Вызов переопределенных методов в конструкторе / деструкторе

Едва познакомившись с поведением динамического полиморфизма можно придумать достаточно много разных способов его применения. Здорово, если это действительно так! 😃

Вот, например, теперь мы можем в базовом классе выполнить переопределенный виртуальный метод наследованного класса:

struct base_t
{
    virtual const char* name() const
    {
        return "I'm base!";
    }
    
    void call_me()
    {
        std::cout << name() << std::endl;
    }

    virtual ~base_t() = default;
};

struct derived_t : base_t
{
  const char* name() const override
  {
        return "I'm derived!";
  }
};

void main()
{
  derived_t object;

  // Выводит "I'm derived!"
  object.call_me();
}

Базовый класс знает, что метод name() - виртуальный, поэтому используя встроенный механизм виртуальных таблиц, будет вызвано его переопределение.

Далее следует интересный вопрос, что будет если вызвать метод call_me из конструктора или деструктора?

virtual ~base_t()
{
  call_me();
}

Виртуальный деструктор будет вызван в момент выхода тела main. Вероятно, что вы ожидаете увидеть имя из derived_t, ведь метод был переопределен. Давайте проверим в живом примере 1. Спойлер: вывелось из base_t. Почему?

Такое ограничение при вызове переопределенных методов связано с жизненным циклом объекта и порядком выполнения конструкторов и деструкторов:

Constructors:
base() -> derived_1() -> derived_2() -> ...;

Destructors:
... -> ~derived_2() -> ~derived_1() -> ~base();

Следовательно, и состояние данных в классах тоже зависит от порядка инициализации / разрушения классов.

При вызове переопределенного метода из конструктора или деструктора, будет вызвана реализация из этого же класса. Такое поведение явно определено в целях безопасности: иначе ваши переопределенные виртуальные методы могут использовать неинициализированную память наследников.

Сделал живой пример 2, в котором постарался наглядно продемонстрировать, что при прямом вызове перегруженной реализации мы бы прочитали невалидные данные. Если что, так делать нельзя 😉 Тут важно просто понять мотивацию ограничений.

Желаю всем, чтобы вы всегда получали ожидаемый результат исполнения ваших программ!

#cppcore

Идентификатор override

В статье про динамический полиморфизм мы затронули вопрос переопределения виртуальных методов. Напомню: если сигнатура виртуального метода наследника будет отличаться от сигнатуры метода родителя, то может нарушиться работа динамического полиморфизма. Если вы хотели переопределить метод, но ошиблись с сигнатурой, то будет создан новый метод. К нему нельзя получить доступ через общий интерфейс!

Может быть вы это специально задумали, может быть вы ошиблись - компилятор не знает, что именно произошло. С его точки зрения и то, и другое - возможное корректное поведение программы, что зависит только от замысла разработчика.

Вот чтобы разделять эти два состояния, переопределяемые виртуальные методы в наследниках нужно отмечать идентификатором override:

struct Child : public Parent
{
  // Переопределяем виртуальный метод 
  // Parent::say_name
  virtual void say_name() override
};

Так мы не только явно выражаем наше намерение для других разработчиков, но и просим компилятор проверить нас. Если по каким-то причинам нарушается правило переопределения родительского виртуального метода, то это приведёт к ошибке компиляции. Мы рекомендуем это делать в строго обязательном порядке!

В противном случае, у компилятора просто нет никаких других критериев, по которым мы можем однозначно утверждать переопределяем мы метод или нет. В живом примере продемонстрировал, что вызов ошибочно переопределенного метода не привел к вызову другой реализации.

Кажется, что проблема надуманная, но практически в любом рабочем проекте это будет запутывать. Этого стараются избегать любой ценой, и про это не упустят возможность спросить на собеседовании :) Тем не менее, иногда такое можно встретить. Например, при просмотре кода 20-летней давности. Идентификатор override появился в C++11, а до этого писали без него. И вот тут придется потратить время, чтобы распутать клубок переопределений. Особенно остро этот вопрос встаёт, когда в наследниках так же не указывается ключевое слово virtual, что допускается стандартом. В шутку сделал вам игру лабиринт, в которой надо найти неправильно переопределенный метод.

Напоминать о необходимости override можно с помощью предупреждения:

-Wsuggest-override

#cppcore

dynamic_cast

Изучая тему динамического полиморфизма нельзя не упомянуть про оператор приведения dynamic_cast, который создан специально для полиморфных классов.

Бывает, что в рамках работы с полиморфными классами нам необходимо выполнить приведение от указателя с одним типом к другому из этого же полиморфного семейства. Зачастую мы не можем гарантировать, что динамический тип объекта совпадает с ожидаемым. Приведение оператором static_cast сопряжено с рисками получить UB. Как же нам безопасно его выполнить?

Отличительной особенностью dynamic_cast является проверка корректности приведения во время исполнения программы. Из живого примера 1:

Device *base = new Laptop();

// Try Laptop* -> Smartphone*
// Result: `derived` is `nullptr`
auto *derived = dynamic_cast<Smartphone*>(base);
...
// Try Laptop& -> Smartphone&
// Result: throw exception std::bad_cast
auto &derived = dynamic_cast<Smartphone&>(*base);

Как мы видим, компилятор позволяет собрать программу, но, в случае попытки приведения к ложному потомку, dynamic_cast возвращает либо нулевой указатель, либо бросает исключение std::bad_cast для ссылок.

Давайте сразу договоримся о цене таких преимуществ. Как вы догадываетесь, за эдакую роскошь приходится платить тактами процессора. Это подтверждают результаты бенчмарка. Это, действительно, в несколько десятков раз медленнее, но безопаснее! Ни о каком сравнении эффективности не может быть речи, если наша программа работает неправильно.

Когда же мы можем допустить ошибку? Давайте подумаем, какие вообще могут быть сценарии приведения:
1) От наследника к предку (up cast)
2) От предка к наследнику (down cast)
3) Между ветками подсемейств полиморфных классов (cross cast, side cast)

Кейс №1 достаточно тривиален. Мы знаем иерархию наследования, текущий тип объекта и нам надо лишь вычислить смещение до полей предка. Это можно сделать даже на этапе компиляции. Тут можно применить dynamic_cast, но достаточно и static_cast. Более того, если вы примените dynamic_cast, то все равно компилятор сгенерирует инструкции, аналогичные static_cast: живой пример 2.

Кейс №2 уже сложнее тем, что динамический тип объекта неизвестен на этапе компиляции. Его можно узнать только лишь в процессе выполнения программы, прочитав виртуальный указатель. Это как раз та ситуация, когда мы должны использовать dynamic_cast, чтобы быть готовым перехватить исключение или нулевой указатель. Так же, если в иерархии классов вы используете виртуальное наследование, то static_cast неприменим, т.к. смещение неизвестно для этого кейса.

Конечно, приведение можно попытаться выполнить с помощью оператора static_cast, чтобы было побыстрее! Но чем же это грозит? Можем выстрелить себе в ногу и начать работать с полученным объектом, как с объектом другого класса. Сравним разные операторы и продемонстрируем ошибку на живом примере 3. В общем случае, мы прочитаем что-то невнятное, а если изменим данные, то ещё и испортим память, что однозначно негативно скажется на всей программе. Попытка приведения оператором static_cast к ложному потомку правомерна с точки зрения типа. Ну правда, это тип из одной иерархии, и это будет работать, если случайно динамический тип объекта включает нужного потомка. Но при работе с семейством классов, как правило, вариантов потомков больше одного. Вот будет ли это поддерживаемым кодом? Можно ли безопасно вносить изменения в иерархию классов в будущем?

Кейс №3 декомпозируется на кейсы 1 + 2: выполняем приведение к общему предку, а затем выполняем от него приведение к требуемому наследнику. Следовательно, нам так же следует использовать dynamic_cast. Вспоминаем так же об особенностях представления памяти. Прикрепляю разбор на живом примере 4.

