面試必備：蝦皮服務端15連問

前言

1. 排序鏈表

2. 對稱與非對稱加密算法的區(qū)別

3. TCP如何保證可靠性

4. 聊聊五種IO模型

5. hystrix 工作原理

6. 延時場景處理

7. https請求過程

8. 聊聊事務隔離級別，以及可重復讀實現(xiàn)原理

9. 聊聊索引在哪些場景下會失效？

10. 什么是虛擬內(nèi)存

11. 排行榜的實現(xiàn)，比如高考成績排序

12. 分布式鎖實現(xiàn)

13. 聊聊零拷貝

14. 聊聊synchronized

15. 分布式ID生成方案

1. 排序鏈表

給你鏈表的頭結(jié)點head ，請將其按升序排列并返回排序后的鏈表 。

實例1：

輸入：head =?[4,2,1,3]
輸出：[1,2,3,4]

實例2：

輸入：head =?[-1,5,3,4,0]
輸出：[-1,0,3,4,5]

這道題可以用雙指針+歸并排序算法解決，主要以下四個步驟

1. 快慢指針法，遍歷鏈表找到中間節(jié)點

2. 中間節(jié)點切斷鏈表

3. 分別用歸并排序排左右子鏈表

4. 合并子鏈表

完整代碼如下：

class?Solution?{
????public?ListNode?sortList(ListNode?head)?{
????????//如果鏈表為空，或者只有一個節(jié)點，直接返回即可，不用排序
????????if?(head?==?null?||?head.next?==?null)
????????????return?head;
????????
????????//快慢指針移動，以尋找到中間節(jié)點
????????ListNode?slow?=?head;
????????ListNode?fast?=?head;
????????while(fast.next!=null?&&?fast.next.next?!=null){
??????????fast?=?fast.next.next;
??????????slow?=?slow.next;
????????}
????????//找到中間節(jié)點，slow節(jié)點的next指針，指向mid
????????ListNode?mid?=?slow.next;
????????//切斷鏈表
????????slow.next?=?null;
????????
????????//排序左子鏈表
????????ListNode?left?=?sortList(head);
????????//排序左子鏈表
????????ListNode?right?=?sortList(mid);
????????
????????//合并鏈表
????????return?merge(left,right);
????}
????
????public?ListNode?merge(ListNode?left,?ListNode?right)?{
???????ListNode?head?=?new?ListNode(0);
???????ListNode?temp?=?head;
???????while?(left?!=?null?&&?right?!=?null)?{
???????????if?(left.val?<=?right.val)?{
????????????????temp.next?=?left;
????????????????left?=?left.next;
????????????}?else?{
????????????????temp.next?=?right;
????????????????right?=?right.next;
????????????}
????????????temp?=?temp.next;
????????}
????????if?(left?!=?null)?{
????????????temp.next?=?left;
????????}?else?if?(right?!=?null)?{
????????????temp.next?=?right;
????????}
????????return?head.next;
????}
}

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2.對稱與非對稱加密算法的區(qū)別

先復習一下相關(guān)概念：

• 明文：指沒有經(jīng)過加密的信息/數(shù)據(jù)。

• 密文：明文被加密算法加密之后，會變成密文，以確保數(shù)據(jù)安全。

• 密鑰：是一種參數(shù)，它是在明文轉(zhuǎn)換為密文或?qū)⒚芪霓D(zhuǎn)換為明文的算法中輸入的參數(shù)。密鑰分為對稱密鑰與非對稱密鑰。

• 加密：將明文變成密文的過程。

• 解密：將密文還原為明文的過程。

對稱加密算法:加密和解密使用相同密鑰的加密算法。常見的對稱加密算法有AES、3DES、DES、RC5、RC6等。

非對稱加密算法：非對稱加密算法需要兩個密鑰（公開密鑰和私有密鑰）。公鑰與私鑰是成對存在的，如果用公鑰對數(shù)據(jù)進行加密，只有對應的私鑰才能解密。主要的非對稱加密算法有：RSA、Elgamal、DSA、D-H、ECC。

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3. TCP如何保證可靠性

• 首先，TCP的連接是基于三次握手，而斷開則是四次揮手。確保連接和斷開的可靠性。

• 其次，TCP的可靠性，還體現(xiàn)在有狀態(tài);TCP會記錄哪些數(shù)據(jù)發(fā)送了，哪些數(shù)據(jù)被接受了，哪些沒有被接受，并且保證數(shù)據(jù)包按序到達，保證數(shù)據(jù)傳輸不出差錯。

• 再次，TCP的可靠性，還體現(xiàn)在可控制。它有報文校驗、ACK應答、超時重傳(發(fā)送方)、失序數(shù)據(jù)重傳（接收方）、丟棄重復數(shù)據(jù)、流量控制（滑動窗口）和擁塞控制等機制。

4. 聊聊五種IO模型

4.1 阻塞IO 模型

假設應用程序的進程發(fā)起IO調(diào)用，但是如果內(nèi)核的數(shù)據(jù)還沒準備好的話，那應用程序進程就一直在阻塞等待，一直等到內(nèi)核數(shù)據(jù)準備好了，從內(nèi)核拷貝到用戶空間，才返回成功提示，此次IO操作，稱之為阻塞IO。

