lambda表達式常見用法 ：
【最常見】1 [capture list] {function body} // 自動推斷返回類型，并且無參數，
2 [capture list] (params list) {function body} // 自動推斷返回類型，并有參數
捕獲類型 ：
值捕獲
int a = 123;
auto f = [a] { cout << a << endl; };
引用捕獲
int a = 123;
auto f = [&a] { cout << a << endl; };
隱式值捕獲
int a = 123;
auto f = [=] { cout << a << endl; }; // 值捕獲
隱式值捕獲
int a = 123;
auto f = [=] { cout << a << endl; }; // 值捕獲
int a = 123;
auto f = [&] { cout << a << endl; }; // 引用捕獲
1，不用宏，用 constexpr
2, 包括返回值，該加const，要加const
3，類的聲明，注意final，這樣就不用寫虛析構函數
4, 類默認值，注意用定義時初始化，比初始化列表更好
1，聲明： 函數聲明多用 inline __always_inline
2, 表達式： if判斷多用 likely unlikely
3, 類型： size_t
1，私有成員變量 加后劃線 私有成員函數，加前劃線, 這樣代碼一清二楚。 參考litao的類 class TransponderRPC
2, 返回值的場景，區分獲取成功和有值2種情況，用 std::pair<ResultCode, uint64_t> ，這樣返回值的意思清晰明確，調用者不容易用錯，并且方便
以后擴展。 參考函數 DefaultAddressRepository::GetPeerComponentId(uint64_t componentId)
3，整數，不要寫 uint32_t xx，要寫 auto xx = 0U
char* 定義，可以寫 static const auto objType = "obj"s;
迭代器(iterator)是一種智能指針，智能指針是一個類，具體來說是1個模板類
ARRAY是C++11提供的一種容器，VECTOR是STL提供的一種容器，區別在于前者不能擴容
弱符號：未初始化的全局變量是弱符號，或者＿＿ａｔｔｒｉｂｕｔｅ＿＿（（ｗｅａｋ）） 修飾的變量，函數是弱符號
效果: 同時存在強弱符號，則有限匹配強符號
【具體應用：庫中定義弱符號，使得可以被用戶定義的強符號替代。】
弱引用: ａｔｔｒｉｂｕｔｅ＿＿（（ｗｅａｋ）） 或 ａｔｔｒｉｂｕｔｅ＿＿（（ｗｅａｋｒｅｆ）） 修飾函數聲明
效果: 如果未找到該符號定義，則不會報錯
【具體應用：將擴展功能的符號作為弱符號，定義放在ｓｏ中，作為擴展模塊，如果去掉擴展模塊，也可以正常鏈接，如果不去掉，那么就自然加上了擴展模塊】
linux的程序格式:ELF格式。
elf頭包括魔數字，表明自己是ELF文件 (７ｆ ４５ ４ｃ ４６)，還有多少位，大小端，文件類型(可執行程序，共享SO文件，可重定位文件等)
還表明了 section 和 segment的偏移。
section是給鏈接視圖，指導鏈接器鏈接的，segemnt是運行視圖，是給鏈接器指導生成可執行程序內存布局的。
比如我們通常說的，代碼段,數據段, BSS 他們在section中也有這個概念，同時在segment也有這個概念。 除了這幾個 segemnt ，還有其他的某些segment，他們1個
segment會包含多個section。
ELF文件頭中，第一個字段是魔數，這個數字是用來表明自己是ELF文件(固定是７ｆ ４５ ４ｃ ４６)，ＥＬＦ的字長，字節序，以及ELF版本
靜態鏈接:
靜態鏈接與虛擬地址 ： 靜態鏈接就分配了虛擬地址，也就是確定各段的起始地址。
鏈接之后，怎么看分配到虛擬地址是什么 ： 生成的ｅｌｆ文件，用ｏｂｊｄｕｍｐ －ｈ 看，可以看到鏈接后，就已經分配了虛擬地址()。由于ELF可執行可執行文件默認從０ｘ８０４８０００開始的，所以可以看到代碼段的虛擬地址不是從０ｘ０開始，而是從０ｘ８４０００往后加一點開始的。
比如通過 ｏｂｊｄｕｍｐ －ｄ ａ．ｏｕｔ，查看了ｆｕｎｃｌｉ的地址:
0000000000400677 <_Z5func1i>:
400677: 55 push %rbp
400678: 48 89 e5 mov %rsp,%rbp
40067b: 48 83 ec 10 sub 0x4007ae,%edi
40068c: b8 00 00 00 00 mov $0x0,%eax
400691: e8 aa fe ff ff callq 400540 printf@plt
運行ａ．ｏｕｔ，ｇｄｂ上去看這個地址是不是確實這樣的，而可以看到是這樣的 ：
Breakpoint 1, 0x000000000040067b in func1(int) ()
(gdb) i b
Num Type Disp Enb Address What
1 breakpoint keep y 0x000000000040067b <func1(int)+4>
breakpoint already hit 1 time
(gdb) bt
0 0x000000000040067b in func1(int) ()
1 0x00000000004006c7 in main ()
(gdb) disassemble
Dump of assembler code for function _Z5func1i:
0x0000000000400677 <+0>: push %rbp
0x0000000000400678 <+1>: mov %rsp,%rbp
=> 0x000000000040067b <+4>: sub 0x4007ae,%edi
0x000000000040068c <+21>: mov $0x0,%eax
0x0000000000400691 <+26>: callq 0x400540 printf@plt
0x0000000000400696 <+31>: nop
0x0000000000400697 <+32>: leaveq
