大家好，我是捡田螺的小男孩。有位朋友工作三年，去面试，给大家整理一下面试题，并附上答案。

  1. Mysql索引在什么情况下会失效
  2. MySql的存储引擎InnoDB与MyISAM的区别
  3. Mysql在项目中的优化场景，慢查询解决等
  4. Mysql有什么索引，索引模型是什么
  5. B-树与B+树的区别？为什么不用红黑树呢
  6. Mysql主从同步怎么做
  7. 乐观锁与悲观锁的区别？
  8. 聊聊binlog日志
  9. redis 持久化有哪几种方式，怎么选？
  10. redis 主从同步是怎样的过程？
  11. redis 的 zset 怎么实现的？
  12. Redis 过期策略和内存淘汰策略

1. Mysql索引在什么情况下会失效

  • 查询条件包含or，可能导致索引失效
  • 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
  • like通配符可能导致索引失效。
  • 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。
  • 在索引列上使用mysql的内置函数，索引失效。
  • 对索引列运算（如，+、-、*、/），索引失效。
  • 索引字段上使用（！= 或者 < >，not in）时，可能会导致索引失效。
  • 索引字段上使用is null， is not null，可能导致索引失效。
  • 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。
  • mysql估计使用全表扫描要比使用索引快,则不使用索引。

2. MySql的存储引擎InnoDB与MyISAM的区别

  • InnoDB支持事务，MyISAM不支持事务
  • InnoDB支持外键，MyISAM不支持外键
  • InnoDB 支持 MVCC(多版本并发控制)，MyISAM 不支持
  • select count(*) from table时，MyISAM更快，因为它有一个变量保存了整个表的总行数，可以直接读取，InnoDB就需要全表扫描。
  • Innodb不支持全文索引，而MyISAM支持全文索引（5.7以后的InnoDB也支持全文索引）
  • InnoDB支持表、行级锁，而MyISAM支持表级锁。
  • InnoDB表必须有主键，而MyISAM可以没有主键
  • Innodb表需要更多的内存和存储，而MyISAM可被压缩，存储空间较小。
  • Innodb按主键大小有序插入，MyISAM记录插入顺序是，按记录插入顺序保存。
  • InnoDB 存储引擎提供了具有提交、回滚、崩溃恢复能力的事务安全，与 MyISAM 比 InnoDB 写的效率差一些，并且会占用更多的磁盘空间以保留数据和索引

3. mysql在项目中的优化场景，慢查询解决等

我们面对慢查询，首先想到的就是加索引。你可以给面试官描述一下，一个加了索引的SQL，是怎么执行查找的，可以看下我之前这篇文章哈：

阿里一面，给了几条SQL，问需要执行几次树搜索操作？

还有就是order by，group by原理，深分页等等，都跟慢查询息息相关，大家可以看下我以前的文章哈，都比较经典：

  • 看一遍就理解：order by详解
  • 看一遍就能理解：group by详解
  • 实战！聊聊如何解决MySQL深分页问题
  • 后端程序员必备：书写高质量SQL的30条建议

最后就是慢查询的排查解决手段：

打开慢查询日志slow_query_log，确认SQL语句是否占用过多资源，用explain查询执行计划、对group by、order by、join等语句优化，如果数据量实在太大，是否考虑分库分表等等。

4. Mysql有什么索引，索引模型是什么

数据结构维度来讲的话，一般使用都是B+树索引，大家想详细理解的话，可以看我之前这篇文章哈：MySQL索引底层：B+树详解

5. B-树与B+树的区别？为什么不用红黑树

B-树与B+树的区别：

  • B-树内部节点是保存数据的;而B+树内部节点是不保存数据的，只作索引作用，它的叶子节点才保存数据。
  • B+树相邻的叶子节点之间是通过链表指针连起来的，B-树却不是。
  • 查找过程中，B-树在找到具体的数值以后就结束，而B+树则需要通过索引找到叶子结点中的数据才结束
  • B-树中任何一个关键字出现且只出现在一个结点中，而B+树可以出现多次。

