类型为其他任何的数据类型，也可以转化任何指针类型为其他的类型。它甚至可以转化内置的数据类型为指针，无须考虑类型安全或者常量的情形。不到万不得已绝对不用。

考虑以下代码:

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string foo(){ return string("temp");}
void bar(string &s){}
int main()
{
	/*bar(foo());*/
	bar("temp");
	cout<<"success"<<endl;
}

上面的代码会引发错误

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conference.cpp:15:2: error: no matching function for call to 'bar' bar("temp");

原因在于foo()和“temp”都会产生一个临时对象，而在c++中，这些临时对象都是const类型的。因此上面的程序就是试图将一个const类型的对象转换为非const类型，这是非法的。
因此，在确定函数内部不会改变参数时，尽量将引用定义为常引用。

什么是字节对齐

现代计算机中，内存空间按照字节划分，理论上可以从任何起始地址访问任意类型的变量。但实际中在访问特定类型变量时经常在特定的内存地址访问，这就需要各种类型数据按照一定的规则在空间上排列，而不是顺序一个接一个地存放，这就是对齐。
字节对齐的问题主要就是针对结构体。

对其准则

四个重要的基本概念：

1. 数据类型自身的对齐值：char型数据自身对齐值为1字节，short型数据为2字节，int/float型为4字节，double型为8字节。
2. 结构体或类的自身对齐值：其成员中自身对齐值最大的那个值。
3. 指定对齐值：#pragma pack (value)时的指定对齐值value。
4. 数据成员、结构体和类的有效对齐值：自身对齐值和指定对齐值中较小者，即有效对齐值=min{自身对齐值，当前指定的pack值}。
   基于上面这些值，就可以方便地讨论具体数据结构的成员和其自身的对齐方式。
   其中，有效对齐值N是最终用来决定数据存放地址方式的值。有效对齐N表示“对齐在N上”，即该数据的“存放起始地址%N=0”。而数据结构中的数据变量都是按定义的先后顺序存放。第一个数据变量的起始地址就是数据结构的起始地址。结构体的成员变量要对齐存放，结构体本身也要根据自身的有效对齐值圆整(即结构体成员变量占用总长度为结构体有效对齐值的整数倍)。

   三个准则：

5. 结构体变量的首地址能够被其最宽基本类型成员的大小所整除；
6. 结构体每个成员相对结构体首地址的偏移量(offset)都是成员大小的整数倍，如有需要编译器会在成员之间加上填充字节(internal adding)；
7. 结构体的总大小为结构体最宽基本类型成员大小的整数倍，如有需要编译器会在最末一个成员之后加上填充字节{trailing padding}。
   对于以上规则的说明如下：
   第一条：编译器在给结构体开辟空间时，首先找到结构体中最宽的基本数据类型，然后寻找内存地址能被该基本数据类型所整除的位置，作为结构体的首地址(我们自己计算结构体变量大小时，假想首地址为0即可)。将这个最宽的基本数据类型的大小作为上面介绍的对齐模数。
   第二条：为结构体的一个成员开辟空间之前，编译器首先检查预开辟空间的首地址相对于结构体首地址的偏移是否是本成员大小的整数倍，若是，则存放本成员，反之，则在本成员和上一个成员之间填充一定的字节，以达到整数倍的要求，也就是将预开辟空间的首地址后移几个字节。
   第三条：结构体总大小是包括填充字节，最后一个成员满足上面两条以外，还必须满足第三条，否则就必须在最后填充几个字节以达到本条要求。

   示例：

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   /* OFFSET宏定义可取得指定结构体某成员在结构体内部的偏移 */ #define OFFSET(st, field) (size_t)&(((st*)0)->field) typedef struct{ char a; short b; char c; int d; char e[3]; }T_Test; int main(void){ printf("Size = %d\n a-%d, b-%d, c-%d, d-%d\n e[0]-%d, e[1]-%d, e[2]-%d\n", sizeof(T_Test), OFFSET(T_Test, a), OFFSET(T_Test, b), OFFSET(T_Test, c), OFFSET(T_Test, d), OFFSET(T_Test, e[0]), OFFSET(T_Test, e[1]),OFFSET(T_Test, e[2])); return 0; }

   执行后输出如下：

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   Size = 16 a-0, b-2, c-4, d-8 e[0]-12, e[1]-13, e[2]-14

