网站怎么做跳转,郑州最出名的不孕不育医院,淄博建设局官方网站,企业网站建设博客论坛局部变量能否和全局变量重名#xff1f;可以#xff0c;局部变量会屏蔽全局变量。在使用全局变量时需要使用 :: 。拷贝构造函数#xff1a;参数为同类型的对象的常量引用的构造函数函数指针#xff1a;int (*f)(int,int) max; 虚函数#xff1a;在基类…局部变量能否和全局变量重名可以局部变量会屏蔽全局变量。在使用全局变量时需要使用 :: 。拷贝构造函数参数为同类型的对象的常量引用的构造函数函数指针int (*f)(int,int) max; 虚函数在基类中使用关键字 virtual 声明的函数。虚函数依靠虚指针vptr和虚函数表vtable来处理。vptr是一个指针在类的构造函数中创建生成并且只能用this指针来访问它因为它是类的一个成员并且vptr指向保存虚函数地址的vtable。如果子类没有定义同名覆盖虚函数那么他会继承父类的虚函数表子类和父类共用同一张虚函数表共用存疑子类的虚指针会指向父类的虚函数表。如果子类中只重载了一部分虚函数没有重载的虚函数的地址也会保存在子类独有的虚函数表中不过其地址与父类的虚函数表中对应函数的地址相同。虚析构函数在删除指向子类对象的基类指针时可以调用子类的析构函数而非父类的析构函数以达到释放子类中堆内存的目的从而防止内存泄露。静态成员函数没有this指针。静态成员不能是虚函数。虚函数在程序运行时根据实际对象的类型来调用相应的函数。而静态成员函数是不依赖于任何对象的它不需要通过对象来访问。 静态成员函数没有this指针所以无法访问vptr. 这就是为何static函数不能为virtual。对于子类中没有重载的虚寒性静态成员不可以访问非静态成员。在类为实例化时没有具体的对象也就没有相应的非静态成员存在静态成员访问非静态成员方法。通过参数传入所在的类的对象。const成员函数函数名前面使用const 表示返回值为const后面加 const表示函数不可以修改class的成员。后面加 const传入的this指针为常量指针不可以通过指针改变其内容。静态成员函数后不用const修饰:静态成员不访问成员变量后加const修饰无意义。动态多态虚函数对于相关的对象类型确定它们之间的一个共同功能集然后在基类中把这些共同的功能声明为多个公共的虚函数接口。各个子类重写这些虚函数以完成具体的功能。编译期要执行的具体程序无法确定要等运行时才能确定。静态多态模板。编译期执行的程序便被确定。数组作为参数传递给函数或将其赋值给指针时数组会退化成指针此时 对其使用sizeof 将返回指针的大小而不是数组的大小。字符串char[]的实际长度比其内容长度要1因为多一个\0。类的声明会调用默认构造函数。 类指针的声明不会调用构造函数。FILE *fopen(const char *filename, const char *mode);moder:如果文件不存在返回null。从文件头开始写,覆盖的文字最后不加eof未覆盖的字符保留。w当文件不存在则创建文件。从文件头开始写,覆盖的文字最后加eof原文件将会被清空。方法覆盖方法的覆盖对返回值的要求是小于等于父类的返回值。方法的覆盖对访问要求是大于等于父类的访问权限。只有友元类才可以访问私有成员别的类都不行子类也不行当scanf的输入占用的内存大于参数所指向的内存时会将地位存入内存。当scanf的输入占用的内存小鱼参数所指向的内存时无影响高位补充0。当printf输出的占位符小于七参数所指向的内存时32位/64位CPU位宽数据总线宽度。虚拟地址空间的大小由操作系统决定32位的操作系统虚拟地址空间的大小为 2^32 字节也就是 4G64 系统的操作系统虚拟地址空间大小为 2^64 字节。int类型在32位和64位操作系统都是4个字节大小指针在32位操作系统是4个字节在64位操作系统是8个字节。在虚拟地址模式下一个程序可以使用的内存容量跟计算机的物理内存也就是你的内存条没有关系它由虚拟地址的取值范围决定。在32位操作系统中程序能使用的最大内存是 4GB也就是2的32次方。在64位操作系统中理论上能够访问的虚拟地址的范围是 2^64。