大家好，我是小林。

今天分享一位讀者的春招面經(jīng)，美團(tuán)基礎(chǔ)架構(gòu)的面經(jīng)。

問的全是基礎(chǔ)，一個編程語言的問都沒有。

問題記錄

MySQL-MVCC

讀者答：InooDB是通過 MVCC 實現(xiàn)可重復(fù)讀的隔離級別的，MVCC 就是多版本并發(fā)控制，它其實記錄了歷史版本的數(shù)據(jù)，解決了讀寫并發(fā)沖突問題。有一個版本編碼，然后它進(jìn)入了各種操作下的數(shù)據(jù)狀態(tài)，能夠根據(jù)當(dāng)前這個指令的狀態(tài)來讀取不同時期的數(shù)據(jù)快照。主要實現(xiàn)方法的話就是通過事務(wù)版本號，讀取視圖還有undo日志進(jìn)行完善的。

小林補(bǔ)充：具體的實現(xiàn)原理過程，可以去 xiaolincoding.com 網(wǎng)站->圖解MySQL->事務(wù)隔離級別是怎么實現(xiàn)的？這篇文章學(xué)習(xí)。

MySQL-原子性怎么實現(xiàn)的

說錯了，說成redoLog了。應(yīng)該是undoLog。

讀者答：原子性的話會在寫數(shù)據(jù)之前有一個，就是WAL的過程，就是寫一個 redo log，然后如果數(shù)據(jù)沒有寫完或者是執(zhí)行操作失敗的話，可以恢復(fù)所有已提交的事務(wù)或者回滾。

小林補(bǔ)充：

事務(wù)的原子性是通過 undo log 實現(xiàn)的。

undo log 是一種用于撤銷回退的日志。在事務(wù)沒提交之前，MySQL 會先記錄更新前的數(shù)據(jù)到 undo log 日志文件里面，當(dāng)事務(wù)回滾時，可以利用 undo log 來進(jìn)行回滾。如下圖：

回滾事務(wù)

每當(dāng) InnoDB 引擎對一條記錄進(jìn)行操作（修改、刪除、新增）時，要把回滾時需要的信息都記錄到 undo log 里，比如：

• 在插入一條記錄時，要把這條記錄的主鍵值記下來，這樣之后回滾時只需要把這個主鍵值對應(yīng)的記錄刪掉就好了；
• 在刪除一條記錄時，要把這條記錄中的內(nèi)容都記下來，這樣之后回滾時再把由這些內(nèi)容組成的記錄插入到表中就好了；
• 在更新一條記錄時，要把被更新的列的舊值記下來，這樣之后回滾時再把這些列更新為舊值就好了。

在發(fā)生回滾時，就讀取 undo log 里的數(shù)據(jù)，然后做原先相反操作。比如當(dāng) delete 一條記錄時，undo log 中會把記錄中的內(nèi)容都記下來，然后執(zhí)行回滾操作的時候，就讀取 undo log 里的數(shù)據(jù)，然后進(jìn)行 insert 操作。

不同的操作，需要記錄的內(nèi)容也是不同的，所以不同類型的操作（修改、刪除、新增）產(chǎn)生的 undo log 的格式也是不同的，具體的每一個操作的 undo log 的格式我就不詳細(xì)介紹了，感興趣的可以自己去查查。

MySQL-持久性是怎么實現(xiàn)的

讀者答：通過 redo log 保證持久化。buffer pool 中有 undo 頁，對 undo 頁的修改也都會記錄到 redo log。redo log 會每秒刷盤，提交事務(wù)時也會刷盤，數(shù)據(jù)頁和 undo 頁都是靠這個機(jī)制保證持久化的。

通過兩次寫來實現(xiàn)，當(dāng)緩沖池的臟頁刷新時，并不直接寫磁盤，而是會通過memcpy函數(shù)將臟頁先拷貝到內(nèi)存中的doublewrite buffer，之后通過doublewrite buffer再分兩次，每次寫入1MB到共享表空間的物理磁盤上，然后馬上調(diào)用fsync函數(shù)，同步磁盤，進(jìn)行數(shù)據(jù)持久化。

小林補(bǔ)充：

事務(wù)的持久性是通過  redo log  實現(xiàn)的。

我們修改某條記錄，其實該記錄并不是馬上刷入磁盤的，而是將 Innodb 的 Buffer Pool  標(biāo)記為臟頁，等待后續(xù)的異步刷盤。

Buffer Pool 是提高了讀寫效率沒錯，但是問題來了，Buffer Pool 是基于內(nèi)存的，而內(nèi)存總是不可靠，萬一斷電重啟，還沒來得及落盤的臟頁數(shù)據(jù)就會丟失。

