騰訊研發類筆試面試試題（C++方向）

原文鏈接：https://blog.csdn.net/xiongchao99/article/details/73381280/

1、C和C++的特點與區別？

答：（1）C語言特點：
1.作爲一種面向過程的結構化語言，易於調試和維護；

2.表現能力和處理能力極強，可以直接訪問內存的物理地址；

3.C語言實現了對硬件的編程操作，也適合於應用軟件的開發；

4.C語言還具有效率高，可移植性強等特點。

（2）C++語言特點：

1.在C語言的基礎上進行擴充和完善，使C++兼容了C語言的面向過程特點，又成爲了一種面向對象的程序設計語言；

2.可以使用抽象數據類型進行基於對象的編程；

3.可以使用多繼承、多態進行面向對象的編程；

4.可以擔負起以模版爲特徵的泛型化編程。

C++與C語言的本質差別：在於C++是面向對象的，而C語言是面向過程的。或者說C++是在C語言的基礎上增加了面向對象程序設

計的新內容，是對C語言的一次更重要的改革，使得C++成爲軟件開發的重要工具。

2、C++的多態

答：C++的多態性用一句話概括：在基類的函數前加上virtual關鍵字，在派生類中重寫該函數，運行時將會根據對象的實際類型來

調用相應的函數。如果對象類型是派生類，就調用派生類的函數；如果對象類型是基類，就調用基類的函數。

1）：用virtual關鍵字申明的函數叫做虛函數，虛函數肯定是類的成員函數；

2）：存在虛函數的類都有一個一維的虛函數表叫做虛表，類的對象有一個指向虛表開始的虛指針。虛表是和類對應的，虛表指針是

和對象對應的；

3）：多態性是一個接口多種實現，是面向對象的核心，分爲類的多態性和函數的多態性。；

4）：多態用虛函數來實現，結合動態綁定.；

5）：純虛函數是虛函數再加上 = 0；

6）：抽象類是指包括至少一個純虛函數的類；

純虛函數：virtual void fun()=0;即抽象類，必須在子類實現這個函數，即先有名稱，沒有內容，在派生類實現內容。

3、虛函數實現

答：簡單地說，每一個含有虛函數（無論是其本身的，還是繼承而來的）的類都至少有一個與之對應的虛函數表，其中存放着該類

所有的虛函數對應的函數指針。例：

其中：

B的虛函數表中存放着B::foo和B::bar兩個函數指針。

D的虛函數表中存放的既有繼承自B的虛函數B::foo，又有重寫（override）了基類虛函數B::bar的D::bar，還有新增的虛函數D::quz。

虛函數表構造過程：

從編譯器的角度來說，B的虛函數表很好構造，D的虛函數表構造過程相對複雜。下面給出了構造D的虛函數表的一種方式（僅供參考）：

虛函數調用過程

以下面的程序爲例：

4、C和C++內存分配問題

答：（1）C語言編程中的內存基本構成

C的內存基本上分爲4部分：靜態存儲區、堆區、棧區以及常量區。他們的功能不同，對他們使用方式也就不同。

1.棧 ——由編譯器自動分配釋放；

2.堆 ——一般由程序員分配釋放，若程序員不釋放，程序結束時可能由OS回收；

3.全局區（靜態區）——全局變量和靜態變量的存儲是放在一塊的，初始化的全局變量和靜態變量在一塊區域，未初始化的全局變量

和未初始化的靜態變量在相鄰的另一塊區域（C++中已經不再這樣劃分），程序結束釋放；

4.另外還有一個專門放常量的地方，程序結束釋放；

(a)函數體中定義的變量通常是在棧上；

(b)用malloc, calloc, realloc等分配內存的函數分配得到的就是在堆上；

(c)在所有函數體外定義的是全局量；

(d)加了static修飾符後不管在哪裏都存放在全局區（靜態區）；

(e)在所有函數體外定義的static變量表示在該文件中有效，不能extern到別的文件用；

(f)在函數體內定義的static表示只在該函數體內有效；

(g)另外，函數中的"adgfdf"這樣的字符串存放在常量區。

（2）C++編程中的內存基本構造

在C++中內存分成5個區，分別是堆、棧、全局/靜態存儲區、常量存儲區和代碼區；

1、棧，就是那些由編譯器在需要的時候分配，在不需要的時候自動清楚的變量的存儲區，裏面的變量通常是局部變量、函數參數等。

2、堆，就是那些由new分配的內存塊，他們的釋放編譯器不去管，由我們的應用程序去控制，一般一個new就要對應一個delete。如

果程序員沒有釋放掉，那麼在程序結束後，操作系統會自動回收。

3、全局/靜態存儲區，全局變量和靜態變量被分配到同一塊內存中，在以前的C語言中，全局變量又分爲初始化的和未初始化的，在