为什么索引结构默认使用B+树，而不是B-Tree，Hash哈希，二叉树，红黑树？

  • Hash哈希，只适合等值查询，不适合范围查询。
  • 一般二叉树，可能会特殊化为一个链表，相当于全表扫描。
  • 红黑树，是一种特化的平衡二叉树，MySQL 数据量很大的时候，索引的体积也会很大，内存放不下的而从磁盘读取，树的层次太高的话，读取磁盘的次数就多了。
  • B-Tree，叶子节点和非叶子节点都保存数据，相同的数据量，B+树更矮壮，也是就说，相同的数据量，B+树数据结构，查询磁盘的次数会更少。

6. Mysql主从同步怎么做

大家要熟悉MySQL主从复制原理哈：

详细的主从复制过程如图：

上图主从复制过程分了五个步骤进行：

  1. 主库的更新SQL(update、insert、delete)被写到binlog
  2. 从主库发起连接，连接到主库。
  3. 此时主库创建一个binlog dump thread，把binlog的内容发送到从库。
  4. 从库启动之后，创建一个I/O线程，读取主库传过来的bin log内容并写入到relay log
  5. 从库还会创建一个SQL线程，从relay log里面读取内容，从ExecMasterLog_Pos位置开始执行读取到的更新事件，将更新内容写入到slave的db

主从同步这块呢，还涉及到如何保证主从一致的、数据库主从延迟的原因与解决方案、数据库的高可用方案。

大家可以看下我最近的一篇总结哈：面试必备：聊聊MySQL的主从

7. 乐观锁与悲观锁的区别？

悲观锁：

悲观锁她专一且缺乏安全感了，她的心只属于当前事务，每时每刻都担心着它心爱的数据可能被别的事务修改，所以一个事务拥有（获得）悲观锁后，其他任何事务都不能对数据进行修改啦，只能等待锁被释放才可以执行。

select ...for update就是悲观锁一种实现。

乐观锁：

乐观锁的“乐观情绪”体现在，它认为数据的变动不会太频繁。因此，它允许多个事务同时对数据进行变动。实现方式：乐观锁一般会使用版本号机制或CAS算法实现。

之前用乐观锁解决过实战的并发问题，大家有兴趣可以加我微信，一起聊聊哈。

8. 聊聊binlog日志

binlog是归档日志，属于MySQL Server层的日志。可以实现主从复制和数据恢复两个作用。当需要恢复数据时，可以取出某个时间范围内的binlog进行重放恢复即可。

binlog 日志有三种格式，分别是statement，row和mixed。

如果是statement格式，binlog记录的是SQL的原文，他可能会导致主库不一致(主库和从库选的索引不一样时)。我们来分析一下。假设主库执行删除这个SQL（其中a和create_time都有索引）如下：

delete from t where a > '666' and create_time<'2022-03-01' limit 1;
复制代码

我们知道，数据选择了a索引和选择create_time索引，最后limit 1出来的数据一般是不一样的。所以就会存在这种情况：在binlog = statement格式时，主库在执行这条SQL时，使用的是索引a，而从库在执行这条SQL时，使用了索引create_time。最后主从数据不一致了。

如何解决这个问题呢？

可以把binlog格式修改为row。row格式的binlog日志，记录的不是SQL原文，而是两个event:Table_map 和 Delete_rows。Table_map event说明要操作的表，Delete_rows event用于定义要删除的行为，记录删除的具体行数。row格式的binlog记录的就是要删除的主键ID信息，因此不会出现主从不一致的问题。

但是如果SQL删除10万行数据，使用row格式就会很占空间的，10万条数据都在binlog里面，写binlog的时候也很耗IO。但是statement格式的binlog可能会导致数据不一致，因此设计MySQL的大叔想了一个折中的方案，mixed格式的binlog。所谓的mixed格式其实就是row和statement格式混合使用，当MySQL判断可能数据不一致时，就用row格式，否则使用就用statement格式。

9. Redis 持久化有哪几种方式，怎么选？

既然它是基于内存的，如果Redis服务器挂了，数据就会丢失。为了避免数据丢失了，Redis提供了两种持久化方式，RDB和AOF。

9.1 AOF 持久化

AOF（append only file） 持久化，采用日志的形式来记录每个写操作，追加到AOF文件的末尾。Redis默认情况是不开启AOF的。重启时再重新执行AOF文件中的命令来恢复数据。它主要解决数据持久化的实时性问题。

AOF是执行完命令后才记录日志的。为什么不先记录日志再执行命令呢？这是因为Redis在向AOF记录日志时，不会先对这些命令进行语法检查，如果先记录日志再执行命令，日志中可能记录了错误的命令，Redis使用日志回复数据时，可能会出错。

