虾皮 Java 后端面试 15 连问

前言

大家好，我是 Guide，最近有位读者去虾皮面试啦，分享一下面试的真题~

1. 排序链表
2. 对称与非对称加密算法的区别
3. TCP 如何保证可靠性
4. 聊聊五种 IO 模型
5. hystrix 工作原理
6. 延时场景处理
7. https 请求过程
8. 聊聊事务隔离级别，以及可重复读实现原理
9. 聊聊索引在哪些场景下会失效？
10. 什么是虚拟内存
11. 排行榜的实现，比如高考成绩排序
12. 分布式锁实现
13. 聊聊零拷贝
14. 聊聊 synchronized
15. 分布式 ID 生成方案

1. 排序链表

给你链表的头结点 head ，请将其按升序排列并返回排序后的链表 。

实例 1：

输入：head = [4,2,1,3]
输出：[1,2,3,4]

实例 2：

输入：head = [-1,5,3,4,0]
输出：[-1,0,3,4,5]

这道题可以用双指针+归并排序算法解决，主要以下四个步骤

1. 快慢指针法，遍历链表找到中间节点
2. 中间节点切断链表
3. 分别用归并排序排左右子链表
4. 合并子链表

完整代码如下：

class Solution {
    public ListNode sortList(ListNode head) {
        //如果链表为空，或者只有一个节点，直接返回即可，不用排序
        if (head == null || head.next == null)
            return head;

        //快慢指针移动，以寻找到中间节点
        ListNode slow = head;
        ListNode fast = head;
        while(fast.next!=null && fast.next.next !=null){
          fast = fast.next.next;
          slow = slow.next;
        }
        //找到中间节点，slow节点的next指针，指向mid
        ListNode mid = slow.next;
        //切断链表
        slow.next = null;

        //排序左子链表
        ListNode left = sortList(head);
        //排序左子链表
        ListNode right = sortList(mid);

        //合并链表
        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;
    }
}

2.对称与非对称加密算法的区别

先复习一下相关概念：

• 明文：指没有经过加密的信息/数据。
• 密文：明文被加密算法加密之后，会变成密文，以确保数据安全。
• 密钥：是一种参数，它是在明文转换为密文或将密文转换为明文的算法中输入的参数。密钥分为对称密钥与非对称密钥。
• 加密：将明文变成密文的过程。
• 解密：将密文还原为明文的过程。

对称加密算法:加密和解密使用相同密钥的加密算法。常见的对称加密算法有AES、3DES、DES、RC5、RC6等。

非对称加密算法：非对称加密算法需要两个密钥（公开密钥和私有密钥）。公钥与私钥是成对存在的，如果用公钥对数据进行加密，只有对应的私钥才能解密。主要的非对称加密算法有：RSA、Elgamal、DSA、D-H、ECC。

3. TCP 如何保证可靠性

• 首先，TCP 的连接是基于三次握手，而断开则是四次挥手。确保连接和断开的可靠性。
• 其次，TCP 的可靠性，还体现在有状态;TCP 会记录哪些数据发送了，哪些数据被接受了，哪些没有被接受，并且保证数据包按序到达，保证数据传输不出差错。
• 再次，TCP 的可靠性，还体现在可控制。它有报文校验、ACK 应答、超时重传(发送方)、失序数据重传（接收方）、丢弃重复数据、流量控制（滑动窗口）和拥塞控制等机制。

4. 聊聊五种 IO 模型

4.1 阻塞 IO 模型

假设应用程序的进程发起 IO 调用，但是如果内核的数据还没准备好的话，那应用程序进程就一直在阻塞等待，一直等到内核数据准备好了，从内核拷贝到用户空间，才返回成功提示，此次 IO 操作，称之为阻塞 IO。