4.2 非阻塞IO模型

如果內(nèi)核數(shù)據(jù)還沒準備好，可以先返回錯誤信息給用戶進程，讓它不需要等待，而是通過輪詢的方式再來請求。這就是非阻塞IO，流程圖如下：

4.3 IO多路復用模型

IO多路復用之select

應用進程通過調(diào)用select函數(shù)，可以同時監(jiān)控多個fd，在select函數(shù)監(jiān)控的fd中，只要有任何一個數(shù)據(jù)狀態(tài)準備就緒了，select函數(shù)就會返回可讀狀態(tài)，這時應用進程再發(fā)起recvfrom請求去讀取數(shù)據(jù)。

select有幾個缺點：

• 最大連接數(shù)有限，在Linux系統(tǒng)上一般為1024。

• select函數(shù)返回后，是通過遍歷fdset，找到就緒的描述符fd。

IO多路復用之epoll

為了解決select存在的問題，多路復用模型epoll誕生，它采用事件驅(qū)動來實現(xiàn)，流程圖如下：

epoll先通過epoll_ctl()來注冊一個fd（文件描述符），一旦基于某個fd就緒時，內(nèi)核會采用回調(diào)機制，迅速激活這個fd，當進程調(diào)用epoll_wait()時便得到通知。這里去掉了遍歷文件描述符的坑爹操作，而是采用監(jiān)聽事件回調(diào)的機制。這就是epoll的亮點。

4.4 IO模型之信號驅(qū)動模型

信號驅(qū)動IO不再用主動詢問的方式去確認數(shù)據(jù)是否就緒，而是向內(nèi)核發(fā)送一個信號（調(diào)用sigaction的時候建立一個SIGIO的信號），然后應用用戶進程可以去做別的事，不用阻塞。當內(nèi)核數(shù)據(jù)準備好后，再通過SIGIO信號通知應用進程，數(shù)據(jù)準備好后的可讀狀態(tài)。應用用戶進程收到信號之后，立即調(diào)用recvfrom，去讀取數(shù)據(jù)。

4.5 IO 模型之異步IO(AIO)

AIO實現(xiàn)了IO全流程的非阻塞，就是應用進程發(fā)出系統(tǒng)調(diào)用后，是立即返回的，但是立即返回的不是處理結(jié)果，而是表示提交成功類似的意思。等內(nèi)核數(shù)據(jù)準備好，將數(shù)據(jù)拷貝到用戶進程緩沖區(qū)，發(fā)送信號通知用戶進程IO操作執(zhí)行完畢。

流程如下：

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5. hystrix 工作原理

Hystrix 工作流程圖如下:

1. 構(gòu)建命令

Hystrix 提供了兩個命令對象：HystrixCommand和HystrixObservableCommand，它將代表你的一個依賴請求任務，向構(gòu)造函數(shù)中傳入請求依賴所需要的參數(shù)。

2. 執(zhí)行命令

有四種方式執(zhí)行Hystrix命令。分別是：

• R execute()：同步阻塞執(zhí)行的，從依賴請求中接收到單個響應。

• Future queue()：異步執(zhí)行，返回一個包含單個響應的Future對象。

• Observable observe()：創(chuàng)建Observable后會訂閱Observable，從依賴請求中返回代表響應的Observable對象

• Observable toObservable()：cold observable，返回一個Observable，只有訂閱時才會執(zhí)行Hystrix命令，可以返回多個結(jié)果

3. 檢查響應是否被緩存

如果啟用了 Hystrix緩存，任務執(zhí)行前將先判斷是否有相同命令執(zhí)行的緩存。如果有則直接返回包含緩存響應的Observable；如果沒有緩存的結(jié)果，但啟動了緩存，將緩存本次執(zhí)行結(jié)果以供后續(xù)使用。

4. 檢查回路器是否打開 回路器(circuit-breaker)和保險絲類似，保險絲在發(fā)生危險時將會燒斷以保護電路，而回路器可以在達到我們設定的閥值時觸發(fā)短路(比如請求失敗率達到50%)，拒絕執(zhí)行任何請求。

如果回路器被打開，Hystrix將不會執(zhí)行命令，直接進入Fallback處理邏輯。

5. 檢查線程池/信號量/隊列情況 Hystrix 隔離方式有線程池隔離和信號量隔離。當使用Hystrix線程池時，Hystrix 默認為每個依賴服務分配10個線程，當10個線程都繁忙時，將拒絕執(zhí)行命令,，而是立即跳到執(zhí)行fallback邏輯。
6. 執(zhí)行具體的任務 通過HystrixObservableCommand.construct() 或者 HystrixCommand.run() 來運行用戶真正的任務。
7. 計算回路健康情況 每次開始執(zhí)行command、結(jié)束執(zhí)行command以及發(fā)生異常等情況時，都會記錄執(zhí)行情況，例如：成功、失敗、拒絕和超時等指標情況，會定期處理這些數(shù)據(jù)，再根據(jù)設定的條件來判斷是否開啟回路器。
8. 命令失敗時執(zhí)行Fallback邏輯 在命令失敗時執(zhí)行用戶指定的 Fallback 邏輯。上圖中的斷路、線程池拒絕、信號量拒絕、執(zhí)行執(zhí)行、執(zhí)行超時都會進入Fallback處理。
9. 返回執(zhí)行結(jié)果 原始對象結(jié)果將以Observable形式返回，在返回給用戶之前，會根據(jù)調(diào)用方式的不同做一些處理。