正是因为执行完命令后才记录日志，所以不会阻塞当前的写操作。但是会存在两个风险：

  1. 更执行完命令还没记录日志时，宕机了会导致数据丢失
  2. AOF不会阻塞当前命令，但是可能会阻塞下一个操作。

这两个风险最好的解决方案是折中妙用AOF机制的三种写回策略 appendfsync：

  1. always，同步写回，每个子命令执行完，都立即将日志写回磁盘。
  2. everysec，每个命令执行完，只是先把日志写到AOF内存缓冲区，每隔一秒同步到磁盘。
  3. no：只是先把日志写到AOF内存缓冲区，有操作系统去决定何时写入磁盘。

always同步写回，可以基本保证数据不丢失，no策略则性能高但是数据可能会丢失，一般可以考虑折中选择everysec。

如果接受的命令越来越多，AOF文件也会越来越大，文件过大还是会带来性能问题。日志文件过大怎么办呢？AOF重写机制！就是随着时间推移，AOF文件会有一些冗余的命令如：无效命令、过期数据的命令等等，AOF重写机制就是把它们合并为一个命令（类似批处理命令），从而达到精简压缩空间的目的。

AOF重写会阻塞嘛？ AOF日志是由主线程会写的，而重写则不一样，重写过程是由后台子进程bgrewriteaof完成。

  • AOF的优点：数据的一致性和完整性更高，秒级数据丢失。
  • 缺点：相同的数据集，AOF文件体积大于RDB文件。数据恢复也比较慢。

9.2 RDB

因为AOF持久化方式，如果操作日志非常多的话，Redis恢复就很慢。有没有在宕机快速恢复的方法呢，有的，RDB！

RDB，就是把内存数据以快照的形式保存到磁盘上。和AOF相比，它记录的是某一时刻的数据，，并不是操作。

什么是快照?可以这样理解，给当前时刻的数据，拍一张照片，然后保存下来。

RDB持久化，是指在指定的时间间隔内，执行指定次数的写操作，将内存中的数据集快照写入磁盘中，它是Redis默认的持久化方式。执行完操作后，在指定目录下会生成一个dump.rdb文件，Redis 重启的时候，通过加载dump.rdb文件来恢复数据。RDB触发机制主要有以下几种：

RDB通过bgsave命令的执行全量快照，可以避免阻塞主线程。basave命令会fork一个子进程，然后该子进程会负责创建RDB文件，而服务器进程会继续处理命令请求

快照时，数据能修改嘛？ Redis接住操作系统的写时复制技术（copy-on-write，COW）,在执行快照的同时，正常处理写操作。

虽然bgsave执行不会阻塞主线程，但是频繁执行全量快照也会带来性能开销。比如bgsave子进程需要通过fork操作从主线程创建出来，创建后不会阻塞主线程，但是创建过程是会阻塞主线程的。可以做增量快照。

  • RDB的优点：与AOF相比，恢复大数据集的时候会更快，它适合大规模的数据恢复场景，如备份，全量复制等
  • 缺点：没办法做到实时持久化/秒级持久化。

Redis4.0开始支持RDB和AOF的混合持久化，就是内存快照以一定频率执行，两次快照之间，再使用AOF记录这期间的所有命令操作。

9.3 如何选择RDB和AOF

  • 如果数据不能丢失，RDB和AOF混用
  • 如果只作为缓存使用，可以承受几分钟的数据丢失的话，可以只使用RDB。
  • 如果只使用AOF，优先使用everysec的写回策略。

10. Redis 主从同步是怎样的过程？

Redis主从同步包括三个阶段。

第一阶段：主从库间建立连接、协商同步。

从库向主库发送psync 命令，告诉它要进行数据同步。 主库收到 psync 命令后,响应FULLRESYNC命令（它表示第一次复制采用的是全量复制），并带上主库runID和主库目前的复制进度offset。

第二阶段：主库把数据同步到从库，从库收到数据后，完成本地加载。

主库执行bgsave命令，生成RDB文件，接着将文件发给从库。从库接收到RDB 文件后，会先清空当前数据库，然后加载 RDB 文件。 主库把数据同步到从库的过程中，新来的写操作，会记录到replication buffer。