4.2 非阻塞 IO 模型

如果内核数据还没准备好，可以先返回错误信息给用户进程，让它不需要等待，而是通过轮询的方式再来请求。这就是非阻塞 IO，流程图如下：

4.3 IO 多路复用模型

IO 多路复用之 select

应用进程通过调用 select 函数，可以同时监控多个 fd，在 select 函数监控的 fd 中，只要有任何一个数据状态准备就绪了，select 函数就会返回可读状态，这时应用进程再发起 recvfrom 请求去读取数据。

select 有几个缺点：

• 最大连接数有限，在 Linux 系统上一般为 1024。
• select 函数返回后，是通过遍历 fdset，找到就绪的描述符 fd。

IO 多路复用之 epoll

为了解决 select 存在的问题，多路复用模型 epoll 诞生，它采用事件驱动来实现，流程图如下：

epoll 先通过 epoll_ctl()来注册一个 fd（文件描述符），一旦基于某个 fd 就绪时，内核会采用回调机制，迅速激活这个 fd，当进程调用 epoll_wait()时便得到通知。这里去掉了遍历文件描述符的坑爹操作，而是采用监听事件回调的机制。这就是 epoll 的亮点。

4.4 IO 模型之信号驱动模型

信号驱动 IO 不再用主动询问的方式去确认数据是否就绪，而是向内核发送一个信号（调用 sigaction 的时候建立一个 SIGIO 的信号），然后应用用户进程可以去做别的事，不用阻塞。当内核数据准备好后，再通过 SIGIO 信号通知应用进程，数据准备好后的可读状态。应用用户进程收到信号之后，立即调用 recvfrom，去读取数据。

4.5 IO 模型之异步 IO(AIO)

AIO 实现了 IO 全流程的非阻塞，就是应用进程发出系统调用后，是立即返回的，但是立即返回的不是处理结果，而是表示提交成功类似的意思。等内核数据准备好，将数据拷贝到用户进程缓冲区，发送信号通知用户进程 IO 操作执行完毕。

流程如下：

5. hystrix 工作原理

Hystrix 工作流程图如下:

1. 构建命令

   Hystrix 提供了两个命令对象：HystrixCommand 和 HystrixObservableCommand，它将代表你的一个依赖请求任务，向构造函数中传入请求依赖所需要的参数。

2. 执行命令

有四种方式执行 Hystrix 命令。分别是：

• R execute()：同步阻塞执行的，从依赖请求中接收到单个响应。
• Future queue()：异步执行，返回一个包含单个响应的 Future 对象。
• Observable observe()：创建 Observable 后会订阅 Observable，从依赖请求中返回代表响应的 Observable 对象
• Observable toObservable()：cold observable，返回一个 Observable，只有订阅时才会执行 Hystrix 命令，可以返回多个结果

3. 检查响应是否被缓存

如果启用了 Hystrix 缓存，任务执行前将先判断是否有相同命令执行的缓存。如果有则直接返回包含缓存响应的 Observable；如果没有缓存的结果，但启动了缓存，将缓存本次执行结果以供后续使用。

4. 检查回路器是否打开 回路器(circuit-breaker)和保险丝类似，保险丝在发生危险时将会烧断以保护电路，而回路器可以在达到我们设定的阀值时触发短路(比如请求失败率达到 50%)，拒绝执行任何请求。

如果回路器被打开，Hystrix 将不会执行命令，直接进入 Fallback 处理逻辑。

5. 检查线程池/信号量/队列情况 Hystrix 隔离方式有线程池隔离和信号量隔离。当使用 Hystrix 线程池时，Hystrix 默认为每个依赖服务分配 10 个线程，当 10 个线程都繁忙时，将拒绝执行命令,，而是立即跳到执行 fallback 逻辑。

6. 执行具体的任务 通过 HystrixObservableCommand.construct() 或者 HystrixCommand.run() 来运行用户真正的任务。

7. 计算回路健康情况 每次开始执行 command、结束执行 command 以及发生异常等情况时，都会记录执行情况，例如：成功、失败、拒绝和超时等指标情况，会定期处理这些数据，再根据设定的条件来判断是否开启回路器。

8. 命令失败时执行 Fallback 逻辑 在命令失败时执行用户指定的 Fallback 逻辑。上图中的断路、线程池拒绝、信号量拒绝、执行执行、执行超时都会进入 Fallback 处理。