这是一个很大的值几乎是无限的就目前的技术来讲不但物理内存不可能做到这么大CPU的寻址能力也没有这么大实现64位长的虚拟地址只会增加系统的复杂度带不来任何好处。Windows 和 Linux 都对虚拟地址进行了限制仅使用虚拟地址的低48位6个字节总的虚拟地址大小为 2^48 256TB。分段机制会把程序的虚拟地址分成 4 个段段0代码段。段1数据段。段2堆。段3栈。段页式内存管理先将程序划分为多个有逻辑意义的段接着再把每个段划分为多个页也就是对分段划分出来的连续空间再划分固定大小的页。地址结构段号段内页号页内位移。每一个程序一张段表每个段又建立一张页表段表中的地址是页表的起始地址而页表中的地址则为某页的物理页号段页式地址变换中要得到物理地址须经过三次内存访问 第一次访问段表得到页表起始地址 第二次访问页表得到物理页号 第三次将物理页号与页内位移组合得到物理地址。虚拟地址在页表中找不到对应的页表项计算机系统就不能工作了。所以页表一定要覆盖全部虚拟地址空间。不分级的页表就需要有 100 多万个页表项来映射而二级分页则只需要 1024 个页表项此时一级页表覆盖到了全部虚拟地址空间二级页表在需要时创建。TLBTranslation Lookaside Buffer通常称为页表缓存、转址旁路缓存、快表CPU 芯片中专门存放程序最常访问的页表项的 Cache。逻辑地址和线性地址 程序所使用的地址通常是没被段式内存管理映射的地址称为逻辑地址 通过段式内存管理映射的地址称为线性地址也叫虚拟地址Linux 系统中的每个段都是从 0 地址开始的整个 4GB 虚拟空间32 位环境下也就是所有的段的起始地址都是一样的。这意味着Linux 系统中的代码包括操作系统本身的代码和应用程序代码所面对的地址空间都是线性地址空间虚拟地址这种做法相当于屏蔽了处理器中的逻辑地址概念段只被用于访问控制和内存保护。 Linux每个进程都各自有独立的虚拟内存但是每个虚拟内存中的内核地址其实关联的都是相同的物理内存。这样进程切换到内核态后就可以很方便地访问内核空间内存。用户空间内存从低到高分别是 7 种不同的内存段 程序文件段包括二进制可执行代码 已初始化数据段包括静态常量 未初始化数据段包括未初始化的静态变量 堆段包括动态分配的内存从低地址开始向上增长 文件映射段包括动态库、共享内存等从低地址开始向上增长跟硬件和内核版本有关 栈段包括局部变量和函数调用的上下文等。栈的大小是固定的一般是 8 MB。当然系统也提供了参数以便我们自定义大小 每个进程都有自己的虚拟空间而物理内存只有一个所以当启用了大量的进程物理内存必然会很紧张于是操作系统会通过内存交换技术把不常使用的内存暂时存放到硬盘换出在需要的时候再装载回物理内存换入。C不是类型安全的java和C#是类型安全的如果你只是声明一个空类不做任何事情的话编译器会自动为你生成一个默认构造函数、一个拷贝默认构造函数、一个默认拷贝赋值操作符和一个默认析构函数。这些函数只有在第一次被调用时才会别编译器创建。所有这些函数都是inline和public的。inline 函数仅仅是一个对编译器的建议所以最后能否真正内联看编译器的意思它如果认为函数不复杂能在调用点展开就会真正内联并不是说声明了内联就会内联声明内联只是一个建议而已。inline函数的实现在任何调用内联函数的地方都内联函数的函数体以避免频繁调用函数对栈内存重复开辟所带来的消耗。内联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数调用的开销较大那么效率的收获会很少。另一方面每一处内联函数的调用都要复制代码将使程序的总代码量增大消耗更多的内存空间。关键字 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。析构函数不可以被重载因为析构函数只能有一个且不能带参数。类的构造函数一般是共有的public但有时也把构造函数声明为私有的private其作用是限制其创建该类对象的范围这时只能在本类和友元中创建该类对象。对于霍夫曼树来说其叶结点权值越小离根越远叶结点权值越大离根越近此外其仅有叶结点的出度为0其他结点出度均为2。
参考: 小林coding 链接https://www.zhihu.com/question/290504400/answer/1964845950
