初始size为11，扩容：newsize=oldsize*2+1；
计算index的方法：index=（hash&0x7FFFFFFF）%tab.length;
HashMap:
底层数组+链表实现，可以存储null键和null值，线程不安全
初始size为16，扩容：newsize=oldsize*2,size一定为2的n次幂；
扩容针对整个Map，每次扩容时，原来数组中的元素一次重新计算存放位置，并重新插入。
插入元素后才判断该不该扩容，有可能无效扩容（插入后如果扩容，如果没有再次插入就会产生无效扩容）
当Map中元素总数超过entry数组的75%，触发扩容操作，为了减少链表长度，元素分配更均匀。
计算index方法：index=hash&(tab.length-1)
HashMap的初始值还要考虑加载因子：
哈希冲突：若干key的哈希值按数组大小取模后，如果落在同一个数组下标上，将组成一条Entry链，对key的查找需要遍历Entry链上的每个元素执行equals()比较。
加载因子：为了降低哈希冲突的概率，默认当HashMap中的键值对达到数组大小的75%时即会产生扩容。因此，如果预估容量是100，即需要设定100/75%=134d的数组大小。
HashMap和Hashtable都是用hash算法来决定其元素的存储，因此HashMap和Hashtable的hash表包含如下属性：
除此之外，hash表里还有一个“负载极限”，“负载极限”是一个0～1的数值，“负载极限”决定了hash表的最大填满程度。当hash表中的负载因子达到指定的“负载极限”时，hash表会自动成倍地增加容量（桶的数量），并将原有的对象重新分配，放入新的桶内，这称为rehashing。
HashMap和Hashtable的构造器允许指定一个负载极限，HashMap和Hashtable默认的“负载极限”为0.75，这表明当该hash表的3/4已经被填满时，hash表会发生rehashing。
程序猿可以根据实际情况来调整“负载极限”值。
ConcurrentHashMap
Hashtable和HashMap都实现了Map接口，但是Hashtable的实现是基于Dictionary抽象类的。Java5提供了ConcurrentHashMap，它是HashTable的替代，比HashTable的扩展性更好。
HashMap基于哈希思想，实现对数据的读写。当我们将键值对传递给put()方法时，它调用键对象的hashCode()方法来计算hashcode，然后找到bucket位置来存储值对象。当获取对象时，通过键对象的equals()方法找到正确的键值对，然后返回值对象。HashMap使用链表来解决碰撞问题，当发生碰撞时，对象将会储存在链表的下一个节点中。HashMap在每个链表节点中储存键值对对象。当两个不同的键对象的hashcode相同时，它们会储存在同一个bucket位置的链表中，可通过键对象的equals()方法来找到键值对。如果链表大小超过阈值（TREEIFY_THRESHOLD,8），链表就会被改造为树形结构。
在HashMap中，null可以作为键，这样的键只有一个，但可以有一个或多个键所对应的值为null。当get()方法返回null值时，即可以表示HashMap中没有该key，也可以表示该key所对应的value为null。因此，在HashMap中不能由get()方法来判断HashMap中是否存在某个key，应该用containsKey()方法来判断。而在Hashtable中，无论是key还是value都不能为null。
Hashtable是线程安全的，它的方法是同步的，可以直接用在多线程环境中。而HashMap则不是线程安全的，在多线程环境中，需要手动实现同步机制。
Hashtable与HashMap另一个区别是HashMap的迭代器（Iterator）是fail-fast迭代器，而Hashtable的enumerator迭代器不是fail-fast的。所以当有其它线程改变了HashMap的结构（增加或者移除元素），将会抛出ConcurrentModificationException，但迭代器本身的remove()方法移除元素则不会抛出ConcurrentModificationException异常。但这并不是一个一定发生的行为，要看JVM。
先看一下简单的类图：
从类图中可以看出来在存储结构中ConcurrentHashMap比HashMap多出了一个类Segment，而Segment是一个可重入锁。
ConcurrentHashMap是使用了锁分段技术来保证线程安全的。
锁分段技术：首先将数据分成一段一段的存储，然后给每一段数据配一把锁，当一个线程占用锁访问其中一个段数据的时候，其他段的数据也能被其他线程访问。
ConcurrentHashMap提供了与Hashtable和SynchronizedMap不同的锁机制。Hashtable中采用的锁机制是一次锁住整个hash表，从而在同一时刻只能由一个线程对其进行操作；而ConcurrentHashMap中则是一次锁住一个桶。
ConcurrentHashMap默认将hash表分为16个桶，诸如get、put、remove等常用操作只锁住当前需要用到的桶。这样，原来只能一个线程进入，现在却能同时有16个写线程执行，并发性能的提升是显而易见的。
继承：继承是从已有类得到继承信息创建新类的过程。提供继承信息的类被称为父类（超类、基类）；得到继承信息的类被称为子类（派生类）。继承让变化中的软件系统有了一定的延续性，同时继承也是封装程序中可变因素的重要手段。
封装：通常认为封装是把数据和操作数据的方法绑定起来，对数据的访问只能通过已定义的接口。面向对象的本质就是将现实世界描绘成一系列完全自治、封闭的对象。我们再类中编写的方法就是对实现细节的一种封装。可以说，封装就是隐藏一切可以隐藏的东西，只向外界提供最简单的编程接口。
多态性：多态性是指允许不同子类型的对象对同一消息做出不同的响应。简单的说就是用同样的对象引用调用同样的方法但是做了不同的事情。多态性分为编译时的多态性和运行时的多态性。如果将对象的方法视为对象向外界提供的服务，那么运行时的多态性可以解释为：当A系统访问B系统提供的服务时，B系统有多种提供服务的方式，但一切对A系统来说都是透明的。方法重载实现的是编译时的多态性（也称为前绑定），而方法重写实现的是运行时的多态性（也称为后绑定）。运行时的多态是面向对象最精髓的东西，要实现多态需要两件事情：方法重写（子类继承父类并重写父类中已有的或抽象的方法）；对象造型（用父类型引用子类型对象，这样同样的引用调用同样的方法就会根据子类对象的不同而表现出不同的行为）。
Java泛型（generics）是JDK5中引入的一个新特性,泛型提供了编译时类型安全检测机制，该机制允许程序员在编译时检测到非法的类型。
泛型的本质是参数化类型，也就是说所操作的数据类型被指定为一个参数。
假定我们有这样一个需求：写一个排序方法，能够对整型数组、字符串数组甚至其他任何类型的数组进行排序，该如何实现？
答案是可以使用Java泛型。
使用Java泛型的概念，我们可以写一个泛型方法来对一个对象数组排序。然后，调用该泛型方法来对整型数组、浮点数数组、字符串数组等进行排序。
泛型方法
你可以写一个泛型方法，该方法在调用时可以接收不同类型的参数。根据传递给泛型方法的参数类型，编译器适当地处理每一个方法调用。
下面是定义泛型方法的规则：
这三个类之间的区别主要是在两个方面，即运行速度和线程安全这两方面。
String最慢的原因：
String为字符串常量，而StringBuilder和StringBuffer均为字符串变量，即String对象一旦创建之后该对象是不可更改的，但后两者的对象是变量，是可以更改的。以下面一段代码为例：
1Stringstr="abc";2System.out.println(str);3str=str+"de";4System.out.println(str);如果运行这段代码会发现先输出“abc”，然后又输出“abcde”，好像是str这个对象被更改了，其实，这只是一种假象罢了，JVM对于这几行代码是这样处理的，首先创建一个String对象str，并把“abc”赋值给str，然后在第三行中，其实JVM又创建了一个新的对象也名为str，然后再把原来的str的值和“de”加起来再赋值给新的str，而原来的str就会被JVM的垃圾回收机制（GC）给回收掉了，所以，str实际上并没有被更改，也就是前面说的String对象一旦创建之后就不可更改了。所以，Java中对String对象进行的操作实际上是一个不断创建新的对象并且将旧的对象回收的一个过程，所以执行速度很慢。
而StringBuilder和StringBuffer的对象是变量，对变量进行操作就是直接对该对象进行更改，而不进行创建和回收的操作，所以速度要比String快很多。
另外，有时候我们会这样对字符串进行赋值
1Stringstr="abc"+"de";2StringBuilderstringBuilder=newStringBuilder().append("abc").append("de");3System.out.println(str);4System.out.println(stringBuilder.toString());这样输出结果也是“abcde”和“abcde”，但是String的速度却比StringBuilder的反应速度要快很多，这是因为第1行中的操作和
Stringstr="abcde";
是完全一样的，所以会很快，而如果写成下面这种形式
1Stringstr1="abc";2Stringstr2="de";3Stringstr=str1+str2;那么JVM就会像上面说的那样，不断的创建、回收对象来进行这个操作了。速度就会很慢。
2.再来说线程安全
在线程安全上，StringBuilder是线程不安全的，而StringBuffer是线程安全的
如果一个StringBuffer对象在字符串缓冲区被多个线程使用时，StringBuffer中很多方法可以带有synchronized关键字，所以可以保证线程是安全的，但StringBuilder的方法则没有该关键字，所以不能保证线程安全，有可能会出现一些错误的操作。所以如果要进行的操作是多线程的，那么就要使用StringBuffer，但是在单线程的情况下，还是建议使用速度比较快的StringBuilder。