C++裏面沒有這個區分了，他們共同佔用同一塊內存區。

4、常量存儲區，這是一塊比較特殊的存儲區，他們裏面存放的是常量，不允許修改（當然，你要通過非正當手段也可以修改）。

5、代碼區（.text段），存放代碼（如函數），不允許修改（類似常量存儲區），但可以執行（不同於常量存儲區）。

內存模型組成部分：自由存儲區，動態區、靜態區；

根據c/c++對象生命週期不同，c/c++的內存模型有三種不同的內存區域，即：自由存儲區，動態區、靜態區。

自由存儲區：局部非靜態變量的存儲區域，即平常所說的棧；

動態區：用new ，malloc分配的內存，即平常所說的堆；

靜態區：全局變量，靜態變量，字符串常量存在的位置；

注：代碼雖然佔內存，但不屬於c/c++內存模型的一部分；

一個正在運行着的C編譯程序佔用的內存分爲5個部分：代碼區、初始化數據區、未初始化數據區、堆區和棧區；

（1）代碼區（text segment）：代碼區指令根據程序設計流程依次執行，對於順序指令，則只會執行一次（每個進程），如果反覆，則需要使用跳轉指令，如果進行遞歸，則需要藉助棧來實現。注意：代碼區的指令中包括操作碼和要操作的對象（或對象地址引用）。如果是立即數（即具體的數值，如5），將直接包含在代碼中；

（2）全局初始化數據區/靜態數據區（Data Segment）：只初始化一次。

（3）未初始化數據區（BSS）：在運行時改變其值。

（4）棧區（stack）：由編譯器自動分配釋放，存放函數的參數值、局部變量的值等，其操作方式類似於數據結構中的棧。

（5）堆區（heap）：用於動態內存分配。

爲什麼分成這麼多個區域？

主要基於以下考慮：

#代碼是根據流程依次執行的，一般只需要訪問一次，而數據一般都需要訪問多次，因此單獨開闢空間以方便訪問和節約空間。
#未初始化數據區在運行時放入棧區中，生命週期短。
#全局數據和靜態數據有可能在整個程序執行過程中都需要訪問，因此單獨存儲管理。
#堆區由用戶自由分配，以便管理。

5、協程

答：定義：協程是一種用戶態的輕量級線程。

協程擁有自己的寄存器上下文和棧。協程調度切換時，將寄存器上下文和棧保存到其他地方，在切回來的時候，恢復先前保存的寄存器上下文和棧。因此：協程能保留上一次調用時的狀態（即所有局部狀態的一個特定組合），每次過程重入時，就相當於進入上一次調用的狀態，換種說法：進入上一次離開時所處邏輯流的位置；

線程是搶佔式，而協程是協作式；

協程的優點：

跨平臺
跨體系架構
無需線程上下文切換的開銷
無需原子操作鎖定及同步的開銷
方便切換控制流，簡化編程模型
高併發+高擴展性+低成本：一個CPU支持上萬的協程都不是問題。所以很適合用於高併發處理。

協程的缺點：

無法利用多核資源：協程的本質是個單線程,它不能同時將單個CPU 的多個核用上,協程需要和進程配合才能運行在多CPU；
進行阻塞（Blocking）操作（如IO時）會阻塞掉整個程序：這一點和事件驅動一樣，可以使用異步IO操作來解決。

6、CGI的瞭解

答：CGI：通用網關接口（Common Gateway Interface）是一個Web服務器主機提供信息服務的標準接口。通過CGI接口，Web服務

器就能夠獲取客戶端提交的信息，轉交給服務器端的CGI程序進行處理，最後返回結果給客戶端。

CGI通信系統的組成是兩部分：一部分是html頁面，就是在用戶端瀏覽器上顯示的頁面。另一部分則是運行在服務器上的Cgi程序。

7、進程間通信方式和線程間通信方式

答：（1）進程間通信方式：

# 管道( pipe )：管道是一種半雙工的通信方式，數據只能單向流動，而且只能在具有親緣關係的進程間使用。進程的親緣關係通常是指父子進程關係。

# 信號量( semophore ) ：信號量是一個計數器，可以用來控制多個進程對共享資源的訪問。它常作爲一種鎖機制，防止某進程正在訪問共享資源時，其他進程也訪問該資源。因此，主要作爲進程間以及同一進程內不同線程之間的同步手段。

# 消息隊列( message queue ) ：消息隊列是由消息的鏈表，存放在內核中並由消息隊列標識符標識。消息隊列克服了信號傳遞信息少、管道只能承載無格式字節流以及緩衝區大小受限等缺點。

# 共享內存( shared memory ) ：共享內存就是映射一段能被其他進程所訪問的內存，這段共享內存由一個進程創建，但多個進程都可以訪問。共享內存是最快的 IPC 方式，它是針對其他進程間通信方式運行效率低而專門設計的。它往往與其他通信機制，如信號兩，配合使用，來實現進程間的同步和通信。