Резюмируем. Оператор dynamic_cast имеет преимущество с точки зрения безопасности и удобства, но он работает медленнее. Тут возникает вопрос, а за что вы переплачиваете? Если вам приходится использовать dynamic_cast, то это повод подумать, насколько хорошо продумана архитектура вашего решения. Не факт, что это плохая архитектура, но это повод её пересмотреть.

#cppcore

​Динамическая инициализация

После статической инициализации в компайлтайме идет динамическая инициализация в рантайме. Хотелось бы сказать, что хоть здесь простой и понятный порядок, но нет. Это глобальные переменные и С++, поэтому будет немного больно.

Динамическая инициализация разделяется на 3 подгруппы:

1️⃣ Неупорядоченная динамическая инициализация. Она применяется только для статических полей шаблонных классов и шаблонных переменных, которые не специализированы явно(явно специализированные шаблоны - обычные классы). И вот порядок установки значений этих сущностей вообще неопределен. Куда понравится компилятору, туда и вставит.

2️⃣ Частично упорядоченная инициализация. Применяется для всех нешаблонных инлайн переменных. Есть 2 переменные: inline переменная А и В, которая не подходит под критерии применения первой подгруппы. Если А определена во всех единицах трансляции раньше В, то и ее инициализация происходит раньше. Здесь есть одна на*бка особенность, которую мы увидим в примере.

3️⃣ Упорядоченная инициализация. Вот это то, что мы упоминали тут. Все переменные со static storage duration, которые не подходят под предыдущие подгруппы, инициализируются в порядке появления их определения в единице трансляции. Между разными единицами трансляции порядок инициализации не установлен.

Давайте на "простой" пример посмотрим:

struct ShowOrderHelper {
  ShowOrderHelper(int num) : data{num} {
    std::cout << "Object initialized with data " << num << std::endl;
  }
  int data;
};

static ShowOrderHelper static_var1{3};
static ShowOrderHelper static_var2{4};

struct ClassWithInlineStaticVar {
  static inline ShowOrderHelper inline_member{1};
};

inline ShowOrderHelper inline_var{2};

template <class T>
struct TemplateClassWithStaticVar {
  static ShowOrderHelper static_member;
};

template <class T>
ShowOrderHelper TemplateClassWithStaticVar<T>::static_member{27};

Возможный вывод:

Object initialized with data 1
Object initialized with data 2
Object initialized with data 27
Object initialized with data 3
Object initialized with data 4

Здесь как раз все три типа проявляются. static_member - статическое поле неспециализированного явно шаблона, поэтому установка ее значения в рандомном месте происходит.

Далее мы имеем уже упорядоченные вещи. inline_member определен раньше, чем inline_var, поэтому она и инициализируется раньше.

Это понятно. Но погодите: inline_member и inline_var определены позже статиков static_var1 и static_var2. Какого хера они инициализирутся раньше? Это же противоречит правилам частично упорядоченной динамической инициализации!

Вот тут-то и кроется подвох: вы наверное подумали, что из факта "если А определено раньше В, то А инициализируется раньше" автоматически вытекает, что в обратном случае А инициализируется позже. Тут вас и подловили: не вытекает. Поэтому она и называется частично упорядоченной инициализацией. В обратном случае порядок неопределен.

Теперь все понятно: inline_member инициализируется строго раньше inline_var, потому что определение стоит раньше. Но, как группа inline'ов, они расположены после static_var1 и static_var2 и в этом случае для них значение устанавливается в неизвестном порядке. В данном случае перед всеми инициализациями.

Ну и статики static_var1 и static_var2 инициализируются в ожидаемом порядке из-за применения упорядоченной инициализации.

И теперь представьте свое лицо, когда вы сделали эти переменные зависимыми друг от друга, предполагая, что статики(со static storage duration) в одной единице трансляции инициализируются в порядке появления определения. Как минимум 🗿, а как максимум🤡.

Последние несколько постов по статикам так и наровят крикнуть: "Не используйте глобальные переменные!" Ну или хотя бы старайтесь не делать их зависимыми друг от друга. Потому что с порядком полный беспорядок, а с перекрестными зависимостями остается только надеяться, что заговор бабки-поветухи на продуктивную работу поможет не словить багов.

Decouple your program. Stay cool.

#cppcore #cpp17

Инициализация статических полей класса. Ч4

Продолжение нелегендарной истории static class members initialization. Предыдущие части тут, тут и тут.

Я немного наврал, когда сказал, что статические переменные и мемберы инициализируются до входа в main(). Как Эдгар отметил в своем комменте, на самом деле тут вот что:

It is implementation-defined whether 
the dynamic initialization of 
a non-block non-inline variable with 
static storage duration is sequenced 
before the first statement of main or 
is deferred. If it is deferred, it 
strongly happens before any 
non-initialization odr-use of any 
non-inline function or non-inline 
variable defined in the same 
translation unit as the variable to be 
initialized. It is implementation-defined 
in which threads and at which points in 
the program such deferred dynamic 
initialization occurs.

Стандарт дает на откуп реализациям вопрос о том, в какой конкретно момент времени происходит динамическая инициализация глобальных объектов. Единственное ограничение, что инициализация должна произойти до любого неинициализирующего odr-use действия над неинлайн переменными и функциями, определенными в той же единице трансляции, где переменная собирается инициализироваться(немного духоты). То есть до любого действия по считыванию, записи, взятию адреса и созданию ссылки от переменной или функции.

Довольно сложно воспроизвести пример, когда инициализация происходит после main(), потому что мы на это напрямую не может повлиять. Поэтому может быть вот такой потенциальный пример. Он не про статические поля класса конкретно, но зато более наглядный.

// header.hpp
struct Class {
    Class() : array{1, 2, 3, -1} {}
    int array[4];
};

//source.cpp
#include "header.hpp"
Class var;

// main.cpp
#include <cstdio>
#include "header.hpp"

extern Class var;

int main(void)
{
  for (int i = 0; var.array[i] != -1; i++) {
    printf("%d\n", i);
  }
}

В мейне мы говорим, что где-то определен массив интов и внутри главной функции мы печатаем его содержимое.

Проблема в том, что не понятно, произойдет ли в source.cpp инициализация array до вызова main() или после. Если после, то мы вполне можем накнуться на неинициализированную память, что UB.

Подливает масло в огонь вот такое утверждение:

If no variable or function is odr-used 
from a given translation unit, the 
non-local variables defined in that 
translation unit may never be initialized

То есть если никакие переменные и функции не используются в юните, где переменная должна инициализироваться, ее значение вообще может быть не установлено.

Так и происходит в source.cpp. Что с бо'льшей вероятностью приведет эту программу к фрилансерскому(нерабочему) состоянию. Однако популярные компиляторы стараются сгладить углы в этом моменте и даже в таком виде у вас в 99.9 случаев из 100 будет все в порядке. Что не отменяет потенциальную угрозу, но тем не менее.

Такие проблемы скорее свойственны программам, использующим шареные библиотеки, потому что они сами по себе в рантайме подгружаются и непонятно когда это происходит. Да и стандарт никак не упоминает эти библиотеки, поэтому здесь большой простор для фантазии и поведения реализации.

Avoid dangerous situations with no gain. Stay cool.

#cppcore

​Static initialization order fiasco

Добрались мы наконец-то до этого мерзопакостного явления. По сути, про статики мы говорили ради нескольких тем и эта одна из них.

В чем суть. Как вы уже поняли, что с порядком инициализации у статиков все очень плохо. Но внутри одной единицы трансляции он хотя бы определен и предсказуем! С божественными способностями предсказания, конечно. Ну или с томиком стандарта и нашими статьями под рукой. Но он этот порядок хотя бы какой-то есть. Один раз нормально сделай и можно надеяться на обратную совместимость языка, что все будет работать как надо.

Но вот между разными юнитами трансляции порядок вообще не определен.

Static initialization order fiasco отсылается к неопределенности в порядке, в котором инициализируются объекты со статической продолжительностью хранения в разных единицах трансляции. Если мы пытаемся создать объект в одном юните, который полагается на существующий объект в другом, то мы можем знатно утяжелить штаны, если получится так, что объект еще не существует. То есть он просто zero-инициализирован. В общем случае, поведение в такой программе неопределено.