鏈接中的重定位：重定位就發生在靜態鏈接中，可以說是靜態鏈接的核心。由于各段已經確定了起始偏移地址，所以各符號加上起始偏移地址就可以了。這里的關鍵是，如何知道哪些指令的地址要被調整呢，
就是記錄在重定位表中的額。
中斷：
linux內核的要求 :
1，保存上下文并恢復上下文
2，能夠將中斷處理分為緊急和不緊急的部分
3，能夠在處理中斷中，允許另一個中斷到來
4，能夠在處理中斷的特殊臨界區中，禁止中斷
x86 :
1, 中斷(cpu外部產生)和異常(CPU內部產生，段錯誤就是一種異常)
2，中斷又分為可屏蔽中斷(I/O設備產生的)和不可屏蔽中斷(電源，總線，內存等)。
3，中斷和異常都是由0~255之間的一個數來標識，該數字也叫向量(vector)。 其中不可屏蔽中斷和異常的向量是固定的，可屏蔽中斷的向量是通過中斷控制器的編程來控制的。
256個向量的分配如下 :
從0~31的向量對應于異常和非屏蔽中斷
從32~47的向量（即由I/O設備引起的中斷）分配給屏蔽中斷
剩余的從48~255的向量用來標識軟中斷。Linux只用了其中的一個（即128或0x80向量）用來實現系統調用。
中斷向量的值，就是用于在中斷向量表的偏移。
中斷向量從哪里獲取
外部中斷的是到時要從中斷控制器獲得，內部CPU產生的，直接內部就有了，不需要再去獲取，軟中斷的話就是指令里面直接自帶的。
為什么要圍繞中斷向量設計，包括填寫中斷向量表：
因為CPU設計成拿到向量，就會自動去找向量表，比較表中的權限，以及拿出處理程序的地址，去執行后續的動作。
中斷向量表的位置到底是不是從0開始 - 2個階段：
實地址模式下，內存的0開始的1K字節作為中斷向量表。
保護模式下， 在保護模式下，中斷描述符表在內存的位置不再限于從地址0開始的地方，而是可以放在內存的任何地方。為此，CPU中增設了一個中斷描述符表寄存器IDTR。
中斷向量表 ：
存放了處理函數的地址信息；描述了進入后的特權級，CPU會自動與當前特權級比較，不同則會引起堆棧的更換，比如從用戶堆棧切換到內核堆棧；描述了是否要關閉中斷(會屏蔽可屏蔽中斷)
上半部與下半部的設計到底為了啥
為了不會長時間關中斷，導致丟中斷。
ARM上的NMI：
ARM是類似的，ARM上有IRQ和FIQ，其中FIQ就相當于X86上的NMI，即不可屏蔽中斷。而IRQ的話每次一旦進去，就硬件自動關閉中斷；但是ARM更加靈活，在某些架構上，是可以通過設置CPSR寄存器屏蔽的。
從中斷屏蔽 --到---> 中斷上半部下半部：
硬件產生的中斷可被稱為硬中斷（hardirp）,執行中斷指令(int)產生的中斷為軟中斷。
Linux下硬中斷硬件上設計為可以嵌套的，但硬件設計是硬中斷也是設置為可屏蔽的(比如x86中的IF位)，就是可以關閉嵌套，而一般是設計為一旦進入硬件中斷 ，就開啟屏蔽，不允許嵌套！
為什么這樣設計呢，因為這樣嵌套可能導致棧溢出。所以LINUX內核設計為不可嵌套。
所以要執行的盡量的快，不然長時間關中斷，會導致丟中斷(并不是說一關就會丟，雖然有一定緩存，但是是有上限的)。所以就引入了上半部下半部的概念。
軟中斷，是下半部的一種，還有tasklet和工作隊列。
【軟中斷】
【軟中斷 不等于 硬中斷下半部，另外還有tasklet和工作隊列，都是下半部的形式】
【軟中斷還有種很重要的用法，系統調用】
【軟中斷不能嵌套，不能屏蔽(會打斷硬中斷？軟中斷？)，但是可以在不同處理器上同時執行，類型相同也可以】
說明了如果有其他軟中斷觸發，執行到此處由于先前的軟中斷已經在處理，則其他軟中斷會返回。所以，軟中斷不能被另外一個軟中斷搶占！唯一可以搶占軟中斷的是中斷處理程序，所以軟中斷允許響應中斷。雖然不能在本處理器上搶占，但是其他的軟中斷甚至同類型可以再其他處理器上同時執行。由于這點，所以對臨界區需要加鎖保護。
軟中斷留給對時間要求最嚴格的下半部使用。目前只有網絡，內核定時器和 tasklet 建立在軟中斷上。
cmake
cmakelist.txt
1, 繼承父目錄該文件的一切變量
2，里面的執行是一條一條順序執行的
3，查找外部的頭文件和so，使用者需要 find_package(xx ，比如 find_package(msgc, 這樣camke就會自動去對應指定目錄找并執行 Findxx.cmake 。 Findxx.cmake 是模塊提供方創建的，寫法就是把頭
文件的路徑，查找好并設置成名為 xx_INCLUDE_DIR 或者 xx_INCLUDE_DIRS 的變量，把so的路徑查找好并設置為 LIBXML2_LIBRARIES 方便使用者用這個變量找到: 比如下列寫法 ：
一些語法：
add_library(vos-ext-objects OBJECT ./vos_move2ext.cpp) 并不是生成一個 vos-ext-object.so ，而只是生成1個打包，因為后面指定的是 OBJECT
LINK_LIBRARIES -（添加需要鏈接的庫文件路徑，注意這里是全路徑） 對比 TARGET_LINK_LIBRARIES - (這個是設置要鏈接的庫文件的名稱)
高級用法(變量范圍)
1，父目錄的變量自動繼承到子目錄
2，cache變量(set時指定cache)的范圍時整個工程
3， include和find_package (類似于引用頭文件，自動在使用include與find_pacpage的本文件繼承頭文件中的變量，并會傳遞這個include與find_package后面的子目錄(find_package沒驗證，應該也是一樣的))：
include(Findtest) # 從 CMAKE_MODULE_PATH 包含的路徑中搜索 Findtest.cmake 文件 (前面還有一句 ： list(APPEND CMAKE_MODULE_PATH ${PROJECT_SOURCE_DIR}/cmake_modules))
類似的， find_package 和 include類似，也會自動繼承找到的Findxx.cmake中的變量。
內核源碼目錄:
init : 內核的初始化代碼
fs : 虛擬文件系統((VFS))的代碼
【kernel】 : 內核中最核心的部分，包括進程的調度(sched.c) ，以及進程的創建和撤銷(fork.c和exit.c)；平臺相關的另外一部分核心代碼再 arch//kernel目錄下。