9. 返回执行结果 原始对象结果将以 Observable 形式返回，在返回给用户之前，会根据调用方式的不同做一些处理。

6. 延时场景处理

日常开发中，我们经常遇到这种业务场景，如：外卖订单超 30 分钟未支付，则自动取消订单；用户注册成功 15 分钟后，发短信消息通知用户等等。这就是延时任务处理场景。针对此类场景我们主要有以下几种处理方案：

• JDK 的 DelayQueue 延迟队列
• 时间轮算法
• 数据库定时任务（如 Quartz）
• Redis ZSet 实现
• MQ 延时队列实现

7.https 请求过程

• HTTPS = HTTP + SSL/TLS，即用 SSL/TLS 对数据进行加密和解密，Http 进行传输。
• SSL，即 Secure Sockets Layer（安全套接层协议），是网络通信提供安全及数据完整性的一种安全协议。
• TLS，即 Transport Layer Security(安全传输层协议)，它是 SSL 3.0 的后续版本。

1. 用户在浏览器里输入一个 https 网址，然后连接到 server 的 443 端口。
2. 服务器必须要有一套数字证书，可以自己制作，也可以向组织申请，区别就是自己颁发的证书需要客户端验证通过。这套证书其实就是一对公钥和私钥。
3. 服务器将自己的数字证书（含有公钥）发送给客户端。
4. 客户端收到服务器端的数字证书之后，会对其进行检查，如果不通过，则弹出警告框。如果证书没问题，则生成一个密钥（对称加密），用证书的公钥对它加密。
5. 客户端会发起 HTTPS 中的第二个 HTTP 请求，将加密之后的客户端密钥发送给服务器。
6. 服务器接收到客户端发来的密文之后，会用自己的私钥对其进行非对称解密，解密之后得到客户端密钥，然后用客户端密钥对返回数据进行对称加密，这样数据就变成了密文。
7. 服务器将加密后的密文返回给客户端。
8. 客户端收到服务器发返回的密文，用自己的密钥（客户端密钥）对其进行对称解密，得到服务器返回的数据。

8. 聊聊事务隔离级别，以及可重复读实现原理

8.1 数据库四大隔离级别

为了解决并发事务存在的脏读、不可重复读、幻读等问题，数据库大叔设计了四种隔离级别。分别是读未提交，读已提交，可重复读，串行化（Serializable）。

• 读未提交隔离级别：只限制了两个数据不能同时修改，但是修改数据的时候，即使事务未提交，都是可以被别的事务读取到的，这级别的事务隔离有脏读、重复读、幻读的问题；
• 读已提交隔离级别：当前事务只能读取到其他事务提交的数据，所以这种事务的隔离级别解决了脏读问题，但还是会存在重复读、幻读问题；
• 可重复读：限制了读取数据的时候，不可以进行修改，所以解决了重复读的问题，但是读取范围数据的时候，是可以插入数据，所以还会存在幻读问题；
• 串行化：事务最高的隔离级别，在该级别下，所有事务都是进行串行化顺序执行的。可以避免脏读、不可重复读与幻读所有并发问题。但是这种事务隔离级别下，事务执行很耗性能。

四大隔离级别，都会存在哪些并发问题呢

8.2 Read View 可见性规则

Read View 的可见性规则如下：

1. 如果数据事务 ID trx_id < min_limit_id，表明生成该版本的事务在生成Read View前，已经提交(因为事务 ID 是递增的)，所以该版本可以被当前事务访问。
2. 如果trx_id>= max_limit_id，表明生成该版本的事务在生成Read View后才生成，所以该版本不可以被当前事务访问。
3. 如果 min_limit_id =,需要分 3 种情况讨论

• 1）如果m_ids包含trx_id,则代表Read View生成时刻，这个事务还未提交，但是如果数据的trx_id等于creator_trx_id的话，表明数据是自己生成的，因此是可见的。
• 2）如果m_ids包含trx_id，并且trx_id不等于creator_trx_id，则Read View生成时，事务未提交，并且不是自己生产的，所以当前事务也是看不见的；
• 3）如果m_ids不包含trx_id，则说明你这个事务在Read View生成之前就已经提交了，修改的结果，当前事务是能看见的。