Простейший воспроизводимый пример:

// source.cpp
int quad(int n) {
  return n * n;
}

auto staticA = quad(5);

// main.cpp
#include <iostream>

extern int staticA;
auto staticB = staticA;

int main() {
  std::cout << "staticB: " << staticB << std::endl;
}

Если скомпилировать это дело как: g++ main.cpp source.cpp -std=c++17, то результат будет такой:

staticB: 0

А если файлы передать в другом порядке: g++ source.cpp main.cpp -std=c++17, то такой:

staticB: 25

Очевидно, что результат зависит от того, в каком порядке линкер увидит единицы трансляции. И это зашквар!

Например, GCC версии до 4.7 инициализировал единицы трансляции в обратном порядке их появления в строке компиляции. И в один момент это поведение поменялось на обратное, что с хренам поломало кучу проектов, которые были завязаны на инициализации именно в таком порядке.

Кстати, линкер инициализирирует единицы трансляции не в рандомном порядке. Есть разные способы: в алфавитном порядке, в передаваемом ему на вход порядке и так далее. То есть система есть, но у каждого она своя.

Это можно видеть даже на нашем примере:

В первом случае staticB равен нулю, потому что main.cpp стоит первым в строке компиляции и линкер инициализирует глобальные переменные этой единицы трансляции первыми. А так как на этот момент staticA не получила своего окончательного значения, а была лишь zero-инициализирована, то staticB инициализируется нулем.

Во втором случае source.cpp инициализируется первым и теперь все в правильном порядке. staticB получает свое значение от уже инициализированного staticA.

На эти порядки ни в коем случае нельзя надеяться! Опять же пример с гцц говорит нам, что неследование стандарту чревато надеванием кастрюли на голову и ударами по ней поварешкой. Но для понимания процессов, это примерно так происходит.

Define the order of your life. Stay cool.

#cppcore #NONSTANDARD

​Еще одно отличие С от С++

Это вот прям такое, мажорное отличие. Скажете его на собесе - все охренеют, вам руку пожмут через вебку и возьмут вас на работу сразу же(но это не точно).

В языке С нет проблемы Static initialization order fiasco!

Как же так? В С тоже есть статики и тоже есть разные единицы трансляции. Почему так?

All the expressions in an initializer 
for an object that has static storage 
duration or in an initializer list for an 
object that has aggregate or union type 
shall be constant expressions.

Таким образом, в С статическая переменная со скалярным типом может быть инициализирована только константным выражением. Это не constexpr, а просто выражение, которое компилятор в состоянии вычислить во время компиляции. Если тип переменной представляет собой массив со скалярным типом элемента, то каждый инициализатор должен быть константным выражением и так далее. Поскольку такие выражения не могут ни вызывать побочных эффектов, ни зависеть от побочных эффектов, вызванных любыми другими вычислениями, изменение порядка вычисление константных выражений не влияет на результат. А значит и никакого фиаско нет!

Единственные неконстантные выражения, которые могут быть вычислены перед main, - это те, которые вызываются из среды выполнения C. Вот почему объекты FILE, на которые указывают stdin, stdout и stderr, уже доступны для использования сразу же после начала main.

Стандартный C не позволяет пользователям регистрировать свой собственный код запуска перед основным, хотя GCC предоставляет расширение под названием constructor (возможна массонская связь с конструкторами из C++), которое вы можете использовать для воссоздания SIOF в C. Но это, как говорится, НЕСТАНДАРТ и у каждого свой путь в могилу.

Целью Страуструпа было сделать пользовательские типы пригодными для использования везде, где есть встроенные типы. Это означало, что C++ должен был разрешать глобальным переменным быть кастомными типами, что означает, что их конструкторы будут вызываться во время запуска программы. Поскольку в начале C++ не было функций constexpr, такие вызовы конструкторов никогда не могли быть постоянными выражениями. И так, родилось чудовище, погубившее много наших ребят - Static initialization order fiasco.

В процессе стандартизации C++ вопрос о порядке выполнения статической инициализации был спорной темой. Я думаю, что вы согласитесь с тем, что идеальная ситуация - это когда каждая статическая переменная была инициализирована до ее использования. К сожалению, для этого требуется технология компоновки, которой в те дни не существовало (и, вероятно, до сих пор не существует?). Инициализация статической переменной может включать вызовы функций, и эти функции могут быть определены в другой TU, что означает, что вам нужно будет выполнить анализ всей программы, чтобы успешно отсортировать статические переменные в порядке зависимостей. Стоит отметить, что даже если бы C++ мог быть разработан таким образом, он все равно не полностью предотвратил бы проблемы с порядком инициализации. Представьте, если бы у вас была какая-то библиотека, где предварительным условием функции использования было то, что функция init() была вызвана в какой-то момент в прошлом и повлияла на нужную для инициализацию переменную. Компилятор не может увидеть такие зависимости, которые есть только у программиста в голове. По коду этого совсем не видно. Поэтому, думаю, что даже полноценный анализ кода не помог бы решить проблему.

В конечном счете, ограниченные гарантии порядка инициализации, которые мы получили в C++98, были лучшими, которые мы могли получить в данных обстоятельствах. С помощью народного "а вот сделали бы по-человечески", возможно, многие из нас высказали пару ласковых о том, что тот стандарт не был полным без функций constexpr и что статические переменные должны иметь только константную инициализацию. Но такого рода размышления надо оставить это нытикам и нюням. А настоящие программисты прогают на том, что есть. В тех условиях, в которых возможно.

Don't complain to your life. Work on it and stay cool.

#cppcore #goodoldc

​Решение static initialization order fiasco

Раз есть проблема - должно быть и решение. Сегодня поговорим о паре-тройке вариантов. Пост вдохновлен этим комментом нашего подписчика Антона.

Очевидно, что в комментах немного поразгоняли эту тему. Поэтому вот небольшое саммари, плюс немного от себя.

1️⃣ Самое очевидное - дропнуть дурнопахнущие статики. Ну или стараться по-максимуму уменьшать их количество. Человечество давно осознало, что глобальные переменные - зло, а со злом нужно бороться и побеждать его. Используйте ООП, группируйте данные вместе. И не ленитесь передавать объекты в функции. И это поможет вам избавиться о большинства глобальных переменных. Способ, я бы сказал, идеальный. Но наш мир таковым не является и в реальном коде будут продолжать жить статики и надо уметь с ними правильно обходиться.

2️⃣ Делайте свои глобальные объекты constexpr. Глобальные изменяемые объекты - зло. Но вот умные константы, для которых можно проводить вычисления на этапе компиляции - тема богоугодная. Константны в коде так или иначе нужны, а в современных стандартах много уделяется внимания вычислениям на этапе компиляции и не зря. Вряд ли вам на этапе инициализации программы нужно делать что-то суперсложное, зависящее от внешнего мира. Зачастую, много чего можно вычислить в compile-time и не заботиться об опасностях динамической инициализации. К тому же их инициализация безопасна и предсказуема.

3️⃣ Иметь один хэдэр со всеми глобальными переменными и определить их все в одной единице трансляции. В пределах единицы трансляции порядок полностью определен, поэтому никаких проблем не будет. Однако есть один момент, что это решение будет сильно связывать друг с другом несвязанный по смыслу код. Держать все переменные в одном месте может показаться удобным на первый взгляд. Это еще сильнее развязывает руки разработчикам в плане увеличения количества связей между переменными. И в будущем распутывать эти связи будет еще сложнее. Single responsibility ушел в закат...
Да и банально разрабатывать сложнее. Удобно, когда код разбит на модули и каждый модуль максимально изолирован от остальных, чтобы не провоцировать мерж конфликты. А в этот суперфайл будут лезть буквально все и будут постоянные пересечения в изменениях разных разработчиков. Плюс можно так замержиться, что можно сломать логику работы глобальных переменных и все сильно пойдет по одному месту, потому что тесты хрен напишешь на них, а отлавливать баги в глобальных переменных - очень сложно.
Способ хоть и рабочий и много где используется, но далеко не идеальный.