【mm】 ： 與體系無關的內存管理代碼，與體系有關的內存管理代碼位于arch//mm下
arch：是architecture的縮寫。所有與體系相關的代碼都在這個目錄
【drivers】: 驅動代碼。這個目錄是內核中最龐大的一個目錄，顯卡，網卡，各種總線等等的驅動程序都可以在這里找到
【firmware】 ：注意不是防火墻，而是估計讓計算機讀取和理解從設備發來的信號的代碼。舉例來說，一個攝像頭管理它自己的硬件，但計算機必須了解攝像頭給計算機發送的信號。
固件和驅動的區別在于，固件不是運行在OS運行的處理器上，而是運行在外設中的處理器上。
【block】 ： 塊設備驅動，還有一部分位于drivers目錄
【lib】 : 此目錄包含了核心的庫代碼，實現了一個標準C庫的通用子集，包括字符串和內存操作的函數，以及sprintf和atoi系列函數。
【ipc】： IPC(進程間通信)。它包含了共享內存，信號量以及其他形式的IPC代碼
srcutiry: 包含了不同的linux安全
crypto: 內核本身所用的加密API，實現了常用的加密和散列算法，還有一些壓縮衣和CRC校驗算法。
select的內核實現 (參考自http://gityuan.com/2019/01/05/linux-poll-select/) 寫的好，可以多看看他的博客 )
核心處理 : 將自身線程加入文件描述符的等待隊列； 然后將線程休眠；等待文件描述符(可讀，可寫，異常)時，？？？將等待隊列的線程喚醒。
select中第一個參數的目的：
在*Nix系統中，文件描述符只是系統表的索引，而fd_set結構包含與這些索引對應的位掩碼。將描述符添加到fd_set時，將啟用相應的位。select()需要知道描述符的最高值，這樣它就可以循環遍歷這些位，并知道在哪個位停止。
在Windows上，套接字由內核對象的句柄表示，而不是由索引表示。fd_set結構包含一個套接字句柄數組和數組中套接字數量的計數器。這樣，select()就可以循環遍歷數組，這就是為什么在Windows上忽略select()的第一個參數的原因。
C++ 類幾個編譯器自動生成的函數，以及不自動生成的場景 ：
(默認的移動構造干啥呢，它咋知道怎么移動呢，比如將原來傳入的臨時對象的某個值釋放什么的，答案是，默認的
移動構造僅僅調用所有對象的移動構造函數。。。)
構造函數并不都是，你定義1個，編譯器會把其他的都干掉，具體情況如下 :
3個構造函數之間的影響(重點是這4個構造函數間的互相影響的規則，因為實際的應用中，大部分都會定義構造函數):
定義無參構造，編譯器不會刪除默認的無參構造， 不會刪除默認的移動構造函數
定義拷貝構造，編譯器會刪除默認的無參構造，會刪除默認的移動構造函數
定義移動構造，編譯器會刪除默認的無參構造，會刪除默認的移動構造函數
【如果自己定義其它類型的構造函數，則上面所有的默認構造函數都不會生成！】
定義拷貝賦值或者移動賦值運算符，都會刪除上面的拷貝構造，應該還有移動構造(未驗證)，但都不會刪除默認構造
智能指針:
了解下這個 https://cloud.tencent.com/developer/article/1688444
【【auto_ptr : 關鍵，不可共享且可轉移】】
【初始化要注意】
初始化不能用隱式轉換，目的是為了讓開發清晰的知道自己在處理智能指針 ：
std::auto_ptr<ClassA> ptr1(new ClassA); // 正確
std::auto_ptr<ClassA> ptr1 = new ClassA; // 錯誤，編譯器不讓編譯過，因為開發可能沒意識到自己在處理的是智能指針
或者
std::auto_ptr<ClassA> ptr ;
ptr = std::auto_ptr<ClassA> (new ClassA); // 正確，寫的很長，明顯知道自己寫的是只能指針
ptr = new ClassA(); // 錯誤，編譯器不讓編譯過，因為開發可能沒意識到自己在處理的是智能指針
【智能指針間賦值操作符要注意 - 直接就發生所有權轉移了】
【判空要注意】
判空不能直接 if(ptr == nullptr) ，需要 if (ptr.get() == nullptr)
常見STL的一些底層實現 :
STL的迭代器是什么 - 不是指針，是類模板，具體用時，就是一個對象
vector ：初始會有一片連續空間；擴容會擴大2倍，這會把原來的拷貝過來，再把原來的釋放。 看下這個 https://segmentfault.com/a/1190000040103598
vector迭代器失效的情況:
push_back ，導致失效是因為可能導致擴容
insert， 導致失效的原因是要移動后面的元素，以及可能擴容
erase, 導致后面的元素要移動
vector的remove:
1, remove不會刪除元素，不會導致size變小
2，remove的核心原理是: 每一位有3個步驟：1，檢查是否是否是remove的值，滿足則標記空洞，但并不會改值用下一個來填充(簡稱-記坑等后人)(為啥要交給后人來改，因為不一定有下一位，下一位也可能自身也是坑) ；
2，不是的話，就看前面是否有空洞，有則填充最前面的空洞（不一定是緊鄰的前一個空洞）；填充則把填充的標記轉移到自身。 (簡稱-填坑要填最前面，填完自己也記坑 | 或者自己也是坑，記坑等后人)。
- 從上面第一點，如果是remove最后一位，則最后一位沒有變化，因為此時只是標記了空洞，下一位已經沒有了，無法在掃描下一位時，來填充這最后一位。
舉例 :
include <iostream>
include <vector>
include <algorithm>
using namespace std;
int main()
{
vector<int> vc;
for (int i = 0; i <= 9; ++i) {
vc.push_back(i);
}
vc[3] = vc[5] = vc[9] = 99;
for (auto itr : vc) {
cout << itr << endl;
}
cout << "after remove" << endl;
remove(vc.begin(), vc.end(), 99);
for (auto itr : vc) {
