c primer閱讀筆記 15章 5

15.5. 繼承情況下的類作用域

1、在繼承情況下，派生類的作用域巢狀在基類作用域中。如果不能在派生類作用域中確定名字，就在外圍基類作用域中查詢該名字的定義。正是這種類作用域的層次巢狀使我們能夠直接訪問基類的成員，就好象這些成員是派生類成員一樣。

15.5.1. 名字查詢在編譯時發生

1、物件、引用或指標的靜態型別（？？？）決定了物件能夠完成的行為。甚至當靜態型別和動態型別可能不同的時候，就像使用基類型別的引用或指標時可能會發生的，靜態型別仍然決定著可以使用什麼成員。例如，可以給 disc_item 類增加乙個成員，該成員返回乙個儲存最小（或最大）數量和折扣**的 pair 物件：

class disc_item : public item_base 
// other members as before
};

只能通過 disc_item 型別或 disc_item 派生型別的物件、指標或引用訪問 discount_policy：

bulk_item bulk;
bulk_item *bulkp = &bulk;  // ok: static and dynamic types are the same
item_base *itemp = &bulk;  // ok: static and dynamic types differ
bulkp->discount_policy();  // ok: bulkp has type bulk_item*
itemp->discount_policy();  // error: itemp has type item_base*

重新定義 itemp 的訪問是錯誤的，因為基類型別的指標（引用或物件）只能訪問物件的基類部分，而在基類中沒有定義 discount_policy 成員。

15.5.2. 名字衝突與繼承

1、與基類成員同名的派生類成員將遮蔽對基類成員的直接訪問。

2、可以使用作用域操作符訪問被遮蔽的基類成員。

15.5.3. 作用域與成員函式

1、在基類和派生類中使用同一名字的成員函式，其行為與資料成員一樣：在派生類作用域中派生類成員將遮蔽基類成員。即使函式原型不同，基類成員也會被遮蔽

2、區域性作用域中宣告的函式不會過載全域性作用域中定義的函式（第 7.8.1 節），同樣，派生類中定義的函式也不過載基類中定義的成員。通過派生類物件呼叫函式時，實參必須與派生類中定義的版本相匹配，只有在派生類根本沒有定義該函式時，才考慮基類函式。

過載函式

3、像其他任意函式一樣，成員函式（無論虛還是非虛）也可以過載。派生類可以重定義所繼承的 0 個或多個版本。

4、如果派生類重定義了過載成員，則通過派生型別只能訪問派生類中重定義的那些成員。

5、如果派生類想通過自身型別使用的過載版本，則派生類必須要麼重定義所有過載版本，要麼乙個也不重定義。

6、派生類不用重定義所繼承的每乙個基類版本，它可以為過載成員提供 using 宣告（第 15.2.5 節）。乙個 using 宣告只能指定乙個名字，不能指定形參表，因此，為基類成員函式名稱而作的 using 宣告將該函式的所有過載例項加到派生類的作用域。將所有名字加入作用域之後，派生類只需要重定義本型別確實必須定義的那些函式，對其他版本可以使用繼承的定義。

15.5.4. 虛函式與作用域

1、要獲得動態繫結，必須通過基類的引用或指標呼叫虛成員。當我們這樣做時，編譯器器將在基類中查詢函式。假定找到了名字，編譯器就檢查實參是否與形參匹配。

2、現在可以理解虛函式為什麼必須在基類和派生類中擁有同一原型了。如果基類成員與派生類成員接受的實參不同，就沒有辦法通過基類型別的引用或指標呼叫派生類函式。考慮如下（人為的）為集合：

class base ;
class d1 : public base ;
class d2 : public d1 ;

d1 中的 fcn 版本沒有重定義 base 的虛函式 fcn，相反，它遮蔽了基類的 fcn。結果 d1 有兩個名為 fcn 的函式：類從 base 繼承了乙個名為 fcn 的虛函式，類又定義了自己的名為 fcn 的非虛成員函式，該函式接受乙個 int 形參。但是，從 base 繼承的虛函式不能通過 d1 物件（或 d1 的引用或指標）呼叫，因為該函式被 fcn(int) 的定義遮蔽了。

類 d2 重定義了它繼承的兩個函式，它重定義了 base 中定義的 fcn 的原始版本並重定義了 d1 中定義的非虛版本。

通過基類呼叫被遮蔽的虛函式

3、通過基類型別的引用或指標呼叫函式時，編譯器將在基類中查詢該函式而忽略派生類：

base bobj;  d1 d1obj;  d2 d2obj;
base *bp1 = &bobj, *bp2 = &d1obj, *bp3 = &d2obj;
bp1->fcn();   // ok: virtual call, will call base::fcnat run time
bp2->fcn();   // ok: virtual call, will call base::fcnat run time
bp3->fcn();   // ok: virtual call, will call d2::fcnat run time

三個指標都是基類型別的指標，因此通過在 base 中查詢 fcn 來確定這三個呼叫，所以這些呼叫是合法的。另外，因為 fcn 是虛函式，所以編譯器會生成**，在執行時基於引用指標所繫結的物件的實際型別進行呼叫。在 bp2 的情況，基本物件是 d1 類的，d1 類沒有重定義不接受實參的虛函式版本，通過 bp2 的函式呼叫（在執行時）呼叫 base 中定義的版本。

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