# 套接字( socket ) ：套解口也是一種進程間通信機制，與其他通信機制不同的是，它可用於不同及其間的進程通信。

（2）線程間通信方式：

#全局變量；

#Messages消息機制；

#CEvent對象（MFC中的一種線程通信對象，通過其觸發狀態的改變實現同步與通信）。

8、TCP握手與釋放

答：（1）握手

#第一次握手：主機A發送握手信號syn＝1和seq=x（隨機產生的序列號）的數據包到服務器，主機B由SYN=1知道，A要求建立聯機；

#第二次握手：主機B收到請求後要確認聯機信息，向A發送syn=1，ack=x（x是主機A的Seq）+1，以及隨機產生的確認端序列號

seq=y的包；

#第三次握手：主機A收到後檢查ack是否正確（ack=x+1），即第一次發送的seq+1，若正確，主機A會再發送ack=y+1，以及隨機序

列號seq=z，主機B收到後確認ack值則連接建立成功；

#完成三次握手，主機A與主機B開始傳送數據。

注：上述步驟中，第二和第三次確認包中都還包含一個標誌位未予以說明，該標誌位爲1表示正常應答；

具體可見圖片：

爲什麼需要“三次握手”？

“三次握手”的目的是“爲了防止已失效的連接請求報文段突然又傳送到了服務端，因而產生錯誤”。具體例如：client發出的第一個連接請求報文段並沒有丟失，而是在某個網絡結點長時間的滯留了，以致延誤到連接釋放以後的某個時間纔到達server。本來這是一個早已失效的報文段。但server收到此失效的連接請求報文段後，就誤認爲是client再次發出的一個新的連接請求。於是就向client發出確認報文段，同意建立連接。假設不採用“三次握手”，那麼只要server發出確認，新的連接就建立了。由於現在client並沒有發出建立連接的請求，因此不會理睬server的確認，也不會向server發送數據。但server卻以爲新的運輸連接已經建立，並一直等待client發來數據。這樣，server的很多資源就白白浪費掉了。採用“三次握手”的辦法可以防止上述現象發生。例如剛纔那種情況，client不會向server的確認發出確認。server由於收不到確認，就知道client並沒有要求建立連接。主要目的防止server端一直等待，浪費資源。

（2）揮手

　　由於TCP連接是全雙工的，因此每個方向都必須單獨進行關閉。這原則是當一方完成它的數據發送任務後就能發送一個FIN來終止這個方向的連接。收到一個 FIN只意味着這一方向上沒有數據流動，一個TCP連接在收到一個FIN後仍能發送數據。首先進行關閉的一方將執行主動關閉，而另一方執行被動關閉。
　　(1) TCP客戶端發送一個FIN，用來關閉客戶到服務器的數據傳送(報文段4)；
　　(2) 服務器收到這個FIN，發回一個ACK，確認序號爲收到的序號加1(報文段5)。和SYN一樣，一個FIN將佔用一個序號；
　　(3) 服務器關閉客戶端的連接後，再發送一個FIN給客戶端(報文段6)；
　　(4) 客戶段收到服務端的FIN後，發回ACK報文確認，並將確認序號設置爲收到序號加1(報文段7)；

注意：TCP連接的任何一方都可以發起揮手操作，上述步驟只是兩種之一；

具體過程見圖：

爲什麼是“四次揮手”？
因爲當收到對方的FIN報文通知時，它僅僅表示對方沒有數據發送給你了；但未必你所有的數據都全部發送給對方了，所以你可能還需要發送一些數據給對方，再發送FIN報文給對方來表示你同意現在可以關閉連接了，故這裏的ACK報文和FIN報文多數情況下都是分開發送的，也就造成了4次揮手。

握手，揮手過程中各狀態介紹：
（1）3次握手過程狀態：
　　#LISTEN: 這個也是非常容易理解的一個狀態，表示服務器端的某個SOCKET處於監聽狀態，可以接受連接了。