3.总结一下String：适用于少量的字符串操作的情况
StringBuilder：适用于单线程下在字符缓冲区进行大量操作的情况
StringBuffer：适用多线程下在字符缓冲区进行大量操作的情况
Overload是重载的意思，Override是覆盖的意思，也就是重写。
重载Overload：在同一个类中，允许存在一个以上的同名函数，只要他们的参数个数或者参数类型不同即可。
重载的特点：与返回值类型无关，只看参数列表。
重写Override表示子类中的方法可以与父类中的某个方法的名称和参数完全相同，通过子类创建的实例对象调用这个方法时，将调用子类中定义的方法，这相当于把父类中定义的那个完全相同的方法给覆盖掉了，这也是面向对象编程的多态的一种表现。子类覆盖父类方法时只能抛出父类的异常或者异常的子类或者父类异常的子集，因为子类可以解决父类的一些问题，但不能比父类有更多的问题。还有，子类方法的访问权限只能比父类的更大，不能更小。如果父类的方法是private类型，则子类中根本不存在覆盖，即子类中和父类的private的同名的方法没有覆盖的关系，因为private的访问权限只限于同一类中，而子类就不会访问到private的方法，所以是子类中增加的一个全新的方法。
重载overload的特点就是与返回值无关，只看参数列表，所以重载的方法是可以改变返回值类型的。所以，如果两个方法的参数列表完全一样，是不能通过让他们的返回值类型不同来实现重载的。我们可以用反证法来说明这个问题，因为我们有时候调用一个方法时也可以不定义返回结果变量，即不要关心其返回结果，例如，我们调用map.remove(key)方法时，虽然remove方法有返回值，但是我们通常都不会定义接收返回结果的变量，这时候假设该类中有两个名称和参数列表完全相同的方法，仅仅是返回类型不同，java就无法确定编程者倒底是想调用哪个方法了，因为它无法通过返回结果类型来判断。
shorts1=1;s1=s1+1;有什么错？
shorts1=1;s1+=1;有什么错？
对于前者，由于s1+1运算时会自动提升表达式的类型，所以结果是int类型，再赋值给short类型s1时，编译器会将报告需要强制转换类型的错误。
对于后者，由于+=是java语言规定的运算符，java编译器会对它进行特殊处理，因此可以正常编译。
补充：当一个java算数表达式中包含多个基本类型的数据时，整个算数表达式的类型将发生自动类型提升。java定义的如下自动提升规则：
1.所有的byte型、short型和char型将被提升为int型。
2.整个算数表达式的数据类型自动提升到与表达式中最高等级操作数同样的类型。操作数的等级排列如下图所示，位于箭头右边类型的等级高于位于箭头左边类型的等级。
注：如果想把结果赋值给较小的类型，就必须使用类型转换（既然把结果赋给了较小的类型，就可能出现信息丢失）。
构造器Construct是否可被Override？
构造器不能被继承，因此不能被重写Override，但可以被重载Override。
补充：继承——子父类中的构造函数的特点：
在子类构造对象时发现，访问子类构造函数时，父类也运行了。为什么呢？
原因是：在子类的构造函数第一行有一个默认的隐式语句：super();
super();//调用的是父类中的空参数的构造函数。
子类实例化过程：子类中所有的构造函数默认都会访问父类中的空参数的构造函数。
为什么子类实例化的时候要访问父类中的构造函数呢？
因为子类继承父类，获取了父类中的内容（属性），所以在使用父类内容之前，要先看父类是如何对自己的内容进行初始化的。所以子类在构造对象时，必须访问父类中的构造函数。为了完成这个必须的动作，就在子类的构造函数中加入了super()。
如果父类中没有定义空参数构造函数，那么子类的构造函数必须用super明确要调用父类中的哪个构造函数。
注意：super语句必须要定义在子类构造函数的第一行。因为父类的初始化动作要先完成。
通过super()初始化父类内容时，子类的成员变量并未显示初始化，等super()父类初始化完毕后，才进行子类成员的显示初始化。
接口是否可继承接口？抽象类是否可实现(implements)接口？抽象类是否可以继承具体类？抽象类中是否可有静态的main方法？
接口可以继承接口
抽象类可以实现接口
抽象类可以继承实体类，但和实体类的继承一样，也要求父类可继承，并且拥有子类可以访问到的构造器。
抽象类中可以有静态的main方法。
其实，抽象类和普通类的唯一区别就是不能创建实例对象和允许有abstract方法。
含有abstract修饰符的class即为抽象类，abstract类不能创建的实例对象。含有abstract方法的类必须定义为abstractclass，abstractclass类中的方法不必是抽象的。abstractclass类中定义抽象方法必须在具体(Concrete)子类中实现，所以，不能有抽象构造方法或抽象静态方法。如果子类没有实现抽象父类中的所有抽象方法，那么子类也必须定义为abstract类型。
接口（interface）可以说成是抽象类的一种特例，接口中的所有方法都必须是抽象的。接口中的方法定义默认为publicabstract类型，接口中的成员变量类型默认为publicstaticfinal。
下面比较一下两者的语法区别：
1.抽象类可以有构造方法，接口中不能有构造方法。
2.抽象类中可以有普通成员变量，接口中没有普通成员变量
3.抽象类中可以包含非抽象的普通方法，接口中的所有方法必须都是抽象的，不能有非抽象的普通方法。
4.抽象类中的抽象方法的访问类型可以是public，protected和（默认类型,虽然eclipse下不报错，但应该也不行），但接口中的抽象方法只能是public类型的，并且默认即为publicabstract类型。
5.抽象类中可以包含静态方法，接口中不能包含静态方法
6.抽象类和接口中都可以包含静态成员变量，抽象类中的静态成员变量的访问类型可以任意，但接口中定义的变量只能是publicstaticfinal类型，并且默认即为publicstaticfinal类型。
7.一个类可以实现多个接口，但只能继承一个抽象类。
下面接着再说说两者在应用上的区别：
接口更多的是在系统架构设计方法发挥作用，主要用于定义模块之间的通信契约。而抽象类在代码实现方面发挥作用，可以实现代码的重用，例如，模板方法设计模式是抽象类的一个典型应用，假设某个项目的所有Servlet类都要用相同的方式进行权限判断、记录访问日志和处理异常，那么就可以定义一个抽象的基类，让所有的Servlet都继承这个抽象基类，在抽象基类的service方法中完成权限判断、记录访问日志和处理异常的代码，在各个子类中只是完成各自的业务逻辑代码。
3、finalize是方法名。java技术允许使用finalize（）方法在垃圾收集器将对象从内存中清除出去之前做必要的清理工作。这个方法是由垃圾收集器在确定这个对象没有被引用时对这个对象调用的。它是在object类中定义的，因此所有的类都继承了它。子类覆盖finalize（）方法以整理系统资源或者被执行其他清理工作。finalize（）方法是在垃圾收集器删除对象之前对这个对象调用的。
JVM类加载机制分为五个部分：加载、验证、准备、解析、初始化。
加载是类加载的一个阶段，这个阶段会在内存中生成一个代表这个类的java.lang.Class对象，作为方法区这个类的各种数据的入口。注意这里不一定非要从一个Class文件获取，这里既可以从ZIP包中读取（比如从jar包和war包中读取），也可以在运行时计算生成（动态代理），也可以由其他文件生成（比如将JSP文件转换成对应的Class类）。
验证阶段的主要目的是为了确保Class文件的字节流中包含的信息是否符合当前虚拟机的要求，并且不会危害虚拟机自身的安全。
准备阶段是正式为类变量分配内存并设置类变量的初始值阶段，即在方法区中分配这些变量所使用的内存空间。注意这里所说的初始值概念，比如一个类变量定义为：
publicstaticintv=8080;
publicstaticfinalintv=8080;
在编译阶段会为v生成ConstantValue属性，在准备阶段虚拟机会根据ConstantValue属性将v赋值为8080.
解析阶段是指虚拟机将常量池中的符号引用替换为直接引用的过程。符号引用就是class文件中的：
等类型的常量。
下面我们解释一下符号引用和直接引用的概念：
初始化阶段是类加载最后一个阶段，前面的类加载阶段之后，除了在加载阶段可以自定义类加载器以外，其它操作都由JVM主导。到了初始阶段，才开始真正执行类中定义的Java程序代码。
初始化阶段是执行类构造器
注意以下几种情况不会执行类初始化：
虚拟机设计团队把加载动作放到JVM外部实现，以便让应用程序决定如何获取所需的类，JVM提供了3种类加载器：
JVM通过双亲委派模型进行类的加载，当然我们也可以通过继承java.lang.ClassLoader实现自定义的类加载器。
当一个类加载器收到类加载任务，会先交给其父类加载器去完成，因此最终加载任务都会传递到顶层的启动类加载器，只有当父类加载器无法完成加载任务时，才会尝试执行加载任务。
采用双亲委派的一个好处是比如加载位于rt.jar包中的类java.lang.Object，不管是哪个加载器加载这个类，最终都是委托给顶层的启动类加载器进行加载，这样就保证了使用不同的类加载器最终得到的都是同样一个Object对象。
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protectedsynchronizedClass<>loadClass(Stringname,booleanresolve)
throwsClassNotFoundException{
//First,checkiftheclasshasalreadybeenloaded
Classc=findLoadedClass(name);
if(c==null){
try{
if(parent!=null){
c=parent.loadClass(name,false);
}else{
c=findBootstrapClass0(name);
}
}catch(ClassNotFoundExceptione){
//Ifstillnotfound,theninvokefindClassinorder
//tofindtheclass.