8.3 可重复读实现原理

数据库是通过加锁实现隔离级别的，比如，你想一个人静静，不被别人打扰，你可以把自己关在房子，并在房门上加上一把锁！串行化隔离级别就是加锁实现的。但是如果频繁加锁，性能会下降。因此设计数据库的大叔想到了MVCC。

可重复读的实现原理就是MVCC 多版本并发控制。在一个事务范围内，两个相同的查询，读取同一条记录，却返回了不同的数据，这就是不可重复读。可重复读隔离级别，就是为了解决不可重复读问题。

查询一条记录，基于MVCC，是怎样的流程呢？

1. 获取事务自己的版本号，即事务 ID
2. 获取 Read View
3. 查询得到的数据，然后 Read View 中的事务版本号进行比较。
4. 如果不符合 Read View 的可见性规则， 即就需要 Undo log 中历史快照;
5. 最后返回符合规则的数据

InnoDB 实现MVCC，是通过Read View+ Undo Log实现的，Undo Log保存了历史快照，Read View可见性规则帮助判断当前版本的数据是否可见。

可重复读（RR）隔离级别，是如何解决不可重复读问题的？

假设存在事务 A 和 B，SQL 执行流程如下

在可重复读（RR）隔离级别下，一个事务里只会获取一次read view，都是副本共用的，从而保证每次查询的数据都是一样的。

假设当前有一张 core_user 表，插入一条初始化数据,如下：

基于 MVCC，我们来看看执行流程

1. A 开启事务，首先得到一个事务 ID 为 100
2. B 开启事务，得到事务 ID 为 101
3. 事务 A 生成一个 Read View，read view 对应的值如下

然后回到版本链：开始从版本链中挑选可见的记录：

由图可以看出，最新版本的列 name 的内容是孙权，该版本的 trx_id 值为 100。开始执行read view 可见性规则校验：

min_limit_id(100)=creator_trx_id = trx_id =100;

由此可得，trx_id=100 的这个记录，当前事务是可见的。所以查到是name 为孙权的记录。

4. 事务 B 进行修改操作，把名字改为曹操。把原数据拷贝到 undo log,然后对数据进行修改，标记事务 ID 和上一个数据版本在 undo log 的地址。

5. 事务 B 提交事务

6. 事务 A 再次执行查询操作，因为是 RR（可重复读）隔离级别，因此会复用老的 Read View 副本，Read View 对应的值如下

然后再次回到版本链：从版本链中挑选可见的记录：

从图可得，最新版本的列 name 的内容是曹操，该版本的 trx_id 值为 101。开始执行 read view 可见性规则校验：

min_limit_id(100)=因为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这个记录，对于当前事务是不可见的。这时候呢，版本链roll_pointer跳到下一个版本，trx_id=100这个记录，再次校验是否可见：

min_limit_id(100)=因为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 这个记录，对于当前事务是可见的，所以两次查询结果，都是 name=孙权的那个记录。即在可重复读（RR）隔离级别下，复用老的 Read View 副本，解决了不可重复读的问题。

9. 聊聊索引在哪些场景下会失效？

1. 查询条件包含 or，可能导致索引失效
2. 如何字段类型是字符串，where 时一定用引号括起来，否则索引失效
3. like 通配符可能导致索引失效。
4. 联合索引，查询时的条件列不是联合索引中的第一个列，索引失效。
5. 在索引列上使用 mysql 的内置函数，索引失效。
6. 对索引列运算（如，+、-、*、/），索引失效。
7. 索引字段上使用（！= 或者 < >，not in）时，可能会导致索引失效。
8. 索引字段上使用 is null， is not null，可能导致索引失效。
9. 左连接查询或者右连接查询查询关联的字段编码格式不一样，可能导致索引失效。
10. mysql 估计使用全表扫描要比使用索引快,则不使用索引。