#SYN_SENT: 當客戶端SOCKET執行CONNECT連接時，它首先發送SYN報文，因此也隨即它會進入到了SYN_SENT狀態，並等待服務端的發送三次握手中的第2個報文。SYN_SENT狀態表示客戶端已發送SYN報文。(發送端)

　　#SYN_RCVD: 這個狀態與SYN_SENT遙想呼應這個狀態表示接受到了SYN報文，在正常情況下，這個狀態是服務器端的SOCKET在建立TCP連接時的三次握手會話過程中的一箇中間狀態，很短暫，基本上用netstat你是很難看到這種狀態的，除非你特意寫了一個客戶端測試程序，故意將三次TCP握手過程中最後一個ACK報文不予發送。因此這種狀態時，當收到客戶端的ACK報文後，它會進入到ESTABLISHED狀態。(服務器端)

#ESTABLISHED：這個容易理解了，表示連接已經建立了。

（2）4次揮手過程狀態：
　　#FIN_WAIT_1: 這個狀態要好好解釋一下，其實FIN_WAIT_1和FIN_WAIT_2狀態的真正含義都是表示等待對方的FIN報文。而這兩種狀態的區別是：FIN_WAIT_1狀態實際上是當SOCKET在ESTABLISHED狀態時，它想主動關閉連接，向對方發送了FIN報文，此時該SOCKET即進入到FIN_WAIT_1狀態。而當對方迴應ACK報文後，則進入到FIN_WAIT_2狀態，當然在實際的正常情況下，無論對方何種情況下，都應該馬上回應ACK報文，所以FIN_WAIT_1狀態一般是比較難見到的，而FIN_WAIT_2狀態還有時常常可以用netstat看到。(主動方)

#FIN_WAIT_2：上面已經詳細解釋了這種狀態，實際上FIN_WAIT_2狀態下的SOCKET，表示半連接，也即有一方要求close連接，但另外還告訴對方，我暫時還有點數據需要傳送給你(ACK信息)，稍後再關閉連接。(主動方)

　　#TIME_WAIT: 表示收到了對方的FIN報文，併發送出了ACK報文，就等2MSL後即可回到CLOSED可用狀態了。如果FIN_WAIT_1狀態下，收到了對方同時帶FIN標誌和ACK標誌的報文時，可以直接進入到TIME_WAIT狀態，而無須經過FIN_WAIT_2狀態。(主動方)

#CLOSING(比較少見): 這種狀態比較特殊，實際情況中應該是很少見，屬於一種比較罕見的例外狀態。正常情況下，當你發送FIN報文後，按理來說是應該先收到(或同時收到)對方的ACK報文，再收到對方的FIN報文。但是CLOSING狀態表示你發送FIN報文後，並沒有收到對方的ACK報文，反而卻也收到了對方的FIN報文。什麼情況下會出現此種情況呢?其實細想一下，也不難得出結論：那就是如果雙方幾乎在同時close一個SOCKET的話，那麼就出現了雙方同時發送FIN報文的情況，也即會出現CLOSING狀態，表示雙方都正在關閉SOCKET連接。

　　#CLOSE_WAIT: 這種狀態的含義其實是表示在等待關閉。怎麼理解呢?當對方close一個SOCKET後發送FIN報文給自己，你係統毫無疑問地會迴應一個ACK報文給對方，此時則進入到CLOSE_WAIT狀態。接下來呢，實際上你真正需要考慮的事情是察看你是否還有數據發送給對方，如果沒有的話，那麼你也就可以close這個SOCKET，發送FIN報文給對方，也即關閉連接。所以你在CLOSE_WAIT狀態下，需要完成的事情是等待你去關閉連接。(被動方)

#LAST_ACK: 這個狀態還是比較容易好理解的，它是被動關閉一方在發送FIN報文後，最後等待對方的ACK報文。當收到ACK報文後，也即可以進入到CLOSED可用狀態了。(被動方)