cout << itr << endl;
}
return 0;
}
輸出結果是：
0
1
2
99
4
99
6
7
8
99
after remove
0
1
2
4
6
7
8
7
8
99
map和set: 核心是紅黑樹(紅黑樹是一種更加平衡的二叉查找樹)
operator new 的好處 ：
1，頻繁創建的對象，可以避免每次申請內存
2，即使是非頻繁創建，棧上構造對象，可以避免走入C庫的查找堆中可用空間的處理，速度更快
OS - 多核調度
2級調度的形式 - 先進入公共隊列，再根據每個CPU核的負載情況，分發到每個CPU核
負載追蹤 - 只采用2級隊列，會導致一直在某個CPU核，不均衡，所以需要收集每個CPU核的負載(歷史上每個任務的運行時間)
負載均衡的觸發 - 消耗低的CPU核心進行觸發，拉取其它CPU核心的任務到本地隊列
負載均衡的層級 - 先在低級觸發 （邏輯CPU域 -> 物理CPU域 ->NUMA域(多核CPU擁有本地內存)） - 減少跨級的高切換開銷
STL的容器:
分類：
容器的類型：
順序容器(vector, list, deque)， 排列位置與其值無關。
關聯容器(map, set, multimap, multiset)， 排列位置與其值有關。
容器適配器(stack, queue, priority_queue)
set : 當只是想知道一個值是否存在時，set是最有用的。
性能：
檢查為空：
使用empty()而不是size()來檢查容器是否為空，因為有些容器，比如list，它的size需要遍歷，而empty不需要
普通互斥鎖的替代方案 ： 讀寫鎖 -> std::shared_mutex -> std::atomic
順序容器vector：通過 resize 提前預留好空間 -> 可以保證不變化 -> 可以不加鎖
關聯容器map：不要同時修改同一個key的value就寫
vector和list插入時，用emplace_back替代push_back, 前者只會使用構造函數，后者會使用構造函數和移動構造函數2個
插入：
map的插入，insert 相比 [] :
1，insert效率更高
2, insert更安全，如果[]賦值的一步失敗了，則會處于中間狀態 (賦值這一步干的啥 ？ )
3，如果沒有默認構造函數，則只能用insert （試驗下 ？ ）
應用上的區別是，insert遇到相同key，則不會更新值，[]會。
時鐘周期是震蕩周期，是最基本的時間。
指令周期：執行一條指令需要劃分為3個階段：取指(去PC寄存器指向的地址種獲取指令地址并
拿到指令)，譯指，運行指令，并將pc寄存器++；第一個和最后一個階段都需要若干個時鐘周期
綜合來說：1個指令周期 - 若干時鐘周期(取指) + 若干時鐘周期(執行指令)
前2個階段都是有控制器完成的，也就是CU，
而最后1個階段是由算術邏輯單元ALU完成的，也就是ALU。
調度機制，分為三個層級：
長期調度：比如一個程序嘗試運行，操作系統是否應該立即創建對應進程，并將進程狀態改為就緒狀態呢？
長期調度像閥門，用于限制系統中被短期調度管理的進程數量 -> 是為了減小短期調度的開銷
由于進程可以分為 計算密集型和I/O密集型，所以長期調度會根據CPU, I/O利用率情況，選取合適的計算密集型或I/O密集型進程，交給短期調度 -> 為了有效控制系統中的資源利用情況，避免出現
激烈的資源競爭或者某項資源利用率過低的情況
也就是長期調度，負責將進程狀態從新生->就緒
短期調度：負責進程在 就緒，運行，阻塞狀態間的切換。
中期調度 ： 實際是換頁機制的一部分。 它是從內存的角度考慮，當系統中的內存不夠，將處理就緒或者阻塞這2中狀態的進程設置為掛起就緒狀態和掛起阻塞狀態，并將掛起進程的內存也換入磁盤。當內存夠時，又
被替換為就緒或者阻塞狀態。
DMA使用的2個主要限制 （為什么寫文件，寫日志沒用DMA）:
1, 需要外設支持DMA協議
2，需要批量搬運數據，如果是少量，零碎的搬運，那么由于DMA協議，那么在總線上傳輸的數據更大了(DMA協議也會占用總線資源)，這種cost可能導致更加劣化
3，(DMA搬運的數據不要求一定是連續的，這一點不是約束)
RDMA + CBDMA
LINUX內核的存儲軟件棧 (從上到下)：
VFS 虛擬文件系統（包括頁緩存機制等）
多種文件系統(比如ext4文件系統， ext3)
I/O調度器 (可能存在多個對存儲設備的訪問請求，以一定的順序將請求發送給設備驅動)
設備驅動
tips : 上面的頁緩存和I/O調度器的策略是否有可以優化的部分 ？
文件數據：文件的內容
文件元數據：存儲文件數據的支撐性信息，包括文件模式，文件所有者，大小，文件訪問時間等。
inode : 1，存放文件元數據 2，存放指向存儲塊的多級指針。
inode和文件是一一對應的。那么有多少類型的文件呢 ：
linux 支持的文件類型 ：常規文件 目錄文件 符號鏈接文件 FIFO文件(管道) 套接字文件 字符設備文件 塊設備文件
注意，一個文件的文件名不是這個文件的元數據，并沒有存放在這個文件的inode中。 這引入了2種文件 ：
而是存放在目錄文件這個文件的inode中。 目錄文件的核心就是 ：存儲文件名和inode的映射關系。
從上面目錄就可以引入 硬鏈接 的概念 : 硬鏈接就是1個或2個目錄文件下，又增加了一個新的文件名和原始inode的映射關系。 也就是說有2個映射關系(2個文件名)，同時對應1個inode。
軟鏈接 ：和硬鏈接不同，它實在的增加了1個inode，也就是增加了1個文件，這個文件的內容就是原始文件的路徑。當然，這還在其所在的目錄，增加了1個映射()映射到這個新加的文件)
文件描述符: 該整數值是個索引值，是進程級文件描述符表的下標。該表中每一項本質是對inode的一層封裝(實際不是直接存儲inode，而是存了指向inode的指針，并且該指針是放在了全局的inode表，這里只是存儲了指向全局inode表的指針)，
打開文件返回文件描述符的本質：就是針對inode，在數組中分配一個文件描述符結構，并把數組下標，也就是整數fd，返回給進程。
- 中間的全局文件描述符表，存儲了指向inode的指針，以及偏移值(【當使用dup,或dup2重定向時，2個進程級文件描述符表，也就是2個fd，都會指向同一個中間的全局文件描述符表項，由于指向同一個中間表項，