4️⃣ Construct on first use idiom. Помните, как мы говорили про то, что статические локальные переменные функций инициализируются при первом вызове функции? Так вот эту особенность можно использовать, чтобы никогда не использовать объект в неинициализированном виде. Если у вас есть переменная А, инициализация которой зависит от переменной В, то есть вероятность, что В еще не инициализирована. Тогда можно переменную В обернуть в глобальную функцию-геттер, в которой эта переменная будет хранится в виде статическом локальной переменной и ее значение будет возвращаться наружу. Таким образом любое использование переменной будет проходить через вызов этой функции и нам гарантируется, что переменная создастся в момент первого вызова функции. Техника заслуживает отдельный пост, который выйдет чуть позже.

Solve your problems. Stay cool.

#cppcore

Empty base optimization

В этом посте мы рассказали, о том, сколько весит объект пустого класса. Настоятельно рекомендую вернуться к этому посту, чтобы быть в контексте.

Теперь возникает вопрос: что будет, если мы отнаследуемся от пустого класса? Каким образом будет учитываться этот один байт в наследнике и где он будет расположен?

Вообще говоря, ненулевой размер объекта пустого класса нужен просто для нормальной его адресации. Никакой полезной нагрузки он не несет и нужен, чтобы "просто работало". Однако, когда мы наследуется от такого класса, и, например, размещаем в наследнике какие-то поля, то наследник уже не нуждается в фейковом байте, чтобы нормально работать. У него это и так получится прекрасно. Получается, что этот 1 байт будет, как жабры на теле млекопитающего: предкам были нужны, а сейчас вообще ни к селу, ни к пгт.

Поэтому есть такое понятие, как empty base class optimization. Если мы наследуемся от пустого класса, то размер класса наследника будет ровно таким же, как как будто бы он ни от чего не наследовался.

Пример:

struct EmptyClass {
  void MethodMeantJustNotToLeaveClassDeadInside() {}
};

struct Derived : public EmptyClass {
  int a;
  char b;
  double c;
};

struct SizeReference {
  int a;
  char b;
  double c;
};

int main() {
  EmptyClass a;
  Derived b;
  SizeReference c;
  std::cout << "EmptyClass object size: " << sizeof(a) << std::endl;
  std::cout << "Derived object size: " << sizeof(b) << std::endl;
  std::cout << "SizeReference object size: " << sizeof(c) << std::endl;
}

Вывод консоли:

EmptyClass object size: 1
Derived object size: 16
SizeReference object size: 16

Вроде бы очень логичная штука и даже почти интуитивная штука, но немногие знают в ее в профиль и анфас, поэтому сегодня исправили этот момент)

Optimize your life. Stay cool.

#cppcore #optimization

Идентификатор final для виртуальных методов
#новичкам

Продолжаем серию постов! Ранее мы уже упоминали идентификатор со специальным значением final в рамках наследования классов — запрещали создавать наследников того или иного класса. Это поведение распространялось на весь класс целиком, в том числе и на все его методы. Это может быть слишком строгим ограничением в какой-то ветке нашего подсемейства. Например, мы хотим его продолжать развивать, но точечно зафиксировать поведение одного конкретного переопределенного метода.

Запретить переопределение метода в наследниках можно с помощью идентификатора final (С++ 11 и выше):

struct Child : public Parent
{
  void method_name() override final;
};

Ограничивать переопределения виртуальных методов может показаться неочевидным действием. Казалось бы, вот к чему это? Этот вопрос стоит рассматривать с технической и смысловой точки зрения. Начнем с последнего.

Код, который вы пишите, может быть достаточно глубоко осмыслен и выразителен. В частности, в семействе вашего класса можно выделить подсемейство со специфичным и фиксированным поведением.

В качестве примера, давайте рассмотрим семейство датчиков умного дома. Пусть была разработана открытая библиотека, которая предоставляет некоторый набор интерфейсов для разных типов датчиков. Например, для подсемейства пожарных датчиков. Производители устройств могут наследовать специальный интерфейс и реализовать прошивку для своего девайса. Как у них работает этот сенсор — никто не знает, но главное, что в случае срабатывания такого датчика происходит важное, в рамках этого подсемейства, действие - вызывается бригада пожарных. Это достаточно важный смысл, который может быть заложен в наследника класса и ограничен в переопределении для производителя:

// Датчик возгорания
struct IFireSensor : public ISensor
{
  // В случае срабатывания, вызываем пожарных
  void onAlarm(control_panel_t *ctrl) override final
  {
    ctrl->call_fireman();
  }
};

Думаю, обосновывать важность этого ограничения не стоит. Если производитель по каким-то причинам захочет вызвать бригаду стриптизёров вместо пожарных, то до жаркой вечеринки дело не дойдёт!

Конечно, можно написать комментарии к коду, в надежде, что их прочитают... Но вот практика показывает, что их периодически игнорируют. Если какое-то ограничение не срабатывает во время компиляции и доходит до ревью, то разработка затягивается. Пока это увидят, пока переделают... Да и вообще, это сработает, только если у проверяющего достаточно компетенций / внимательности.

Кстати, хоть final и может быть применён только к виртуальному методу, мы не можем с помощью него проверить действительно ли мы переопределяем метод. Идентификатор final может быть применён к новому объявленному методу, а override нельзя. Следовательно, мы можем добиться такой ситуации: живой пример.

С помощью идентификатора final можно расширить список гарантий, которые предоставляет выделенная ветка семейства классов. Это может оказаться полезным не только для разработчиков, но и для компилятора. Так можно выполнить некоторые оптимизации, ускоряющие работу вашей программы. Поговорим об этом в следующих постах.

#cppcore #cpp11

Construct on first use idiom

Давайте здесь по-подробнее остановимся. Вещь важная. Предыдущий пост. #опытным

Название говорящее и говорит оно нам, что объект будет конструироваться при первом использовании, а не когда-то заранее. То есть это ленивые вычисления.

Суть в том, чтобы создавать объект только в тот момент, когда он нам понадобиться. Так мы можем четко контролировать момент его инициализации. Делается это с помощью статических локальных переменных.

Мы помним, что они инициализируются при первом вызове функции и существуют они до смерти всей программы. Таким образом, если мы из функции будем возвращать ссылку на эту переменную, то есть сделаем такой геттер, то мы функционально будем иметь глобальную переменную, для которой мы контролируем начало ее жизни.

Вернемся к примеру и посмотрим, как это выглядит. Было так:

// source.cpp
int quad(int n) {
  return n * n;
}

auto staticA = quad(5);

// main.cpp
#include <iostream>

extern int staticA;
auto staticB = staticA;

int main() {
  std::cout << "staticB: " << staticB << std::endl;
}

а теперь стало так:

// source.cpp
int quad(int n) {
  return n * n;
}

int& GetStaticA() {
  static int staticA = quad(5);
return staticA;

}

// main.cpp
#include <iostream>

int& GetStaticA();
static auto staticB = GetStaticA();
// just omit main

Переменная staticB зависит от значения staticA и это может вызвать проблемы, если инициализации staticB произойдет первой.

Теперь следите за руками: мы берем и оборачивает переменную, задающую значение, в функцию-геттер, которая просто выдает наружу значение этой переменной. Но инициализироваться staticA будет ровно в момент первого вызова функции GetStaticA. Таким образом, мы форсим рантайм инициализировать staticA первым при любых обстоятельствах.

Теперь результат компиляции не зависит от порядка файлов, которые передаются на вход. Что так g++ main.cpp source.cpp, что так g++ source.cpp main.cpp, результат будет staticB: 25.