為了防止斷電導(dǎo)致數(shù)據(jù)丟失的問題，當(dāng)有一條記錄需要更新的時候，InnoDB 引擎就會先更新內(nèi)存（同時標(biāo)記為臟頁），然后將本次對這個頁的修改以 redo log 的形式記錄下來，這個時候更新就算完成了。

后續(xù)，InnoDB 引擎會在適當(dāng)?shù)臅r候，由后臺線程將緩存在 Buffer Pool 的臟頁刷新到磁盤里，這就是 WAL （Write-Ahead Logging）技術(shù)。

WAL 技術(shù)指的是， MySQL 的寫操作并不是立刻寫到磁盤上，而是先寫日志，然后在合適的時間再寫到磁盤上。

過程如下圖：

redo log 是物理日志，記錄了某個數(shù)據(jù)頁做了什么修改，比如對 XXX 表空間中的 YYY 數(shù)據(jù)頁 ZZZ 偏移量的地方做了AAA 更新，每當(dāng)執(zhí)行一個事務(wù)就會產(chǎn)生這樣的一條或者多條物理日志。

在事務(wù)提交時，只要先將 redo log 持久化到磁盤即可，可以不需要等到將緩存在 Buffer Pool 里的臟頁數(shù)據(jù)持久化到磁盤。

當(dāng)系統(tǒng)崩潰時，雖然臟頁數(shù)據(jù)沒有持久化，但是 redo log 已經(jīng)持久化，接著 MySQL 重啟后，可以根據(jù) redo log 的內(nèi)容，將所有數(shù)據(jù)恢復(fù)到最新的狀態(tài)。

操作系統(tǒng)-死鎖怎么產(chǎn)生的

讀者答：死鎖會產(chǎn)生的話一般會出現(xiàn)就是嗯資源就是互相占用，但是沒有辦法解鎖，形成循環(huán)這樣的情況，比如說 a 線程有一部分 b 線程需要的資源， b 線程有一部分 a 需要的資源，那他兩個人互相的互斥等待形成了死鎖，兩個線程都沒有辦法完成任務(wù)。

小林補(bǔ)充：

死鎖問題的產(chǎn)生是由兩個或者以上線程并行執(zhí)行的時候，爭奪資源而互相等待造成的。

死鎖只有同時滿足互斥、持有并等待、不可剝奪、環(huán)路等待這四個條件的時候才會發(fā)生。

所以要避免死鎖問題，就是要破壞其中一個條件即可，最常用的方法就是使用資源有序分配法來破壞環(huán)路等待條件。

操作系統(tǒng)-怎么避免死鎖

讀者答：

• 避免死鎖的話可以手動的 kill 掉某一個進(jìn)程來結(jié)束當(dāng)前的死鎖狀態(tài)。
• 也可以說設(shè)置一些搶占的規(guī)則。如果這個進(jìn)程占用的時間非常長的話，通過上下文切換給另外一個進(jìn)程運(yùn)行的機(jī)會，
• 也可以在分配資源的時候進(jìn)行預(yù)先的設(shè)計，就是有一個銀行家算法來進(jìn)行一個不會發(fā)生死鎖的進(jìn)程運(yùn)行的調(diào)度

操作系統(tǒng)-pageCache是什么

讀者答：緩存一些比較常訪問的文件到緩存中，這樣子的話它就能減少兩次從內(nèi)核空間拷貝的過程，就是來減少查詢這個內(nèi)容的時間。

小林補(bǔ)充：

為了提升對文件的讀寫效率，Linux 內(nèi)核會以頁大?。?KB）為單位，將文件劃分為多數(shù)據(jù)塊。當(dāng)用戶對文件中的某個數(shù)據(jù)塊進(jìn)行讀寫操作時，內(nèi)核首先會申請一個內(nèi)存頁（稱為 頁緩存）與文件中的數(shù)據(jù)塊進(jìn)行綁定。如下圖所示：

如上圖所示，當(dāng)用戶對文件進(jìn)行讀寫時，實際上是對文件的 頁緩存 進(jìn)行讀寫。所以對文件進(jìn)行讀寫操作時，會分以下兩種情況進(jìn)行處理：

• 當(dāng)從文件中讀取數(shù)據(jù)時，如果要讀取的數(shù)據(jù)所在的頁緩存已經(jīng)存在，那么就直接把頁緩存的數(shù)據(jù)拷貝給用戶即可。否則，內(nèi)核首先會申請一個空閑的內(nèi)存頁（頁緩存），然后從文件中讀取數(shù)據(jù)到頁緩存，并且把頁緩存的數(shù)據(jù)拷貝給用戶。
• 當(dāng)向文件中寫入數(shù)據(jù)時，如果要寫入的數(shù)據(jù)所在的頁緩存已經(jīng)存在，那么直接把新數(shù)據(jù)寫入到頁緩存即可。否則，內(nèi)核首先會申請一個空閑的內(nèi)存頁（頁緩存），然后從文件中讀取數(shù)據(jù)到頁緩存，并且把新數(shù)據(jù)寫入到頁緩存中。對于被修改的頁緩存，內(nèi)核會定時把這些頁緩存刷新到文件中。