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6. 延時場景處理

日常開發(fā)中，我們經(jīng)常遇到這種業(yè)務場景，如：外賣訂單超30分鐘未支付，則自動取消訂單；用戶注冊成功15分鐘后，發(fā)短信消息通知用戶等等。這就是延時任務處理場景。針對此類場景我們主要有以下幾種處理方案：

• JDK的DelayQueue延遲隊列
• 時間輪算法
• 數(shù)據(jù)庫定時任務（如Quartz）
• Redis ZSet 實現(xiàn)
• MQ 延時隊列實現(xiàn)

7.https請求過程

• HTTPS = HTTP + SSL/TLS，即用SSL/TLS對數(shù)據(jù)進行加密和解密，Http進行傳輸。
• SSL，即Secure Sockets Layer（安全套接層協(xié)議），是網(wǎng)絡通信提供安全及數(shù)據(jù)完整性的一種安全協(xié)議。
• TLS，即Transport Layer Security(安全傳輸層協(xié)議)，它是SSL 3.0的后續(xù)版本。

1. 用戶在瀏覽器里輸入一個https網(wǎng)址，然后連接到server的443端口。
2. 服務器必須要有一套數(shù)字證書，可以自己制作，也可以向組織申請，區(qū)別就是自己頒發(fā)的證書需要客戶端驗證通過。這套證書其實就是一對公鑰和私鑰。
3. 服務器將自己的數(shù)字證書（含有公鑰）發(fā)送給客戶端。
4. 客戶端收到服務器端的數(shù)字證書之后，會對其進行檢查，如果不通過，則彈出警告框。如果證書沒問題，則生成一個密鑰（對稱加密），用證書的公鑰對它加密。
5. 客戶端會發(fā)起HTTPS中的第二個HTTP請求，將加密之后的客戶端密鑰發(fā)送給服務器。
6. 服務器接收到客戶端發(fā)來的密文之后，會用自己的私鑰對其進行非對稱解密，解密之后得到客戶端密鑰，然后用客戶端密鑰對返回數(shù)據(jù)進行對稱加密，這樣數(shù)據(jù)就變成了密文。
7. 服務器將加密后的密文返回給客戶端。
8. 客戶端收到服務器發(fā)返回的密文，用自己的密鑰（客戶端密鑰）對其進行對稱解密，得到服務器返回的數(shù)據(jù)。

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8. 聊聊事務隔離級別，以及可重復讀實現(xiàn)原理

8.1 數(shù)據(jù)庫四大隔離級別

為了解決并發(fā)事務存在的臟讀、不可重復讀、幻讀等問題，數(shù)據(jù)庫大叔設計了四種隔離級別。分別是讀未提交，讀已提交，可重復讀，串行化（Serializable）。

• 讀未提交隔離級別：只限制了兩個數(shù)據(jù)不能同時修改，但是修改數(shù)據(jù)的時候，即使事務未提交，都是可以被別的事務讀取到的，這級別的事務隔離有臟讀、重復讀、幻讀的問題；
• 讀已提交隔離級別：當前事務只能讀取到其他事務提交的數(shù)據(jù)，所以這種事務的隔離級別解決了臟讀問題，但還是會存在重復讀、幻讀問題；
• 可重復讀：限制了讀取數(shù)據(jù)的時候，不可以進行修改，所以解決了重復讀的問題，但是讀取范圍數(shù)據(jù)的時候，是可以插入數(shù)據(jù)，所以還會存在幻讀問題；
• 串行化：事務最高的隔離級別，在該級別下，所有事務都是進行串行化順序執(zhí)行的。可以避免臟讀、不可重復讀與幻讀所有并發(fā)問題。但是這種事務隔離級別下，事務執(zhí)行很耗性能。

四大隔離級別，都會存在哪些并發(fā)問題呢

8.2 Read View可見性規(guī)則

Read View的可見性規(guī)則如下：

1. 如果數(shù)據(jù)事務ID trx_id < min_limit_id，表明生成該版本的事務在生成Read View前，已經(jīng)提交(因為事務ID是遞增的)，所以該版本可以被當前事務訪問。
2. 如果trx_id>= max_limit_id，表明生成該版本的事務在生成Read View后才生成，所以該版本不可以被當前事務訪問。
3. 如果 min_limit_id =,需要分3種情況討論

• 1）如果m_ids包含trx_id,則代表Read View生成時刻，這個事務還未提交，但是如果數(shù)據(jù)的trx_id等于creator_trx_id的話，表明數(shù)據(jù)是自己生成的，因此是可見的。
• 2）如果m_ids包含trx_id，并且trx_id不等于creator_trx_id，則Read View生成時，事務未提交，并且不是自己生產(chǎn)的，所以當前事務也是看不見的；
• 3）如果m_ids不包含trx_id，則說明你這個事務在Read View生成之前就已經(jīng)提交了，修改的結(jié)果，當前事務是能看見的。

