（精华）高级JAVA面试大纲

引导类加载器（BootstrapClassLoader）负责加载支撑JVM运行的位于JRE的lib目录下的核心类库

扩展类加载器（ExtensionClassLoader）负责加载支撑JVM运行的位于JRE的lib目录下的ext扩展目录中的JAR类包

应用加载器（AppClassLoader）负责加载ClassPath路径下的类包，主要就是加载你自己写的那些类

自定义加载器（继承ClassLoader）负责加载用户自定义路径下的类包

类加载器有哪些？

如何创建一个自定义加载器？1、继承java.lang.ClassLoader2、重写findClass方法（想打破双亲委派机制就重写loadClass方法；不想打破双亲委派机制就重写findClass方法）

什么是双亲委派机制？当收到了类加载请求时，不会自己先去加载这个类，而是将其委派给父加载器，由父加载器去加载，如果此时父加载器不能加载，反馈给子加载器，由子加载器去完成类的加载。

为什么要设计双亲委派机制？沙箱安全机制：自己写的java.lang.String.class类不会被加载，这样便可以防止核心API库被随意篡改避免类的重复加载：当父亲已经加载了该类时，就没有必要子ClassLoader再加载一次，保证被加载类的唯一性

什么是全盘负责委托机制？指当一个ClassLoder装载一个类时，该类所依赖及引用的类也由这个ClassLoder载入，除非显示的使用另外一个ClassLoder

类加载机制

Eden（默认8/10）

Survivor0（默认1/10）

Survivor1（默认1/10）

年轻代(默认1/3)

老年代(默认2/3)

堆（共享）

局部变量表

操作数栈

动态链接

方法出口

虚拟机栈（私有）

本地方法栈（私有）

程序计数器（私有）

常量

类信息

方法区（元空间）（共享）

Java 中堆和栈有什么区别？1、内存区域不同2、可见性不同（堆共享、栈私有）3、存放数据不同（堆存放对象，静态变量，字符串常量池；栈存放常量、变量、类信息）

JVM内存模型

-Xmx3072m：设置JVM最大堆内存为3G

-Xms3072m：设置JVM初始堆内存为3G。此值可以设置与-Xmx相同，以避免每次垃圾回收完成后JVM重新分配内存

-Xmn2048：设置年轻代大小为2G

-Xss256K：设置每个线程的栈大小，默认1m，值越小，JVM开启的线程越多

-XX:SurvivorRatio=4：设置年轻代中Eden区与Survivor区的比值，默认是8，相当于1个Survivor区占整个年轻代大小的1/10

-XX：MaxMetaspaceSize： 设置元空间最大值， 默认是-1， 即不限制， 或者说只受限于本地内存大小

-XX：MetaspaceSize： 指定元空间触发Fullgc的初始阈值(元空间无固定初始大小)， 以字节为单位，默认是21M

一般建议在JVM参数中将MetaspaceSize和MaxMetaspaceSize设置成一样的值，并设置得比初始值要大，对于8G物理内存的机器来说，一般我会将这两个值都设置为256M。

尽可能让对象都在新生代里分配和回收，尽量别让太多对象频繁进入老年代，避免频繁对老年代进行垃圾回收，同时给系统充足的内存大小，避免新生代频繁的进行垃圾回收。

JVM参数设置

Minor GC 新生代收集指发生在堆中新生代的的垃圾收集动作，Minor GC非常频繁，回收速度一般也比较快。当年轻代中的Eden区分配满的时候触发MinorGC 采用标记复制算法。

Major GC 老年代收集指发生在堆中老年代的垃圾收集动作老年代的对象比较稳定，所以MajorGC不会频繁执行。目前只有CMS收集器才会有单独的MajorGC行为

Mixed GC 混合收集指目标是收集整个新生代以及部分老年代的垃圾收集动作。目前只有G1收集器会有这种行为

Full GC 整堆收集收集整个Java堆和方法区的垃圾收集Full GC 前一般都会先发生Minor GC

GC类型

大对象直接进入老年代这样做的目的是避免在Eden区和两个Survivor区之间发生大量的内存拷贝（新生代采用复制算法收集内存）。大对象是指需要大量连续内存空间的对象，如：大数组和长字符串

长期存活的对象将进入老年代虚拟机为每个对象定义了一个年龄计数器，如果对象经过了1次Minor GC那么对象会进入Survivor区，之后每经过一次Minor GC那么对象的年龄加1，直到达到阀值（默认15）对象进入老年区。可以通过参数 -XX:MaxTenuringThreshold 来设置

对象动态年龄判断如果Survivor区中相同年龄的所有对象大小的总和大于Survivor空间的一半，年龄大于或等于该年龄的对象可以直接进入老年代。对象动态年龄判断机制一般是在minor gc之后触发的