計算機(jī)網(wǎng)絡(luò)-TCP的可靠性和順序性怎么實現(xiàn)的

讀者答：TCP 它實現(xiàn)可靠性和有序性的操作的話，是通過快重傳或者是回退 n 這樣子的設(shè)計來實現(xiàn)。如果報文在傳遞的過程中丟失之后能夠進(jìn)行重傳。而會怎么能發(fā)現(xiàn)這個報文丟失呢？主要是根據(jù)一些序列號和 ACK的配合來幫助兩個服務(wù)之間知道當(dāng)前傳遞的信息會丟失。

計算機(jī)網(wǎng)絡(luò)-怎么進(jìn)行流量控制的？

回答成擁塞控制了；

讀者答：內(nèi)部維護(hù)了一個能接收消息的一個窗口的大小，如果他出現(xiàn)就是消息丟失的情況，然后這個消息窗口的大小會減半。啟動的時候采用慢啟動的方式，從0開始指數(shù)級增加窗口大小，直到到達(dá)閥值之后線性增加窗口大小。

小林補(bǔ)充：

流量控制主要是可以讓「發(fā)送方」根據(jù)「接收方」的實際接收能力控制發(fā)送的數(shù)據(jù)量。

實現(xiàn)的方式，接收方會有一個接收緩沖區(qū)，如果內(nèi)核接收到了數(shù)據(jù)，沒有被應(yīng)用讀取的話，接收窗口就會收縮，然后會在tcp報文攜帶接收窗口的大小，發(fā)送發(fā)收到后，就會控制的發(fā)送流量。

下面舉個栗子，為了簡單起見，假設(shè)以下場景：

• 客戶端是接收方，服務(wù)端是發(fā)送方
• 假設(shè)接收窗口和發(fā)送窗口相同，都為 200
• 假設(shè)兩個設(shè)備在整個傳輸過程中都保持相同的窗口大小，不受外界影響

流量控制

根據(jù)上圖的流量控制，說明下每個過程：

1. 客戶端向服務(wù)端發(fā)送請求數(shù)據(jù)報文。這里要說明下，本次例子是把服務(wù)端作為發(fā)送方，所以沒有畫出服務(wù)端的接收窗口。
2. 服務(wù)端收到請求報文后，發(fā)送確認(rèn)報文和 80 字節(jié)的數(shù)據(jù)，于是可用窗口 Usable 減少為 120 字節(jié)，同時 SND.NXT 指針也向右偏移 80 字節(jié)后，指向 321，這意味著下次發(fā)送數(shù)據(jù)的時候，序列號是 321。
3. 客戶端收到 80 字節(jié)數(shù)據(jù)后，于是接收窗口往右移動 80 字節(jié)，RCV.NXT 也就指向 321，這意味著客戶端期望的下一個報文的序列號是 321，接著發(fā)送確認(rèn)報文給服務(wù)端。
4. 服務(wù)端再次發(fā)送了 120 字節(jié)數(shù)據(jù)，于是可用窗口耗盡為 0，服務(wù)端無法再繼續(xù)發(fā)送數(shù)據(jù)。
5. 客戶端收到 120 字節(jié)的數(shù)據(jù)后，于是接收窗口往右移動 120 字節(jié)，RCV.NXT 也就指向 441，接著發(fā)送確認(rèn)報文給服務(wù)端。
6. 服務(wù)端收到對 80 字節(jié)數(shù)據(jù)的確認(rèn)報文后，SND.UNA 指針往右偏移后指向 321，于是可用窗口 Usable 增大到 80。
7. 服務(wù)端收到對 120 字節(jié)數(shù)據(jù)的確認(rèn)報文后，SND.UNA 指針往右偏移后指向 441，于是可用窗口 Usable 增大到 200。
8. 服務(wù)端可以繼續(xù)發(fā)送了，于是發(fā)送了 160 字節(jié)的數(shù)據(jù)后，SND.NXT 指向 601，于是可用窗口 Usable 減少到 40。
9. 客戶端收到 160 字節(jié)后，接收窗口往右移動了 160 字節(jié)，RCV.NXT 也就是指向了 601，接著發(fā)送確認(rèn)報文給服務(wù)端。
10. 服務(wù)端收到對 160 字節(jié)數(shù)據(jù)的確認(rèn)報文后，發(fā)送窗口往右移動了 160 字節(jié)，于是 SND.UNA 指針偏移了 160 后指向 601，可用窗口 Usable 也就增大至了 200。