第三阶段，主库把新写的命令，发送到从库。

主库完成RDB发送后，会把replication buffer中的修改操作发给从库，从库再重新执行这些操作。这样主从库就实现同步啦。

11. 聊聊Redis的zset，它是怎么实现的？

zset是Redis常用数据类型之一，它的成员是有序排列的，一般用于排行榜类型的业务场景，比如 QQ 音乐排行榜、礼物排行榜等等。

  • 它的简单格式举例：zadd key score member [score member ...]，zrank key member
  • 它的底层内部编码：ziplist（压缩列表）、skiplist（跳跃表）

当 zset 满足以下条件时使用压缩列表：

  • 当成员的数量小于128 个；
  • 每个 member （成员）的字符串长度都小于 64 个字节。

压缩列表做简单介绍，它由以下五部分组成

  • zlbytes 是一个无符号整数，表示当前ziplist占用的总字节数；
  • zltail 指的是压缩列表尾部元素相对于压缩列表起始元素的偏移量。
  • zllen 指 ziplist 中 entry 的数量。当 zllen 比2^16 - 2大时，需要完全遍历 entry 列表来获取 entry 的总数目。
  • entry 用来存放具体的数据项（score和member），长度不定，可以是字节数组或整数，entry 会根据成员的数量自动扩容。

-zlend 是一个单字节的特殊值，等于 255，起到标识 ziplist 内存结束点的作用。

skiplist（跳跃表）在链表的基础上，增加了多级索引，通过索引位置的几个跳转，实现数据的快速定位,其插入、删除、查找的时间复杂度均为 O(logN)。

12. Redis 过期策略和内存淘汰策略

12.1 Redis的过期策略

我们在set key的时候，可以给它设置一个过期时间，比如expire key 60。指定这key60s后过期，60s后，redis是如何处理的嘛？我们先来介绍几种过期策略哈：

一般有定时过期、惰性过期、定期过期三种。

  • 定时过期

每个设置过期时间的key都需要创建一个定时器，到过期时间就会立即对key进行清除。该策略可以立即清除过期的数据，对内存很友好；但是会占用大量的CPU资源去处理过期的数据，从而影响缓存的响应时间和吞吐量。

  • 惰性过期

只有当访问一个key时，才会判断该key是否已过期，过期则清除。该策略可以最大化地节省CPU资源，却对内存非常不友好。极端情况可能出现大量的过期key没有再次被访问，从而不会被清除，占用大量内存。

  • 定期过期

每隔一定的时间，会扫描一定数量的数据库的expires字典中一定数量的key，并清除其中已过期的key。该策略是前两者的一个折中方案。通过调整定时扫描的时间间隔和每次扫描的限定耗时，可以在不同情况下使得CPU和内存资源达到最优的平衡效果。

expires字典会保存所有设置了过期时间的key的过期时间数据，其中，key是指向键空间中的某个键的指针，value是该键的毫秒精度的UNIX时间戳表示的过期时间。键空间是指该Redis集群中保存的所有键。

Redis中同时使用了惰性过期和定期过期两种过期策略。

  • 假设Redis当前存放30万个key，并且都设置了过期时间，如果你每隔100ms就去检查这全部的key，CPU负载会特别高，最后可能会挂掉。
  • 因此，redis采取的是定期过期，每隔100ms就随机抽取一定数量的key来检查和删除的。
  • 但是呢，最后可能会有很多已经过期的key没被删除。这时候，redis采用惰性删除。在你获取某个key的时候，redis会检查一下，这个key如果设置了过期时间并且已经过期了，此时就会删除。

但是呀，如果定期删除漏掉了很多过期的key，然后也没走惰性删除。就会有很多过期key积在内存内存，直接会导致内存爆的。或者有些时候，业务量大起来了，redis的key被大量使用，内存直接不够了，运维小哥哥也忘记加大内存了。难道redis直接这样挂掉？不会的！Redis用8种内存淘汰策略保护自己~