就可以共享同樣的偏移值】)。
【ARM總線】
按照總線在soc系統的位置：
AMBA總線：片內總線，片內總線負責連接cpu芯片內部的各個模塊。
pci/pcie總線：片間總線，負責連接外設。任何嘗試生產的設備只要符合PCI規范，都能通過PCI插槽和CPU通信
有些總線訪問使用自選鎖的目的是，總線必須先占有，再使用，而自選鎖來判斷占有，效率更高。
【ARM函數調用】
進入子函數：
1， 壓棧壓了啥：壓了 fp和lr。 fp是調試用的，用來推棧，有些編譯器可能不加。 lr如果函數不會更進一步調用，那么lr可能也不會壓棧。SP沒有壓棧的說法，隨著子函數進入和退出先減多少，再加多少就行。
2， 父函數做了啥 ： bl指令，把返回地址放在lr寄存器中，注意，這里不是壓棧，只是讓到了lr寄存器中。(當然還有保存入參到三個寄存器中)
子函數做了啥 ： 負責壓棧，負責壓棧，負責壓棧，就是上面說的fp和lr。只有子函數知道自己是否調用了更進一步的子函數，所以只要是否要保存lr，而且fp也是由子函數壓棧，理論上由父函數壓棧，只要約定好，都是可以的，但是ARM規定，如果fp壓棧，必須由子函數來做。 (當然還有去除r0,r1,r2, 就是去除參數)
3，哪些是必須要壓棧的：沒有哪個寄存器是必須壓棧的，fp是調試用，有些編譯器就是省略了這個，比如選項"-fomit-frame-pointer"還專門用來忽略fp; lr的話，要看被調用的函數A，是否進一步調用了函數B，如果沒調用，也不會對lr壓棧； pc和lr，編譯器不會壓棧，除非指定 -mapcs-frame
子函數退出：
1，先把壓棧的回復到寄存器，這里面就包括把lr寄存器恢復了。
2，執行指令 bl lr指定，跳回去。
ARM (壓入返回地址):
調用者：
bl max
被調用者：
push {r11, lr} /* 序幕開始：保存幀指針和返回地址到堆棧*/
x86 (壓入返回地址): 調用者call指令一條就自動完成了壓棧:
調用者：
call 80483ed <bar>
【伙伴系統(大于2個頁面)】
作用：避免外部碎片。核心優點：最大的特點是性能強大。2個伙伴塊，地址只有1位不同，且差的這一位從塊的大小可以算出。
2個內存塊要是伙伴系統的一定要滿足3個條件：地址連續，大小相同，是從同一個塊中出來的。
缺點: 一個很小的塊往往會阻礙一個大塊的合并；申請的頁不是2的冪次方，就會有浪費。
【slub分配器(小于2個頁面走這里)】
作用：處理很小的內存申請，避免內部碎片。它總的效果就是維護了一堆小內存的池子，申釋放都不會直接交給伙伴系統，而是把該大小內存放到池子中，以便以后申請再交還回去。
【SO的分布】
1，so的代碼段和數據段是自己一塊的。 2，so的堆，和整個進程的堆在一起的，so的棧，處于某個線程中。
【 缺頁異常的場景 】 1，虛擬內存和物理內存有映射關系了，但是物理內存也沒分配 - malloc 2，虛擬內存和物理內存都沒有映射關系，比如內存不夠操作系統的換頁到磁盤，以及MMAP。
string_view :
1，優勢，效率高： 它去掉前綴，后綴，或者算substr時，效率非常高： 內部只保存了字符起始和長度的位置，這幾個操作只是挪動了指針而已
2, 劣勢：1， 生命期易出錯：它只是挪動指針，數據本地還在原來的string，或者char *，要注意生命期要考慮數據本體
2，一定要注意 data() 函數，它不像string的data()會自動帶'\0'。 這完全看string_view 是誰的view，一般這個"誰"都是有結尾的"\0"的，包括常量字符串與string
可以轉化為string:
string_view a = "hello";
string b = {a.begin(), a.end()};
可以轉化為char * ：data()
【maps文件】
從maps文件看，so被加進去后，自己的代碼段和數據段自己靠在一起，但是堆是放在公共[heap]區，棧是放在對應線程的棧區。棧區每個線程都有1個，最下面的[stack]只是默認線程的棧區。
換頁對象：代碼段， 堆區棧區， 文件buf。 它們的換出策略都不同。代碼段由于是只讀，所以直接擦除，堆區棧區是換到swap區(就是塊flash)；文件buf，則回寫到flash中文件。三種都可以釋放物理內存。
注意： 上面說的堆區和棧區換出并不是所有linxu都支持，必須開啟swap機制才會換。其它兩項則都支持。
具體換哪一頁呢: LRU算法: 核心操作就是每次訪問某個物理頁，就把物理頁挪到隊列尾部，而需要換出時，就把隊列頭部的換出即可。它的原理是局部性原理。
【寫時拷貝(加載動態鏈接庫以及進程fork2種常見會用到)和內存去重特性(OS自身不斷掃描相同部分)】
【TLB】
TLB加速的是什么 - 加速的是多級頁表的查詢，只用查詢一次TLB緩存即可。
TLB緩存的是什么 - 緩存的是多級頁表的核心內容 - 虛擬頁號->物理頁號。 拿到物理頁號后，還是要加上頁內偏移(12位)
切換進程時，需要刷新切換TLB。
為啥不是切換線程時刷新呢 - 因為線程共享統一地址空間，所以同一個進程內不同線程，其虛擬物理頁號，對應的是同樣的物理頁號。
【啟示 - 所以雖然調度的單位是線程，但是同一個進程內的線程調度，少了TLB的刷新開銷，不同進程的線程調度，增加了TLB的刷新開銷。】
【大頁內存】
大頁的主要大小有2MB和1G。默認是4KB
大頁的優化點：常見的是減少TLB MISS，還有1個優化點是: 減少缺頁中斷(因為一次缺頁中斷會加入一個物理頁，現在一次性可以加入2M的物理頁，原來4KB的物理頁需要加載很多次才能把2M加完)。
大頁的優化代價 ： 會造成一定的內存消耗，比如原來一個物理頁里面可能有2K是真正使用的，那么4KB的物理頁面的情況下，加載后浪費了2KB,如果改為2M，浪費了很多。
具體使用 - linux原生手段：掛載hugetlbfs特殊文件系統到某個目錄，然后通過mmap映射這個文件系統來使用共享內存, OS的mmap發現對端是這個，就可以對頁表定制化處理，進行大頁處理。
華為RTOS的話，是直接將exe目錄下的所有可執行文件加載時，都使用大頁。
【微架構級性能優化的cache - 有個印象就行】