8.3 可重復讀實現(xiàn)原理

數(shù)據(jù)庫是通過加鎖實現(xiàn)隔離級別的，比如，你想一個人靜靜，不被別人打擾，你可以把自己關(guān)在房子，并在房門上加上一把鎖！串行化隔離級別就是加鎖實現(xiàn)的。但是如果頻繁加鎖，性能會下降。因此設計數(shù)據(jù)庫的大叔想到了MVCC。

可重復讀的實現(xiàn)原理就是MVCC多版本并發(fā)控制。在一個事務范圍內(nèi)，兩個相同的查詢，讀取同一條記錄，卻返回了不同的數(shù)據(jù)，這就是不可重復讀。可重復讀隔離級別，就是為了解決不可重復讀問題。

查詢一條記錄，基于MVCC，是怎樣的流程呢？

1. 獲取事務自己的版本號，即事務ID
2. 獲取Read View
3. 查詢得到的數(shù)據(jù)，然后Read View中的事務版本號進行比較。
4. 如果不符合Read View的可見性規(guī)則， 即就需要Undo log中歷史快照;
5. 最后返回符合規(guī)則的數(shù)據(jù)

InnoDB 實現(xiàn)MVCC，是通過Read View+ Undo Log實現(xiàn)的，Undo Log保存了歷史快照，Read View可見性規(guī)則幫助判斷當前版本的數(shù)據(jù)是否可見。

可重復讀（RR）隔離級別，是如何解決不可重復讀問題的？

假設存在事務A和B，SQL執(zhí)行流程如下

在可重復讀（RR）隔離級別下，一個事務里只會獲取一次read view，都是副本共用的，從而保證每次查詢的數(shù)據(jù)都是一樣的。

假設當前有一張core_user表，插入一條初始化數(shù)據(jù),如下：

基于MVCC，我們來看看執(zhí)行流程

1. A開啟事務，首先得到一個事務ID為100
2. B開啟事務，得到事務ID為101
3. 事務A生成一個Read View，read view對應的值如下

然后回到版本鏈：開始從版本鏈中挑選可見的記錄：

由圖可以看出，最新版本的列name的內(nèi)容是孫權(quán)，該版本的trx_id值為100。開始執(zhí)行read view可見性規(guī)則校驗：

min_limit_id(100)=creator_trx_id?=?trx_id?=100;

由此可得，trx_id=100的這個記錄，當前事務是可見的。所以查到是name為孫權(quán)的記錄。

4. 事務B進行修改操作，把名字改為曹操。把原數(shù)據(jù)拷貝到undo log,然后對數(shù)據(jù)進行修改，標記事務ID和上一個數(shù)據(jù)版本在undo log的地址。

5. 事務B提交事務
6. 事務A再次執(zhí)行查詢操作，因為是RR（可重復讀）隔離級別，因此會復用老的Read View副本，Read View對應的值如下

然后再次回到版本鏈：從版本鏈中挑選可見的記錄：

從圖可得，最新版本的列name的內(nèi)容是曹操，該版本的trx_id值為101。開始執(zhí)行read view可見性規(guī)則校驗：

min_limit_id(100)=因為m_ids{100,101}包含trx_id（101），
并且creator_trx_id?(100)?不等于trx_id（101）

所以，trx_id=101這個記錄，對于當前事務是不可見的。這時候呢，版本鏈roll_pointer跳到下一個版本，trx_id=100這個記錄，再次校驗是否可見：

min_limit_id(100)=因為m_ids{100,101}包含trx_id（100），
并且creator_trx_id?(100)?等于trx_id（100）

所以，trx_id=100這個記錄，對于當前事務是可見的，所以兩次查詢結(jié)果，都是name=孫權(quán)的那個記錄。即在可重復讀（RR）隔離級別下，復用老的Read View副本，解決了不可重復讀的問題。

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9. 聊聊索引在哪些場景下會失效？

1. 查詢條件包含or，可能導致索引失效
2. 如何字段類型是字符串，where時一定用引號括起來，否則索引失效

3. like通配符可能導致索引失效。

4. 聯(lián)合索引，查詢時的條件列不是聯(lián)合索引中的第一個列，索引失效。

5. 在索引列上使用mysql的內(nèi)置函數(shù)，索引失效。

6. 對索引列運算（如，+、-、*、/），索引失效。

7. 索引字段上使用（！= 或者 < >，not in）時，可能會導致索引失效。

8. 索引字段上使用is null， is not null，可能導致索引失效。

9. 左連接查詢或者右連接查詢查詢關(guān)聯(lián)的字段編碼格式不一樣，可能導致索引失效。

10. mysql估計使用全表掃描要比使用索引快,則不使用索引。

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10. 什么是虛擬內(nèi)存

虛擬內(nèi)存，是虛擬出來的內(nèi)存，它的核心思想就是確保每個程序擁有自己的地址空間，地址空間被分成多個塊，每一塊都有連續(xù)的地址空間。同時物理空間也分成多個塊，塊大小和虛擬地址空間的塊大小一致，操作系統(tǒng)會自動將虛擬地址空間映射到物理地址空間，程序只需關(guān)注虛擬內(nèi)存，請求的也是虛擬內(nèi)存，真正使用卻是物理內(nèi)存。