   下面来具体分析：
   首先char a占用1个字节，没问题。
   short b本身占用2个字节，根据上面准则2，需要在b和a之间填充1个字节。
   char c占用1个字节，没问题。
   int d本身占用4个字节，根据准则2，需要在d和c之间填充3个字节。
   char e[3]；本身占用3个字节，根据原则3，需要在其后补充1个字节。
   因此，sizeof(T_Test) = 1 + 1 + 2 + 1 + 3 + 4 + 3 + 1 = 16字节。

   tips

8. 将自对齐字节大的变量放在前面，可以使结构体变量占用空间尽可能小.
9. 使用伪指令#pragma pack(n)：C编译器将按照n个字节对齐；使用伪指令#pragma pack()： 取消自定义字节对齐方式。

2014年的冬天， 经常吃泡面，作息混乱，心情抑郁，开始长痘。
笔者是个不修边幅的屌丝， 虽然照镜子挺别扭的， 但是一直也没采取什么措施，仍旧是经常熬夜，吃辣的。
从现在开始，再不吃辣的，不熬夜。

epoll相对select的优势

1.select的句柄数目受限，在linux/posix_types.h头文件有这样的声明：#define __FD_SETSIZE 1024 表示select最多同时监听1024个fd。而epoll没有，它的限制是最大的打开文件句柄数目。
2.epoll的最大好处是不会随着FD的数目增长而降低效率，在selec中采用轮询处理，其中的数据结构类似一个数组的数据结构，而epoll是维护一个队列，直接看队列是不是空就可以了。epoll只会对”活跃”的socket进行操作—这是因为在内核实现中epoll是根据每个fd上面的callback函数实现的。那么，只有”活跃”的socket才会主动的去调用 callback函数（把这个句柄加入队列），其他idle状态句柄则不会，在这点上，epoll实现了一个”伪”AIO。但是如果绝大部分的I/O都是“活跃的”，每个I/O端口使用率很高的话，epoll效率不一定比select高（可能是要维护队列复杂）。
3.使用mmap加速内核与用户空间的消息传递。无论是select,poll还是epoll都需要内核把FD消息通知给用户空间，如何避免不必要的内存拷贝就很重要，在这点上，epoll是通过内核于用户空间mmap同一块内存实现的

epool中et和lt的区别与实现原理

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，所以，这种模式编程出错误可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的代表．
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),不过在TCP协议中，ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark确认。

TCP的流量控制

TCP的流量控制是通过滑动窗口实现的。

什么是滑动窗口协议

一图胜千言，看下面的图。简单解释下，发送和接受方都会维护一个数据帧的序列，这个序列被称作窗口。发送方的窗口大小由接受方确定，目的在于控制发送速度，以免接受方的缓存不够大，而导致
溢出，同时控制流量也可以避免网络拥塞。下面图中的4,5,6号数据帧已经被发送出去，但是未收到关联的ACK，7,8,9帧则是等待发送。可以看出发送端的窗口大小为6，这是由接受端告知的（事实上必
须考虑拥塞窗口cwnd，这里暂且考虑cwnd>rwnd）。此时如果发送端收到4号ACK，则窗口的左边缘向右收缩，窗口的右边缘则向右扩展，此时窗口就向前“滑动了”，即数据帧10也可以被发送。

下面就滑动窗口协议做出更详细的说明，这里为了简单起见设定发送方窗口大小为2，接受方大小为1。看下面图：

一：初始态，发送方没有帧发出，发送窗口前后沿相重合。接收方0号窗口打开，等待接收0号帧；
二：发送方打开0号窗口，表示已发出0帧但尚确认返回信息。 此时接收窗口状态不变；
三：发送方打开0、1号窗口，表示0、1号帧均在等待确认之列。至此，发送方打开的窗口数已达规定限度，在未收到新的确认返回帧之 前，发送方将暂停发送新的数据帧。接收窗口此时状态仍未变；
四：接收方已收到0号帧，0号窗口关闭，1号窗口打开，表示准备接收1号帧。此时发送窗口状态不 变；
五：发送方收到接收方发来的0号帧确认返回信息，关闭0号窗口，表示从重发表中删除0号帧。此时接收窗口状态仍不变
六：发送方继续发送2号帧，2号窗口 打开，表示2号帧也纳入待确认之列。至此，发送方打开的窗口又已达规定限度，在未收到新的确认返回帧之前，发送方将暂停发送新的数据帧，此时接收窗口状态 仍不变；
七：接收方已收到1号帧，1号窗口关闭，2号窗口打开，表示准备接收2号帧。此时发送窗口状态不变；
八：发送方收到接收方发来的1号帧收毕的确认信 息，关闭1号窗口，表示从重发表中删除1号帧。此时接收窗口状态仍不变。