9、http和https的區別？

答：HTTPS協議是由SSL+HTTP協議構建的可進行加密傳輸、身份認證的網絡協議，要比http協議安全。

HTTPS（Secure Hypertext Transfer Protocol）安全超文本傳輸協議，與http主要區別在於：

#http是超文本傳輸協議，信息是明文傳輸，https 則是具有安全性的ssl加密傳輸協議；

#http和https使用的是完全不同的連接方式用的端口也不一樣,前者是80,後者是443；

下面具體介紹一下HTTP和HTTPS協議：

首先說明一下：HTTP和HTTPS協議是應用層協議；

上圖充分表明：HTTP是應用層協議，並且HTTPS是在HTTP協議基礎上添加SSL等加密策略後的協議；

TLS/SSL中使用了非對稱加密，對稱加密以及HASH算法。

（1）Http協議

1）HTTP協議和TCP協議之間的區別聯繫

①TPC/IP協議是傳輸層協議，主要解決數據如何在網絡中傳輸，而HTTP是應用層協議，主要解決如何包裝數據；

②HTTP的默認端口號是80，TCP/IP協議通信編程時端口號需要自己指定（例如socket編程）；

③HTTP協議是在TCP/IP協議基礎上實現的，即HTTP數據包是經過TCP/IP協議實現傳輸的；

④HTTP是無狀態的短連接協議，TCP是有狀態的長連接協議；

HTTP是在有狀態長連接TCP/IP協議的基礎上實現的，爲什麼卻是無狀態短連接協議？

答：因爲HTTP協議每次請求結束就會自動關閉連接，這樣就變成了短連接；

短連接又導致了該次請求相關信息的丟失，也就造成了HTTP協議對於前期事務處理沒有記憶能力，故爲無狀態協議。

2）HTTP協議其完整的工作過程可分爲四步：

①連接：首先客戶機與服務器需要建立連接（由TCP/IP握手連接實現）。只要單擊某個超級鏈接，HTTP的工作開始；

②請求：建立連接後，客戶機發送一個請求給服務器，請求方式的格式爲：統一資源標識符（URL）、協議版本號，後邊是MIME信息包括請求修飾符、客戶機信息和可能的內容；

③應答：服務器接到請求後，給予相應的響應信息，其格式爲一個狀態行，包括信息的協議版本號、一個成功或錯誤的代碼，後邊是MIME信息包括服務器信息、實體信息和可能的內容。客戶端接收服務器所返回的信息通過瀏覽器顯示在用戶的顯示屏上；

④關閉：當應答結束後，瀏覽器和服務器關閉連接，以保證其他瀏覽器可以與服務器進行連接。

更完整的過程可能如下：

域名解析 --> 發起TCP的3次握手 --> 建立TCP連接後發起http請求 --> 服務器響應http請求，瀏覽器得到html代碼 --> 瀏覽器解析html代碼，並請求html代碼中的資源（如js、css、圖片等） --> 瀏覽器對頁面進行渲染呈現給用戶。

如果在以上過程中的某一步出現錯誤，那麼產生錯誤的信息將返回到客戶端，有顯示屏輸出。對於用戶來說，這些過程是由HTTP自己完成的，用戶只要用鼠標點擊，等待信息顯示就可以了。

（2）Https協議

HTTPS握手過程包括五步：

1）瀏覽器請求連接；

2）服務器返回證書：證書裏面包含了網站地址，加密公鑰，以及證書的頒發機構等信息。

3）瀏覽器收到證書後作以下工作：

a) 驗證證書的合法性；

b) 生成隨機（對稱）密碼，取出證書中提供的公鑰對隨機密碼加密；

c) 將之前生成的加密隨機密碼等信息發送給網站；

4）服務器收到消息後作以下的操作：

a) 使用自己的私鑰解密瀏覽器用公鑰加密後的消息，並驗證HASH是否與瀏覽器發來的一致；

b) 使用加密的隨機對稱密碼加密一段消息，發送給瀏覽器；

5）瀏覽器解密並計算握手消息的HASH：如果與服務端發來的HASH一致，此時握手過程結束，之後所有的通信數據將由之前瀏覽

器生成的隨機密碼並利用對稱加密算法進行加密。

注意：服務器有兩個密鑰，一個公鑰、一個私鑰，只有私鑰纔可以解密公鑰加密的消息；

如圖：

或者如下圖：

HTTPS協議、SSL、和數字證書的關係介紹：

概述：對於HTTPS協議，所有的消息都是經過SSL協議方式加密，而支持加密的文件正是數字證書；

（1）SSL

SSL常用的加密算法：對稱密碼算法、非對稱密碼算法、散列算法；

SSL的加密過程：需要注意的是非對稱加解密算法的效率要比對稱加解密要低的多。所以SSL在握手過程中使用非對稱密碼算法來

協商密鑰，實際使用對稱加解密的方法對http內容加密傳輸；

（2）數字證書

數字證書是用於在INTERNET上標識個人或者機構身份的一種技術手段，它通過由一些公認的權威機構所認證，從而可以保證其

安全地被應用在各種場合。證書裏面包含了網站地址，加密公鑰，以及證書的頒發機構等信息。

10、虛擬內存的概念與介紹

答：虛擬內存中，允許將一個作業分多次調入內存，需要時就調入，不需要的就先放在外存。因此，虛擬內存的實需要建立在離散

分配的內存管理方式的基礎上。虛擬內存的實現有以下三種方式：
#請求分頁存儲管理
#請求分段存儲管理
#請求段頁式存儲管理

虛擬內存的意義：

一，虛擬內存可以使得物理內存更加高效。虛擬內存使用置換方式，需要的頁就置換進來，不需要的置換出去，使得內存中只保存了需要的頁，提高了利用率，也避免了不必要的寫入與擦除；