現(xiàn)代操作系統(tǒng)使用虛擬內(nèi)存，即虛擬地址取代物理地址，使用虛擬內(nèi)存可以有2個好處：

• 虛擬內(nèi)存空間可以遠遠大于物理內(nèi)存空間
• 多個虛擬內(nèi)存可以指向同一個物理地址

零拷貝實現(xiàn)思想，就利用了虛擬內(nèi)存這個點：多個虛擬內(nèi)存可以指向同一個物理地址，可以把內(nèi)核空間和用戶空間的虛擬地址映射到同一個物理地址，這樣的話，就可以減少IO的數(shù)據(jù)拷貝次數(shù)啦，示意圖如下：

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11. 排行榜的實現(xiàn)，比如高考成績排序

排行版的實現(xiàn)，一般使用redis的zset數(shù)據(jù)類型。

• 使用格式如下：

zadd?key?score?member?[score?member?...]，zrank?key?member

• 層內(nèi)部編碼：ziplist（壓縮列表）、skiplist（跳躍表）
• 使用場景如排行榜，社交需求（如用戶點贊）

實現(xiàn)demo如下：

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12.分布式鎖實現(xiàn)

分布式鎖，是控制分布式系統(tǒng)不同進程共同訪問共享資源的一種鎖的實現(xiàn)。秒殺下單、搶紅包等等業(yè)務場景，都需要用到分布式鎖，我們項目中經(jīng)常使用Redis作為分布式鎖。

選了Redis分布式鎖的幾種實現(xiàn)方法，大家來討論下，看有沒有啥問題哈。

• 命令setnx + expire分開寫
• setnx + value值是過期時間
• set的擴展命令（set ex px nx）
• set ex px nx + 校驗唯一隨機值,再刪除
• Redisson

12.1 命令setnx + expire分開寫

if（jedis.setnx(key,lock_value)?==?1）{?//加鎖
????expire（key，100）;?//設置過期時間
????try?{
????????do?something??//業(yè)務請求
????}catch(){
??}
??finally?{
???????jedis.del(key);?//釋放鎖
????}
}

如果執(zhí)行完setnx加鎖，正要執(zhí)行expire設置過期時間時，進程crash掉或者要重啟維護了，那這個鎖就“長生不老”了，別的線程永遠獲取不到鎖啦，所以分布式鎖不能這么實現(xiàn)。

12.2 setnx + value值是過期時間

long?expires?=?System.currentTimeMillis()?+?expireTime;?//系統(tǒng)時間+設置的過期時間
String?expiresStr?=?String.valueOf(expires);

//?如果當前鎖不存在，返回加鎖成功
if?(jedis.setnx(key,?expiresStr)?==?1)?{
????????return?true;
}?
//?如果鎖已經(jīng)存在，獲取鎖的過期時間
String?currentValueStr?=?jedis.get(key);

//?如果獲取到的過期時間，小于系統(tǒng)當前時間，表示已經(jīng)過期
if?(currentValueStr?!=?null?&&?Long.parseLong(currentValueStr)?
?????//?鎖已過期，獲取上一個鎖的過期時間，并設置現(xiàn)在鎖的過期時間（不了解redis的getSet命令的小伙伴，可以去官網(wǎng)看下哈）
????String?oldValueStr?=?jedis.getSet(key_resource_id,?expiresStr);
????
????if?(oldValueStr?!=?null?&&?oldValueStr.equals(currentValueStr))?{
?????????//?考慮多線程并發(fā)的情況，只有一個線程的設置值和當前值相同，它才可以加鎖
?????????return?true;
????}
}
????????
//其他情況，均返回加鎖失敗
return?false;
}

筆者看過有開發(fā)小伙伴就是這么實現(xiàn)分布式鎖的，但是這種方案也有這些缺點：

• 過期時間是客戶端自己生成的，分布式環(huán)境下，每個客戶端的時間必須同步。
• 沒有保存持有者的唯一標識，可能被別的客戶端釋放/解鎖。
• 鎖過期的時候，并發(fā)多個客戶端同時請求過來，都執(zhí)行了jedis.getSet()，最終只能有一個客戶端加鎖成功，但是該客戶端鎖的過期時間，可能被別的客戶端覆蓋。

12.3 set的擴展命令（set ex px nx）（注意可能存在的問題）

if（jedis.set(key,?lock_value,?"NX",?"EX",?100s)?==?1）{?//加鎖
????try?{
????????do?something??//業(yè)務處理
????}catch(){
??}
??finally?{
???????jedis.del(key);?//釋放鎖
????}
}

這個方案可能存在這樣的問題：

• 鎖過期釋放了，業(yè)務還沒執(zhí)行完。
• 鎖被別的線程誤刪。

12.4 set ex px nx + 校驗唯一隨機值,再刪除

if（jedis.set(key,?uni_request_id,?"NX",?"EX",?100s)?==?1）{?//加鎖
????try?{
????????do?something??//業(yè)務處理
????}catch(){
??}
??finally?{
???????//判斷是不是當前線程加的鎖,是才釋放
???????if?(uni_request_id.equals(jedis.get(key)))?{
????????jedis.del(key);?//釋放鎖
????????}
????}
}