对象晋升老年代

强引用不可达时回收

软引用内存不足时回收

弱引用垃圾收集器工作时回收

虚引用垃圾收集器工作时回收

对象引用类型

对象内存布局

句柄访问

直接指针HotSpot虚拟机主要使用直接指针来进行对象访问

对象访问

栈上分配

同步消除

标量替换

逃逸分析

对象

引用计数器法为每个对象创建一个引用计数，有对象引用时计数器 +1，引用被释放时计数 -1，当计数器为 0 时就可以被回收。它有一个缺点不能解决循环引用的问题

可达性分析算法从 GC Roots 开始向下搜索，搜索所走过的路径称为引用链。当一个对象到 GC Roots 没有任何引用链相连时，则证明此对象是可以被回收的。

可作为GC Root根的对象虚拟机栈（本地变量）引用的对象本地方法栈引用的对象静态变量引用的对象

对象内存回收算法

分代收集理论根据对象存活周期的不同将内存划分为几块，把Java堆分为新生代和老年代，这样就可以根据各个年代的特点采用最适当的收集算法

标记 - 清除算法分为“标记”和“清除”两个阶段：首先标记出所有需要回收的对象，在标记完成后统一回收掉所有被标记的对象。优点：实现简单，不需要对象进行移动。缺点：标记、清除过程效率低，产生大量不连续的内存碎片，提高了垃圾回收的频率。适用于老年代，CMS使用的就是标记清除

标记 - 复制将可用内存按容量划分为大小相等的两块，每次只使用其中的一块。当这一块的内存用完了，就将还存活着的对象复制到另外一块上面，然后再把已使用过的内存空间一次清理掉。优点：按顺序分配内存即可，实现简单、运行高效，不用考虑内存碎片。缺点：可用的内存大小缩小为原来的一半，对象存活率高时会频繁进行复制。适用于年轻代

标记 - 整理标记过程仍然与“标记-清除”算法一样，但后续步骤不是直接对可回收对象进行清理，而是让所有存活的对象都向一端移动，然后直接清理掉端边界以外的内存优点：解决了标记-清理算法存在的内存碎片问题。缺点：仍需要进行局部对象移动，一定程度上降低了效率。适用于老年代

垃圾收集理论及算法

Serial收集器（标记 - 复制）

Serial Old收集器（标记-整理）

ParNew收集器（标记 -复制）可以搭配Serial Old和CMS

Parallel收集器（标记 -复制）JDK8默认，侧重吞吐量

Parallel Old收集器（标记-整理）JDK8默认，侧重吞吐量

初始标记（STW)

并发标记

重新标记（STW）

并发清除

并发重置

CMS收集器（标记-清除）侧重低停顿

初始标记（initialmark，STW）

并发标记（ConcurrentMarking）

最终标记（Remark，STW）

筛选回收（Cleanup，STW）

G1收集器（标记-复制）JDK9默认

Serial内存小（约100m），单核心，对停顿时间没什么要求的

Parallel对吞吐量有要求，4G以下可以用parallel

CMS/G1低停顿，内存4-8G可以用ParNew+CMS，8G以上可以用G1

ZGC内存比较大，几百G以上用ZGC

如何选择垃圾收集器？

垃圾收集器

jpsJVM Process Status Tool，显示指定系统内所有的HotSpot虚拟机进程

jstatJVM statistics Monitoring是用于监视虚拟机运行时状态信息的命令，它可以显示出虚拟机进程中的类装载、内存、垃圾收集、JIT编译等运行数据。

jmapJVM Memory Map命令用于生成heap dump文件

jhatJVM Heap Analysis Tool命令是与jmap搭配使用，用来分析jmap生成的dump，jhat内置了一个微型的HTTP/HTML服务器，生成dump的分析结果后，可以在浏览器中查看

jstack用于生成java虚拟机当前时刻的线程快照。

jinfoJVM Configuration info 这个命令作用是实时查看和调整虚拟机运行参数

JVM常用调优命令

System.gc()

老年代空间不足

永久代空间不足

老年代空间担保失败

Cocurrent mode failure

什么时候会触发FullGC？

JVM中一次完整的GC流程是怎样的，对象如何晋升到老年代？

你知道哪几种垃圾收集器，各自的优缺点，重点讲下cms和G1，包括原理，流程，优缺点。

java堆内存溢出

元空间内存溢出

永久代内存溢出

栈内存溢出

直接内存内存溢出

GC 开销超过限制

线程栈满

系统内存被占满

内存溢出（out of memory）的场景及解决方案？

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线上CPU使用比较高，如何快速定位问题？1、定位进程，top命令查看CPU占比最高的进程PID18932、定位线程，top -Hp 1893命令查看CPU占比最高的线程PID45193、转16进制，printf %x 4519命令将线程B转换成16进制11a74、定位代码，jstack 1893 |grep -A 200 11a7命令查看栈信息，定位到具体的代码行

OOM会导致JVM直接退出吗？为什么？不会，一个线程抛出OOM异常后，当前线程持有的对象所占用的资源都会被释放掉（gc），从而不影响其它线程只有所有工作线程都退出了（只有守护线程），JVM才会退出注：内存泄露不会马上导致异常，但是内存泄露堆积后，最终可能会导致内存溢出。

常见问题

jvm

概念：指的是在一个分布式系统中， Consistency（一致性）、 Availability（可用性）、Partition tolerance（分区容错性），三者不可兼得

一致性（C）：在分布式系统中的所有数据备份，在同一时刻是否同样的值。（等同于所有节点访问同一份最新的数据副本）

可用性（A）：在集群中一部分节点故障后，集群整体是否还能响应客户端的读写请求。（对数据更新具备高可用性）

分区容忍性（P）：以实际效果而言，分区相当于对通信的时限要求。系统如果不能在时限内达成数据一致性，就意味着发生了分区的情况，必须就当前操作在C和A之间做出选择。

CP：zookeeper，Consul，Hbase，Nacos（要配置，持久节点），Kafka（replication.factor = 3、min.insync.replicas = 3、acks = all）