10. 什么是虚拟内存

虚拟内存，是虚拟出来的内存，它的核心思想就是确保每个程序拥有自己的地址空间，地址空间被分成多个块，每一块都有连续的地址空间。同时物理空间也分成多个块，块大小和虚拟地址空间的块大小一致，操作系统会自动将虚拟地址空间映射到物理地址空间，程序只需关注虚拟内存，请求的也是虚拟内存，真正使用却是物理内存。

现代操作系统使用虚拟内存，即虚拟地址取代物理地址，使用虚拟内存可以有 2 个好处：

• 虚拟内存空间可以远远大于物理内存空间
• 多个虚拟内存可以指向同一个物理地址

零拷贝实现思想，就利用了虚拟内存这个点：多个虚拟内存可以指向同一个物理地址，可以把内核空间和用户空间的虚拟地址映射到同一个物理地址，这样的话，就可以减少 IO 的数据拷贝次数啦，示意图如下：

11. 排行榜的实现，比如高考成绩排序

排行版的实现，一般使用 redis 的zset数据类型。

• 使用格式如下：

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

• 层内部编码：ziplist（压缩列表）、skiplist（跳跃表）
• 使用场景如排行榜，社交需求（如用户点赞）

实现 demo 如下：

12.分布式锁实现

分布式锁，是控制分布式系统不同进程共同访问共享资源的一种锁的实现。秒杀下单、抢红包等等业务场景，都需要用到分布式锁，我们项目中经常使用 Redis 作为分布式锁。

选了 Redis 分布式锁的几种实现方法，大家来讨论下，看有没有啥问题哈。

• 命令 setnx + expire 分开写
• setnx + value 值是过期时间
• set 的扩展命令（set ex px nx）
• set ex px nx + 校验唯一随机值,再删除
• Redisson

12.1 命令 setnx + expire 分开写

if（jedis.setnx(key,lock_value) == 1）{ //加锁
    expire（key，100）; //设置过期时间
    try {
        do something  //业务请求
    }catch(){
  }
  finally {
       jedis.del(key); //释放锁
    }
}

如果执行完setnx加锁，正要执行expire设置过期时间时，进程 crash 掉或者要重启维护了，那这个锁就“长生不老”了，别的线程永远获取不到锁啦，所以分布式锁不能这么实现。

12.2 setnx + value 值是过期时间

long expires = System.currentTimeMillis() + expireTime; //系统时间+设置的过期时间
String expiresStr = String.valueOf(expires);

// 如果当前锁不存在，返回加锁成功
if (jedis.setnx(key, expiresStr) == 1) {
        return true;
}
// 如果锁已经存在，获取锁的过期时间
String currentValueStr = jedis.get(key);

// 如果获取到的过期时间，小于系统当前时间，表示已经过期
if (currentValueStr != null && Long.parseLong(currentValueStr) < System.currentTimeMillis()) {

     // 锁已过期，获取上一个锁的过期时间，并设置现在锁的过期时间（不了解redis的getSet命令的小伙伴，可以去官网看下哈）
    String oldValueStr = jedis.getSet(key_resource_id, expiresStr);

    if (oldValueStr != null && oldValueStr.equals(currentValueStr)) {
         // 考虑多线程并发的情况，只有一个线程的设置值和当前值相同，它才可以加锁
         return true;
    }
}

//其他情况，均返回加锁失败
return false;
}

笔者看过有开发小伙伴就是这么实现分布式锁的，但是这种方案也有这些缺点：

• 过期时间是客户端自己生成的，分布式环境下，每个客户端的时间必须同步。
• 没有保存持有者的唯一标识，可能被别的客户端释放/解锁。
• 锁过期的时候，并发多个客户端同时请求过来，都执行了jedis.getSet()，最终只能有一个客户端加锁成功，但是该客户端锁的过期时间，可能被别的客户端覆盖。

12.3： set 的扩展命令（set ex px nx）（注意可能存在的问题）

if（jedis.set(key, lock_value, "NX", "EX", 100s) == 1）{ //加锁
    try {
        do something  //业务处理
    }catch(){
  }
  finally {
       jedis.del(key); //释放锁
    }
}