二，使用虛擬地址可以使內存的管理更加便捷。在程序編譯的時候就會生成虛擬地址，該虛擬地址並不是對應一個物理地址，使得也就極大地減少了地址被佔用的衝突，減少管理難度；

三，爲了安全性的考慮。在使用虛擬地址的時候，暴露給程序員永遠都是虛擬地址，而具體的物理地址在哪裏，這個只有系統才瞭解。這樣就提

高了系統的封裝性。

11、單鏈表的反轉算法

答：思想：創建3個指針，分別指向上一個節點、當前節點、下一個節點，遍歷整個鏈表的同時，將正在訪問的節點指向上一個節點，當遍歷結束後，就同時完成了鏈表的反轉。

實現代碼：


    ListNode* ReverseList(ListNode* pHead) {
        ListNode *p,*q,*r;
        if(pHead==NULL || pHead->next==NULL){
            return pHead;
        }else{
            p=pHead;
            q=p->next;
            pHead->next=NULL;
            while(q!=NULL){
                r=q->next;
                q->next=p;
                p=q;
                q=r;
            }
            return p;
        }
    }

12、紅黑樹以及其查找複雜度

答：（1）紅黑樹來源於二叉搜索樹，其在關聯容器如map中應用廣泛，主要優勢在於其查找、刪除、插入時間複雜度小，但其也有缺點，就是容易偏向一邊而變成一個鏈表。

紅黑樹是一種二叉查找樹，但在每個結點上增加一個存儲位表示結點的顏色，可以是Red或Black。也就是說，紅黑樹是在二叉

查找樹基礎上進一步實現的；

紅黑樹的五個性質：

性質1. 節點是紅色或黑色；

性質2. 根節點是黑色；

性質3 每個葉節點（指樹的末端的NIL指針節點或者空節點）是黑色的；

性質4 每個紅色節點的兩個子節點都是黑色。(從每個葉子到根的所有路徑上不能有兩個連續的紅色節點)；

性質5. 從任一節點到其每個尾端NIL節點或者NULL節點的所有路徑都包含相同數目的黑色節點。

（注：上述第3、5點性質中所說的NIL或者NULL結點，並不包含數據，只充當樹的路徑結束的標誌，即此葉結點非常見的葉子結點）。

因爲一棵由n個結點隨機構造的二叉查找樹的高度爲lgn，所以順理成章，二叉查找樹的一般操作的執行時間爲O(lgn)。但二叉查

找樹若退化成了一棵具有n個結點的線性鏈後，則這些操作最壞情況運行時間爲O(n)；

紅黑樹雖然本質上是一棵二叉查找樹，但它在二叉查找樹的基礎上增加以上五個性質使得紅黑樹相對平衡，從而保證了

紅黑樹的查找、插入、刪除的時間複雜度最壞爲O(log n)。

（2）左旋右旋

紅黑樹插入或刪除後，一般就會改變紅黑樹的特性，要恢復紅黑樹上述5個性質，一般都要那就要做2方面的工作：

1、部分結點顏色，重新着色

2、調整部分指針的指向，即左旋、右旋。

左選右旋如圖所示：

左旋，如圖所示（左->右），以x->y之間的鏈爲“支軸”進行，使y成爲該新子樹的根，x成爲y的左孩子，而y的左孩子則成爲x的右孩

子。算法很簡單，旋轉後各個結點從左往右，仍然都是從小到大。

左旋代碼實現，分三步:
（1）開始變化，y的左孩子成爲x的右孩子；
（2） y成爲x的父結點；
（3） x成爲y的左孩子；

右旋類似，不再累述；

13、KPM字符串匹配

（1）KMP匹配算法代碼實現：


int KmpSearch(char* s, char* p)  
{  
    int i = 0;  
    int j = 0;  
    int sLen = strlen(s);  
    int pLen = strlen(p);  
    while (i < sLen && j < pLen)  
    {  
        //①如果j = -1，或者當前字符匹配成功（即S[i] == P[j]），都令i++，j++      
        if (j == -1 || s[i] == p[j])  
        {  
            i++;  
            j++;  
        }  
        else  
        {  
            //②如果j != -1，且當前字符匹配失敗（即S[i] != P[j]），則令 i 不變，j = next[j]      
            //next[j]即爲j所對應的next值        
            j = next[j];  
        }  
    }  
    if (j == pLen)  
        return i - j;  
    else  
        return -1;  
}