AP：eureka，redis，Nacos（默认，临时节点），Kafka（replication.factor = 3、min.insync.replicas = 3、acks = 1）

CA：关系型数据库、Kafka（Kafka的开发人员申明Kafka是CA系统，因为运行在一个数据中心，网络分区问题基本不会发生，如果发生了，就有AP和CP之分）

CAP原则

BASE理论是对CAP理论的延伸，核心思想是即使无法做到强一致性（Strong Consistency），但应用可以采用适合的方式达到最终一致性（Eventual Consitency）。

基本可用（Basically Available）：指分布式系统在出现不可预知故障的时候，允许损失部分可用性软状态（ Soft State）：指允许系统中的数据存在中间状态，并认为该中间状态的存在不会影响系统的整体可用性。最终一致（ Eventual Consistency）：强调的是所有的数据更新操作，在经过一段时间的同步之后，最终都能够达到一个一致的状态。

BASE理论面向的是大型高可用可扩展的分布式系统，和传统的事物ACID特性是相反的。它完全不同于ACID的强一致性模型，而是通过牺牲强一致性来获得可用性，并允许数据在一段时间内是不一致的，但最终达到一致状态。

Base理论

优点- 实现原理简单

缺点- 同步阻塞导致性能问题：执行过程中，所有参与节点都是事务阻塞型的- 协调者单点故障问题：一旦协调者发生故障，参与者会一直阻塞下去- 丢失消息导致的数据不一致问题：发送Commit请求时，发生局部网络异常，只有部分参与者收到请求- 过于保守：没有完善的容错机制，任意一个节点的失败都会导致整个事务的失败

二阶段提交（2PC）

优点- 相比较2PC而言，3PC对于协调者（Coordinator）和参与者（Participant）都设置了超时时间，而2PC只有协调者才拥有超时机制。- 加了一个事务询问过程，减少了阻塞范围

缺点- 没有解决数据不一致问题

三阶段提交（3PC）

执行流程

优缺点

Paxos

ZAB

Raft

一致性协议

两阶段提交方案XA 方案- 效率低，适合单体多数据库应用，不适合互联网

TCC 方案（常用）- 适用于严格的保证数据正确性的分布式事务场景，即要么全部成功，要么全部回滚，比如资金转账等- TCC 方案严重依赖回滚和补偿代码，使用场景较少

本地消息表- 严重依赖数据库消息表，无法支持高并发场景

MQ事务消息方案（常用）- 只保证发送端与MQ之间的事务性，不保证消费端事务- 消费端事务执行失败的话，要么不断重试直到成功，要么通知发送端回滚或者人工补偿- 支持高并发，大多数公司的选择，rocketmq的解决方案

最大努力通知方案- 有个最大努力通知服务会消费 MQ 然后写入数据库中记录下来- 最大努力的通知系统B，反复 N 次，最后还是不行就放弃。

分布式事务

Netty

什么是zookeeper？

PERSISTENT（持久化目录节点）

PERSISTENT_SEQUENTIAL（持久化顺序编号目录节点）

EPHEMERAL（临时目录节点）

EPHEMERAL_SEQUENTIAL（临时顺序编号目录节点）

Container节点

TTL 节点

zookeeper的znode(目录节点)有哪些？

zookeeper的watch监听通知机制

Leader

Follower

Observer

服务器角色

Zookeeper 节点状态

事务ID（zxid）

服务器ID（myid）

逻辑时钟（epoch logicalclock）

选举相关的概念

集群初始化启动时 Leader 选举

集群运行期间 Leader 重新选

leader选举

分布式配置中心

分布式注册中心

分布式互斥锁

分布式共享锁

分布式队列

集群选举

负载均衡

zookeeper的经典使用场景？

集群使用几台服务器好？

消息广播

崩溃恢复

数据同步

ZAB协议

zookeeper是如何保证事务的顺序一致性的？

集群支持动态添加机器吗？

ZAB和Paxos算法的联系与区别？

ZooKeeper分布式锁的优点和缺点？

zookeeper

dubbo

ShardingSphere

分布式框架

BrokerKafka集群包含一个或多个服务器，这种服务器被称为broker。broker端不维护数据的消费状态，提升了性能。直接使用磁盘进行存储，线性读写，速度快：避免了数据在JVM内存和系统内存之间的复制，减少耗性能的创建对象和垃圾回收

Producer消息生产者，负责发布消息到Kafka broker

Consumer消息消费者，向Kafka broker读取消息的客户端，consumer从broker拉取(pull)数据并进行处理

Topic每条发布到Kafka集群的消息都有一个类别，这个类别被称为Topic，属于逻辑上的概念

PartitionParition是物理上的概念，每个Topic包含一个或多个Partition

Consumer Group每个Consumer属于一个特定的Consumer Group（可为每个Consumer指定group name，若不指定group name则属于默认的group）