1，TLB緩存 - 把虛擬地址和物理地址的映射，存放在TLB緩存里面，這樣就可以不走幾級頁表，一級級訪問來確認對應的物理地址。大小通常是1個頁表（4K）或以上。
【優化思路 - 把緊密相關的大塊處理，放在同樣的文件中，使得其代碼段相鄰】 手段 - 大頁機制，以及減少SO或者SO組合優化（SO加載到大頁位置；多個SO代碼組合到一起，以及消除SO跳轉）
2，cache miss - 程序的局部性原理，讀取指令時，那么認為隨后一段也可能會執行，所以把他們加入cache中。
【優化思路 - 把緊密相關的代碼行，放在臨近的代碼上，使得其代碼段相鄰，這樣也可以使得其可能加入cache】
3，分支預測 - CPU內部處理，臨近的匯編指令級別。CPU指令的流水線機制，使得自動把代碼段相鄰的下面幾條指令加入流水線，
幫助編譯器排布匯編指令 - if-else的likely和unlikely；函數重排(根據函數調用關系，將函數再代碼端根據調用棧順序進行重排)；將多進程改為多線程(進程切換會導致TLB刷新 - )
perf的branch miss就是描述這個;
cache miss和TLB miss關系 ： cache一般有l1 l2 l3，他們是接收物理地址作為輸入，然后在cache中找內容并返回。所以：先有TLB miss，才會有 cache miss。
(注意，有些CPU l1 cache是接收虛擬地址作為輸入的，這種情況下l1 cache的cache miss是發生在 TLB miss前)
管道 ：
消息沒有類型是字節流；發送和接收端各1個進程
消息隊列 ：
消息有類型，所以接收端可以選擇類型接受或者全接受； 發送和接收端可以同時有多個進程。
相同點 ：
發送端寫滿了都會阻塞，接收端無數據了也會阻塞。 內核都為其在內部維護了一段緩沖區。
【硬中斷 https://www.itread01.com/content/1540961643.html 】
【x86】
NMI在x86構架上已經存在很長的時間(8086就已經有了)。一般的中斷INTR會受到IF的影響，當IF＝1時，INTR被遮蔽，而NMI不受到IF設定的影響，CPU都會響應。
【ARM】
Arm處理器上有沒有NMI呢？這個需要分情況來說。眾所周知，現代的armCPU有Cortex-A/R/M序列處理器，Cortex-A為應用處理器，Cortex-R為實時處理器，Cortex-M為MCU處理器。
Cortex-M處理器有NMI。因為Cortex-M處理器用在MCU上，有的MCU用在非常關鍵的場景，比如火災監測，它需要不管當時MCU在處理什麼任務，
一旦監測到火災，必須立即報警和響應（噴水？）因此Cortex-M構架的CPU都有由NVIC支援的NMI,這個NMI是沒有任何辦法去mask的，即使在Cortex-M因為關鍵的錯誤進入了hard fault，甚至是lock up的狀態，NMI也可以被響應。不管怎麼設定PRIMASK，FAULTMASK都不能遮蔽NMI 。
Cortex-A和Cortex-R處理器沒有獨立的NMI。 在Cortex-R上對FIQ有特殊的處理，可以通過配置(非軟件手段，CFGNMFI輸入訊號)將FIQ變成真正意義上的NMI(在ARM官網也提到ARMV7部分實現可以這樣做，什么是ARMV7呢，cortex-A,cortex-R,cortex-M就是該架構的三種子實現)。
在Cortex-A和Cortex-R處理器中，有兩個中斷訊號，IRQ, FIQ, FIQ代表fast interrupt. FIQ在 arm的處理器裡有很長的歷史，早在armv4構架的arm7處理器已經存在，在armv8 64位構架之前還有與之對應的FIQ處理器模式。
【ARM處理器7種工作模式】
---------- 用戶模式 ------------
用戶模式 用戶模式不能切換到別的模式
------以下全是特權模式 (特權體現在：1，可以訪問ARM內部寄存器以及外設 2，特權模式可以切換到用戶模式，用戶模式無法切換到特權模式) --------
系統模式
---------如下5種又稱為異常模式 (異常模式和系統模式的區別不只是名稱上，核心在于如下幾種異常模式有些特殊的寄存器是自己模式私有)-----------
IRQ模式
FIQ模式
管理模式 CPU上電后默認模式 + 軟中斷
中止模式 訪問沒有權限的內存地址，就會進入該模式
未定義指令終止模式 軟件仿真是，如果
模式的更換 -
通過修改CPSR寄存器的[4:0]即可實現更改處理器模式
7種異常, 本質上7個異常向量地址 (對應上面5種異常模式):
Highest Reset
Data Abort (段錯誤或者非對齊訪問都是這里)
FIQ
IRQ
Prefetch Abort
Lowest Undefined instruction and SWI。
優先級體現在：1，同時發生高優先級先被響應(也是要注意中斷：中斷中的fiq和data abort同時發生，雖然會先響應data abort，但是會穿插著執行fiq,把fiq執行完，再接著執行data abort。搜索“arm exception priority”即可看到arm官網描述)
2，嵌套(但是注意中斷的情況有點特別，簡單說，所有的異常都會導致irq無法嵌套，但是fiq除了復位和fiq，其它都可以打斷: Disable interrupts. IRQs are disabled when any exception occurs. FIQs are disabled when an FIQ occurs and on reset. )
中斷上半部下半部：
最大的不同是，上半部不可中斷，下半部可以中斷。習慣性的放在上半部的是不可被其它中斷打斷的任務。上半部的執行上下文應該就是中斷的異常向量表走下來的上下文，由于
ARM關閉了中斷(軟件應該也要關閉中斷(否則如果當前是irq，可能還是會被fiq打斷))；下半部的實現有，軟中斷，tasklet,工作隊列。前2者的相同點是不能調用可能睡眠阻塞的函數；工作隊列可以。
FIQ之所以fast體現在以下方面：
FIQ和IRQ同時發生時，FIQ有更高的優先順序，先被處理。
在處理IRQ時如果FIQ沒有被mask, FIQ可以搶佔IRQ異常處理過程。
在發生IRQ異常，做IRQ異常處理過程中，CPU HW自動mask IRQ, 但是不mask FIQ.