c=findClass(name);
if(resolve){
resolveClass(c);
returnc;
protectedClass<>findClass(Stringname)throwsClassNotFoundException{
thrownewClassNotFoundException(name);
Java有四种类型的垃圾回收器：
每种类型都有自己的优势与劣势。重要的是，我们编程的时候可以通过JVM选择垃圾回收器类型。我们通过向JVM传递参数进行选择。每种类型在很大程度上有所不同并且可以为我们提供完全不同的应用程序性能。理解每种类型的垃圾回收器并且根据应用程序选择进行正确的选择是非常重要的。
1、串行垃圾回收器
串行垃圾回收器通过持有应用程序所有的线程进行工作。它为单线程环境设计，只使用一个单独的线程进行垃圾回收，通过冻结所有应用程序线程进行工作，所以可能不适合服务器环境。它最适合的是简单的命令行程序。
通过JVM参数-XX:+UseSerialGC可以使用串行垃圾回收器。
2、并行垃圾回收器
并行垃圾回收器也叫做throughputcollector。它是JVM的默认垃圾回收器。与串行垃圾回收器不同，它使用多线程进行垃圾回收。相似的是，它也会冻结所有的应用程序线程当执行垃圾回收的时候
3、并发标记扫描垃圾回收器
并发标记垃圾回收使用多线程扫描堆内存，标记需要清理的实例并且清理被标记过的实例。并发标记垃圾回收器只会在下面两种情况持有应用程序所有线程。
相比并行垃圾回收器，并发标记扫描垃圾回收器使用更多的CPU来确保程序的吞吐量。如果我们可以为了更好的程序性能分配更多的CPU，那么并发标记上扫描垃圾回收器是更好的选择相比并发垃圾回收器。
通过JVM参数XX:+USeParNewGC打开并发标记扫描垃圾回收器。
4、G1垃圾回收器
G1垃圾回收器适用于堆内存很大的情况，他将堆内存分割成不同的区域，并且并发的对其进行垃圾回收。G1也可以在回收内存之后对剩余的堆内存空间进行压缩。并发扫描标记垃圾回收器在STW情况下压缩内存。G1垃圾回收会优先选择第一块垃圾最多的区域
通过JVM参数–XX:+UseG1GC使用G1垃圾回收器
在使用G1垃圾回收器的时候，通过JVM参数-XX:+UseStringDeduplication。我们可以通过删除重复的字符串，只保留一个char[]来优化堆内存。这个选择在Java8u20被引入。
我们给出了全部的四种Java垃圾回收器，需要根据应用场景，硬件性能和吞吐量需求来决定使用哪一种。
常用的垃圾回收算法有：
(1).引用计数算法：
给对象中添加一个引用计数器，每当有一个地方引用它时，计数器值就加1；当引用失效时，计数器值就减1；任何时刻计数器都为0的对象就是不再被使用的，垃圾收集器将回收该对象使用的内存。
引用计数算法实现简单，效率很高，微软的COM技术、ActionScript、Python等都使用了引用计数算法进行内存管理，但是引用计数算法对于对象之间相互循环引用问题难以解决，因此java并没有使用引用计数算法。
(2).根搜索算法：
通过一系列的名为“GCRoot”的对象作为起点，从这些节点向下搜索，搜索所走过的路径称为引用链(ReferenceChain)，当一个对象到GCRoot没有任何引用链相连时，则该对象不可达，该对象是不可使用的，垃圾收集器将回收其所占的内存。
主流的商用程序语言C#、java和Lisp都使用根搜素算法进行内存管理。
在java语言中，可作为GCRoot的对象包括以下几种对象：
a.java虚拟机栈(栈帧中的本地变量表)中的引用的对象。
b.方法区中的类静态属性引用的对象。
c.方法区中的常量引用的对象。
d.本地方法栈中JNI本地方法的引用对象。
java方法区在SunHotSpot虚拟机中被称为永久代，很多人认为该部分的内存是不用回收的，java虚拟机规范也没有对该部分内存的垃圾收集做规定，但是方法区中的废弃常量和无用的类还是需要回收以保证永久代不会发生内存溢出。
判断废弃常量的方法：如果常量池中的某个常量没有被任何引用所引用，则该常量是废弃常量。
判断无用的类：
(1).该类的所有实例都已经被回收，即java堆中不存在该类的实例对象。
(2).加载该类的类加载器已经被回收。
(3).该类所对应的java.lang.Class对象没有任何地方被引用，无法在任何地方通过反射机制访问该类的方法。
(1).标记-清除算法：
最基础的垃圾收集算法，算法分为“标记”和“清除”两个阶段：首先标记出所有需要回收的对象，在标记完成之后统一回收掉所有被标记的对象。
标记-清除算法的缺点有两个：首先，效率问题，标记和清除效率都不高。其次，标记清除之后会产生大量的不连续的内存碎片，空间碎片太多会导致当程序需要为较大对象分配内存时无法找到足够的连续内存而不得不提前触发另一次垃圾收集动作。
(2).复制算法：
将可用内存按容量分成大小相等的两块，每次只使用其中一块，当这块内存使用完了，就将还存活的对象复制到另一块内存上去，然后把使用过的内存空间一次清理掉。这样使得每次都是对其中一块内存进行回收，内存分配时不用考虑内存碎片等复杂情况，只需要移动堆顶指针，按顺序分配内存即可，实现简单，运行高效。
复制算法的缺点显而易见，可使用的内存降为原来一半。
(3).标记-整理算法：
标记-整理算法在标记-清除算法基础上做了改进，标记阶段是相同的标记出所有需要回收的对象，在标记完成之后不是直接对可回收对象进行清理，而是让所有存活的对象都向一端移动，在移动过程中清理掉可回收的对象，这个过程叫做整理。
标记-整理算法相比标记-清除算法的优点是内存被整理以后不会产生大量不连续内存碎片问题。
复制算法在对象存活率高的情况下就要执行较多的复制操作，效率将会变低，而在对象存活率高的情况下使用标记-整理算法效率会大大提高。
(4).分代收集算法：
根据内存中对象的存活周期不同，将内存划分为几块，java的虚拟机中一般把内存划分为新生代和年老代，当新创建对象时一般在新生代中分配内存空间，当新生代垃圾收集器回收几次之后仍然存活的对象会被移动到年老代内存中，当大对象在新生代中无法找到足够的连续内存时也直接在年老代中创建。
堆内存被分成新生代和年老代两个部分，整个堆内存使用分代复制垃圾收集算法。
(1).新生代：
新生代使用复制和标记-清除垃圾收集算法，研究表明，新生代中98%的对象是朝生夕死的短生命周期对象，所以不需要将新生代划分为容量大小相等的两部分内存，而是将新生代分为Eden区，Survivorfrom和Survivorto三部分，其占新生代内存容量默认比例分别为8：1：1，其中Survivorfrom和Survivorto总有一个区域是空白，只有Eden和其中一个Survivor总共90%的新生代容量用于为新创建的对象分配内存，只有10%的Survivor内存浪费，当新生代内存空间不足需要进行垃圾回收时，仍然存活的对象被复制到空白的Survivor内存区域中，Eden和非空白的Survivor进行标记-清理回收，两个Survivor区域是轮换的。
新生代中98%情况下空白Survivor都可以存放垃圾回收时仍然存活的对象，2%的极端情况下，如果空白Survivor空间无法存放下仍然存活的对象时，使用内存分配担保机制，直接将新生代依然存活的对象复制到年老代内存中，同时对于创建大对象时，如果新生代中无足够的连续内存时，也直接在年老代中分配内存空间。
使用java虚拟机-Xmn参数可以指定新生代内存大小。
(2).年老代：
年老代中的对象一般都是长生命周期对象，对象的存活率比较高，因此在年老代中使用标记-整理垃圾回收算法。
当新生代中无足够空间为对象创建分配内存，年老代中内存回收也无法回收到足够的内存空间，并且新生代和年老代空间无法在扩展时，堆就会产生OutOfMemoryError异常。
java虚拟机-Xms参数可以指定最小内存大小，-Xmx参数可以指定最大内存大小，这两个参数分别减去Xmn参数指定的新生代内存大小，可以计算出年老代最小和最大内存容量。
(3).永久代：
java虚拟机内存中的方法区在SunHotSpot虚拟机中被称为永久代，是被各个线程共享的内存区域，它用于存储已被虚拟机加载的类信息、常量、静态变量、即时编译后的代码等数据。永久代垃圾回收比较少，效率也比较低，但是也必须进行垃圾回收，否则会永久代内存不够用时仍然会抛出OutOfMemoryError异常。
永久代也使用标记-整理算法进行垃圾回收，java虚拟机参数-XX:PermSize和-XX:MaxPermSize可以设置永久代的初始大小和最大容量。
JVM在加载类时默认采用的是双亲委派模型。当某个特定的类加载器在接到加载类的请求时，首先将加载任务委托给父类加载器，直至启动类加载器。如果父类加载器可以完成类加载任务，就成功返回；只有父类加载器无法完成此加载任务时，自己才尝试去加载。
这种层次关系称为类加载器的双亲委派模型。我们把每一层上面的类加载器叫做当前层类加载器的父加载器，它们之间的父子关系不是通过继承关系实现，而是使用组合关系复用父加载器中的代码。
双亲委派模型并不是一个强制性的约束模型，而是Java设计者们推荐给开发者的一种类的加载器实现方式。
使用双亲委派模型来组织类加载器之间的关系，很明显的好处就是Java类随着它的类加载器一起具备了一种带有优先级的层次关系，这对于保证Java程序的稳定运作很重要。
例如，类java.lang.Object类存放在\jre\lib下的rt.jar之中，无论哪个类加载器加载此类，最终都会委派给启动类加载器进行加载，保证了Object类在程序中的各种类加载器中都是同一个类。因此，如果开发者尝试编写一个与rt.jar类库中重名的Java类，可以正常编译，但是永远无法被加载运行。
双亲委派模型的系统实现除了启动类加载器，其它加载器都继承了ClassLoader抽象类，其中有一个loadClass()方法。
该方法会先检测该类有没有被加载过，没有则调用父类加载器进行加载；如果没有父类加载器，调用启动类加载器进行加载。如果都没有加载成功，调用自己的findClass()方法进行加载。
如下所示：