12.2 Redis 内存淘汰策略

  • volatile-lru：当内存不足以容纳新写入数据时，从设置了过期时间的key中使用LRU（最近最少使用）算法进行淘汰；
  • allkeys-lru：当内存不足以容纳新写入数据时，从所有key中使用LRU（最近最少使用）算法进行淘汰。
  • volatile-lfu：4.0版本新增，当内存不足以容纳新写入数据时，在过期的key中，使用LFU算法进行删除key。
  • allkeys-lfu：4.0版本新增，当内存不足以容纳新写入数据时，从所有key中使用LFU算法进行淘汰；
  • volatile-random：当内存不足以容纳新写入数据时，从设置了过期时间的key中，随机淘汰数据；。
  • allkeys-random：当内存不足以容纳新写入数据时，从所有key中随机淘汰数据。
  • volatile-ttl：当内存不足以容纳新写入数据时，在设置了过期时间的key中，根据过期时间进行淘汰，越早过期的优先被淘汰；
  • noeviction：默认策略，当内存不足以容纳新写入数据时，新写入操作会报错。

13. Hashmap 是怎样实现的？为什么要用红黑树，而不用平衡二叉树？为什么在1.8中链表大于8时会转红黑树？HashMap是线性安全的嘛？如何保证安全？

13.1 Hashmap 是怎样实现的？

  • JDK1.7 Hashmap的底层数据结构是数组+链表
  • JDK1.8 Hashmap的底层数据结构是数组+链表+红黑树

数据元素通过映射关系，即散列函数，映射到桶数组对应索引的位置，插入该位置时，如果发生冲突，从冲突的位置拉一个链表，把冲突元素放到链表。如果链表长度>8且数组大小>=64，链表转为红黑树 如果红黑树节点个数<6 ，转为链表。

13.2 为什么要用红黑树，为什么不用二叉树？为什么不用平衡二叉树？

为什么不用二叉树？

红黑树是一种平衡的二叉树，其插入、删除、查找的最坏时间复杂度都为 O(logn)，避免了二叉树最坏情况下的O(n)时间复杂度。

为什么不用平衡二叉树？

平衡二叉树是比红黑树更严格的平衡树，为了保持保持平衡，需要旋转的次数更多，也就是说平衡二叉树保持平衡的效率更低，所以平衡二叉树插入和删除的效率比红黑树要低。

13.3 为什么在1.8中链表大于8时会转红黑树？

红黑树的平均查找长度是log(n)，如果长度为8，平均查找长度为log(8)=3，链表的平均查找长度为n/2，当长度为8时，平均查找长度为8/2=4，这才有转换成树的必要；链表长度如果是小于等于6，6/2=3，而log(6)=2.6，虽然速度也很快的，但是转化为树结构和生成树的时间并不会太短。

13.4 HashMap是线性安全的嘛？如何保证安全？

HashMap不是线程安全的，多线程下扩容死循环。可以使用HashTable、Collections.synchronizedMap、以及 ConcurrentHashMap 可以实现线程安全。

  • HashTable 是在每个方法加上 synchronized 关键字，粒度比较大；
  • Collections.synchronizedMap 是使用 Collections 集合工具的内部类，通过传入 Map 封装出一个 SynchronizedMap 对象，内部定义了一个对象锁，方法内通过对象锁实现；
  • ConcurrentHashMap 在jdk1.7中使用分段锁，在jdk1.8中使用CAS+synchronized。

14. select 和 epoll的区别

14.1 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。

非阻塞IO模型（NIO）中，需要N（N>=1）次轮询系统调用，然而借助select的IO多路复用模型，只需要发起一次询问就够了,大大优化了性能。

但是呢，select有几个缺点：

  • 监听的IO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。（仅知道有I/O事件发生，却不知是哪几个流，所以遍历所有流）
  • 因为存在连接数限制，所以后来又提出了poll。与select相比，poll解决了连接数限制问题。但是呢，select和poll一样，还是需要通过遍历文件描述符来获取已经就绪的socket。如果同时连接的大量客户端，在一时刻可能只有极少处于就绪状态，伴随着监视的描述符数量的增长，效率也会线性下降。

14.2 IO多路复用之epoll

为了解决select/poll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。

一下select、poll、epoll的区别

select

poll

epoll

底层数据结构

数组

链表

红黑树和双链表

获取就绪的fd

遍历

遍历

事件回调

事件复杂度

O(n)

O(n)

O(1)