但是FIQ不是真正意義上的NMI，因為它可以被軟體mask。通過設定CPSR.FIQ bit就可以（引入安全擴充套件和虛擬化擴充套件之外情況有點複雜，暫時不表）。
注意，linux-arm的情況下，linux并沒有設置fiq
【區別ARM的軟中斷和LINUX的軟中斷】
swi ：software irq，是ARM的一個軟件中斷指令，產生swi異常; - 我們常說的系統調用，通過軟中斷進入系統模式，就是指的這個。
softirq ： linux kernel自己造的軟中斷，和硬件無關。 - 我們常說的中斷下半部的軟中斷，就是指的這個，而不是arm的軟中斷模式。
softirq也有優先級，但是同一個cpu上，softirq不會強占，優先級僅僅體現在同時發生時，先處理高優先級的。
我們這樣來理解為什么有softirq這個東西，什么時候有:
- softirq 的觸發時機：系統調用即將返回，硬件中斷即將處理完，那些被softirq的被標記的(通常是硬件中斷去設置的標記，因為常常這樣標記，就表明還有工作要做，這樣就是所謂的"下半部“)，就會被處理。而
由于這里已經不再屏蔽硬件中斷，所以系統的響應性能提高了。 - 原文：Whenever a system call is about to return to userspace, or a hardware interrupt handler exits, any 'software interrupts' which are marked pending (usually by hardware interrupts) are run (kernel/softirq.c).
那為啥又有tasklets:
- 主要是因為3點softirq不具備的優點: 1, 本CPU不會被其它下半部機制搶占(softirq,tasklet,work queue)，也就是不用擔心重入問題。 2，其它CPU不會運行同一個tasklets，不用擔心并發問題。 3，可以在運行時
動態指定新的tasklets(softirq編譯時寫好了就不能增加了)。
拷貝構造函數于賦值 (區別的核心不是有沒有=號，而是是否先創建了一個對象)：
下面的例子中，都有=號，但是就不一樣 :
A a; 默認構造
A b; 默認構造
b = a; 賦值函數
A a; 默認函數
A b = a; 拷貝構造函數函數
c++string的實現 epoll 真正安全的單例 https://cloud.tencent.com/developer/article/1606879 ？ 產品的cmake 工程
如何避免多余的復制，左值右值操作符
異常的研究： http://baiy.cn/doc/cpp/inside_exception.htm
字面值常量 ？
怎樣避免類被繼承
C++中 構造函數（constructor）： X() 拷貝構造函數（copy constructor）：X(const X&) 拷貝賦值操作符（copy assignment）：operator=(const X&)
移動構造函數（move constructor）：X(X&&) C++11以后提供 移動賦值操作符（move assignment）：operator=(X&&) C++11以后提供 析構函數（destructor）：~X()
有什么講究 ？
constexptr 函數
constexptr 函數常見用法 ，2個要求滿足即可，且相比inline函數，沒有空間消耗代價，更好：
1，返回類型，輸入參數類型是 int ,char 等字面值類型。
2, 輸入參數必須是常量，或者回溯調用棧，上層的上層的上層。。是常量
inline 函數
inline函數 ：
原理：會擴大函數的大小，用空間換時間。
注意： 不能超過10行，不能包含while for ,switch等，編譯器會視為比較復雜，改為普通函數代替。
如何禁止1個類被繼承
移動構造函數，移動賦值函數是為了解決這種場景：
1，需要用1個對象a，初始化另1個對象b，或者直接用a給b賦值。
2，a在上面初始化完后，就立馬丟棄不用了 - 比如函數return a等。 這種對象都是臨時對象，我們給它一個定義，叫做“右值”。
( 那么上面的構造函數，或者賦值函數，就是要傳入1個馬上不用的對象，或者傳入1個“右值”，更進一步，傳入一個它的引用，就叫“右值引用”。)
所以我們希望這樣設計： 設置1類特殊構造函數和賦值函數，它直接把臨時對象的指針，或者資源改為自己的，能直接改，而不是復制，是由于這些資源來自臨時對象的，不用考慮隨后改為自己的，
臨時對象還有業務的作用，導致臨時對象用不了了。 作為收尾，要注意，析構函數要作區分，就是區分資源已經被改給別的對象了，常見的就是判斷指針為nullptr。
基于以上思路，所以我們約定，1，定義這類構造函數和賦值函數，他們的特點是有 && 。 2，析構函數作點區分處理。 3，隨后當return 臨時對象時，或手動調用std::move轉為右值引用的場景，典型是std::move并
給另一個對象賦值時，編譯器就可以調用這些構造函數。當然，你不定義的話，編譯器就沒犯法了。
所以 && ，也就是右值引用的核心是： 和函數的調用者形成一種約定，使得調用者知道調用該函數(移動構造函數，移動賦值函數 ，普通函數等)后，該變量不再有效，所以函數設計者指定入參/&& ，調用者就必須指定 std::move，引導調用者明白的意識