protectedClass<>loadClass(Stringname,booleanresolve)throwsClassNotFoundException{synchronized(getClassLoadingLock(name)){//First,checkiftheclasshasalreadybeenloadedClass<>c=findLoadedClass(name);if(c==null){longt0=System.nanoTime();try{if(parent!=null){c=parent.loadClass(name,false);}else{c=findBootstrapClassOrNull(name);}}catch(ClassNotFoundExceptione){//ClassNotFoundExceptionthrownifclassnotfound//fromthenon-nullparentclassloader}if(c==null){//Ifstillnotfound,theninvokefindClassinorder//tofindtheclass.longt1=System.nanoTime();c=findClass(name);//thisisthedefiningclassloader;recordthestatssun.misc.PerfCounter.getParentDelegationTime().addTime(t1-t0);sun.misc.PerfCounter.getFindClassTime().addElapsedTimeFrom(t1);sun.misc.PerfCounter.getFindClasses().increment();}}if(resolve){resolveClass(c);}returnc;}}Java内存模型在并发编程中，多个线程之间采取什么机制进行通信（信息交换），什么机制进行数据的同步？
在Java语言中，采用的是共享内存模型来实现多线程之间的信息交换和数据同步的。
线程之间通过共享程序公共的状态，通过读-写内存中公共状态的方式来进行隐式的通信。同步指的是程序在控制多个线程之间执行程序的相对顺序的机制，在共享内存模型中，同步是显式的，程序员必须显式指定某个方法/代码块需要在多线程之间互斥执行。
在说Java内存模型之前，我们先说一下Java的内存结构，也就是运行时的数据区域：
1.PC寄存器/程序计数器：
严格来说是一个数据结构，用于保存当前正在执行的程序的内存地址，由于Java是支持多线程执行的，所以程序执行的轨迹不可能一直都是线性执行。当有多个线程交叉执行时，被中断的线程的程序当前执行到哪条内存地址必然要保存下来，以便用于被中断的线程恢复执行时再按照被中断时的指令地址继续执行下去。为了线程切换后能恢复到正确的执行位置，每个线程都需要有一个独立的程序计数器，各个线程之间计数器互不影响，独立存储，我们称这类内存区域为“线程私有”的内存,这在某种程度上有点类似于“ThreadLocal”，是线程安全的。
2.Java栈JavaStack：
Java栈总是与线程关联在一起的，每当创建一个线程，JVM就会为该线程创建对应的Java栈，在这个Java栈中又会包含多个栈帧(StackFrame)，这些栈帧是与每个方法关联起来的，每运行一个方法就创建一个栈帧，每个栈帧会含有一些局部变量、操作栈和方法返回值等信息。每当一个方法执行完成时，该栈帧就会弹出栈帧的元素作为这个方法的返回值，并且清除这个栈帧，Java栈的栈顶的栈帧就是当前正在执行的活动栈，也就是当前正在执行的方法，PC寄存器也会指向该地址。只有这个活动的栈帧的本地变量可以被操作栈使用，当在这个栈帧中调用另外一个方法时，与之对应的一个新的栈帧被创建，这个新创建的栈帧被放到Java栈的栈顶，变为当前的活动栈。同样现在只有这个栈的本地变量才能被使用，当这个栈帧中所有指令都完成时，这个栈帧被移除Java栈，刚才的那个栈帧变为活动栈帧，前面栈帧的返回值变为这个栈帧的操作栈的一个操作数。
由于Java栈是与线程对应起来的，Java栈数据不是线程共有的，所以不需要关心其数据一致性，也不会存在同步锁的问题。
在Java虚拟机规范中，对这个区域规定了两种异常状况：如果线程请求的栈深度大于虚拟机所允许的深度，将抛出StackOverflowError异常；如果虚拟机可以动态扩展，如果扩展时无法申请到足够的内存，就会抛出OutOfMemoryError异常。在HotSpot虚拟机中，可以使用-Xss参数来设置栈的大小。栈的大小直接决定了函数调用的可达深度。
3.堆Heap:
堆是JVM所管理的内存中最大的一块，是被所有Java线程锁共享的，不是线程安全的，在JVM启动时创建。堆是存储Java对象的地方，这一点Java虚拟机规范中描述是：所有的对象实例以及数组都要在堆上分配。Java堆是GC管理的主要区域，从内存回收的角度来看，由于现在GC基本都采用分代收集算法，所以Java堆还可以细分为：新生代和老年代；新生代再细致一点有Eden空间、FromSurvivor空间、ToSurvivor空间等。
4.方法区MethodArea:
5.常量池ConstantPool:
常量池本身是方法区中的一个数据结构。常量池中存储了如字符串、final变量值、类名和方法名常量。常量池在编译期间就被确定，并保存在已编译的.class文件中。一般分为两类：字面量和引用量。字面量就是字符串、final变量等。类名和方法名属于引用量。引用量最常见的是在调用方法的时候，根据方法名找到方法的引用，并以此定为到函数体进行函数代码的执行。引用量包含：类和接口的权限定名、字段的名称和描述符，方法的名称和描述符。
6.本地方法栈NativeMethodStack:
本地方法栈和Java栈所发挥的作用非常相似，区别不过是Java栈为JVM执行Java方法服务，而本地方法栈为JVM执行Native方法服务。本地方法栈也会抛出StackOverflowError和OutOfMemoryError异常。
主内存和工作内存：
Java内存模型的主要目标是定义程序中各个变量的访问规则，即在JVM中将变量存储到内存和从内存中取出变量这样的底层细节。此处的变量与Java编程里面的变量有所不同步，它包含了实例字段、静态字段和构成数组对象的元素，但不包含局部变量和方法参数，因为后者是线程私有的，不会共享，当然不存在数据竞争问题（如果局部变量是一个reference引用类型，它引用的对象在Java堆中可被各个线程共享，但是reference引用本身在Java栈的局部变量表中，是线程私有的）。为了获得较高的执行效能，Java内存模型并没有限制执行引起使用处理器的特定寄存器或者缓存来和主内存进行交互，也没有限制即时编译器进行调整代码执行顺序这类优化措施。
JMM规定了所有的变量都存储在主内存（MainMemory）中。每个线程还有自己的工作内存（WorkingMemory）,线程的工作内存中保存了该线程使用到的变量的主内存的副本拷贝，线程对变量的所有操作（读取、赋值等）都必须在工作内存中进行，而不能直接读写主内存中的变量（volatile变量仍然有工作内存的拷贝，但是由于它特殊的操作顺序性规定，所以看起来如同直接在主内存中读写访问一般）。不同的线程之间也无法直接访问对方工作内存中的变量，线程之间值的传递都需要通过主内存来完成。
线程1和线程2要想进行数据的交换一般要经历下面的步骤：
1.线程1把工作内存1中的更新过的共享变量刷新到主内存中去。
2.线程2到主内存中去读取线程1刷新过的共享变量，然后copy一份到工作内存2中去。
Java内存模型是围绕着并发编程中原子性、可见性、有序性这三个特征来建立的，那我们依次看一下这三个特征：
原子性（Atomicity）：一个操作不能被打断，要么全部执行完毕，要么不执行。在这点上有点类似于事务操作，要么全部执行成功，要么回退到执行该操作之前的状态。
基本类型数据的访问大都是原子操作，long和double类型的变量是64位，但是在32位JVM中，32位的JVM会将64位数据的读写操作分为2次32位的读写操作来进行，这就导致了long、double类型的变量在32位虚拟机中是非原子操作，数据有可能会被破坏，也就意味着多个线程在并发访问的时候是线程非安全的。
OSI参考模型，即开放式系统互联，一般叫OSI参考模型。OSI定义了网络互联的七层框架（物理层、数据链路层、网络层、传输层、会话层、表示层、应用层）。
各层功能定义
这里我们只对OSI各层进行功能上的大概阐述，不详细深究，因为每一层实际都是一个复杂的层。后面我也会根据个人方向展开部分层的深入学习。这里我们就大概了解一下。我们从最顶层——应用层开始介绍。整个过程以公司A和公司B的一次商业报价单发送为例子进行讲解。
<1>应用层
OSI参考模型中最靠近用户的一层，是为计算机用户提供应用接口，也为用户直接提供各种网络服务。我们常见应用层的网络服务协议有：HTTP，HTTPS，FTP，POP3、SMTP等。
实际公司A的老板就是我们所述的用户，而他要发送的商业报价单，就是应用层提供的一种网络服务，当然，老板也可以选择其他服务，比如说，发一份商业合同，发一份询价单，等等。
<2>表示层
表示层提供各种用于应用层数据的编码和转换功能,确保一个系统的应用层发送的数据能被另一个系统的应用层识别。如果必要，该层可提供一种标准表示形式，用于将计算机内部的多种数据格式转换成通信中采用的标准表示形式。数据压缩和加密也是表示层可提供的转换功能之一。
由于公司A和公司B是不同国家的公司，他们之间的商定统一用英语作为交流的语言，所以此时表示层（公司的文秘），就是将应用层的传递信息转翻译成英语。同时为了防止别的公司看到，公司A的人也会对这份报价单做一些加密的处理。这就是表示的作用，将应用层的数据转换翻译等。
<3>会话层
会话层就是负责建立、管理和终止表示层实体之间的通信会话。该层的通信由不同设备中的应用程序之间的服务请求和响应组成。
会话层的同事拿到表示层的同事转换后资料，（会话层的同事类似公司的外联部），会话层的同事那里可能会掌握本公司与其他好多公司的联系方式，这里公司就是实际传递过程中的实体。他们要管理本公司与外界好多公司的联系会话。当接收到表示层的数据后，会话层将会建立并记录本次会话，他首先要找到公司B的地址信息，然后将整份资料放进信封，并写上地址和联系方式。准备将资料寄出。等到确定公司B接收到此份报价单后，此次会话就算结束了，外联部的同事就会终止此次会话。