概念

消息分发策略？1、指定具体partition2、没有指定partition但有key的情况下，将key的hash值与topic的partition数进行取余得到partition3、没有指定partition且无key的情况下，会随机选择一个分区并一直使用，直到设定的时间到期后（metadata.max.age.ms，默认10分钟），会重新随机另外一个分区

acks0：生产者不会等待任何来自服务器的响应1（默认）：leader写日志成功，才会返回成功-1或者all：所有ISR的副本全部写日志成功才返回成功

retries重试次数（默认0），生产者从服务器收到的错误有可能是临时性的错误（比如分区找不到首领），需要重试，重试间隔默认100ms，可以通过retry.backoff.ms来设置

buffer.memory生产端用来缓存消息的缓冲区大小，默认32M生产者发送消息不是直接发到broker，而是放在缓冲区队列里面，再由后台线程不断从队列中取出消息发送，发送成功后会触发callback。如果缓冲区不足，会先阻塞一段时间（max.block.ms），再抛出异常

batch.size当有多个消息需要被发送到同一个分区时，生产者会把它们放在同一个批次里，满了就发送。默认16K，该值过小的话，会降低吞吐量，过大的话，会带来较大的内存压力

linger.ms该参数指定了生产者在发送批次消息之前等待更多消息加入批次的时间。KafkaProducer会在批次填满或linger.ms达到上限时把批次发送出去。默认0，表示不等待，这种情况会导致批次消息过少就被发送了

重要参数

发送并忘记调用send()方法发送消息，但并不关心它是否正常到达。font color=\"#0b38d9\

同步发送调用send()方法发送消息，它会返回一个Future对象，调用get()方法进行等待，就可以知道消息是否发送成功。font color=\"#0b38d9\

异步发送调用send()方法发送消息，并指定一个回调函数，服务器在返回响应时调用该函数

消息发送方式

至少一次(AtLeastOnce)默认，可以保证数据不丢失，但是不能保证数据不重复

最多一次(AtMostOnce)可以保证数据不重复，但是不能保证数据不丢失

精确一次(Exactly Once)不会漏传输也不会重复传输

数据的传递性语义

生产端

消费者消费原理？1、一个partition里面的消息，只能被同一consumer group中的某一个consumer来消费2、想要多个consumer来消费同一个partition，那这多个consumer必须要在不同的consumer group中3、如果consumer多于partition，则多出的consumer处于空闲浪费状态

消费者分区分配策略？1、Range（范围）默认：分区数/消费者数，多的按顺序分摊到前面几个消费者上面2、RoundRobin（轮询）：轮询分区策略是把所有partition和所有consumer线程都列出来，然后按照hashcode进行排序。最后通过轮询算法分配partition给消费线程。3、Stricky（粘性）：它主要有两个目的（分区的分配尽可能的均匀分区的分配，尽可能和上次分配保持相同），初始采用轮询，后面变化。

consumer和partition的数量建议？1、最好partition和consumer数量一致，或者partition是consumer的整数倍2、consumer大于partition，会导致consumer浪费3、consumer远小于partition，会导致吞吐量降低consumer从多个partition读取数据，不保证数据间的顺序性，kafka只保证在一个partition上数据是有序的

什么是rebalance机制？什么时候会触发该机制？Rebalance 本质上是一种协议，规定了一个 Consumer Group 下的所有 consumer 如何达成一致，来分配订阅 Topic 的每个分区。1、同一个consumer group内新增了消费者2、消费者离开当前所属的consumer group，比如主动停机或者宕机3、topic新增了分区（也就是分区数量发生了变化）

什么是coordinator？coordinator又是如何协调consumer group消费的（rebalance过程）？coordinator是用来统筹管理consumer group消费的1、确定coordinator：broker集群会将集群中负载最小的broker定为coordinator2、获取coordinator：consumer会向集群中任意一个broker发送一个GroupCoordinatorRequest来获取coordinator3、确定consumer leader：所有的consumer向coordinator发送joinGroup请求，coordinator会从中挑选一个来担任consumer leader角色（如果没有leader，那么第一个请求的就是Leader；如果leader退出了消费组，则随机选举一个）4、确定分区分配策略：每个consumer都可以有自己的分区分配策略，在上述joinGroup的过程中，consumer也会将自己的分区分配策略发给coordinator，由coordinator组成一个侯选集，然后每个consumer都从中选举一个自己支持的策略并投票，最终票数多的为最终策略5、确定消费partition方案：leader选举出来后，会根据最终策略，产生一个消费partition的方案，然后向coordinator发送一个SyncGroupRequest请求，将方案同步给coordinator6、同步方案给消费者：coordinator拿到方案后，将方案同步给其它consumer，除非发生rebalance，否则consumer只会消费对应的PartitionRebalance期间，整个消费组无法消费消息

消费端

Controller（控制器）在Kafka集群中会有一个broker会被选举为控制器（KafkaController），它负责管理整个集群中所有分区和副本的状态1、监听broker相关的变化2、监听topic相关的变化3、从Zookeeper中读取获取当前所有与topic、partition以及broker有关的信息并进行相应的管理4、更新集群的元数据信息，同步到其他普通的broker节点中

Leaderpartition中的Leader副本，提供读写服务，并且同步数据给Follower副本

Followerpartition中的Follower副本，不提供读写服务，用于备份Leader副本中的数据，与Leader是一主多从关系

AR（Assigned Repllicas）partition中的所有副本集合

ISR（In-Sync Replicas）与leader副本保持一定程度同步（replica.lag.time.max.ms时间内有同步）的副本集合（ISR中的第一个副本就是Leader副本），ISR是AR的子集Leader副本负责维护和跟踪ISR集合中所有的follower副本的滞后状态，当follower副本落后太多或者失效时，leader副本会吧它从ISR集合中剔除