这个方案可能存在这样的问题：

• 锁过期释放了，业务还没执行完。
• 锁被别的线程误删。

12.4 set ex px nx + 校验唯一随机值,再删除

if（jedis.set(key, uni_request_id, "NX", "EX", 100s) == 1）{ //加锁
    try {
        do something  //业务处理
    }catch(){
  }
  finally {
       //判断是不是当前线程加的锁,是才释放
       if (uni_request_id.equals(jedis.get(key))) {
        jedis.del(key); //释放锁
        }
    }
}

在这里，判断当前线程加的锁和释放锁是不是一个原子操作。如果调用 jedis.del()释放锁的时候，可能这把锁已经不属于当前客户端，会解除他人加的锁。

一般也是用 lua 脚本代替。lua 脚本如下：

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

这种方式比较不错了，一般情况下，已经可以使用这种实现方式。但是存在锁过期释放了，业务还没执行完的问题（实际上，估算个业务处理的时间，一般没啥问题了）。

12.5 Redisson

分布式锁可能存在锁过期释放，业务没执行完的问题。有些小伙伴认为，稍微把锁过期时间设置长一些就可以啦。其实我们设想一下，是否可以给获得锁的线程，开启一个定时守护线程，每隔一段时间检查锁是否还存在，存在则对锁的过期时间延长，防止锁过期提前释放。

当前开源框架 Redisson 就解决了这个分布式锁问题。我们一起来看下 Redisson 底层原理是怎样的吧：

只要线程一加锁成功，就会启动一个watch dog看门狗，它是一个后台线程，会每隔 10 秒检查一下，如果线程 1 还持有锁，那么就会不断的延长锁 key 的生存时间。因此，Redisson 就是使用 Redisson 解决了锁过期释放，业务没执行完问题。

13. 零拷贝

零拷贝就是不需要将数据从一个存储区域复制到另一个存储区域。它是指在传统 IO 模型中，指 CPU 拷贝的次数为 0。它是 IO 的优化方案

• 传统 IO 流程
• 零拷贝实现之 mmap+write
• 零拷贝实现之 sendfile
• 零拷贝实现之带有 DMA 收集拷贝功能的 sendfile

13.1 传统 IO 流程

流程图如下：

• 用户应用进程调用 read 函数，向操作系统发起 IO 调用，上下文从用户态转为内核态（切换 1）
• DMA 控制器把数据从磁盘中，读取到内核缓冲区。
• CPU 把内核缓冲区数据，拷贝到用户应用缓冲区，上下文从内核态转为用户态（切换 2），read 函数返回
• 用户应用进程通过 write 函数，发起 IO 调用，上下文从用户态转为内核态（切换 3）
• CPU 将应用缓冲区中的数据，拷贝到 socket 缓冲区
• DMA 控制器把数据从 socket 缓冲区，拷贝到网卡设备，上下文从内核态切换回用户态（切换 4），write 函数返回

从流程图可以看出，传统 IO 的读写流程，包括了 4 次上下文切换（4 次用户态和内核态的切换），4 次数据拷贝（两次 CPU 拷贝以及两次的 DMA 拷贝)。

13.2 mmap+write 实现的零拷贝

mmap 的函数原型如下：

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

• addr：指定映射的虚拟内存地址
• length：映射的长度
• prot：映射内存的保护模式
• flags：指定映射的类型
• fd:进行映射的文件句柄
• offset:文件偏移量

mmap 使用了虚拟内存，可以把内核空间和用户空间的虚拟地址映射到同一个物理地址，从而减少数据拷贝次数！

mmap+write实现的零拷贝流程如下：

• 用户进程通过mmap方法向操作系统内核发起 IO 调用，上下文从用户态切换为内核态。
• CPU 利用 DMA 控制器，把数据从硬盘中拷贝到内核缓冲区。
• 上下文从内核态切换回用户态，mmap 方法返回。
• 用户进程通过write方法向操作系统内核发起 IO 调用，上下文从用户态切换为内核态。
• CPU 将内核缓冲区的数据拷贝到的 socket 缓冲区。
• CPU 利用 DMA 控制器，把数据从 socket 缓冲区拷贝到网卡，上下文从内核态切换回用户态，write 调用返回。