（2）next數組求取
上述（1）中最重要的就是：一旦不匹配，模式串不是向後移動一位，而是根據前面匹配信息移動多位。而這個多位獲得就是根據next數組，下面有next數組的求取方式：
Next數組是根據模式串的前綴後綴獲取的，如下：
①尋找前綴後綴最長公共元素長度
舉個例子，如果給定的模式串爲“abab”，那麼它的各個子串的前綴後綴的公共元素的最大長度如下表格所示：

比如對於字符串aba來說，它有長度爲1的相同前綴後綴a；而對於字符串abab來說，它有長度爲2的相同前綴後綴ab（相同前綴後綴的長度爲k + 1，k + 1 = 2）。

②求next數組
next 數組考慮的是除當前字符外的最長相同前綴後綴，所以通過第①步驟求得各個前綴後綴的公共元素的最大長度後，只要稍作變形即可：將第①步驟中求得的數組整體右移一位，然後第一個元素賦爲-1即可（注意：字符串下標需要從0開始），如下表格所示：

比如對於aba來說，第3個字符a之前的字符串ab中有長度爲0的相同前綴後綴，所以第3個字符a對應的next值爲0；而對於abab來說，第4個字符b之前的字符串aba中有長度爲1的相同前綴後綴a，所以第4個字符b對應的next值爲1（相同前綴後綴的長度爲k，k = 1）。

KMP的next 數組相當於告訴我們：當模式串中的某個字符跟文本串中的某個字符匹配失配時，模式串下一步應該跳到哪個位置（具體：保持測試串的下標i不變，使得匹配串的下標j=next[j]）。

前綴後綴長度求取以及next數組獲取：

如果給定的模式串是：“ABCDABD”，從左至右遍歷整個模式串，其各個子串的前綴後綴分別如下表格所示：

也就是說，原模式串子串對應的各個前綴後綴的公共元素的最大長度表爲：

0 0 0 0 1 2 0；

故對應的next數組爲：-1 0 0 0 0 1 2；

（注意：這裏的字符串下標是從0開始的，若從1開始，next數組所有元素都對應要加1。）

求取next的實現代碼：


string T;  //T爲模式串
		cin>>T;
		int len=T.size();
		queue<int> MaxLen;
		vector<int> next;
		MaxLen.push(0);  //第一個元素都設爲0
		for(int i=1;i<len;i++)
		{
			int k=1,maxLen=0;
			while(k<=i)
			{
				if(T.substr(0,k)==T.substr(i-k+1,k))
				{
					maxLen=k;
				}
				k++;
			}
			MaxLen.push(maxLen);
		}
		cout<<endl;
 
		next.push_back(-1); //第一個元素都設爲-1
		while(MaxLen.size()>1)
		{
			int temp=MaxLen.front();
			next.push_back(temp);
			MaxLen.pop();
			cout<<temp<<' ';
		}