OSR（Out-Sync Relipcas）与leader副本同步滞后过多的副本集合，AR = ISR + OSR

LEO（Log End Offset）标识当前日志文件中下一条待写入的消息的offset。LEO 的大小相当于当前日志分区中最后一条消息的offset值加1。

HW（High Watermark）俗称高水位，它标识了一个消息偏移量（offset），消费者只能拉取到这个offset之前的消息。HW为ISR中所有副本的最小LEO

LW（Low Watermark）俗称低水位，AR集合中最小的Log Start Offset

Controller选举优先到zookeeper上面创建/controller临时节点的broker为Controller

Kafka数据同步方式？Kafka的复制机制既不是完全的同步复制，也不是单纯的异步复制，而是半同步复制。Kafka使用这种ISR的方式有效的权衡了数据可靠性和性能之间的关系

Kafka如何保存消费端的消费位置？Kafka是通过offset来保存消费者的位置的。在kafka中，提供了一个consumer_offsets_* 的一个topic，把offset信息写入到这个topic中。offset不跨分区，只保证同一分区的offset的顺序性

服务端

Kafka为什么速度这么快？1、利用 Partition实现数据分区存储，提高并发处理效率2、利用页缓存技术，提高IO效率3、顺序写，在刷盘时，将数据追加到文件的末尾，性能不比写内存差多少4、零拷贝（读）：减少了从os cache拷贝到应用缓存和从应用缓存拷贝到socket缓存。Socket缓存中仅仅会拷贝一个描述符过去，不会拷贝数据到Socket缓存5、消息批量发送，提高吞吐量6、数据压缩：Kafka还支持对消息集合进行压缩，Producer可以通过GZIP、Snappy、LZ4格式对消息集合进行压缩操作系统本身有一层缓存，叫做page cache，是在内存里的缓存，我们也可以称之为os cache，意思就是操作系统自己管理的缓存。

Kafka如何快速读取指定offset的消息？1、Partition的数据是分段（Segment）存储的，每个分段都包含log、index、timeindex三个文件。2、首先通过offset根据font color=\"#0b38d9\

Kafka 是怎么去实现负载均衡的？1、生产者：消息分发策略（具体见上面描述）2、消费者：分区分配策略（具体见上面描述）

为什么Kafka不支持读写分离？1、读写分离（主写从读）会存在数据一致性和延时问题2、Kafka本身采取了分区的策略，天然提高了并发效率，不需要进一步采用读写分离来提升效率

Kafka 分区数可以增加或减少吗？为什么？1、支持分区增加，增加后会重新rebalance就好了2、不支持分区减少，因为会丢失上面的消息

Kafka消息是采用Pull模式，还是Push模式？1、Push：当消息生产速率远大于消费速率，消费者容易崩溃2、Pull：可以根据自己的消费能力拉取数据，但是如果没有消息时，会不断轮询，可以在消费端设置轮询间隔

Kafka的分区数是不是越多越好？ -- 不是1、生产者缓存占用内存会更多（一个分区会有一个batch.size的开销）2、消费者线程数也会更多（一个分区需要一个线程来处理）3、服务端的很多组件都在内存中维护了分区级别的缓存，比如controller，FetcherManager等，因此分区数越多，这种缓存的成本就越大4、文件句柄的开销会更多（.index和.log文件数量会更多）

谈谈你对Kafka生产者幂等性的了解？Kafka精确一次性（Exactly-once）保障之一为了实现Producer的幂等性，Kafka引入了Producer ID（即PID）和Sequence Number。PID。每个新的Producer在初始化的时候会被分配一个唯一的PID，这个PID对用户是不可见的。Sequence Numbler。对于每个PID，该Producer发送数据的每个都对应一个从0开始单调递增的Sequence NumberBroker端在缓存中保存了这seq number，对于接收的每条消息，如果其序号比Broker缓存中序号大于1则接受它，否则将其丢弃，这样就可以实现了消息重复提交了。但是只能保证单个Producer对于同一个的Exactly Once语义

Kafka缺点？由于是批量发送，数据并非真正的实时；对于mqtt协议不支持；不支持物联网传感数据直接接入；仅支持同一分区内消息有序，无法实现全局消息有序；监控不完善，需要安装插件；依赖zookeeper进行元数据管理；3.0版本去除

常见问题汇总

Kafka

Broker-- RocketMQ集群包含一个或者多个服务器，这种服务器被称为Broker。Broker的作用是存储和转发消息， 单机大约能承受 10 万 QPS 的请求。-- RocketMQ集群的Broker节点都保存总数据的一部分，可以实现横向扩展。为了提升可靠性（防止数据丢失），每个 Broker 可以有自己的副本（slave）-- 默认情况下，读写都发生在 master上。在slaveReadEnable=true 的情况下，slave 也可以参与读负载。但是只有 Brokerld=1的 slave 才会参与读负载注：Broker 会向所有的Name Server注册

Master-- 主节点，通过配置来设置，一经设置，不会改变，即Master挂了后，从节点不会选举变成主节点注：4.5以后，基于dledger技术可以进行选举，推举一个slave成master。

Slave-- 从节点，用于数据的备份，通过配置来设置，一经设置，不会改变，即Master挂了后，从节点不会选举变成主节点

Producer-- Producer 跟 Name Server 的任意一个节点（随机）建立长连接，定期从 Name Server 拉取 Topic 路由信息-- 根据Topic路由信息与指定的 Broker 建立 TCP长连接-- 发送逻辑一致的Producer 可以组成一个 Group-- RocketMQ的生产者同样支持批量发送，不过 List要自己传进去-- Producer写数据只能操作 master 节点