可以发现，mmap+write实现的零拷贝，I/O 发生了4次用户空间与内核空间的上下文切换，以及 3 次数据拷贝。其中 3 次数据拷贝中，包括了2 次 DMA 拷贝和 1 次 CPU 拷贝。

mmap是将读缓冲区的地址和用户缓冲区的地址进行映射，内核缓冲区和应用缓冲区共享，所以节省了一次 CPU 拷贝‘’并且用户进程内存是虚拟的，只是映射到内核的读缓冲区，可以节省一半的内存空间。

sendfile 实现的零拷贝

sendfile是 Linux2.1 内核版本后引入的一个系统调用函数，API 如下：

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

• out_fd:为待写入内容的文件描述符，一个 socket 描述符。，
• in_fd:为待读出内容的文件描述符，必须是真实的文件，不能是 socket 和管道。
• offset：指定从读入文件的哪个位置开始读，如果为 NULL，表示文件的默认起始位置。
• count：指定在 fdout 和 fdin 之间传输的字节数。

sendfile 表示在两个文件描述符之间传输数据，它是在操作系统内核中操作的，避免了数据从内核缓冲区和用户缓冲区之间的拷贝操作，因此可以使用它来实现零拷贝。

sendfile 实现的零拷贝流程如下：

1. 用户进程发起 sendfile 系统调用，上下文（切换 1）从用户态转向内核态
2. DMA 控制器，把数据从硬盘中拷贝到内核缓冲区。
3. CPU 将读缓冲区中数据拷贝到 socket 缓冲区
4. DMA 控制器，异步把数据从 socket 缓冲区拷贝到网卡，
5. 上下文（切换 2）从内核态切换回用户态，sendfile 调用返回。

可以发现，sendfile实现的零拷贝，I/O 发生了2次用户空间与内核空间的上下文切换，以及 3 次数据拷贝。其中 3 次数据拷贝中，包括了2 次 DMA 拷贝和 1 次 CPU 拷贝。那能不能把 CPU 拷贝的次数减少到 0 次呢？有的，即带有DMA收集拷贝功能的sendfile！

sendfile+DMA scatter/gather 实现的零拷贝

linux 2.4 版本之后，对sendfile做了优化升级，引入 SG-DMA 技术，其实就是对 DMA 拷贝加入了scatter/gather操作，它可以直接从内核空间缓冲区中将数据读取到网卡。使用这个特点搞零拷贝，即还可以多省去一次 CPU 拷贝。

sendfile+DMA scatter/gather 实现的零拷贝流程如下：

1. 用户进程发起 sendfile 系统调用，上下文（切换 1）从用户态转向内核态
2. DMA 控制器，把数据从硬盘中拷贝到内核缓冲区。
3. CPU 把内核缓冲区中的文件描述符信息（包括内核缓冲区的内存地址和偏移量）发送到 socket 缓冲区
4. DMA 控制器根据文件描述符信息，直接把数据从内核缓冲区拷贝到网卡
5. 上下文（切换 2）从内核态切换回用户态，sendfile 调用返回。

可以发现，sendfile+DMA scatter/gather实现的零拷贝，I/O 发生了2次用户空间与内核空间的上下文切换，以及 2 次数据拷贝。其中 2 次数据拷贝都是包DMA 拷贝。这就是真正的 零拷贝（Zero-copy) 技术，全程都没有通过 CPU 来搬运数据，所有的数据都是通过 DMA 来进行传输的。

14. synchronized

synchronized 是 Java 中的关键字，是一种同步锁。synchronized 关键字可以作用于方法或者代码块。

一般面试时。可以这么回答：

• 反编译后，monitorenter、monitorexit、ACC_SYNCHRONIZED
• monitor 监视器
• Java Monitor 的工作机理
• 对象与 monitor 关联