在這里，判斷當前線程加的鎖和釋放鎖是不是一個原子操作。如果調(diào)用jedis.del()釋放鎖的時候，可能這把鎖已經(jīng)不屬于當前客戶端，會解除他人加的鎖。

一般也是用lua腳本代替。lua腳本如下：

if?redis.call('get',KEYS[1])?==?ARGV[1]?then?
???return?redis.call('del',KEYS[1])?
else
???return?0
end;

這種方式比較不錯了，一般情況下，已經(jīng)可以使用這種實現(xiàn)方式。但是存在鎖過期釋放了，業(yè)務還沒執(zhí)行完的問題（實際上，估算個業(yè)務處理的時間，一般沒啥問題了）。

12.5 Redisson

分布式鎖可能存在鎖過期釋放，業(yè)務沒執(zhí)行完的問題。有些小伙伴認為，稍微把鎖過期時間設置長一些就可以啦。其實我們設想一下，是否可以給獲得鎖的線程，開啟一個定時守護線程，每隔一段時間檢查鎖是否還存在，存在則對鎖的過期時間延長，防止鎖過期提前釋放。

當前開源框架Redisson就解決了這個分布式鎖問題。我們一起來看下Redisson底層原理是怎樣的吧：

只要線程一加鎖成功，就會啟動一個watch dog看門狗，它是一個后臺線程，會每隔10秒檢查一下，如果線程1還持有鎖，那么就會不斷的延長鎖key的生存時間。因此，Redisson就是使用Redisson解決了鎖過期釋放，業(yè)務沒執(zhí)行完問題。

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13. 零拷貝

零拷貝就是不需要將數(shù)據(jù)從一個存儲區(qū)域復制到另一個存儲區(qū)域。它是指在傳統(tǒng)IO模型中，指CPU拷貝的次數(shù)為0。它是IO的優(yōu)化方案

• 傳統(tǒng)IO流程
• 零拷貝實現(xiàn)之mmap+write
• 零拷貝實現(xiàn)之sendfile
• 零拷貝實現(xiàn)之帶有DMA收集拷貝功能的sendfile

13.1 傳統(tǒng)IO流程

流程圖如下：

• 用戶應用進程調(diào)用read函數(shù)，向操作系統(tǒng)發(fā)起IO調(diào)用，上下文從用戶態(tài)轉(zhuǎn)為內(nèi)核態(tài)（切換1）
• DMA控制器把數(shù)據(jù)從磁盤中，讀取到內(nèi)核緩沖區(qū)。
• CPU把內(nèi)核緩沖區(qū)數(shù)據(jù)，拷貝到用戶應用緩沖區(qū)，上下文從內(nèi)核態(tài)轉(zhuǎn)為用戶態(tài)（切換2），read函數(shù)返回
• 用戶應用進程通過write函數(shù)，發(fā)起IO調(diào)用，上下文從用戶態(tài)轉(zhuǎn)為內(nèi)核態(tài)（切換3）
• CPU將應用緩沖區(qū)中的數(shù)據(jù)，拷貝到socket緩沖區(qū)
• DMA控制器把數(shù)據(jù)從socket緩沖區(qū)，拷貝到網(wǎng)卡設備，上下文從內(nèi)核態(tài)切換回用戶態(tài)（切換4），write函數(shù)返回

從流程圖可以看出，傳統(tǒng)IO的讀寫流程，包括了4次上下文切換（4次用戶態(tài)和內(nèi)核態(tài)的切換），4次數(shù)據(jù)拷貝（兩次CPU拷貝以及兩次的DMA拷貝)。

13.2 mmap+write實現(xiàn)的零拷貝

mmap 的函數(shù)原型如下：

void?*mmap(void?*addr,?size_t?length,?int?prot,?int?flags,?int?fd,?off_t?offset);

• addr：指定映射的虛擬內(nèi)存地址
• length：映射的長度
• prot：映射內(nèi)存的保護模式
• flags：指定映射的類型
• fd:進行映射的文件句柄
• offset:文件偏移量

mmap使用了虛擬內(nèi)存，可以把內(nèi)核空間和用戶空間的虛擬地址映射到同一個物理地址，從而減少數(shù)據(jù)拷貝次數(shù)！

mmap+write實現(xiàn)的零拷貝流程如下：

• 用戶進程通過mmap方法向操作系統(tǒng)內(nèi)核發(fā)起IO調(diào)用，上下文從用戶態(tài)切換為內(nèi)核態(tài)。
• CPU利用DMA控制器，把數(shù)據(jù)從硬盤中拷貝到內(nèi)核緩沖區(qū)。
• 上下文從內(nèi)核態(tài)切換回用戶態(tài)，mmap方法返回。
• 用戶進程通過write方法向操作系統(tǒng)內(nèi)核發(fā)起IO調(diào)用，上下文從用戶態(tài)切換為內(nèi)核態(tài)。
• CPU將內(nèi)核緩沖區(qū)的數(shù)據(jù)拷貝到的socket緩沖區(qū)。
• CPU利用DMA控制器，把數(shù)據(jù)從socket緩沖區(qū)拷貝到網(wǎng)卡，上下文從內(nèi)核態(tài)切換回用戶態(tài)，write調(diào)用返回。