Consumer-- Consumer 跟 Name Server 的任意一个节点（随机）建立长连接，定期从 Name Server 拉取 Topic 路由信息-- 根据Topic路由信息与指定的 Master和Slave 建立 TCP长连接-- 消费逻辑一致的 Consumer可以组成一个Group-- 在slaveReadEnable=true 的情况下，slave 也可以参与读负载

NameServer-- NameServer 可以理解为是RocketMQ的路由中心-- Producer 和 Consumer都是通过NameServer拿到Topic的相关信息的-- NameServer之间不做数据通信，每一个NameServer 节点都保存着全量的路由信息

TopicTopic用于将消息按主题做划分，在 RocketMQ中，Topic是一个逻辑概念，消息不是按 Topic 划分存储的

Message Queue类似于Kafka里面的Partition分片的概念，topic的数据是分片存储的

同步发送消息发送出去后，producer会等到broker回应后才能继续发送下一个消息

异步发送异步发送是指发送方发出数据后，不等接收方发回响应，接着发送下个数据包的通讯方式注：有一个异步发送回调接口（SendCallback）来处理返回信息

单向发送（Oneway）只发送请求不等待应答，效率最高

顺序发送（OrderProducer）顺序发送比较复杂，支持局部顺序消息，要保证发送端，服务端，消费端的顺序保持一致

发送方式

消息的存储结构是怎么样的？-- CommitLog：存储消息的元数据。所有消息都会顺序存入到CommitLog文件当中。CommitLog由多个文件组成，每个文件固定大小1G。以第一条消息的偏移量为文件名。-- ConsumerQueue：存储消息在CommitLog的索引。一个MessageQueue一个文件，记录当前MessageQueue被哪些消费者组消费到了哪一条CommitLog。-- IndexFile：为了消息查询提供了一种通过key或时间区间来查询消息的方法，这种通过IndexFile来查找消息的方法不影响发送与消费消息的主流程

刷盘机制是怎么样的？-- 同步刷盘，消息写入内存的PAGECACHE后，立刻通知刷盘线程刷盘， 然后等待刷盘完成，刷盘线程执行完成后唤醒等待的线程，返回消息写成功的状态-- 异步刷盘，消息可能只是被写入了内存的PAGECACHE就返回消息成功了，何时刷盘由操作系统自己决定注：配置方式，Broker配置文件里的flushDiskType（SYNC_FLUSH、ASYNC_FLUSH）

消息主从复制是怎么样的？-- 同步复制，Master和Slave都写入消息成功后才反馈给客户端写入成功的状态-- 异步复制，异步复制是只要master写入消息成功，就反馈给客户端写入成功的状态。然后再异步的将消息复制给Slave节点。注：配置方式，Broker配置文件里的brokerRole（ASYNC_MASTER、 SYNC_MASTER、SLAVE）

集群消费（Clustering）相同Consumer Group的每个Consumer实例协作分摊消息

广播消费（Broadcasting）相同Consumer Group的每个Consumer实例都接收全量的消息

消息模式

拉取式消费（pull）Consumer主动从Broker服务器拉消息

推动式消费（push）Broker收到数据后会主动推送给消费端，实时性比较高，底层同样是pull

消费形式

NameServer 作为路由中心到底怎么工作的呢？-- 每个Broker节点在启动时，都会根据配置的NameServer列表，与每个NameServer建立TCP长连接，并注册自己的信息-- 每个Broker（包含master和slave）每隔30s发送心跳信息，表示自己正常存活-- 每个NameServer每隔10s检查一下各个Broker 的最近一次心跳时间，如果发现某个Broker超过120s都没发送心跳，就认为这个Broker 已经挂掉了，会将其从路由信息里移除。

NameServer 之间是互相不通信的，也没有主从之分，它们是怎么保持一致性的？-- 服务注册，每个Broker都会向所有NameServer进行注册，并且每隔30s发送心跳-- 服务剔除，Broker正常关闭（连接断开），Netty的通道关闭监听器会监听到连接断开事件；Broker异常关闭，NameServer每隔10s检查，某个Broker120s都没有发送心跳，则可以剔除-- 路由发现，生产者在发送第一条消息的时候，根据Topic从NameServer 获取路由信息，消费者一般是订阅固定的Topic，在启动的时候就要获取 Broker 信息注：-- NameServer 不会主动推送服务信息给客户端（指生产端和消费端），-- 客户端也不会发送心跳到Nameserver-- 客户端会每隔30s到NameServer拉取最新信息，缓存在本地-- NameServer 是AP，只保证最终一致性，Zookeeper是CP

如果作为路由中心的 NameServer 全部挂掉了，而且暂时没有恢复呢？-- 客户端会缓存路由信息在本地，不完全依赖于 NameServer

如果 Broker 刚挂，怎么处理数据？-- 重试-- 把无法连接的 Broker 隔离掉，不再连接-- 优先选择延迟小的节点，就能避免连接到容易挂的 Broker 了

路由端（NameServer）

RocketMQ磁盘保存文件慢吗？-- 顺序写，保证了消息存储的速度。高性能磁盘顺序写速度可以达到600MB/s-- 零拷贝，减少了2次数据在内存中的复制（内核空间到用户空间及用户空间到内核socket）-- 页缓存，利用页缓存技术，提高IO效率注：-- RocketMQ采用的是mmap技术，Kafka采用的是sendfile技术-- 关于零拷贝，JAVA的NIO中提供了两种实现方式，mmap和sendfile，其中mmap适合比较小的文件（1.5~2G），而sendfile适合传递比较大的文件