Если у класса есть статическое поле и создание класса зависит от этого статического поля, то попробуйте перенести это поле внутрь статической функции(пример из этого поста):

using Map = std::map<std::string, std::unique_ptr<InitializationTest>>;
class InitializationTest {
public:
  static Map& GetMap() {
    static Map map;
    return map;
  }
  static bool Create(std::string ID) {
    GetMap().insert({ID, std::move(std::unique_ptr<InitializationTest>{new InitializationTest})});
    return true;
  }
  
private:
  static Map map;
  Test() = default;
};

static bool creation_result = InitializationTest::Create("qwe");

int main() {}

Теперь во всех местах использования бывшего статического поля, мы вызывает статический метод. Таким образом наша мапа создается ровно по первому нашему хотению и создавать статический объект класса InitializationTest теперь абсолютно безопасно.

Если у вас есть 2 статических объекта пользовательского типа и инициализация одного из них предполагает использование другого, то можно сделать так(пример нагло украден у подписчика Бобра из этого коммента)

// singleton.h
class Singleton {
public:
    static Singleton& instance() {
        static Singleton inst{};
        return inst;
    }
    int makeSomethingUsefull(){}
private:
    Singleton() = default;
};

//another_singleton.h
#include "singleton.h"

class AnotherSingleton {
public:
    static AnotherSingleton& instance() {;
        static AnotherSingleton inst{Singleton::instance().makeSomethingUsefull()};
        return inst;
    }
private:
    AnotherSingleton(int param) : data{param} {};
    int data;
};

В этом примере создание объекта класса AnotherSingleton зависит от объекта Singleton. Поэтому мы запрещаем плебесам создавать объекты класса Singleton, а создаем его один раз в статической функции геттера инстанса объекта и дальше везде используем только этот инстанс.

Заключение в комментах

Solve your problems. Stay cool.

#cppcore #goodpractice #design

​Как работает динамический полиморфизм?
#новичкам

Продолжаем серию постов! В предыдущих статьях мы немного познакомились с возможностями полиморфных классов. Давайте подумаем, как же эта штука работает? По возможности, на собеседованиях интересуются этим вопросом 😉

Наверняка у вас так или иначе пробегал вопрос в голове: как же во время выполнения программы получается выбрать нужную реализацию метода, обращаясь к указателю лишь базового класса?

struct Base
{
  virtual void vmethod_1();
  virtual void vmethod_2();
};

struct Derived : public Base
{
  void vmethod_2() override;
};

Base *data = new Derived();

// Calls Derived::vmethod_2()
data->vmethod_2();

Это подталкивает к мысли, что объект полиморфного класса хранит какой-то секретик и владеет информацией о том, какие реализации методов надо вызывать.

Объекты полиморфных классов отличаются тем, что содержат в себе скрытый указатель на дополнительный участок памяти. В частности, размер объекта полиморфного класса немного больше:

sizeof(Base) // returns 8

Несмотря на то, что в Base нет никаких полей, в данном случае размер не будет равен одному байту. Класс Base формально пуст, но как раз под этот скрытый указатель резервируется доп. память: живой пример. На платформе x86-64 размер указателя равен 8 байт.

Данный скрытый указатель ведет в статическую область памяти, где лежит таблица виртуальных методов. Эта таблица представляет собой массив указателей на методы полиморфных наследников, в том числе и переопределенные. В общем случае, компилятор генерирует такие инструкции, которые будут разыменовывать эти указатели и совершать вызов нужной реализации. Это называется косвенным вызовом, indirect call.

Независимо от типа указателя на объект полиморфного класса, его скрытый указатель будет смотреть именно на ту таблицу, которая ассоциирована с конструированным классом:

// Скрытый указатель объекта
// смотрит на vtable класса Base
Base *data = new Base();

// Скрытый указатель объекта
// смотрит на vtable класса Derived
Base *data = new Derived();

Таким образом, и получается отвязать тип указателя от набора методов, которые должны быть вызваны.

Таблицы виртуальных методов генерируются на каждый полиморфный класс (не объект!), чтобы учесть все переопределения методов. Компилятор анализирует объявленные виртуальные методы и пронумеровывает их, а затем в этом порядке размещает в таблице. Например, для базового класса она будет выглядеть так:

|    vtable of Base   |
|---------------------|
|   &Base::vmethod_1  |
|---------------------|
|   &Base::vmethod_2  |

А для наследованного класса уже вот так:

|  vtable of Derived  |
|---------------------|
|   &Base::vmethod_1  |
|---------------------|
| &Derived::vmethod_2 |

В конкретно взятых табличках всего две ячейки, которые хранят адрес на свою реализацию виртуального метода. В момент вызова, нам будет известен порядковый номер виртуального метода, а значит и его ячейку в таблице.

В общем случае, без каких либо оптимизаций, вызов виртуального метода состоит из следующих шагов:
1. Прочитать скрытый виртуальный указатель на таблицу
2. Сместить значение загруженного указателя до записи в таблице с адресом вызываемого метода
3. Прочитать адрес метода
4. Выполнить косвенный вызов по прочитанному адресу

Давайте мысленно препарируем участок вызывающего кода:

void virtual_call(Base *object)
{
  // 1. Разыменовываем указатель `data` на класс `Base`
  // 2. Читаем указатель на vtable
  // 3. Смещаемся на величину 1 указателя
  // 4. Читаем указатель на `vmethod_2`
  // 5. Вызываем данный метод
  // 6. Ого! Оказывается, это была переопределение Derived::vmethod_2
  object->vmethod_2();
}

Думаю, что по моим комментариям к коду, а именно п. 6, видно, что даже сама программа не знает, что именно она вызывает, пока этого не сделает. Именно поэтому эта механика называется динамический полиморфизм.

Продолжение в комментариях 👇

#howitworks #cppcore

​Проблема Construct on first use idiom
#опытным

Прошлый пост показывает решение проблемы static initialization order fiasco. Однако даже этот прием имеет свои проблемы.

Дело в том, что мы сильно фокусировались на инициализации объекта и решали проблемы с ней. Но как насчет разрушения объекта? Мы подумали об этом? Not really.

Давайте возьмем классы, которые могут быть использованы для создания и статических объектов и любых других.

// ClassA.h
class ClassA {
public:
    int makeSomethingUsefull(){}
    ~ClassA() { another_global.use_it();}
};

static ClassA& GetStaticClassA() {
  static ClassA inst{};
  return inst;
}

//another_singleton.h
#include "singleton.h"

class ClassB {
public:
    ClassB(int param) : data{param} {};
    ~ClassB() { another_global.use_it();}
private:
    int data;
};

static ClassB& GetStaticClassB() {;
    static ClassB inst{GetStaticClassA().makeSomethingUsefull()};
    return inst;
}

У нас все также 2 класса, но они уже не синглтоны, а могут создаваться в какой угодно области. Нам нужны статические объекты этих классов. И мы, как умные дяди, оградили себя от проблемы инициализации статиков, используя construct on first use idiom. Однако замечу, что в деструкторах наших классов они используют глобальную переменную another_global. И например, для объектов с автоматическим временем жизни это вообще не проблема, они свободно создаются и разрушаются.

Но что же будет, если так получится, что another_global удалится раньше, чем статические объекты наших классов? Правильно. Static deinitialization order fiasco. Обращение к уже разрушенному объекту - такое же UB, как и обращение к еще не инициализированному.

Кому-то очень сильно сейчас может свести багскулы, потому что логирование в деструкторах объектов, которые могут быть статиками - очень частая вещь, а соотвественно и потенциальная проблема. Подписчики могут подтвердить это в комментах.

Я сознательно тут в пример не ставлю синглтоны, потому что для них еще как-то можно осознать потенциальную проблему самостоятельно: объект один, мы четко понимаем, как он себя ведет, и можем подумать о его разрушении. Но в сегодняшнем примере при создании подобных классов обычно сильно не задумываются, что объект могут создать в статической области, а значит и о статической деинициализации не думают. Такая невнимательность может привести к трудноотловимым багам.