最大连接数

1024

无限制

无限制

fd数据拷贝

每次调用select，需要将fd数据从用户空间拷贝到内核空间

每次调用poll，需要将fd数据从用户空间拷贝到内核空间

使用内存映射(mmap)，不需要从用户空间频繁拷贝fd数据到内核空间

大家可以看我这篇文章哈：看一遍就理解：IO模型详解

15. http与https的区别，https的原理，如何加密的？

http与https的区别

思路: 这道题实际上考察的知识点是HTTP与HTTPS的区别，这个知识点非常重要，可以从安全性、数据是否加密、默认端口等这几个方面去回答哈。其实，当你理解HTTPS的整个流程，就可以很好回答这个问题啦。

HTTP，即超文本传输协议，是一个基于TCP/IP通信协议来传递明文数据的协议。HTTP会存在这几个问题：

  • 请求信息是明文传输，容易被窃听截取。
  • 没有验证对方身份，存在被冒充的风险
  • 数据的完整性未校验，容易被中间人篡改

为了解决Http存在的问题，Https出现啦。

HTTPS= HTTP+SSL/TLS，可以理解Https是身披SSL(Secure Socket Layer，安全套接层)的HTTP。

HTTP + HTTPS的区别

https的原理，如何加密的

  • 客户端发起Https请求，连接到服务器的443端口。
  • 服务器必须要有一套数字证书（证书内容有公钥、证书颁发机构、失效日期等）。
  • 服务器将自己的数字证书发送给客户端（公钥在证书里面，私钥由服务器持有）。
  • 客户端收到数字证书之后，会验证证书的合法性。如果证书验证通过，就会生成一个随机的对称密钥，用证书的公钥加密。
  • 客户端将公钥加密后的密钥发送到服务器。
  • 服务器接收到客户端发来的密文密钥之后，用自己之前保留的私钥对其进行非对称解密，解密之后就得到客户端的密钥，然后用客户端密钥对返回数据进行对称加密，酱紫传输的数据都是密文啦。
  • 服务器将加密后的密文返回到客户端。
  • 客户端收到后，用自己的密钥对其进行对称解密，得到服务器返回的数据。

16. Raft算法原理

Raft 算法是分布式系统开发首选的共识算法，它通过“一切以领导者为准”的方式，实现一系列值的共识和各节点日志的一致。Raft 算法一共涉及三种角色（Follower、Candidate、Leader）和两个过程（Leader选举和日志复制）。

16.1 Raft 角色

跟随者（Follower）：，默默地接收和处理来自Leader的消息，当等待Leader心跳信息超时的时候，就主动站出来，推荐自己当候选人（Candidate）。

候选人（Candidate）：向其他节点发送投票请求，通知其他节点来投票，如果赢得了大多数（N/2+1）选票，就晋升领导（Leader）。

领导者（Leader）：负责处理客户端请求，进行日志复制等操作，每一轮选举的目标就是选出一个领导者；领导者会不断地发送心跳信息，通知其他节点“我是领导者，我还活着，你们不要发起新的选举，不用找个新领导者来替代我。”

16.2 领导选举过程

1.在初始状态下，集群中所有的节点都是Follower状态，并被设定一个随机选举超时时间（一般150ms-300ms）：

2. 如果Follower在规定的超时时间，都没有收到来自Leader的心跳，它就发起选举：将自己的状态切为 Candidate，增加自己的任期编号，然后向集群中的其它Follower节点发送请求，询问其是否选举自己成为Leader：

  1. 其他节点收到候选人A的请求投票消息后，如果在编号为1的这届任期内还没有进行过投票，那么它将把选票投给节点A，并增加自己的任期编号：

  1. 当收到来自集群中过半数节点的接受投票后，A节点即成为本届任期内 Leader，他将周期性地发送心跳消息，通知其他节点我是Leader，阻止Follower发起新的选举：

16.2 日志复制

当有了leader，系统应该进入对外工作期了。客户端的一切请求来发送到leader，leader来调度这些并发请求的顺序，并且保证leader与followers状态的一致性。Leader接收到来自客户端写请求后，处理写请求的过程其实就是一个日志复制的过程。

日志项长什么样呢？如下图：

请求完整过程：

  1. 当系统（leader）收到一个来自客户端的写请求，会添加一个log entry（日志项）到本地日志。
  2. Leader通过日志复制（AppendEntries）RPC 消息，将日志项并行复制到集群其它Follower节点。
  3. 如果Leader接收到大多数的“复制成功”响应后，它将日志项应用到自己的状态机，并返回成功给客户端。如果Leader没有接收到大多数的“复制成功”响应，那么就返回错误给客户端；
  4. 当Follower接收到心跳信息，或者新的AppendEntries消息后，如果发现Leader已经提交了某条日志项，而自己还没应用，那么Follower就会将这条日志项应用到本地的状态机中。