RocketMQ延时消息是怎么实现的？1、producer 要将一个延迟消息发送到某个 Topic 中2、Broker 判断这是一个延迟消息后，将其通过临时存储进行暂存3、Broker 内部通过一个延迟服务（delay service）检查消息是否到期，将到期的消息投递到目标 Topic 中4、消费者消费目标 topic 中的延迟投递的消息注：对外非商业的版本，延时设置有18个级别：1s 5s 10s 30s 1m 2m 3m 4m 5m 6m 7m 8m 9m 10m 20m 30m 1h 2h

RocketMQ事务消息实现原理？即怎么保证数据一致性？注：half消息对消费者是不可见的

RocketMQ如何保证消息不丢失？1、同步发送+重试机制，尽可能减小消息丢失的可能性（或者回答生产者使用事务消息机制？）2、Broker配置同步刷盘+Dledger主从架构 + 多个master节点3、消费者不要使用异步消费 + 消费消息重试机制

RocketMQ如何保证消息顺序消费？1、发送端：同步发送（保证消息发送顺序） + 自定义投放策略（保证消息存储在同一个MessageQueue）2、消费端：使用有序消费模式MessageListenerOrderly，MessageListenerOrderly是通过加分布式锁和本地锁保证同时只有一条线程去消费一个队列上的数据。

RocketMQ

为什么使用消息中间件？-- 解耦、异步、削峰引入消息队列会存在什么问题？-- 系统可用性降低（业务系统正常，但是消息中间件挂了）-- 系统复杂性提高（消息丢失，重复消费、顺序消费、数据一致性问题等）Kafka、ActiveMQ、RabbitMQ、RocketMQ 都有什么优点和缺点？-- Kafka：高可用（分布式），高吞吐（10W级），低延时（ms级别），消息0丢失，功能简单（适合大数据计算及数据采集）-- RocketMQ：高可用（分布式），高吞吐（10W级），低延时（ms级别），消息0丢失，MQ功能完善（适合业务需求）-- RabbitMQ：高可用（主从），高吞吐（1W级），超低延时（微秒级别），消息基本不丢失，MQ功能完善-- ActiveMQ：高可用（主从），高吞吐（1W级），低延时（ms级别），消息较低丢失，MQ功能完善

如何保证消息队列的高可用？以Kafka为例，1、数据持久化到磁盘2、数据分布式存储，每个分片数据都有其备份3、partiton leader的选举机制（ISR）注：Kafka读写数据都发生在leader上面，且leader的选举机制，保证了数据的一致性

如何保证消息不被重复消费（幂等性）？1、消费者消费完消息，但还未提交到kafka更新offset，宕机了，导致offset未变化2、通过数据库唯一约束或者redis唯一键来判断

如何保证消息的顺序性？ -- Kafka-- 一个消费者开多个线程来处理一个Partition里面的顺序消息时，会出现顺序错乱的问题解决方案：写N个queue，相同的Key的数据放到同一个queue，然后开N个线程，每个线程分别消费其中一个queue。这样就保证了同一个key的消息是顺序消费的，而且也兼顾了吞吐量

有几百万消息持续积压几小时，说说怎么解决？ -- Kafka扩容1、先修复 consumer 的问题，确保其恢复消费速度，然后将现有 consumer 都停掉。2、新建一个 topic，partition 是原来的 10 倍3、写一个临时分发的程序，将积压的消息转发到新的topic里面来4、部署10倍的 consumer 来消费新的topic5、消费完后，切换成原有的架构注意保证消息幂等性mq 写满了丢失数据怎么处理？如消息积压，上面扩容方案没有来得及实施，mq就满了，这时只能丢失部分数据，后面再从业务系统中找出数据后写入mq

如果让你写一个消息队列，该如何进行架构设计？1、可伸缩（快速扩容）、高吞吐量：Kafka分区机制2、数据安全性：持久化磁盘，顺序读写3、高可用：Kafka多副本 -> leader & follower -> broker 挂了重新选举 leader 即可对外服务4、数据0丢失：kafka 数据零丢失方案

消息中间件

什么是redis？

redis特性？

redis是单线程的吗？- Redis 单线程指的是「接收客户端请求->解析请求 ->进行数据读写等操作->发送数据给客户端」这个过程是由一个线程（主线程）来完成的- Redis 启动时，后台还会创建3个BIO线程来分别处理「关闭文件（BIO_CLOSE_FILE）、AOF 刷盘（BIO_AOF_FSYNC）、释放内存（BIO_LAZY_FREE）」这些耗时的任务。- Redis6.0之后，后台还会创建3个线程来协助主线程来处理写请求（默认，也可以通过修改配置使读请求也使用多线程IO）//读请求也使用io多线程io-threads-do-reads yes // io-threads N，表示启用 N-1 个 I/O 多线程（主线程也算一个 I/O 线程）io-threads 4

String 字符串

Hash 哈希

List 列表

Set 集合

ZSet 有序集合

redis支持的数据类型？

redis线程模型

自动触发

手动触发

RDB触发规则

bgsave流程

fork()