可以發(fā)現(xiàn)，mmap+write實現(xiàn)的零拷貝，I/O發(fā)生了4次用戶空間與內(nèi)核空間的上下文切換，以及3次數(shù)據(jù)拷貝。其中3次數(shù)據(jù)拷貝中，包括了2次DMA拷貝和1次CPU拷貝。

mmap是將讀緩沖區(qū)的地址和用戶緩沖區(qū)的地址進行映射，內(nèi)核緩沖區(qū)和應用緩沖區(qū)共享，所以節(jié)省了一次CPU拷貝‘’并且用戶進程內(nèi)存是虛擬的，只是映射到內(nèi)核的讀緩沖區(qū)，可以節(jié)省一半的內(nèi)存空間。

sendfile實現(xiàn)的零拷貝

sendfile是Linux2.1內(nèi)核版本后引入的一個系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)，API如下：

ssize_t?sendfile(int?out_fd,?int?in_fd,?off_t?*offset,?size_t?count);

• out_fd:為待寫入內(nèi)容的文件描述符，一個socket描述符。，
• in_fd:為待讀出內(nèi)容的文件描述符，必須是真實的文件，不能是socket和管道。
• offset：指定從讀入文件的哪個位置開始讀，如果為NULL，表示文件的默認起始位置。
• count：指定在fdout和fdin之間傳輸?shù)淖止?jié)數(shù)。

sendfile表示在兩個文件描述符之間傳輸數(shù)據(jù)，它是在操作系統(tǒng)內(nèi)核中操作的，避免了數(shù)據(jù)從內(nèi)核緩沖區(qū)和用戶緩沖區(qū)之間的拷貝操作，因此可以使用它來實現(xiàn)零拷貝。

sendfile實現(xiàn)的零拷貝流程如下：

1. 用戶進程發(fā)起sendfile系統(tǒng)調(diào)用，上下文（切換1）從用戶態(tài)轉(zhuǎn)向內(nèi)核態(tài)
2. DMA控制器，把數(shù)據(jù)從硬盤中拷貝到內(nèi)核緩沖區(qū)。
3. CPU將讀緩沖區(qū)中數(shù)據(jù)拷貝到socket緩沖區(qū)
4. DMA控制器，異步把數(shù)據(jù)從socket緩沖區(qū)拷貝到網(wǎng)卡，
5. 上下文（切換2）從內(nèi)核態(tài)切換回用戶態(tài)，sendfile調(diào)用返回。

可以發(fā)現(xiàn)，sendfile實現(xiàn)的零拷貝，I/O發(fā)生了2次用戶空間與內(nèi)核空間的上下文切換，以及3次數(shù)據(jù)拷貝。其中3次數(shù)據(jù)拷貝中，包括了2次DMA拷貝和1次CPU拷貝。那能不能把CPU拷貝的次數(shù)減少到0次呢？有的，即帶有DMA收集拷貝功能的sendfile！

sendfile+DMA scatter/gather實現(xiàn)的零拷貝

linux 2.4版本之后，對sendfile做了優(yōu)化升級，引入SG-DMA技術(shù)，其實就是對DMA拷貝加入了scatter/gather操作，它可以直接從內(nèi)核空間緩沖區(qū)中將數(shù)據(jù)讀取到網(wǎng)卡。使用這個特點搞零拷貝，即還可以多省去一次CPU拷貝。

sendfile+DMA scatter/gather實現(xiàn)的零拷貝流程如下：

1. 用戶進程發(fā)起sendfile系統(tǒng)調(diào)用，上下文（切換1）從用戶態(tài)轉(zhuǎn)向內(nèi)核態(tài)
2. DMA控制器，把數(shù)據(jù)從硬盤中拷貝到內(nèi)核緩沖區(qū)。
3. CPU把內(nèi)核緩沖區(qū)中的文件描述符信息（包括內(nèi)核緩沖區(qū)的內(nèi)存地址和偏移量）發(fā)送到socket緩沖區(qū)
4. DMA控制器根據(jù)文件描述符信息，直接把數(shù)據(jù)從內(nèi)核緩沖區(qū)拷貝到網(wǎng)卡
5. 上下文（切換2）從內(nèi)核態(tài)切換回用戶態(tài)，sendfile調(diào)用返回。

可以發(fā)現(xiàn)，sendfile+DMA scatter/gather實現(xiàn)的零拷貝，I/O發(fā)生了2次用戶空間與內(nèi)核空間的上下文切換，以及2次數(shù)據(jù)拷貝。其中2次數(shù)據(jù)拷貝都是包DMA拷貝。這就是真正的 零拷貝（Zero-copy) 技術(shù)，全程都沒有通過CPU來搬運數(shù)據(jù)，所有的數(shù)據(jù)都是通過DMA來進行傳輸?shù)摹?/span>

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14. synchronized

synchronized是Java中的關(guān)鍵字，是一種同步鎖。synchronized關(guān)鍵字可以作用于方法或者代碼塊。

一般面試時。可以這么回答：

• 反編譯后，monitorenter、monitorexit、ACC_SYNCHRONIZED
• monitor監(jiān)視器
• Java Monitor 的工作機理
• 對象與monitor關(guān)聯(lián)