<4>传输层
传输层建立了主机端到端的链接，传输层的作用是为上层协议提供端到端的可靠和透明的数据传输服务，包括处理差错控制和流量控制等问题。该层向高层屏蔽了下层数据通信的细节，使高层用户看到的只是在两个传输实体间的一条主机到主机的、可由用户控制和设定的、可靠的数据通路。我们通常说的，TCPUDP就是在这一层。端口号既是这里的“端”。
传输层就相当于公司中的负责快递邮件收发的人，公司自己的投递员，他们负责将上一层的要寄出的资料投递到快递公司或邮局。
<5>网络层
本层通过IP寻址来建立两个节点之间的连接，为源端的运输层送来的分组，选择合适的路由和交换节点，正确无误地按照地址传送给目的端的运输层。就是通常说的IP层。这一层就是我们经常说的IP协议层。IP协议是Internet的基础。
网络层就相当于快递公司庞大的快递网络，全国不同的集散中心，比如说，从深圳发往北京的顺丰快递（陆运为例啊，空运好像直接就飞到北京了），首先要到顺丰的深圳集散中心，从深圳集散中心再送到武汉集散中心，从武汉集散中心再寄到北京顺义集散中心。这个每个集散中心，就相当于网络中的一个IP节点。
<6>数据链路层
将比特组合成字节,再将字节组合成帧,使用链路层地址(以太网使用MAC地址)来访问介质,并进行差错检测。
数据链路层又分为2个子层：逻辑链路控制子层（LLC）和媒体访问控制子层（MAC）。
MAC子层处理CSMA/CD算法、数据出错校验、成帧等；LLC子层定义了一些字段使上次协议能共享数据链路层。在实际使用中，LLC子层并非必需的。
这个没找到合适的例子
<7>物理层
实际最终信号的传输是通过物理层实现的。通过物理介质传输比特流。规定了电平、速度和电缆针脚。常用设备有（各种物理设备）集线器、中继器、调制解调器、网线、双绞线、同轴电缆。这些都是物理层的传输介质。
快递寄送过程中的交通工具，就相当于我们的物理层，例如汽车，火车，飞机，船。
TCP/IP五层模型
物理层、数据链路层、网络层、传输层和应用层。
1、三次握手
（1）三次握手的详述
首先Client端发送连接请求报文，Server段接受连接后回复ACK报文，并为这次连接分配资源。Client端接收到ACK报文后也向Server段发生ACK报文，并分配资源，这样TCP连接就建立了。
最初两端的TCP进程都处于CLOSED关闭状态，A主动打开连接，而B被动打开连接。（A、B关闭状态CLOSED——B收听状态LISTEN——A同步已发送状态SYN-SENT——B同步收到状态SYN-RCVD——A、B连接已建立状态ESTABLISHED）
（2）总结三次握手过程：
起初A和B都处于CLOSED状态——B创建TCB，处于LISTEN状态，等待A请求——A创建TCB，发送连接请求（SYN=1，seq=x），进入SYN-SENT状态——B收到连接请求，向A发送确认（SYN=ACK=1，确认号ack=x+1，初始序号seq=y），进入SYN-RCVD状态——A收到B的确认后，给B发出确认（ACK=1，ack=y+1，seq=x+1），A进入ESTABLISHED状态——B收到A的确认后，进入ESTABLISHED状态。
TCB传输控制块TransmissionControlBlock，存储每一个连接中的重要信息，如TCP连接表，到发送和接收缓存的指针，到重传队列的指针，当前的发送和接收序号。
（3）为什么A还要发送一次确认呢？可以二次握手吗？
（4）Server端易受到SYN攻击？
2、四次挥手
（1）四次挥手的详述
假设Client端发起中断连接请求，也就是发送FIN报文。Server端接到FIN报文后，意思是说"我Client端没有数据要发给你了"，但是如果你还有数据没有发送完成，则不必急着关闭Socket，可以继续发送数据。所以你先发送ACK，"告诉Client端，你的请求我收到了，但是我还没准备好，请继续你等我的消息"。这个时候Client端就进入FIN_WAIT状态，继续等待Server端的FIN报文。当Server端确定数据已发送完成，则向Client端发送FIN报文，"告诉Client端，好了，我这边数据发完了，准备好关闭连接了"。Client端收到FIN报文后，"就知道可以关闭连接了，但是他还是不相信网络，怕Server端不知道要关闭，所以发送ACK后进入TIME_WAIT状态，如果Server端没有收到ACK则可以重传。“，Server端收到ACK后，"就知道可以断开连接了"。Client端等待了2MSL后依然没有收到回复，则证明Server端已正常关闭，那好，我Client端也可以关闭连接了。Ok，TCP连接就这样关闭了！
（2）总结四次挥手过程：
MSL最长报文段寿命MaximumSegmentLifetime，MSL=2
答：两个理由：1）保证A发送的最后一个ACK报文段能够到达B。2）防止“已失效的连接请求报文段”出现在本连接中。
（4）为什么连接的时候是三次握手，关闭的时候却是四次握手？
答：因为当Server端收到Client端的SYN连接请求报文后，可以直接发送SYN+ACK报文。其中ACK报文是用来应答的，SYN报文是用来同步的。但是关闭连接时，当Server端收到FIN报文时，很可能并不会立即关闭SOCKET，所以只能先回复一个ACK报文，告诉Client端，"你发的FIN报文我收到了"。只有等到我Server端所有的报文都发送完了，我才能发送FIN报文，因此不能一起发送。故需要四步握手。
答：虽然按道理，四个报文都发送完毕，我们可以直接进入CLOSE状态了，但是我们必须假象网络是不可靠的，有可以最后一个ACK丢失。所以TIME_WAIT状态就是用来重发可能丢失的ACK报文。
分析：
①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；
②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；
③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；
④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；
⑤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；
⑥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；
⑦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；
⑧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。
若从滑动窗口的观点来统一看待1比特滑动窗口、后退n及选择重传三种协议，它们的差别仅在于各自窗口尺寸的大小不同而已。
当发送窗口和接收窗口的大小固定为1时，滑动窗口协议退化为停等协议（stop－and－wait）。该协议规定发送方每发送一帧后就要停下来，等待接收方已正确接收的确认（acknowledgement）返回后才能继续发送下一帧。由于接收方需要判断接收到的帧是新发的帧还是重新发送的帧，因此发送方要为每一个帧加一个序号。由于停等协议规定只有一帧完全发送成功后才能发送新的帧，因而只用一比特来编号就够了。其发送方和接收方运行的流程图如图所示。
从这里不难看出，后退n协议一方面因连续发送数据帧而提高了效率，但另一方面，在重传时又必须把原来已正确传送过的数据帧进行重传（仅因这些数据帧之前有一个数据帧出了错），这种做法又使传送效率降低。由此可见，若传输信道的传输质量很差因而误码率较大时，连续测协议不一定优于停止等待协议。此协议中的发送窗口的大小为k，接收窗口仍是1。
在后退n协议中，接收方若发现错误帧就不再接收后续的帧，即使是正确到达的帧，这显然是一种浪费。另一种效率更高的策略是当接收方发现某帧出错后，其后继续送来的正确的帧虽然不能立即递交给接收方的高层，但接收方仍可收下来，存放在一个缓冲区中，同时要求发送方重新传送出错的那一帧。一旦收到重新传来的帧后，就可以原已存于缓冲区中的其余帧一并按正确的顺序递交高层。这种方法称为选择重发(SELECTICEREPEAT)，其工作过程如图所示。显然，选择重发减少了浪费，但要求接收方有足够大的缓冲区空间。
1.滑动窗口算法
滑动窗口算法工作过程如下。首先，发送方为每1帧赋一个序号（sequencenumber），记作SeqNum。现在，让我们忽略SeqNum是由有限大小的头部字段实现的事实，而假设它能无限增大。发送方维护3个变量：发送窗口大小（sendwindowsize），记作SWS，给出发送方能够发
送但未确认的帧数的上界；LAR表示最近收到的确认帧（lastacknowledgementreceived）的序号；LFS表示最近发送的帧（lastframesent）的序号，发送方还维持如下的不变式：
LAR-LFR≤RWS
当一个确认到达时，发送方向右移动LAR，从而允许发送方发送另一帧。同时，发送方为所发的每个帧设置一个定时器，如果定时器在ACK到达之前超时，则重发此帧。注意：发送方必须存储最多SWS个帧，因为在它们得到确认之前必须准备重发。
接收方维护下面3个变量：接收窗口大小（receivewindowsize），记为RWS，给出接收方所能接收的无序帧数目的上界；LAF表示可接收帧（largestacceptableframe）的序号；LFR表示最近收到的帧（lastframereceived）的序号。接收方也维持如下不变式：
LFS-LAR≤SWS
2.有限顺序号和滑动窗口
3.滑动窗口的实现
