1，演绎过程
匹配类型A（来自实参的类型），参数化类型P（行参参数声明）
如果被声明的参数是一个引用声明g(T& )那么P就是所引用类型T；
f(T)中P就是所声明的参数类；
decay指从数组和函数类型隐式转换为指针类型。
如果实参的类型是数组或函数类型，则会发生decay，此时还会忽略高层次的const和volatile限定符。
template
T
const& max(T
const& a, T
const& b)
T被要求同时是char[7]和char[4]所以error.
如果去掉参数声明中的引用符号，则可以decay,演绎成char*就能编译通过了。
2，演绎上下文
根据一些基本的类型匹配构造出复杂的类型。
fp中T演绎为int**
fe中E为bool,N为32
fs中T1,T2,T3为int,S,double
复杂的类型声明都是产生自比它基本的构造；匹配过程从最顶层的构造开始，然后不断递归各种组成元素（即构造）：大多数的类型声明构造都可以使用这种方式进行匹配，这些构造被称为演绎 的上下文。
某些构造不能作为演绎上下文：
受限制的类型名称，诸如Q::X类型名称不能被用来演绎模板参数T。
除了非类型参数外模板参数还包含其他成份的非类型表达式，诸如S,int(&)[sizeof(S)]。
3，特殊的演绎
存在两种特殊情况，其中用于演绎的实参-参数对(A-P)并不是分别来自于函数调用的实参和函数模板的参数。
第1种情况出现在取函数模板地址的时候，此时P是函数模板声明的参数化类型，而A是被赋值或初始化的指针所代表的函数类型：
template
void f(T, T);
void(*pf)(char, char) = &f;
上面P就是void(T, T)，而A就是void(char, char)
pf被初始化为"特化f"的地址
另一种特殊情况和转型运算符模拟一起出现，
资料说可以吧S转换为int(&)[20]，于是P为T[N]，A为int[20]
but，我测试却是无法转换，可能是vs不支持。
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4,
模板实参演绎只能应用于函数模板和成员函数模拟，不能用于类模板和类模版的构造函数。
依赖于模板参数调用缺省实参
不是依赖型，也不能用于演绎模板实参
5，Barton-NackMan方法：限制的模板扩展
需要定义类模版的operator ==的时候，如果把该运算符声明为模板的成员，则改运算符的第一个实参(this指针)和第二个实参的转型规则可能不一致。而operator==意味着它的两个实参应该是对称的，有了不同转型后就很难保证这种对称性了 。
于是如下图把该运算符声明为一个名字空间作用域的函数供调用。
如果函数模板不能被重载，则在这个作用域中也不能声明其他的operator==模板了。
把这个运算符作为类的普通友元函数定义在类的内部即可。
假设用int类型来实例化模板类，那么作为实例化的结果，这个友元类运算符相应地被具体声明了（即确定了参数类型）。但是这个具体函数本身并不是函数模板实例化的结果，它本身就是一个非模板函数，只是借助于实例化过程的边缘效应它才被声明为一个具体函数，并且插入到全局作用域中。
由于是非模板函数，所以即使在语言不支持函数模板重载的情况下也可以对该运算符"重载"，借助该技术可以不使用模板运算符operator==(T, T)却使运算符能应用于所有类型的T（无限扩展机制），因此叫做限制的模板扩展(restricted template expansion)。
由于友元定义在类定义的内部，因此它被隐式的看作是inline的，因此可以把实现委托给一个函数模板，这个函数模板不需要内联也不会和相同名字的其他模板冲突。
模板运算符重载： Arry<>::operator==
运算符友元： operator==
命名空间作用域运算符： operator==<>
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该技术的关键就是在类模板实例化的过程中，伴随生成一个非模板的具体函数。
而且这个函数并不产生自函数模板，因此也不需要去进行模板实参演绎，但该函数却属于重载解析规则。
文章标题：template_11实参演绎-创新互联
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