Raft算法，Leader是通过强制Follower直接复制自己的日志项，来处理不一致日志，从而最终实现了集群各节点日志的一致。

大家有兴趣可以看这篇文章哈：分布式一致性：Raft算法原理（www.tpvlog.com/article/66）

17. 消息中间件如何做到高可用

消息中间件如何保证高可用呢？ 单机是没有高可用可言的，高可用都是对集群来说的，一起看下kafka的高可用吧。

Kafka 的基础集群架构，由多个broker组成，每个broker都是一个节点。当你创建一个topic时，它可以划分为多个partition，而每个partition放一部分数据，分别存在于不同的 broker 上。也就是说，一个 topic 的数据，是分散放在多个机器上的，每个机器就放一部分数据。

有些伙伴可能有疑问，每个partition放一部分数据，如果对应的broker挂了，那这部分数据是不是就丢失了？那还谈什么高可用呢？

Kafka 0.8 之后，提供了复制品副本机制来保证高可用，即每个 partition 的数据都会同步到其它机器上，形成多个副本。然后所有的副本会选举一个 leader 出来，让leader去跟生产和消费者打交道，其他副本都是follower。写数据时，leader 负责把数据同步给所有的follower，读消息时，

直接读 leader 上的数据即可。如何保证高可用的？就是假设某个 broker 宕机，这个broker上的partition 在其他机器上都有副本的。如果挂的是leader的broker呢？其他follower会重新选一个leader出来。

18. 消息队列怎么保证不丢消息的

一个消息从生产者产生，到被消费者消费，主要经过这3个过程：

因此如何保证MQ不丢失消息，可以从这三个阶段阐述：

  • 生产者保证不丢消息
  • 存储端不丢消息
  • 消费者不丢消息

18.1 生产者保证不丢消息

生产端如何保证不丢消息呢？确保生产的消息能到达存储端。

如果是RocketMQ消息中间件，Producer生产者提供了三种发送消息的方式，分别是：

  • 同步发送
  • 异步发送
  • 单向发送

生产者要想发消息时保证消息不丢失，可以：

  • 采用同步方式发送，send消息方法返回成功状态，就表示消息正常到达了存储端Broker。
  • 如果send消息异常或者返回非成功状态，可以重试。
  • 可以使用事务消息，RocketMQ的事务消息机制就是为了保证零丢失来设计的

18.2 存储端不丢消息

如何保证存储端的消息不丢失呢？ 确保消息持久化到磁盘。大家很容易想到就是刷盘机制。

刷盘机制分同步刷盘和异步刷盘：

  • 生产者消息发过来时，只有持久化到磁盘，RocketMQ的存储端Broker才返回一个成功的ACK响应，这就是同步刷盘。它保证消息不丢失，但是影响了性能。
  • 异步刷盘的话，只要消息写入PageCache缓存，就返回一个成功的ACK响应。这样提高了MQ的性能，但是如果这时候机器断电了，就会丢失消息。

Broker一般是集群部署的，有master主节点和slave从节点。消息到Broker存储端，只有主节点和从节点都写入成功，才反馈成功的ack给生产者。这就是同步复制，它保证了消息不丢失，但是降低了系统的吞吐量。与之对应的就是异步复制，只要消息写入主节点成功，就返回成功的ack，它速度快，但是会有性能问题。

18.3 消费阶段不丢消息

消费者执行完业务逻辑，再反馈会Broker说消费成功，这样才可以保证消费阶段不丢消息。

19. Redis如何保证高可用？聊聊Redis的哨兵机制

主从模式中，一旦主节点由于故障不能提供服务，需要人工将从节点晋升为主节点，同时还要通知应用方更新主节点地址。显然，多数业务场景都不能接受这种故障处理方式。Redis从2.8开始正式提供了Redis Sentinel（哨兵）架构来解决这个问题。