И это проблема не идиомы в целом, а подхода к созданию объекта. Есть и другой способ это делать:

// ClassA.h

// Here Class A definition

static ClassA& GetStaticClassA() {
    static ClassA* inst = new ClassA{};
    return *inst;
}

//another_singleton.h
#include "singleton.h"

// Here ClassB definition

static ClassB& GetStaticClassB() {;
    static ClassB* inst = new ClassB{GetStaticClassA().makeSomethingUsefull()};
    return *inst;
}

Обратите внимание на магию. Мы внутри статических функций определяем не статические объекты, а статические указатели, к которым при первом вызове прикрепляем динамически созданные объекты. Вроде ничего кардинально не поменялось, но это на первый взгляд.

Мы никогда не вызываем delete. В конце программы разрушится только указатель, но не объект, на который он указывает. Обычно такая ситуация называется data leak, но в этом случае "вы не понимаете, это другое". Потому что при завершении программы ОС сама освобождает всю память, которая была занята программой и на самом деле ничего не утекает. Утечка памяти - это постоянное увеличение использования памяти программы со временем ее жизни. А тут мы один раз захватили эту память(и только эту!), но просто не отдали. Потребление памяти в течение программы не увеличивается. Как говорится: "Это норма!".

Этот вариант конечно не подойдет для тех случаев, если вам прям обязательно как-то сигнализировать о разрушении всех-превсех объектов этого класса и без этого никуда. Но он совершенно точно избавит вас от потенциальных проблем деинициализации(ее просто не будет хехе), если вам не важен деструктор статических объектов.

See drawbacks of your solutions. Stay cool.

#goodpractice #design #cppcore

Как работает dynamic_cast? RTTI!
#опытным #fun

Продолжаем серию! В прошлой статье мы познакомились с таблицей виртуальных методов. Помимо этой таблицы, в этой же области памяти скрывается еще одна структура.

Как мы видели ранее, для полиморфных объектов существует специальный оператор dynamic_cast. Стандарт не регламентирует его реализацию, но чаще всего, для работы требуется дополнительная информация о типе полиморфного объекта RTTI (Run Time Type Information). Посмотреть эту структуру можно с помощью оператора typeid:

cpp
const auto &RTTI = typeid(object);

Обратите внимание, typeid возвращает read-only ссылку на объект std::type_info, т.к. эту область памяти нельзя изменять — она была сгенерирована компилятором на этапе компиляции.

Содержимое RTTI зависит от компилятора, но как минимум там хранится hash полиморфного класса и его имя, которые доступны из std::type_info. Маловероятно, что вам на этом потребуется построить какую-то логику приложения, но эта штука могла бы быть вам полезна при отладке / подсчёте статистики и т.д.

Операторы dynamic_cast и typeid получают доступ к этой структуре так же через скрытый виртуальный указатель, который подшивается к объектам полиморфного класса. Как мы знаем, этот указатель смотрит на начало таблицы виртуальных методов, коих может быть бесчисленное множество и варьироваться от наследника к наследнику.

Как же нам найти начало объекта RTTI? Не боги горшки обжигают, есть просто специальный указатель, который расположен прямо перед началом таблицы виртуальных методов. Он и ведёт к объекту RTTI:

┌-─|   ptr to RTTI  |   vtable pointer
|  |----------------| <-  looks here
|  | vtable methods |
|  |----------------|
└─>|   RTTI object  |

Получив доступ к дополнительной информации остаётся выполнить приведение типа: upcast, downcast, sidecast/crosscast. Эта задача требует совершить поиск в ориентированном ациклическом графе (DAG, directed acyclic graph), что в рамках этой операции может быть трудоёмким, но необходимым для обработки общего случая. Теперь мы можем даже ответить, почему dynamic_cast такой медленный.

Можем ли мы как-то ускорить работу? Мы можем просто запретить использовать dynamic_cast 😄 Это можно сделать, отключив RTTI с помощью флага компиляции:

-fno-rtti

И такое ограничение будет автоматически подталкивать к пересмотру полученной архитектуры решения или разработке собственного механизма приведения типов.

На счет последнего надо много и долго думать. На стыке двух динамических библиотек, которые могут ничего не знать друг о друге, придется как-то проверять, что лежит в динамическом типе. Так же необходимо учитывать особенности множественного и виртуального наследования. От них можно и в принципе отказаться, но как запретить вышеупомянутые виды наследования в коде? Меня бы в первую очередь интересовала автономная и независимая жизнь проекта без пристального надзора хранителей знаний. Это задача, которая имеет много подводных камней или требует введения в проект ограничений, дополнительного контроля.

Если dynamic_cast становится бутылочным горлышком, то в первую очередь стоит пересмотреть именно архитектуру решения, а оптимизации оставить на крайний случай.

#cppcore #howitworks

​Еще одна проблема при разрушении статиков
#опытным

Идею для поста подкинул Михаил в этом комменте

Суть в чем. Все глобальные переменные, не помеченные thread_local, создаются и уничтожаются в главном потоке, в котором выполняется main(). Но использовать мы их можем и в других потоках, адресное пространство-то одно. И вот здесь скрывается опасность: мы можем использовать в другом потоке глобальную переменную, которая уже была уничтожена!

Вы просите объяснений? Их есть у меня.

Для начала нужно понять, при каких условиях мы можем получить ситуацию, при которой статическая переменная уже удалилась, программа еще не завершилась, а другой тред продолжает использовать переменную.

По пунктам

1️⃣ Статические переменные удаляются при вызове std::exit, что происходит после завершения main(). Значит, нам нужно выйти из main'а.

2️⃣ Получается, что второй поток должен продолжать выполняться даже после завершения main. Тут только один вариант: отделить тред от его объекта, чтобы его не нужно было джойнить. Делается это с помощью метода detach().

3️⃣ Использование переменной вторым потоком должно быть между разрушением глобальной переменной и завершением std::exit, потому что эта функция завершает процесс. И естественно, что после завершения процесса уже никакие потоки выполняться не могут.

Вот такие незамысловатые условия. Давайте посмотрим на примере.

struct A {
  ~A() {  
    std::this_thread::sleep_for(std::chrono::seconds(5));
  }
};

struct B {
  std::string str = "Use me";
  ~B() {
    std::cout << "B dtor" << std::endl;;
  }
};

A global_for_waiting_inside_globals_dectruction;
B violated_global;

void Func() {
  for (int i = 0; i < 20; ++i) {
    std::cout << violated_global.str << std::endl;
    std::this_thread::sleep_for(std::chrono::seconds(1));
  }
}

int main() {
  std::thread th{Func};
  th.detach();
  std::this_thread::sleep_for(std::chrono::seconds(3)); // aka some usefull work
}

Быстренькое пояснение. Создал 2 простеньких класса, которые позволят наглядно показать процесс удаления переменной и использования ее после удаления. Деструктор первого класса заставляет главный тред уснуть на 5 секунд, что помещает программу в опасное состояние как раз между ее завершением и разрушением статиков. Второй класс мы как раз и будем использовать для создания шаренного объекта, который использует второй тред. У него в деструкторе выводится сообщение-индикатор удаления. Давайте посмотрим на вывод:

Use me
Use me
Use me
B dtor
Use me
Use me
Use me
Use me
Use me

Поймана за хвост, паршивка! Мы используем поле удаленного объекта, что чистой воды UB!

Собсна, это еще одна причина отказываться от статических объектов в пользу инкапсуляции их в классы и прокидывания явным образом во все нужные места. Потому что даже такая базовая вещь, как логгер, может сильно подпортить жизнь.

Если я что-то упустил, то пусть Михаил меня поправит в комментах.

Avoid dangerous practices. Stay cool.

#cppcore #cpp11 #concurrency

Девиртуализация вызовов. Ч2
#опытным

В предыдущем посте мы столкнулись с невозможностью девиртуализировать функцию bar, т.к. мы не могли гарантировать отсутствие вызовов из других единиц трансляции.