14.1 monitorenter、monitorexit、ACC_SYNCHRONIZED

如果synchronized作用于代碼塊，反編譯可以看到兩個指令：monitorenter、monitorexit，JVM使用monitorenter和monitorexit兩個指令實現(xiàn)同步；如果作用synchronized作用于方法,反編譯可以看到ACCSYNCHRONIZED標記，JVM通過在方法訪問標識符(flags)中加入ACCSYNCHRONIZED來實現(xiàn)同步功能。

• 同步代碼塊是通過monitorenter和monitorexit來實現(xiàn)，當線程執(zhí)行到monitorenter的時候要先獲得monitor鎖，才能執(zhí)行后面的方法。當線程執(zhí)行到monitorexit的時候則要釋放鎖。
• 同步方法是通過中設置ACCSYNCHRONIZED標志來實現(xiàn)，當線程執(zhí)行有ACCSYNCHRONIZED標志的方法，需要獲得monitor鎖。每個對象都與一個monitor相關(guān)聯(lián)，線程可以占有或者釋放monitor。

14.2 monitor監(jiān)視器

monitor是什么呢？操作系統(tǒng)的管程（monitors）是概念原理，ObjectMonitor是它的原理實現(xiàn)。

在Java虛擬機（HotSpot）中，Monitor（管程）是由ObjectMonitor實現(xiàn)的，其主要數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)如下：

?ObjectMonitor()?{
????_header???????=?NULL;
????_count????????=?0;?//?記錄個數(shù)
????_waiters??????=?0,
????_recursions???=?0;
????_object???????=?NULL;
????_owner????????=?NULL;
????_WaitSet??????=?NULL;??//?處于wait狀態(tài)的線程，會被加入到_WaitSet
????_WaitSetLock??=?0?;
????_Responsible??=?NULL?;
????_succ?????????=?NULL?;
????_cxq??????????=?NULL?;
????FreeNext??????=?NULL?;
????_EntryList????=?NULL?;??//?處于等待鎖block狀態(tài)的線程，會被加入到該列表
????_SpinFreq?????=?0?;
????_SpinClock????=?0?;
????OwnerIsThread?=?0?;
??}

ObjectMonitor中幾個關(guān)鍵字段的含義如圖所示：

14.3 Java Monitor 的工作機理

• 想要獲取monitor的線程,首先會進入_EntryList隊列。
• 當某個線程獲取到對象的monitor后,進入Owner區(qū)域，設置為當前線程,同時計數(shù)器count加1。
• 如果線程調(diào)用了wait()方法，則會進入WaitSet隊列。它會釋放monitor鎖，即將owner賦值為null,count自減1,進入WaitSet隊列阻塞等待。
• 如果其他線程調(diào)用 notify() / notifyAll() ，會喚醒WaitSet中的某個線程，該線程再次嘗試獲取monitor鎖，成功即進入Owner區(qū)域。
• 同步方法執(zhí)行完畢了，線程退出臨界區(qū)，會將monitor的owner設為null，并釋放監(jiān)視鎖。

14.4 對象與monitor關(guān)聯(lián)

• 在HotSpot虛擬機中,對象在內(nèi)存中存儲的布局可以分為3塊區(qū)域：對象頭（Header），實例數(shù)據(jù)（Instance Data）和對象填充（Padding）。
• 對象頭主要包括兩部分數(shù)據(jù)：Mark Word（標記字段）、Class Pointer（類型指針）。

Mark Word 是用于存儲對象自身的運行時數(shù)據(jù)，如哈希碼（HashCode）、GC分代年齡、鎖狀態(tài)標志、線程持有的鎖、偏向線程 ID、偏向時間戳等。

重量級鎖，指向互斥量的指針。其實synchronized是重量級鎖，也就是說Synchronized的對象鎖，Mark Word鎖標識位為10，其中指針指向的是Monitor對象的起始地址。

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15. 分布式id生成方案有哪些？什么是雪花算法？

分布式id生成方案主要有：

• UUID
• 數(shù)據(jù)庫自增ID
• 基于雪花算法（Snowflake）實現(xiàn)
• 百度 （Uidgenerator）
• 美團（Leaf）

什么是雪花算法？

雪花算法是一種生成分布式全局唯一ID的算法，生成的ID稱為Snowflake IDs。這種算法由Twitter創(chuàng)建，并用于推文的ID。

一個Snowflake ID有64位。

• 第1位：Java中l(wèi)ong的最高位是符號位代表正負，正數(shù)是0，負數(shù)是1，一般生成ID都為正數(shù)，所以默認為0。
• 接下來前41位是時間戳，表示了自選定的時期以來的毫秒數(shù)。
• 接下來的10位代表計算機ID，防止沖突。
• 其余12位代表每臺機器上生成ID的序列號，這允許在同一毫秒內(nèi)創(chuàng)建多個Snowflake ID。

有道無術(shù)，術(shù)可成；有術(shù)無道，止于術(shù)

歡迎大家關(guān)注Java之道公眾號

好文章，我在看??