1比特滑动窗口协议

上面说的只是滑动窗口协议的理论，实际应用中又有不同。
首先就是停等协议(stop－and－wait)，这时接受方的窗口和发送方的窗口大小都是1，1个比特就够表示了，所以也叫1比特滑动窗口协议。
发送方这时自然发送每次只能发送一个，并且必须等待这个数据包的ACK，才能发送下一个。虽然在效率上比较低，带宽利用率明显较低，不过在网络环境较差，或是带宽本身很低的情况下，还是适用的。

后退n协议

停等协议虽然实现简单，也能较好的适用恶劣的网络环境，但是显然效率太低。所以有了后退n协议，这也是滑动窗口协议真正的用处，这里发送的窗口大小为n，接受方的窗口仍然为1。具体看下面的图，这里假设n=9：
首先发送方一口气发送10个数据帧，前面两个帧正确返回了，数据帧2出现了错误，这时发送方被迫重新发送2-8这7个帧，接受方也必须丢弃之前接受的3-8这几个帧。
后退n协议的好处无疑是提高了效率，但是一旦网络情况糟糕，则会导致大量数据重发，反而不如上面的停等协议，实际上这是很常见的，具体可以参考TCP拥塞控制。

选择重传协议

后退n协议的另外一个问题是，当有错误帧出现后，总是要重发该帧之后的所有帧，毫无疑问在网络不是很好的情况下会进一步恶化网络状况，重传协议便是用来解决这个问题。
原理也很简单，接收端总会缓存所有收到的帧，当某个帧出现错误时，只会要求重传这一个帧，只有当某个序号后的所有帧都正确收到后，才会一起提交给高层应用。重传协议的缺点在于接受端需要更多的缓存。

TCP的拥塞控制

计算机网络中的带宽、交换节点中的缓存和处理机等，都是网络的资源，在某段时间内，若对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏，这种情况就叫做拥塞。
所谓拥塞控制，就是防止过多的数据注入到网络中，从而使网络中的路由器或链路不致过载。
要注意用拥塞控制与流量控制的区别，拥塞控制是一个全局性的过程，涉及到所有的额主机、路由器，以及与降低网
拥塞控制的算法有：慢开始、拥塞避免、快重传、快恢复四种。

慢开始和拥塞避免

发送方维持一个拥塞窗口的状态变量，其大小取决于网络的拥塞程度，动态地变化，而发送窗口一般取拥塞窗口和对方给出的接收窗口的最小值（为了便于描述，后面的分析中假定对方给出的接收窗口足够大，这样将发送窗口等于拥塞窗口就可以了）。
慢开始算法的核心是从小到大逐渐增大发送窗口，也就是说，从小到大逐渐增大拥塞窗口的数值。通常在刚开始发送报文段时，先把拥塞窗口设置为一个最大报文段MSS的数值，而在每收到对上一轮报文段（，每次加倍后的报文段的个数，可能不止一个报文段）的确认后，就把拥塞窗口的数值加倍。
为了防止拥塞窗口增长过大引起网络拥塞，还需要维护一个慢开始门限的状态变量，当拥塞窗口的值小于慢开始门限时，使用慢开始算法，一旦拥塞窗口的值大于慢开始门限的值，就改用拥塞避免算法。
拥塞避免算法的思路是让拥塞窗口缓慢地增大，收到每一轮的确认后，将拥塞窗口的值加1，而不是加倍，这样拥塞窗口的值按照线性规律缓慢增长。
无论是在慢开始阶段还是在拥塞避免阶段，只要发送方判断网络出现拥塞（没有按时收到确认），就把慢开始门限设置为出现拥塞时发送窗口值的一半，但最小不能小于2个MSS值，而后把拥塞窗口的值重新设置为1个MSS，执行慢开始算法。

快重传和快恢复

快重传算法首先要求接收方每收到一个失序的报文段后就立即发出重复确认（重复发送对前面有序部分的确认），而不是等待自己发送数据时才进行稍待确认，也不是累积收到的报文发送累积确认，如果发送方连续收到三个重复确认，就应该立即重传对方未收到的报文段（有收到重复确认，说明后面的报文段都送达了，只有中间丢失的报文段没送达）。
快恢复算法与快重传算法配合使用，其过程有如下两个要点：
1、当发送方连续收到三个重复确认时，就把慢开始门限减半，这是为了预防网络发生拥塞。注意，接下来不执行慢开始算法。
2、由于发送方现在认为网络很很可能没有发生特别严重的阻塞（如果发生了严重阻塞的话，就不会一连有好几个报文段到达接收方，就不会导致接收方连续发送重复确认），因此与慢开始不同之处是现在不执行慢开始算法（即拥塞窗口的值不设为1个MSSS），而是把拥塞窗口的值设为慢开始门限减半后的值，而后开始执行拥塞避免算法，线性地增大拥塞窗口。