其次，滑动窗口算法的状态有如下结构。对于协议发送方，该状态包括如上所述的变量LAR和LFS，以及一个存放已发出但尚未确认的帧的队列（sendQ）。发送方状态还包含一个计数信号量（countingsemaphore），称为sendWindowNotFull。下面我们将会看到如何使用它，但一般来说，信号量是一个支持semWait和semSignal操作的同步原语。每次调用SemSignal，信号量加1，每次调用SemWait，信号量减1。如果信号量减小，导致它的值小于0，那么调用进程阻塞（挂起）。一旦执行了足够的semSignal操作而使信号量的值增大到大于0，在调用semWait的过程中阻塞的进程就允许被恢复。对于协议的接收方，如前所述，该状态包含变量LFR，加上一个存放已收到的错序帧的队列（recvQ）。最后，虽然未显示，发送方和接收方的滑动窗口的大小分别由常量SWS和RWS表示。
SWP的发送方是由sendSWP过程实现的。这个例程很简单。首先，semWait使这个进程在一个信号量上阻塞，直到它可以发另一帧。一旦允许继续，sendSWP设置帧头部中的顺序号，将此帧的拷贝存储在发送队列（sendQ）中，调度一个超时事件以便处理帧未被确认的情况，并将帧发给低层协议。
值得注意的一个细节是刚好在调用msgAddHdr之前调用store_swp_hdr。该例程将存有SWP头部的C语言结构（state->hdr）转化为能够安全放在消息前面的字节串（hbuf）。该例程（未给出）必须将头部中的每一个整数字段转化为网络字节顺序，并且去掉编译程序加入C语言结构中的任意填充。7.1节将详细讨论字节顺序的问题，但现在，假设该例程将多字整数中最高有效位放在最高地址字节就足够了。这个例程的另一个复杂性是使用semWait和sendWindowNotFull信号量。SendWindowNotFull被初始化为发送方滑动窗口的大小SWS（未给出这一初始化）。发送方每传输一帧，semWait操作将这个数减1，如果减小到0，则阻塞发送方进程。每收到一个ACK，在deliverSWP中调用semSignal操作（见下面）将此数加1，从而激活正在等待的发送方进程。
最后，swpInWindow是一个简单的子例程，它检查一个给定的序号是否落在某个最大和最小顺序号之间。
4.帧顺序和流量控制
1、time_wait的作用：
3、大量TIME_WAIT造成的影响：
在高并发短连接的TCP服务器上，当服务器处理完请求后立刻主动正常关闭连接。这个场景下会出现大量socket处于TIME_WAIT状态。如果客户端的并发量持续很高，此时部分客户端就会显示连接不上。我来解释下这个场景。主动正常关闭TCP连接，都会出现TIMEWAIT。
关于time_wait的反思：
（1）首先服务器可以设置SO_REUSEADDR套接字选项来通知内核，如果端口忙，但TCP连接位于TIME_WAIT状态时可以重用端口。在一个非常有用的场景就是，如果你的服务器程序停止后想立即重启，而新的套接字依旧希望使用同一端口，此时SO_REUSEADDR选项就可以避免TIME_WAIT状态。
（2）由于time_wait状态是在主动关闭的一方出现的，所以在设计协议逻辑的时候，尽量由客户端主动关闭，避免服务端出现time_wait
（3）so_linger设置l_onoff为非0，l_linger为0，则套接口关闭时TCP夭折连接，TCP将丢弃保留在套接口发送缓冲区中的任何数据并发送一个RST给对方，而不是通常的四分组终止序列，这避免了TIME_WAIT状态；
注意：time_wait能保障我们服务的健壮性，所以尽量避免使用上叙手段
ping其实属于一个通信协议，是TCP/IP协议的一部分；Ping发送一个ICMP也就是因特网信报控制协议；发消息给目的地并报告是否收到所希望的ICMPecho（ICMP回声应答）。是用来检查网络是否通畅或者网络连接速度的命令；原理如下：利用网络机器IP地址的唯一性，给目标IP地址发送一个数据包，再要求对方返回一个同样大小的数据包来确定两台网络机器是否连接相通，时延是多少。应用格式：pingIP地址；
思路
1、思考ARP到底是干嘛的？为什么要有它？why？
2、掌握ARP的工作原理。
技术人，要掌握一种技术，绝对离不开以上两点基本思路，带着这两个思路去学习新技术，你绝对是不可能学不会的。再笨，你也会学得很深刻的。甚至，你还可以有更多的思路，比如，可不可以没有它？有它？跟没有它的情况又是什么样的？等等。
1、ARP到底是干嘛的？
我们都知道局域网里面通信，都是靠MAC地址来通信的。ARP简单说，就是用来把IP地址转换成MAC地址，就是某个去往目的IP地址翻译成MAC地址。
交换机的工作原理就是基于源MAC地址学习，基于目的MAC地址转发的。大家都知道网络的参考模型，我们在电脑上要发送消息时，电脑内部的处理机制是先从上层开始一层一层往下封装的。如图:
现在，有了这张图，就更容易理解ARP的作用了。
电脑从上层往下封装，到了二层，要封装帧头部时，就需要把目的mac地址封装上，形成完整的二层头部后，就可以发送出去了。
现在的问题就是，电脑如何知道对方的MAC地址？
计算机A要发送消息，给计算机E。他们是第一次通信。
回车，计算机A就先从上层往下封装头部。如IP头部就将
目的IP：1.1.1.2，源IP就是：1.1.1.1等信息进行封装，到了二层，就需要将目的MAC地址，源MAC地址进行封装。计算机A肯定知道自己网卡的mac地址，为1111.1111.1111.1111。但是目的mac地址（计算机E的mac地址）就不知道了，因为他们是第一次通信，哪里知道啊~要是知道，就上天了！
于是，这时候，计算机A就执行ARP程序，发送一个ARP请求报文的广播包：
该数据包的关键字段如下：
二层：
目的MAC地址：ffff.ffff.ffff.ffff
源mac地址：1111.1111.1111.1111
类型：0x0806
arp的关键内容如下：
sourcemac：1111.1111.1111.1111.1111
sourceIP：1.1.1.1
targetmac：ffff.ffff.ffff.ffff（因为第一次通信，不知道对方的mac地址）
targetIP：1.1.1.2
这样，交换机收到这个报文，看到目的mac地址是全F就进广播！
阿龙这里要提醒初学者的是，因为交换机是二层设备，只会拆包、解析到二层信息而已，不会进行更深入的解析，如网络层信息。换句话说，就是交换机根本不知道里面是什么数据，只知道这个数据包的源、目mac地址而已。
这样，所有的计算机收到这个广播包，会进行更深入的解析，看到里面的targetIP是1.1.1.2,与自己的IP地址进行对比，发现不一样，就丢弃。发现一样，就回应ARP报文。单播回应喔！
ARP的响应报文里的关键字段如下，
目的MAC地址：1111.1111.1111.1111
源mac地址：2222.2222.2222.2222
sourcemac：2222.2222.2222.2222
targetmac：1111.1111.1111.1111（从请求包里得知A的mac地址，于是单播）
targetIP：1.1.1.1
这样，计算机A收到这个报文后，就将计算机E的mac地址记录下来，存在计算机A的一个数据库，叫做ARP缓存表。下次通信时，如果缓存未超时，就可以直接使用了。如果超时了，就再次进行arp请求广播了。
如果你还不信的话，那龙哥就亲自动手做实验吧！
计算机A的信息：
计算机E的信息：
抓包就会发现抓到了2个ARP的报文：
分别如下：
1、
2、
这时，你就可以在计算机A看到arp缓存表了：
什么是HTTPS
你也可以说：HTTPS=HTTP+SSL
HTTPS在HTTP应用层的基础上使用安全套接字层作为子层。
为什么需要HTTPS？
HTTP和HTTPS的相同点
HTTP和HTTPS的不同之处
HTTPS如何工作
使用HTTPS连接时，服务器要求有公钥和签名的证书。
HTTP包含如下动作：
SSL包含如下动作：
什么时候该使用HTTPS
对称加密
指加密和解密使用相同密钥的加密算法。对称加密算法的优点在于加解密的高速度和使用长密钥时的难破解性。假设两个用户需要使用对称加密方法加密然后交换数据，则用户最少需要2个密钥并交换使用，如果企业内用户有n个，则整个企业共需要n×(n-1)个密钥，密钥的生成和分发将成为企业信息部门的恶梦。对称加密算法的安全性取决于加密密钥的保存情况，但要求企业中每一个持有密钥的人都保守秘密是不可能的，他们通常会有意无意的把密钥泄漏出去——如果一个用户使用的密钥被入侵者所获得，入侵者便可以读取该用户密钥加密的所有文档，如果整个企业共用一个加密密钥，那整个企业文档的保密性便无从谈起。
常见的对称加密算法：DES、3DES、DESX、Blowfish、IDEA、RC4、RC5、RC6和AES
非对称加密
常见的非对称加密算法：RSA、ECC（移动设备用）、Diffie-Hellman、ElGamal、DSA（数字签名用）
Hash算法
Hash算法特别的地方在于它是一种单向算法，用户可以通过Hash算法对目标信息生成一段特定长度的唯一的Hash值，却不能通过这个Hash值重新获得目标信息。因此Hash算法常用在不可还原的密码存储、信息完整性校验等。
常见的Hash算法：MD2、MD4、MD5、HAVAL、SHA、SHA-1、HMAC、HMAC-MD5、HMAC-SHA1
加密算法的效能通常可以按照算法本身的复杂程度、密钥长度（密钥越长越安全）、加解密速度等来衡量。上述的算法中，除了DES密钥长度不够、MD2速度较慢已逐渐被淘汰外，其他算法仍在目前的加密系统产品中使用。
加密算法的选择
前面的章节已经介绍了对称解密算法和非对称加密算法，有很多人疑惑：那我们在实际使用的过程中究竟该使用哪一种比较好呢？
我们应该根据自己的使用特点来确定，由于非对称加密算法的运行速度比对称加密算法的速度慢很多，当我们需要加密大量的数据时，建议采用对称加密算法，提高加解密速度。
对称加密算法不能实现签名，因此签名只能非对称算法。
由于对称加密算法的密钥管理是一个复杂的过程，密钥的管理直接决定着他的安全性，因此当数据量很小时，我们可以考虑采用非对称加密算法。
在实际的操作过程中，我们通常采用的方式是：采用非对称加密算法管理对称算法的密钥，然后用对称加密算法加密数据，这样我们就集成了两类加密算法的优点，既实现了加密速度快的优点，又实现了安全方便管理密钥的优点。
如果在选定了加密算法后，那采用多少位的密钥呢？一般来说，密钥越长，运行的速度就越慢，应该根据的我们实际需要的安全级别来选择，一般来说，RSA建议采用1024位的数字，ECC建议采用160位，AES采用128为即可。