Получается, что нам достаточно ограничить внешнее связывание? Рассмотрим в примерах дальше 😊

Запрет на внешнее связывание 1
Итак, мы ведь знаем, что для конкретной функции можно запретить внешнее связывание, например, с помощью static. Из живого примера:

// direct call!
static void bar(Base &da, Base &db)
{
                // push  rbx
                // mov   rax, [rdi]
                // mov   rbx, rsi
  da.vmethod(); // call  DerivedA::vmethod()
                // mov   rdi, rbx
                // pop   rbx
  db.vmethod(); // jmp   DerivedB::vmethod()
}

Вызов функции bar - единственный в данной единице трансляции, с конкретными наследниками Base. Следовательно, мы можем доказать П.2, П.4, П.3 (терминология из первой части).

Кстати, П.2 может быть доказан лишь частично! Например, bar можно вызывать с разными аргументами, тогда оптимизация будет совершена лишь частично:

// indirect + direct call
static void bar(Base &da, Base &db)
{
                // push  rbx
                // mov   rax, [rdi]
                // mov   rbx, rsi
  da.vmethod(); // call  [[rax]]
                // mov   rdi, rbx
                // pop   rbx
  db.vmethod(); // jmp   DerivedB::vmethod()
}

В данном случае, с учетом всех наборов аргументов при вызове foo, только второй vmethod может быть оптимизирован.

Запрет на внешнее связывание 2
В предыдущих способах можно заметить, что сложности возникают с доказательством П.2 и П.4. Компилятор опасается, что в других единицах трансляции появятся либо новые перегрузки, либо будут вызваны функции с объектами других наследников полиморфных классов.

Учитывая особенности сборки проекта, разработчик может намеренно сообщить компилятору, что других единиц трансляции не будет. В частности, для LLVM Clang можно применить следующие опции:

-flto -fwhole-program-vtables -fvisibility=hidden

В GCC можно вообще указать, что компилируемая единица и есть вся программа с помощью флага:

-fwhole-program

Он буквально разрешает считать, что компилятор знает ВСЕ известные перегрузки и их вызовы. Короче, отметит все функции ключевым словом static: живой пример.

Запрет на внешнее связывание 3
Еще один способ показать компилятору, что новых полиморфных перегрузок не появится. Можно использовать unnamed namespace:

namespace
{
  struct Base
  {
    virtual void vmethod();
  };
  
  struct Derived : public Base
  {
    void vmethod() override;
  };
}

Теперь данное семейство полиморфных классов будет скрыто от других единиц трансляции, что доказывает компилятору П.3 и П.4, а так же П.2 по месту требования.

Вот такими несложными действиями можно сократить количество обращений к таблице виртуальных методов и ускорить выполнение вашего приложения 😉

#cppcore #hardcore #howitworks

C-style cast
#новичкам

Как уже неоднократно было нами отмечено, что язык C++ разрабатывался с поддержкой обратной совместимости языка C. В частности, в C++ поддерживается приведение в стиле C:

int value = (int)arg;

Это достаточно короткий и, на первый взгляд, интуитивно понятный оператор, за что его необоснованно любят использовать в C++.

Вот давайте вспомним все операторы приведения, про которые мы успели рассказать? У нас были посты про:
- static_cast
- reinterpret_cast
- const_cast
- dynamic_cast

У каждого из них есть своя область применения и соответствующий алгоритм приведения, а так же наборы проверок! Т.к. C-style cast сочетает в себе все вышеперечисленные операторы, то большая часть проверок просто отсутствует... Они не проверяют конкретный случай, что является очень опасным моментом.

В случае невозможности желаемого приведения, C-style cast совершит другое подходящее. Рассмотрим ошибку из живого примера:

cpp
using PPrintableValue = PrintableValue *;
...
auto data = (PPrintableValue)value;

Мы хотели привести value к типу PrintableValue (int64_t -> int32_t). Но в результате неудачного нейминга псевдонима мы ошиблись. Вдруг клавиша P залипла просто? Вдруг рефакторинг неудачно прошел? В итоге мы собрали программу, смогли её запустить и привели int64_t к int32_t*, а дальше его попытались разыменовать. На первый взгляд, ошибка непонятна: мы ожидали static_cast, а получили reinterpret_cast. В больших продуктах такие ошибки могут оставаться незамеченными, пока не будет проведено полное тестирование продукта (вами или клиентом).

Давайте вспомним про приведение между ветками ромбовидного наследования из статьи про dynamic_cast. Использование C-style приведения бездумно выполнит то, что от него попросили и вляпается в ошибку, хоть красненьким и не подчеркивается :) На самом деле он выполнит reinterpret_cast, но это логическая ошибка! Нам очевидно, что этот оператор не подходит по смыслу, но может подойти static_cast. Если мы попробуем это сделать, будет ошибка компиляции:

error: invalid 'static_cast' from type 'Mother*' to type 'Father*':
Father *switched_son_of_father = static_cast<Father*>(son_of_mother);

Опустим тему с const_cast, думаю, тут и так все понятно.

И вот ладно, дело во внимательности и понимании предназначения операторов... C-style cast позволяет выполнить приведение к приватным предкам класса: живой пример. Вот от вас намеренно хотели скрыть возможность вмешательства в поведение предка, а вы это ограничение обошли и даже не заметили подвоха. Увидеть это на ревью так же сложно! Это ведет к очень забагованному поведению программы.

Оператор C-style cast скрывает в себе достаточно неочевидное поведение в некоторых ситуациях. Его сложно заметить, его сложно отлаживать. Возможно, что будет проще отказаться от него вовсе, чем помнить о всех подводных камнях. Предупреждения вам в помощь! Добавляйте опцию компилятора:

-Wold-style-cast

#cppcore #goodpractice

​Double-Checked Locking Pattern. Мотивация
#новичкам

Михаил на ретро предложил идею посмотреть в прошлое на определенную проблему и понять, как изменялись подходы к решению проблемы. Тут не прям сильно далеко пойдем и сильно много итераций будем рассматривать, но все же. Также были запросы на многопоточку и паттерны плюсовые. Собсна, все это комбинируя с большой темой статиков, начинаем изучать паттерн Блокировки с двойной проверкой.

Начнем с того, что в стародавние времена до С++11 у нас была довольно примитивная модель памяти, которая вообще не знала о существовании потоков. И не было вот этой гарантии для статических локальных переменных:

...
If control enters the declaration concurrently 
while the variable is being initialized, 
the concurrent execution shall wait for 
completion of the initialization.

Поэтому раньше люди не могли писать такой простой код:

Singleton& GetInstance() {
  static Singleton inst{};
  return inst;
}

и надеяться на то, что объект будет создаваться потокобезопасно.

Самое простое, что можно здесь придумать - влепить замок и не париться.

class Singleton {
public:
    static Singleton* instance() {
        Lock lock; 
      if (inst_ptr == NULL) {
          inst_ptr = new Singleton;
      }
        return inst_ptr;
    }
private:
    Singleton() = default;
    static Singleton* inst_ptr;
};

У нас есть какая-то своя RAII обертка Lock над каким-то мьютексом(до С++11 ни std::mutex, ни std::lock_guard не существовало, приходилось велосипедить(ну или бустовать, кому как удобнее)).

Обратите внимание, как это работает. Статические указатели автоматически zero-инициализируются нулем, поэтому в начале inst_ptr равен NULL. Дальше нужно проверить, если указатель еще нулевой, то значит мы ничего не проинициализировали и нужно создать объект. И делать это должен один тред. Но куда поставить лок? На весь скоуп или только внутри условия на создание объекта?

Дело в том, что может получиться так, что несколько потоков одновременно войдут в условие. Но только один из них успешно возьмет лок. Создаст объект и отпустит мьютекс. Но другие потоки-то уже вошли в условие. И когда настанет их черед выполняться, то они просто будут пересоздавать объекты и мы получим бог знает какие сайдэффекты. Плюс утечку памяти, так как изначально созданные объект потеряется навсегда. Плюс получается, что наш синглтон не такой уж и сингл...

Именно поэтому замок должен стоять с самого начала, чтобы только один поток вошел в условие. И создал объект. А все остальные потоки будут просто пользоваться этим объектом, обходя условие.