到，傳入后值就無效了，達到性能的提升。 注意，如果入參是右值引用，和普通引用一樣，都不會導致創建2個參數。
【特別典型的應用場景是】 (試驗時編譯參數是 g++ main.cpp -fno-elide-constructors ，這樣可以避免優化，看出效果)，返回值是臨時的：這種需要：
1，定義移動構造和移動賦值函數 - 這樣會使得這個對象的構造更快速。 使用時，也需要使用std::move來標注希望調用移動構造/移動賦值。
2，普通函數入參直接定義右值引用 - 這樣某些情況下，可以避免對象內部的大量拷貝。 （注意并不是說入參的臨時對象會構造個對象，右值引用本身和左值引用一樣都是引用，入參不會有新對象了，
而是說，用了右值引用，里面可以放心把入參直接掏空，函數返回后，外界不會再用入參變量了)
3，函數返回值聲明為右值引用 objectType&& funcXX()。這樣外界還要結合調用移動構造函數或者移動運算符才有意義 - 優化的核心，還是在于移動構造函數或者移動預算符
虛函數不允許使用缺省參數
重載是一個類內部的，不涉及父類和子類， 父類和子類間的是隱藏和重寫(就是正經的多態特性)，他們的區別如下：
【 子類是否有virtual不影響下面兩條結論 】
父類函數無virtual 函數名相同 (參數和返回值任意組和)參數相同/不同/返回類型相同/不同 - 父類的函數被隱藏了，父類函數是調用不到的
父類函數有virtual 函數名相同 參數相同 - 正經的覆蓋，即多態的特性，同時返回值必須相同，不然編譯不過。
參數不同 返回值相同/不同 - 父類的函數被隱藏了，父類函數是調用不到的
構造函數與異常機制：
構造函數與異常機制
構造函數中如果發生了異常，則不會調用析構函數。這種做法要注意，容易出現內存泄露問題。
析構函數與異常機制. 析構函數中一旦拋出異常，就會直接導致程序退出 【異常機制使得一旦捕獲不到，一層層往上退，但析構函數特殊，沒有上層，一旦往上退，就會就會退到上層，上層直接導致進程退出。】
所以有2個做法：
a, 不要在析構函數中寫try catch
b, 一定要寫，則catch一定要捕獲完成，不要捕獲不完整。
反之，構造函數中沒有返回值，可以用異常機制。
0611：
gic:
中斷，就是讓CPU停下來，響應CPU中斷引腳對應的外部設備的請求。最開始每個外設有1個CPU的中斷引腳，后面設備逐漸增多，但是CPU的中斷
引腳無法不斷增多，并且，中斷同時出現，還要響應更重要的。 于是ARM上引入了 GIC，即通用中斷控制器。
中斷的處理中，需要考慮的主要是：
送中斷信號:
CPU當前沒有處理中斷，GIC同時來了多個中斷，那么送哪個中斷信號到CPU中斷引腳呢:
送優先級最高的中斷
1，選擇最高優先級的中斷:
GIC輸入端有多個中斷信號，此時要決定送哪個到CPU中斷引腳，這時就涉及到中斷的優先級。
2，選擇好后，確定是否立刻送：
a，如果是正在處理的中斷，和要送的中斷，是同一個中斷，必須等到之前的中斷處理完，才會再處理這個中斷 （是丟棄了這個中斷嗎）
上半部： 中斷處理中，會線關閉中斷，執行完成后，再通知GIC打開中斷，且這個中斷已處理完畢，GIC就可以繼續響應該中斷(這之前GIC是直接丟了這個中斷，還是丟了所有中斷？)
上半部和下半部，我們平時注冊的中斷處理，屬于哪個，比如 request_irq()
0609:
分段與分頁是2種并列的機制，不是互相配合的機制。
虛擬內存的頁機制，怎么解決物理內存不足的問題：
1，換頁：比如物理內存低到一定閾值，就會觸發換頁，把最近不常用的頁換出，寫到磁盤。當然，后續再訪問時再把頁調進來。
2，按需分配：申請了內存(這里的本質是占用了虛擬內存，分配了虛擬頁) 不會立刻映射到物理內存，只有訪問時才映射。
物理內存分配：
伙伴系統分配器 ：分配的最小單位是物理頁。
SLAB分配器：但是有很多申請的內存大小通常是機制或幾百個字節，遠小于1個物理頁，就出現了SLAB分配器。
碎片分為外部碎片和內部碎片。外部碎片是動態產生的，也就是有很多不相鄰的小內存塊，他們無法被分配；內部碎片只是內存塊內部占不滿，被分配出來。
0513：
vector的全部刪除- clear
1,clear只釋放每個元素，不釋放vector自身的空間，為了效率還會預留。 也就是說，clear后，size()會為0，但是 capacity（） 不變。
// 那么自然情況下，這個vector什么時候釋放吶 ，是vector退出了其作用域時，比如一個函數里面有個vector，退出這個函數，那么這個vector的空間會釋放。
如果我要想提前釋放有辦法嗎，可以通過下面的swap函數來做 ：
void clearVec(vector<A *>& vec)
{
vector<A *> tmp;
tmp.swap(vec);
}
2，上面clear說道會釋放每個元素，但是要注意，如果是指針，不會釋放，比如vector中放入的是 對象，clear時會釋放，但如果放入的是指向對象的指針，則不會釋放。
vector的單個或者范圍刪除 - erase
相比clear的不同點
1，erase可以清除一個或一段范圍的內容
2，會返回刪除元素的下一個元素的迭代器
相比clear的相同點：1，減少size，不會減少 capacity 。 2，如果不是指針，erase會釋放元素，如果是指針，不會釋放