哨兵模式，由一个或多个Sentinel实例组成的Sentinel系统，它可以监视所有的Redis主节点和从节点，并在被监视的主节点进入下线状态时，自动将下线主服务器属下的某个从节点升级为新的主节点。但是呢，一个哨兵进程对Redis节点进行监控，就可能会出现问题（单点问题），因此，可以使用多个哨兵来进行监控Redis节点，并且各个哨兵之间还会进行监控。

简单来说，哨兵模式就三个作用：

  • 发送命令，等待Redis服务器（包括主服务器和从服务器）返回监控其运行状态；
  • 哨兵监测到主节点宕机，会自动将从节点切换成主节点，然后通过发布订阅模式通知其他的从节点，修改配置文件，让它们切换主机；
  • 哨兵之间还会相互监控，从而达到高可用。

故障切换的过程是怎样的呢

假设主服务器宕机，哨兵1先检测到这个结果，系统并不会马上进行 failover 过程，仅仅是哨兵1主观的认为主服务器不可用，这个现象成为主观下线。当后面的哨兵也检测到主服务器不可用，并且数量达到一定值时，那么哨兵之间就会进行一次投票，投票的结果由一个哨兵发起，进行 failover 操作。切换成功后，就会通过发布订阅模式，让各个哨兵把自己监控的从服务器实现切换主机，这个过程称为客观下线。这样对于客户端而言，一切都是透明的。

哨兵的工作模式如下：

  1. 每个Sentinel以每秒钟一次的频率向它所知的Master，Slave以及其他Sentinel实例发送一个 PING命令。
  2. 如果一个实例（instance）距离最后一次有效回复 PING 命令的时间超过 down-after-milliseconds 选项所指定的值， 则这个实例会被 Sentinel标记为主观下线。
  3. 如果一个Master被标记为主观下线，则正在监视这个Master的所有 Sentinel 要以每秒一次的频率确认Master的确进入了主观下线状态。
  4. 当有足够数量的 Sentinel（大于等于配置文件指定的值）在指定的时间范围内确认Master的确进入了主观下线状态， 则Master会被标记为客观下线。
  5. 在一般情况下， 每个 Sentinel 会以每10秒一次的频率向它已知的所有Master，Slave发送 INFO 命令。
  6. 当Master被 Sentinel 标记为客观下线时，Sentinel 向下线的 Master 的所有 Slave 发送 INFO 命令的频率会从 10 秒一次改为每秒一次
  7. 若没有足够数量的 Sentinel同意Master已经下线， Master的客观下线状态就会被移除；若Master 重新向 Sentinel 的 PING 命令返回有效回复， Master 的主观下线状态就会被移除。

20. 无重复字符的最长子串

给定一个字符串 s ，请你找出其中不含有重复字符的 最长子串 的长度。

示例 1:

输入: s = "abcabcbb"
输出: 3 
解释: 因为无重复字符的最长子串是 "abc"，所以其长度为 3。
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示例 2:

输入: s = "bbbbb"
输出: 1
解释: 因为无重复字符的最长子串是 "b"，所以其长度为 1。
复制代码

这道题可以使用滑动窗口来实现。滑动窗口就是维护一个窗口，不断滑动，然后更新答案。

滑动窗口的大致逻辑框架，伪代码如下：

int left =0，right = 0;
while (right < s.size()){
  //增大窗口
  window.add(s[right]);
  right++;
  
  while (window needs shrink){
    //缩小窗口
    window.remove (s[left]);
    left ++;
  }
}
复制代码

解法流程如下：

  • 首先呢，就是获取原字符串的长度。
  • 接着维护一个窗口（数组、哈希、队列）
  • 窗口一步一步向右扩展
  • 窗口在向右扩展滑动过程，需要判断左边是否需要缩减
  • 最后比较更新答案

完整代码如下：

int lengthOfLongestSubstring(String s){
     //获取原字符串的长度
     int len = s.length();
     //维护一个哈希集合的窗口
     Set<Character> windows = new HashSet<>();
     int left=0,right =0;
     int res =0;

     while(right<len){
       char c = s.charAt(right);
       //窗口右移
       right++;

       //判断是否左边窗口需要缩减，如果已经包含，那就需要缩减
       while(windows.contains(c)){
          windows.remove(s.charAt(left));
           left++;
       }
       windows.add(c);
       //比较更新答案
       res = Math.max(res,windows.size());
      }
     return res;
}


作者：捡田螺的小男孩
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来源：稀土掘金
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