Однако теперь возникает проблема. Нам, вообще говоря, этот замок нахрен не сдался после того, как мы создали объект. Захват и освобождение мьютекса - довольно затратные операции и не хотелось бы их каждый раз выполнять, когда мы просто хотим получить доступ к нашему объекту-одиночке. И было бы очень удобно перенести этот лок в условие. Но в текущей реализации это невозможно...

Здесь-то и приходит на помощь шаблон блокировки с двойной проверкой, о котором подробнее поговорим в следующих статьях.

Solve your problems. Stay cool.

#multitasking #cppcore #cpp11

​Double-Checked Locking Pattern Classic
#опытным

Ядро идеи этого паттерна - тот факт, что решение из предыдущего поста неоптимально. Нам на самом деле нужно всего один раз взять замок для того, чтобы создать объект и потом не возвращаться к этом шагу. Если кто-то увидит, что наш указатель - ненулевой, то он даже не будет пытаться что-то делать и сразу вернется из функции.

Поэтому в паттерне блокировки с двойной проверкой, нулёвость указателя проверяется перед локом. Таким образом мы откидываем просадку производительности для подавляющего большинства вызова геттера синглтона. Однако у нас теперь остается узкое место - момент инициализации. И вот где появляется вторая проверка(всю обертку уже не буду писать для краткости).

static Singleton* Singleton::instance() {
  if (inst_ptr == NULL) {
    Lock lock;
    if (inst_ptr == NULL) {
      inst_ptr = new Singleton;
    }
  }
  return inst_ptr;
}

Таким образом, даже если 2 потока войдут в первое условие и первый из них проинициализирует указатель, то второй поток будет вынужден проверить еще раз, можно ли ему создать объект. И грустный вернется из геттера, потому что ему нельзя.

Это классическая реализация, многие подписчики, думаю, видели ее. Однако от того, что она классическая, не следует, что она корректная.

Давайте посмотрим на вот эту строчку поближе:

inst_ptr = new Singleton;

Что здесь происходит? На самом деле происходят 3 шага:

1️⃣ Аллокация памяти под объект.

2️⃣ Вызов его конструктора на аллоцированной памяти.

3️⃣ Присваивание inst_ptr'у нового значения.

И вот мы, как наивные чукотские мальчики, думаем, что все эти 3 шага происходят в этом конкретном порядке. А вот фигушки! Компилятор, мать его ети. Иногда он может просто взять и переставить шаги 2 и 3 местами! И вот к чему это может привести.

Давайте посмотрим эквивалентный плюсовый код, когда компилятор переставил шаги:

static Singleton* Singleton::instance() {
  if (inst_ptr == NULL) {
    Lock lock;
    if (inst_ptr == NULL) {
      inst_ptr = // step 3
      operator new(sizeof(Singleton)); // step 1
      new(inst_ptr) Singleton; // step 2
    }
  }
  return inst_ptr;
}

Че здесь происходит. Здесь просто явно показаны шаги. С помощью operator new мы выделяем память(1 шаг), дальше присваиваем указатель на эту память inst_ptr'у(шаг 3). И в конце конструируем объект. И напомню, это не программист так пишет. Это эквивалентный код тому, что может сгенерировать компилятор.

И этот код совсем не эквивалентен тому, что было изначально. Потому что конструктор Singleton может кинуть исключение и очень важно, чтобы есть он это сделает, то inst_ptr останется нетронутым. А он как бы изменяется. Поэтому, в большинстве случаев, компилятору нельзя генерировать такой код. Но при определенных условиях, он может это сделать. Например, если докажет сам себе, что конструктор не может кинуть исключение. И вот тогда происходит magic.

Тред №1 входит в первое условие, берет лок и выполняет шаги 1 и 3 и потом засыпает по воле планировщика. И мы имеем состояние, когда указатель проинициализирован, а объекта на этой памяти еще нет(шаг 2 не выполнен).

Тред №2 входит в функцию, видит, что указатель ненулевой и возвращает его наружу. А внешний код потом берет и разыименовывает указатель с непроинициализированной памятью. Уупс. UB.

Что можно сделать? Вообще говоря, ничего. Если сам язык не подразумевает многопоточности, то компилятор даже не думает о таких штуках и с его точки зрения все валидно. Даже volatile предотвращает реордеринг инструкций в рамках только одного потока. Но мы же в многоядерной среде и там существуют совершенно другие эффекты, о которых "безпоточные" С и С++ в душе не знают. Напоминаю, что мы до сих пор в эре до С++11. Завтра чуть ближе посмотрим на конкретные проблемы, при которых мы сталкиваемся, находясь в многопоточном окружении.

Criticize your solutions. Stay cool.

#concurrency #cppcore #compiler #cpp11

Что опасного в многопоточке?
#новичкам

Монстры, морские чудовища, жуткие болезни... Все это снится разработчику, ломающему голову над проблемой в его многопоточном коде. Что же такого трудного для понимания и для отлавливания может произойти?

Одна из многих проблем - когерентность кэша. У нас есть много вычислительных юнитов. У каждого из них есть свой кэш. И все они шарят общее адресное пространство процесса. Кэши напрямую не связаны с другими вычислительными юнитами, только со своими(это про кэши низких уровней). В такой архитектуре нужно четко определить механизм, по которому изменения одного кэша станут видны другому ядру. Такие механизмы есть. Например, упрощенный вариант того, что сейчас есть - модель MESI. Непростая штука и мы пока не будем разбираться в деталях. Важно вот что: на процесс, охватывающий промежуток от изменения одной кэш линии до того, как эти изменения станут доступны другому ядру, тратится время. И это не атомарная операция! То есть нет такого, что при каждом изменении кэш линии информация об этом инциденте моментально доходит до других юнитов и они тут же первым приоритетом подгружают новое значение. Это очень неэффективно. Поэтому может случиться такая ситуация, при которой переменная в одном кэше процессора уже изменилась, а в другом кэше еще осталась ее старая копия, которая используется другим процессором. Это и есть одна из граней проблемы когерентности кэша.

Если с одной операцией-то тяжко, то еще более bizarre ситуация становится, когда мы начинаем рассматривать две связанных операции. Представим себе такую картину:

struct Class {
  Class(int a, int b, int c) : x{a}, y{b}, z{c} {}
  int x;
  int y;
  int z;
};

Class * shared;

void fun() {
  shared = new Class{1, 2, 3};
}

Функция fun выполняется в каком-то потоке и и меняет значения переменной. Логично, что в начале выполняется создание объекта, а потом присвоение указателя. Но это актуально лишь для этого потока и так это видит соотвествующее ядро. Мы ведь в многопоточной среде, здесь убивают...
Может произойти так, что данные в другой процессор подтянутся в обратном порядке. То есть в начале появится инициализированный указатель, указывающий на какую-то память, а потом подтянется инфа об созданном на этой памяти объекте. Вот и получается, что этот другой поток может сделать проверку:

if (shared) 
  // do smt with object

И код войдет в условие, потому что указатель ненулевой. Но память по этому указателю будет еще не инициализирована. А это, друзья, наше любимое UB.

И это в точности то, что может происходить с нашим беднягой синглтоном! Если вы думаете, что lock на мьютексе вас спасет, то нет, не спасет!

Да, лок подразумевает барьеры памяти и при unlock'e изменения флашатся. Но на незащищенном чтении-то они подтягиваются без барьеров! Это был небольшой спойлер для шарящих за барьеры. О них не сегодня.

Именно поэтому даже если мы все вместе обмажемся маслом и начнем бороться volatile и будем везде его пихать, то это все равно не поможет. Жонглирование указателями тоже. Тут проблема даже не в том, что компилятор как-то переставляет инструкции. Помимо всего прочего и сам процессор может менять местами инструкции для большей производительности. На такие штуки мы уже никак не влияем. Просто смиритесь с тем, что природа многопоточного мира такая и с этим надо уметь работать и решать такие проблемы.

Завтра как раз об этом и поговорим.

Be able to work in multitasking mode. Stay cool.

#concurrency #cppcore