对称加密算法
对称加密算法用来对敏感数据等信息进行加密，常用的算法包括：
DES（DataEncryptionStandard）：数据加密标准，速度较快，适用于加密大量数据的场合。
3DES（TripleDES）：是基于DES，对一块数据用三个不同的密钥进行三次加密，强度更高。
AES（AdvancedEncryptionStandard）：高级加密标准，是下一代的加密算法标准，速度快，安全级别高；
AES与3DES的比较
算法名称
算法类型
密钥长度
速度
资源消耗
AES
对称block密码
128、192、256位
高
1490000亿年
低
3DES
对称feistel密码
112位或168位
46亿年
中
非对称算法
RSA：由RSA公司发明，是一个支持变长密钥的公共密钥算法，需要加密的文件块的长度也是可变的；
DSA（DigitalSignatureAlgorithm）：数字签名算法，是一种标准的DSS（数字签名标准）；
ECC（EllipticCurvesCryptography）：椭圆曲线密码编码学。
ECC和RSA相比，在许多方面都有对绝对的优势，主要体现在以下方面：
抗攻击性强。相同的密钥长度，其抗攻击性要强很多倍。
计算量小，处理速度快。ECC总的速度比RSA、DSA要快得多。
存储空间占用小。ECC的密钥尺寸和系统参数与RSA、DSA相比要小得多，意味着它所占的存贮空间要小得多。这对于加密算法在IC卡上的应用具有特别重要的意义。
带宽要求低。当对长消息进行加解密时，三类密码系统有相同的带宽要求，但应用于短消息时ECC带宽要求却低得多。带宽要求低使ECC在无线网络领域具有广泛的应用前景。
下面两张表示是RSA和ECC的安全性和速度的比较。
RSA/DSA(密钥长度)
ECC密钥长度
RSA/ECC密钥长度比
104
512
106
5：1
108
768
132
6：1
1011
1024
160
7：1
1020
2048
210
10：1
1078
21000
600
35：1
RSA和ECC安全模长得比较
功能
SecurityBuilder1.2
BSAFE3.0
163位ECC(ms)
1,023位RSA(ms)
密钥对生成
3.8
4,708.3
签名
2.1(ECNRA)
228.4
3.0(ECDSA)
认证
9.9(ECNRA)
12.7
10.7(ECDSA)
Diffie—Hellman密钥交换
7.3
1,654.0
RSA和ECC速度比较
散列算法
散列是信息的提炼，通常其长度要比信息小得多，且为一个固定长度。加密性强的散列一定是不可逆的，这就意味着通过散列结果，无法推出任何部分的原始信息。任何输入信息的变化，哪怕仅一位，都将导致散列结果的明显变化，这称之为雪崩效应。散列还应该是防冲突的，即找不出具有相同散列结果的两条信息。具有这些特性的散列结果就可以用于验证信息是否被修改。
单向散列函数一般用于产生消息摘要，密钥加密等，常见的有：
lMD5（MessageDigestAlgorithm5）：是RSA数据安全公司开发的一种单向散列算法，非可逆，相同的明文产生相同的密文。
lSHA（SecureHashAlgorithm）：可以对任意长度的数据运算生成一个160位的数值；
SHA-1与MD5的比较
因为二者均由MD4导出，SHA-1和MD5彼此很相似。相应的，他们的强度和其他特性也是相似，但还有以下几点不同：
l对强行供给的安全性：最显著和最重要的区别是SHA-1摘要比MD5摘要长32位。使用强行技术，产生任何一个报文使其摘要等于给定报摘要的难度对MD5是2128数量级的操作，而对SHA-1则是2160数量级的操作。这样，SHA-1对强行攻击有更大的强度。
l对密码分析的安全性：由于MD5的设计，易受密码分析的攻击，SHA-1显得不易受这样的攻击。
l速度：在相同的硬件上，SHA-1的运行速度比MD5慢。
对称与非对称算法比较
以上综述了两种加密方法的原理，总体来说主要有下面几个方面的不同：
l在管理方面：公钥密码算法只需要较少的资源就可以实现目的，在密钥的分配上，两者之间相差一个指数级别（一个是n一个是n2）。所以私钥密码算法不适应广域网的使用，而且更重要的一点是它不支持数字签名。
l在安全方面：由于公钥密码算法基于未解决的数学难题，在破解上几乎不可能。对于私钥密码算法，到了AES虽说从理论来说是不可能破解的，但从计算机的发展角度来看。公钥更具有优越性。
l从速度上来看：AES的软件实现速度已经达到了每秒数兆或数十兆比特。是公钥的100倍，如果用硬件来实现的话这个比值将扩大到1000倍。
三.加密算法的选择
由于非对称加密算法的运行速度比对称加密算法的速度慢很多，当我们需要加密大量的数据时，建议采用对称加密算法，提高加解密速度。
那采用多少位的密钥呢？RSA建议采用1024位的数字，ECC建议采用160位，AES采用128为即可。
四.密码学在现代的应用
保密通信：保密通信是密码学产生的动因。使用公私钥密码体制进行保密通信时，信息接收者只有知道对应的密钥才可以解密该信息。
数字签名：数字签名技术可以代替传统的手写签名，而且从安全的角度考虑，数字签名具有很好的防伪造功能。在政府机关、军事领域、商业领域有广泛的应用环境。
秘密共享：秘密共享技术是指将一个秘密信息利用密码技术分拆成n个称为共享因子的信息，分发给n个成员，只有k(k≤n)个合法成员的共享因子才可以恢复该秘密信息，其中任何一个或m(m≤k)个成员合作都不知道该秘密信息。利用秘密共享技术可以控制任何需要多个人共同控制的秘密信息、命令等。
认证功能：在公开的信道上进行敏感信息的传输，采用签名技术实现对消息的真实性、完整性进行验证，通过验证公钥证书实现对通信主体的身份验证。
密钥管理：密钥是保密系统中更为脆弱而重要的环节，公钥密码体制是解决密钥管理工作的有力工具；利用公钥密码体制进行密钥协商和产生，保密通信双方不需要事先共享秘密信息；利用公钥密码体制进行密钥分发、保护、密钥托管、密钥恢复等。
基于公钥密码体制可以实现以上通用功能以外，还可以设计实现以下的系统：安全电子商务系统、电子现金系统、电子选举系统、电子招投标系统、电子彩票系统等。
一.AES对称加密:
二.分组密码的填充
三.流密码:
四.分组密码加密中的四种模式:
3.1ECB模式
优点:
1.简单；
2.有利于并行计算；
3.误差不会被传送；
缺点:
1.不能隐藏明文的模式；
2.可能对明文进行主动攻击；
3.2CBC模式：
优点：
1.不容易主动攻击,安全性好于ECB,适合传输长度长的报文,是SSL、IPSec的标准。
缺点：
1.不利于并行计算；
2.误差传递；
3.需要初始化向量IV
3.3CFB模式：
1.隐藏了明文模式;
2.分组密码转化为流模式;
3.可以及时加密传送小于分组的数据;
1.不利于并行计算;
2.误差传送：一个明文单元损坏影响多个单元;
3.唯一的IV;
3.4OFB模式：
2.对明文的主动攻击是可能的;
3.误差传送：一个明文单元损坏影响多个单元;
GET和POST是HTTP请求的两种基本方法，要说它们的区别，接触过WEB开发的人都能说出一二。
最直观的区别就是GET把参数包含在URL中，POST通过requestbody传递参数。
你可能自己写过无数个GET和POST请求，或者已经看过很多权威网站总结出的他们的区别，你非常清楚知道什么时候该用什么。
当你在面试中被问到这个问题，你的内心充满了自信和喜悦。
你轻轻松松的给出了一个“标准答案”：
“很遗憾，这不是我们要的回答！”
请告诉我真相。。。
如果我告诉你GET和POST本质上没有区别你信吗？让我们扒下GET和POST的外衣，坦诚相见吧！
GET和POST是什么？HTTP协议中的两种发送请求的方法。
HTTP是什么？HTTP是基于TCP/IP的关于数据如何在万维网中如何通信的协议。
HTTP的底层是TCP/IP。所以GET和POST的底层也是TCP/IP，也就是说，GET/POST都是TCP链接。GET和POST能做的事情是一样一样的。你要给GET加上requestbody，给POST带上url参数，技术上是完全行的通的。
那么，“标准答案”里的那些区别是怎么回事？
在我大万维网世界中，TCP就像汽车，我们用TCP来运输数据，它很可靠，从来不会发生丢件少件的现象。但是如果路上跑的全是看起来一模一样的汽车，那这个世界看起来是一团混乱，送急件的汽车可能被前面满载货物的汽车拦堵在路上，整个交通系统一定会瘫痪。为了避免这种情况发生，交通规则HTTP诞生了。HTTP给汽车运输设定了好几个服务类别，有GET,POST,PUT,DELETE等等，HTTP规定，当执行GET请求的时候，要给汽车贴上GET的标签（设置method为GET），而且要求把传送的数据放在车顶上（url中）以方便记录。如果是POST请求，就要在车上贴上POST的标签，并把货物放在车厢里。当然，你也可以在GET的时候往车厢内偷偷藏点货物，但是这是很不光彩；也可以在POST的时候在车顶上也放一些数据，让人觉得傻乎乎的。HTTP只是个行为准则，而TCP才是GET和POST怎么实现的基本。
但是，我们只看到HTTP对GET和POST参数的传送渠道（url还是requrestbody）提出了要求。“标准答案”里关于参数大小的限制又是从哪来的呢？
好了，现在你知道，GET和POST本质上就是TCP链接，并无差别。但是由于HTTP的规定和浏览器/服务器的限制，导致他们在应用过程中体现出一些不同。
你以为本文就这么结束了？
我们的大BOSS还等着出场呢。。。
这位BOSS有多神秘？当你试图在网上找“GET和POST的区别”的时候，那些你会看到的搜索结果里，从没有提到他。他究竟是什么呢。。。
GET和POST还有一个重大区别，简单的说：
GET产生一个TCP数据包；POST产生两个TCP数据包。
长的说：
而对于POST，浏览器先发送header，服务器响应100continue，浏览器再发送data，服务器响应200ok（返回数据）。
也就是说，GET只需要汽车跑一趟就把货送到了，而POST得跑两趟，第一趟，先去和服务器打个招呼“嗨，我等下要送一批货来，你们打开门迎接我”，然后再回头把货送过去。
1.GET与POST都有自己的语义，不能随便混用。