14.1 monitorenter、monitorexit、ACC_SYNCHRONIZED

如果synchronized作用于代码块，反编译可以看到两个指令：monitorenter、monitorexit，JVM 使用monitorenter和monitorexit两个指令实现同步；如果作用 synchronized 作用于方法,反编译可以看到ACCSYNCHRONIZED标记，JVM 通过在方法访问标识符(flags)中加入ACCSYNCHRONIZED来实现同步功能。

• 同步代码块是通过monitorenter和monitorexit来实现，当线程执行到 monitorenter 的时候要先获得 monitor 锁，才能执行后面的方法。当线程执行到 monitorexit 的时候则要释放锁。
• 同步方法是通过中设置 ACCSYNCHRONIZED 标志来实现，当线程执行有 ACCSYNCHRONI 标志的方法，需要获得 monitor 锁。每个对象都与一个 monitor 相关联，线程可以占有或者释放 monitor。

14.2 monitor 监视器

monitor 是什么呢？操作系统的管程（monitors）是概念原理，ObjectMonitor 是它的原理实现。

在 Java 虚拟机（HotSpot）中，Monitor（管程）是由 ObjectMonitor 实现的，其主要数据结构如下：

 ObjectMonitor() {
    _header       = NULL;
    _count        = 0; // 记录个数
    _waiters      = 0,
    _recursions   = 0;
    _object       = NULL;
    _owner        = NULL;
    _WaitSet      = NULL;  // 处于wait状态的线程，会被加入到_WaitSet
    _WaitSetLock  = 0 ;
    _Responsible  = NULL ;
    _succ         = NULL ;
    _cxq          = NULL ;
    FreeNext      = NULL ;
    _EntryList    = NULL ;  // 处于等待锁block状态的线程，会被加入到该列表
    _SpinFreq     = 0 ;
    _SpinClock    = 0 ;
    OwnerIsThread = 0 ;
  }

ObjectMonitor 中几个关键字段的含义如图所示：

14.3 Java Monitor 的工作机理

• 想要获取 monitor 的线程,首先会进入_EntryList 队列。
• 当某个线程获取到对象的 monitor 后,进入 Owner 区域，设置为当前线程,同时计数器 count 加 1。
• 如果线程调用了 wait()方法，则会进入 WaitSet 队列。它会释放 monitor 锁，即将 owner 赋值为 null,count 自减 1,进入 WaitSet 队列阻塞等待。
• 如果其他线程调用 notify() / notifyAll() ，会唤醒 WaitSet 中的某个线程，该线程再次尝试获取 monitor 锁，成功即进入 Owner 区域。
• 同步方法执行完毕了，线程退出临界区，会将 monitor 的 owner 设为 null，并释放监视锁。

14.4 对象与 monitor 关联

• 在 HotSpot 虚拟机中,对象在内存中存储的布局可以分为 3 块区域：对象头（Header），实例数据（Instance Data）和对象填充（Padding）。
• 对象头主要包括两部分数据：Mark Word（标记字段）、Class Pointer（类型指针）。

Mark Word 是用于存储对象自身的运行时数据，如哈希码（HashCode）、GC 分代年龄、锁状态标志、线程持有的锁、偏向线程 ID、偏向时间戳等。

重量级锁，指向互斥量的指针。其实 synchronized 是重量级锁，也就是说 Synchronized 的对象锁，Mark Word 锁标识位为 10，其中指针指向的是 Monitor 对象的起始地址。

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
• 数据库自增 ID
• 基于雪花算法（Snowflake）实现
• 百度 （Uidgenerator）
• 美团（Leaf）

什么是雪花算法？

雪花算法是一种生成分布式全局唯一 ID 的算法，生成的 ID 称为 Snowflake IDs。这种算法由 Twitter 创建，并用于推文的 ID。

一个 Snowflake ID 有 64 位元。

• 第 1 位：Java 中 long 的最高位是符号位代表正负，正数是 0，负数是 1，一般生成 ID 都为正数，所以默认为 0。
• 接下来前 41 位是时间戳，表示了自选定的时期以来的毫秒数。
• 接下来的 10 位代表计算机 ID，防止冲突。
• 其余 12 位代表每台机器上生成 ID 的序列号，这允许在同一毫秒内创建多个 Snowflake ID。