14、TCP超時等待、重傳以及流量控制

答：TCP等待時間需要設定，超過了就認爲丟包，需要重傳；

爲了防止擁塞情況，一般會採用流量控制，其實現手段是用滑動窗口限制客戶端發送分組數量；

15、數據庫引擎

答：數據庫引擎是用於存儲、處理和保護數據的核心服務。利用數據庫引擎可控制訪問權限並快速處理事務，從而滿足企業內大多

數需要處理大量數據的應用程序的要求。

簡言之，數據庫引擎就是一段用於支撐所有數據庫操作的核心程序，就如名稱一樣，是一個車的引擎功能；

常見的數據庫引擎有：

（1）Microsoft JET (Joint Engineering Technologe) 用於Access和VB的內嵌數據庫功能的核心元素；

（2）ODBC（Open DataBase Connectivity，開放數據庫互連）是由Microsoft定義的一種數據庫訪問標準，它提供一種標準的數據

庫訪問方法以訪問不同平臺的數據庫。一個ODBC應用程序既可以訪問在本地PC機上的數據庫，也可以訪問多種異構平臺上的數據

庫，例如SQL Server、Oracle或者DB2；

（3）OLE DB是Microsoft開發的最新數據庫訪問接口，Microsoft將其定義爲ODBC接班人；

（4）MYSQL支持三個引擎：ISAM、MYISAM和HEAP。另外兩種類型INNODB和BERKLEY（BDB）也常常可以使用；

①ISAM執行讀取操作的速度很快，而且不佔用大量的內存和存儲資源。ISAM的兩個主要不足之處在於，它不支持事務處理，也不能夠容錯；

②MyISAM是MySQL的ISAM擴展格式和缺省的數據庫引擎MYISAM。除了提供ISAM裏所沒有的索引和字段管理的大量功能，

MyISAM還使用一種表格鎖定的機制，來優化多個併發的讀寫操作，其代價是你需要經常運行OPTIMIZE TABLE命令，來恢復被更新

機制所浪費的空間；

③HEAP允許只駐留在內存裏的臨時表格。駐留在內存裏讓HEAP要比ISAM和MYISAM都快，但是它所管理的數據是不穩定的，

而且如果在關機之前沒有進行保存，那麼所有的數據都會丟失。

16、數據庫索引

答：定義：數據庫索引是對數據庫表中一列或多列的值進行排序的一種結構，使用索引可快速訪問數據庫表中的特定信息；

舉例：employee 表的人員編號列（id）就是數據庫索引，select * from employee where id=10000即可查找編號10000的人員信息。如果沒有索引，必須遍歷整個表直到id=10000；

數據庫索引作用：

一，大大加快數據的檢索速度，這也是創建索引的最主要的原因；
二，保證數據庫表中每一行數據的唯一性；
三，可以加速表和表之間的連接，特別是在實現數據的參考完整性方面特別有意義；
四，在使用分組和排序子句進行數據檢索時，同樣可以顯著減少查詢中分組和排序的時間；
五，通過使用索引，可以在查詢的過程中，使用優化隱藏器，提高系統的性能。

數據庫索引缺陷：

一，表的增刪改查、創建索引和維護索引要耗費時間；
二，索引需要佔物理空間；

數據庫索引的兩個特徵：索引有兩個特徵，即唯一性索引和複合索引；

①唯一性索引保證在索引列中的全部數據是唯一的，不會包含冗餘數據；

②複合索引就是一個索引創建在兩個列或者多個列上，搜索時需要兩個或者多個索引列作爲一個關鍵值；

數據庫索引好比是一本書前面的目錄，索引分爲聚簇索引和非聚簇索引兩類：

1）聚簇索引是按照數據存放的物理位置爲順序的，其多個連續行的訪問速度更快；

2）非聚簇索引是按照數據存放的邏輯位置爲順序的，其單行訪問速度更快；

局部性原理與磁盤預讀

局部性原理：當一個數據被用到時，其附近的數據也通常會馬上被使用。程序運行期間所需要的數據通常比較集中；

磁盤預讀：正是由於局部性原理以及數據存儲磁盤的讀寫速度慢的原因，每次對數據庫進行讀取都不是按需讀取，而是讀取多

於需求數據區域內的數據到內存，用於後續使用，提高寫讀取數據速度；

注：磁盤預讀一般都是每次讀取邏輯上的一頁，或物理上的一塊，不管實際需求是多少；

數據庫索引的實現通常使用B樹及其變種B+樹，下面進行B-/+Tree結構的數據庫索引的性能分析：

（1）B樹索引結構：

數據庫系統的設計者巧妙利用了磁盤預讀原理，將B樹的一個節點的大小設爲等於一個頁，這樣每個節點只需要一次I/O就可以

完全載入。爲了達到這個目的，在實際實現B-Tree還需要使用如下技巧：

——每次新建節點時，直接申請一個頁的空間，這樣就保證一個節點物理上也存儲在一個頁；

B-Tree中一次檢索最多需要h-1次I/O（磁盤IO不包括根節點，因爲根節點常駐內存），漸進複雜度爲O(h)=O(logdN)。一

般實際應用中，出度d是非常大的數字，通常超過100，因此h非常小（通常不超過3）。

而紅黑樹這種結構，h明顯要深的多。由於邏輯上很近的節點（父子）物理上可能很遠，無法利用局部性，所以紅黑樹的I/O漸進

複雜度也爲O(h)，效率明顯比B-Tree差很多。

所以，B樹結構的數據庫索引，在元素查找上效率很高；

（2）B+樹的索引結構：

B+樹則適當犧牲檢索的時間複雜度（都必須檢索到葉子結點），但改善了節點插入和刪除的時間複雜度（類似用鏈表改善數組的效

果），所以B+樹屬於一種折中選擇。

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