3.并不是所有浏览器都会在POST中发送两次包，Firefox就只发送一次。
一：事件分离器
在IO读写时，把IO请求与读写操作分离调配进行，需要用到事件分离器。根据处理机制的不同，事件分离器又分为：同步的Reactor和异步的Proactor。
Reactor模型：
-应用程序在事件分离器注册读就绪事件和读就绪事件处理器-事件分离器等待读就绪事件发生-读就绪事件发生，激活事件分离器，分离器调用读就绪事件处理器（即：可以进行读操作了，开始读）-读事件处理器开始进行读操作，把读到的数据提供给程序使用Proactor模型：
-应用程序在事件分离器注册读完成事件和读完成事件处理器，并向操作系统发出异步读请求
-事件分离器等待操作系统完成读取
-在分离器等待过程中，操作系统利用并行的内核线程执行实际的读操作，并将结果数据存入用户自定义缓冲区，最后通知事件分离器读操作完成
-事件分离器监听到读完成事件后，激活读完成事件的处理器
-读完成事件处理器处理用户自定义缓冲区中的数据给应用程序使用
同步和异步的区别就在于读操作由谁完成：同步的Reactor是指程序发出读请求后，由分离器监听到可以进行读操作时（需要获得读操作条件）通知事件处理器进行读操作，异步的Proactor是指程序发出读请求后，操作系统立刻异步地进行读操作了，读完之后在通知分离器，分离器激活处理器直接取用已读到的数据。
二：同步阻塞IO（BIO）
我们熟知的Socket编程就是BIO，一个socket连接一个处理线程（这个线程负责这个Socket连接的一系列数据传输操作）。阻塞的原因在于：操作系统允许的线程数量是有限的，多个socket申请与服务端建立连接时，服务端不能提供相应数量的处理线程，没有分配到处理线程的连接就会阻塞等待或被拒绝。
三：同步非阻塞IO（NIO）
NIO还提供了两个新概念：Buffer和Channel
四：异步阻塞IO（AIO）
NIO是同步的IO，是因为程序需要IO操作时，必须获得了IO权限后亲自进行IO操作才能进行下一步操作。AIO是对NIO的改进（所以AIO又叫NIO.2），它是基于Proactor模型的。每个socket连接在事件分离器注册IO完成事件和IO完成事件处理器。程序需要进行IO时，向分离器发出IO请求并把所用的Buffer区域告知分离器，分离器通知操作系统进行IO操作，操作系统自己不断尝试获取IO权限并进行IO操作（数据保存在Buffer区），操作完成后通知分离器；分离器检测到IO完成事件，则激活IO完成事件处理器，处理器会通知程序说“IO已完成”，程序知道后就直接从Buffer区进行数据的读写。
也就是说：AIO是发出IO请求后，由操作系统自己去获取IO权限并进行IO操作；NIO则是发出IO请求后，由线程不断尝试获取IO权限，获取到后通知应用程序自己进行IO操作。
目前支持I/O多路复用的系统调用有select，pselect，poll，epoll，I/O多路复用就是通过一种机制，一个进程可以监视多个描述符，一旦某个描述符就绪（一般是读就绪或者写就绪），能够通知程序进行相应的读写操作。但select，pselect，poll，epoll本质上都是同步I/O，因为他们都需要在读写事件就绪后自己负责进行读写，也就是说这个读写过程是阻塞的，而异步I/O则无需自己负责进行读写，异步I/O的实现会负责把数据从内核拷贝到用户空间。
与多进程和多线程技术相比，I/O多路复用技术的最大优势是系统开销小，系统不必创建进程/线程，也不必维护这些进程/线程，从而大大减小了系统的开销。
IO多路复用是指内核一旦发现进程指定的一个或者多个IO条件准备读取，它就通知该进程。IO多路复用适用如下场合：
1）当客户处理多个描述符时（一般是交互式输入和网络套接口），必须使用I/O复用。
2）当一个客户同时处理多个套接口时，这种情况是可能的，但很少出现。
3）如果一个TCP服务器既要处理监听套接口，又要处理已连接套接口，一般也要用到I/O复用。
4）如果一个服务器即要处理TCP，又要处理UDP，一般要使用I/O复用。
5）如果一个服务器要处理多个服务或多个协议，一般要使用I/O复用。
epoll跟select都能提供多路I/O复用的解决方案。在现在的Linux内核里有都能够支持，其中epoll是Linux所特有，而select则应该是POSIX所规定，一般操作系统均有实现。
基本流程，如图所示：
select目前几乎在所有的平台上支持，其良好跨平台支持也是它的一个优点。select的一个缺点在于单个进程能够监视的文件描述符的数量存在最大限制，在Linux上一般为1024，可以通过修改宏定义甚至重新编译内核的方式提升这一限制，但是这样也会造成效率的降低。
select本质上是通过设置或者检查存放fd标志位的数据结构来进行下一步处理。这样所带来的缺点是：
1、select最大的缺陷就是单个进程所打开的FD是有一定限制的，它由FD_SETSIZE设置，默认值是1024。
一般来说这个数目和系统内存关系很大，具体数目可以cat/proc/sys/fs/file-max察看。32位机默认是1024个。64位机默认是2048.
2、对socket进行扫描时是线性扫描，即采用轮询的方法，效率较低。
3、需要维护一个用来存放大量fd的数据结构，这样会使得用户空间和内核空间在传递该结构时复制开销大。
基本原理：poll本质上和select没有区别，它将用户传入的数组拷贝到内核空间，然后查询每个fd对应的设备状态，如果设备就绪则在设备等待队列中加入一项并继续遍历，如果遍历完所有fd后没有发现就绪设备，则挂起当前进程，直到设备就绪或者主动超时，被唤醒后它又要再次遍历fd。这个过程经历了多次无谓的遍历。
它没有最大连接数的限制，原因是它是基于链表来存储的，但是同样有一个缺点：
1）大量的fd的数组被整体复制于用户态和内核地址空间之间，而不管这样的复制是不是有意义。
2）poll还有一个特点是“水平触发”，如果报告了fd后，没有被处理，那么下次poll时会再次报告该fd。
注意：从上面看，select和poll都需要在返回后，通过遍历文件描述符来获取已经就绪的socket。事实上，同时连接的大量客户端在一时刻可能只有很少的处于就绪状态，因此随着监视的描述符数量的增长，其效率也会线性下降。
epoll是在2.6内核中提出的，是之前的select和poll的增强版本。相对于select和poll来说，epoll更加灵活，没有描述符限制。epoll使用一个文件描述符管理多个描述符，将用户关系的文件描述符的事件存放到内核的一个事件表中，这样在用户空间和内核空间的copy只需一次。
基本原理：epoll支持水平触发和边缘触发，最大的特点在于边缘触发，它只告诉进程哪些fd刚刚变为就绪态，并且只会通知一次。还有一个特点是，epoll使用“事件”的就绪通知方式，通过epoll_ctl注册fd，一旦该fd就绪，内核就会采用类似callback的回调机制来激活该fd，epoll_wait便可以收到通知。
epoll的优点：
1、没有最大并发连接的限制，能打开的FD的上限远大于1024（1G的内存上能监听约10万个端口）。
2、效率提升，不是轮询的方式，不会随着FD数目的增加效率下降。
只有活跃可用的FD才会调用callback函数；即Epoll最大的优点就在于它只管你“活跃”的连接，而跟连接总数无关，因此在实际的网络环境中，Epoll的效率就会远远高于select和poll。
3、内存拷贝，利用mmap()文件映射内存加速与内核空间的消息传递；即epoll使用mmap减少复制开销。
epoll对文件描述符的操作有两种模式：LT（leveltrigger）和ET（edgetrigger）。LT模式是默认模式，LT模式与ET模式的区别如下：
LT模式：当epoll_wait检测到描述符事件发生并将此事件通知应用程序，应用程序可以不立即处理该事件。下次调用epoll_wait时，会再次响应应用程序并通知此事件。
ET模式：当epoll_wait检测到描述符事件发生并将此事件通知应用程序，应用程序必须立即处理该事件。如果不处理，下次调用epoll_wait时，不会再次响应应用程序并通知此事件。
1、LT模式
LT(leveltriggered)是缺省的工作方式，并且同时支持block和no-blocksocket。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。
2、ET模式
ET(edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-blocksocket。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(onlyonce)。
ET模式在很大程度上减少了epoll事件被重复触发的次数，因此效率要比LT模式高。epoll工作在ET模式的时候，必须使用非阻塞套接口，以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操作把处理多个文件描述符的任务饿死。
3、在select/poll中，进程只有在调用一定的方法后，内核才对所有监视的文件描述符进行扫描，而epoll事先通过epoll_ctl()来注册一个文件描述符，一旦基于某个文件描述符就绪时，内核会采用类似callback的回调机制，迅速激活这个文件描述符，当进程调用epoll_wait()时便得到通知。(此处去掉了遍历文件描述符，而是通过监听回调的的机制。这正是epoll的魅力所在。)
注意：如果没有大量的idle-connection或者dead-connection，epoll的效率并不会比select/poll高很多，但是当遇到大量的idle-connection，就会发现epoll的效率大大高于select/poll。
综上，在选择select，poll，epoll时要根据具体的使用场合以及这三种方式的自身特点：
1、表面上看epoll的性能最好，但是在连接数少并且连接都十分活跃的情况下，select和poll的性能可能比epoll好，毕竟epoll的通知机制需要很多函数回调。
2、select低效是因为每次它都需要轮询。但低效也是相对的，视情况而定，也可通过良好的设计改善。