Redis-怎么持久化的數(shù)據(jù)

讀者答：Redis 的話，它其實提供了兩種持久化數(shù)據(jù)的方法，一種是AOF，一種是RDB。然后 AOF 的話它是一種，就是說每一條操作信息它都會進(jìn)行追加記錄這樣的一種持久化的方式。當(dāng)那個數(shù)據(jù)庫重新啟動的時候，它就會根據(jù) AOF 里面記錄的數(shù)據(jù)操作，然后來進(jìn)行一個數(shù)據(jù)庫內(nèi)容的重建。而 RDB 的話，它是做快照，也就是說在數(shù)據(jù)庫運(yùn)行的過程中，它可能會另開一個 IO 的線程來進(jìn)行數(shù)據(jù)庫的快照記錄，這樣子的話來記錄它某一個時間段的數(shù)據(jù)情況，這樣子它進(jìn)行恢復(fù)，數(shù)據(jù)庫再次啟動的時候就可以直接根據(jù) RDB 文件來進(jìn)行恢復(fù)這兩個操作。

這樣一執(zhí)行的話就可以看出來， AOF 的話，它雖然就是在執(zhí)行的過程中性能的損耗是小的，但是如果數(shù)據(jù)庫要進(jìn)行重新啟動的話，那它需要的耗時是比較長的。而 RDB 的話，它雖然重新啟動的耗時小，但是說它在過程中會有一定的性能損耗。而且如果是在兩個快照創(chuàng)建的中間就是數(shù)據(jù)庫宕機(jī)，或者是這樣子沒有做成快照的話，會造成一部分?jǐn)?shù)據(jù)的缺失。

Redis-集群是怎么做的？就是數(shù)據(jù)怎么分片的，然后它的集群的高可用是什么？怎么部署的，這個有沒有了解過？

讀者答：我了解到它是有一個主從模型的，從它從模型的話就是復(fù)制一份主節(jié)點的備份，然后如果主節(jié)點宕機(jī)的情況下，從節(jié)點是可以成為主節(jié)點來提供服務(wù)的，別的就沒有什么了解的。

后續(xù)查資料補(bǔ)充add：在應(yīng)對數(shù)據(jù)量擴(kuò)容時，雖然增加內(nèi)存這種縱向擴(kuò)展的方法簡單直接，但是會造成數(shù)據(jù)庫的內(nèi)存過大，導(dǎo)致性能變慢。Redis 切片集群提供了橫向擴(kuò)展的模式，也就是使用多個實例，并給每個實例配置一定數(shù)量的哈希槽，數(shù)據(jù)可以通過鍵的哈希值映射到哈希槽，再通過哈希槽分散保存到不同的實例上。這樣做的好處是擴(kuò)展性好，不管有多少數(shù)據(jù)，切片集群都能應(yīng)對。

分布式-分布式事務(wù)是什么

讀者答：我只知道分布式事務(wù)中的 2 階段提交和 3 階段提交這樣一個概念

• 2 階段提交：準(zhǔn)備階段和提交階段
• 3 階段提交：比2PC多了一個階段，即把原來2PC的準(zhǔn)備階段拆分成CanCommit和PreCommit兩個階段，同時引入超時機(jī)制來解決2PC的同步阻塞問題。

后續(xù)查資料補(bǔ)充add：實際使用都是使用消息隊列+本地消息表保證最終一致性，2PC這種強(qiáng)一致性用在一些金融業(yè)務(wù)中，實現(xiàn)很麻煩。

分布式-paxos和raft的區(qū)別

讀者答：Paxos在一個節(jié)點當(dāng)選為就是 leader 節(jié)點之后，其他的從節(jié)點如果不滿主節(jié)點的那個投票策略的話，是可以對主節(jié)點的投票就是進(jìn)行否決的。Paxos就是三階段提交。但是 raft 的話就是只要集群中存在 leader 節(jié)點的話，從節(jié)點就是會按照主節(jié)點的策略來進(jìn)行一致性的執(zhí)行。

分布式-為什么就是分布式的共識算法都需要要求多數(shù)派提交才能完成它的分布式一致性？

讀者答：有作惡節(jié)點，消息可能到的順序不一樣，扯了拜占庭問題

場景題

• 設(shè)計一個線程池
• LRU  緩存設(shè)計

面試總結(jié)

感覺

面試官想多要些人填志愿，基礎(chǔ)知識沒有深挖，所有的知識點都考察了一下

不足之處

1. 基礎(chǔ)知識還要再扎實
2. 場景題需要結(jié)合實際開發(fā)，有些過于書本知識了，實際不用