CopyOnWrite

RDB（Redis DataBase）

AOF文件格式

开启策略

重写策略

bgRewriteAof流程

AOF（Append Only File）

redis持久化

定时过期（主动）-- 在设置key的过期时间的同时，为该key创建一个定时器，让定时器在key的过期时间来临时，对key进行删除对内存友好、对cpu不友好

惰性过期（被动）-- key过期的时候不删除，每次通过key获取值的时候去检查是否过期，若过期，则删除，返回null。对cpu友好、对内存不友好；在get或setnx时，先检查key是否过期，过期则先删除再操作

定期过期-- 每隔一定的时间（默认100ms），会扫描一定数量的数据库的 expires 字典中一定数量（默认20个）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span style=\

过期策略

LRU策略建议使用All-keys Lru

LFU策略

随机策略

TTL策略

noeviction策略（默认）

Redis的LRU

淘汰策略

redis内存回收

主从数据是如何同步的？1、slave连上master后（stocket长连接），会发送一个PSYNC命令给master请求复制数据2、master通过bgsave来生成rdb文件，并在开始生成文件的时候，将后面的写命令都缓存到buffer中3、rdb文件生成好后，master将文件send到slave4、slave收到rdb文件后，先清空自己的旧文件，再将新的rdb内容加载到内存中5、master发送buffer，slave执行buffer中的写命令6、master通过stocket长连接，将写命令持续发到slave中，保持数据一致

主从架构

服务下线判断1、Sentinel 默认以每秒钟 1 次的频率向 Redis 服务节点发送 PING 命令2、如果在down-after-milliseconds 内都没有收到有效回复，Sentinel 会将该服务器标记为下线（主观下线）3、Sentinel 节点会继续询问其他的 Sentinel 节点，确认这个节点是否下线，如果多数 Sentinel 节点都认为 master 下线，master 才真正确认被下线（客观下线），这个时候就需要重新选举 master。

Sentinel 集群的 Leader 选举（Raft算法）1、master 客观下线触发选举2、每个sentinel每次选举都会自增配置纪元(选举周期)，每个纪元中只会选择一个sentinel（先到先得）的leader3、超过一半的sentinel选举某sentinel作为leader注：sentinel是没有主从是分的，只是在客观下线后，有个leader选举，leader来处理故障转移

故障转移1、选出 Sentinel Leader 之后，由 Sentinel Leader 从所有从服务器里面，挑选出一个从服务器，并将其转换为主服务器2、让其它从服务器改为从新的主服务器复制数据3、将原主服务器也改为从新的主服务器复制数据

这么多从节点，选谁成为新的主节点？1、如果与哨兵断开连接时长的比较久，超过了某个阈值，就直接失去了选举权2、如果拥有选举权，那就看谁的优先级高（replica-priority 100），数值越小优先级越高3、优先级相同，就看谁从 master 中复制的数据最多（复制偏移量最大），选最多的那个4、复制数量也相同，就选择进程 id 最小的那个

哨兵架构

数据怎么相对均匀地分片？1、hash取模：节点变化后，需要对所有数据进行重新分布2、一致性hash：解决节点变化后，全部数据都要重新分布的问题。引入虚拟节点，解决数据分布不均匀问题3、hash slot：对 key 用 CRC16 算法计算再%16384，得到一个 slot的值注意：key 与 slot 的关系是永远不会变的，会变的只有 slot 和 Redis 节点的关系

怎么让相关的数据落到同一个节点上？-- 在 key 里面加入{hash tag}即可。Redis 在计算槽编号的时候只会获取{}之间的字符串进行槽编号计算如：127.0.0.1:7293> set a{qs}a 1

客户端连接到哪一台服务器？访问的数据不在当前节点上，怎么办？-- 客户端操作的key不在当前连接的Redis服务器上，会返回一个MOVED，且含有Key所有服务器地址，重定向连接新服务器即可如：127.0.0.1:7291> set qs 1(error) MOVED 13724 127.0.0.1:7293Jedis 等客户端会在本地维护一份 slot——node 的映射关系，大部分时候不需要重定向，所以叫做 smart jedis（需要客户端支持）。

新增或下线了 Master 节点，数据怎么迁移（重新分配）？-- 需要把原有的 slot分配给新的节点负责，并且把相关的数据迁移过来如：redis-cli --cluster add-node 127.0.0.1:7291 127.0.0.1:7297redis-cli --cluster reshard 127.0.0.1:7291

Redis集群选举原理分析当slave发现自己的master变为FAIL状态时，便尝试进行Failover，以期成为新的master。由于挂掉的master可能会有多个slave，从而存在多个slave竞争成为master节点的过程，其过程如下：1、slave发现自己的master变为FAIL2、将自己记录的集群currentEpoch加1，并广播FAILOVER_AUTH_REQUEST信息3、其他节点收到该信息，只有master响应，判断请求者的合法性，并发送FAILOVER_AUTH_ACK，对每一个epoch只发送一次ack4、尝试failover的slave收集master返回的FAILOVER_AUTH_ACK5、slave收到超过半数master的ack后变成新Master(这里解释了集群为什么至少需要三个主节点，如果只有两个，当其中一个挂了，只剩一个主节点是不能选举成功的)6、slave广播Pong消息通知其他集群节点

生产环境部署情况？1、集群部署，3主3从，32G 内存+ 8 核 CPU + 1T 磁盘，redis只占用10g2、用户数据，商品数据，库存数据

集群架构

redis高可用架构

为什么要用缓存？-- 高性能（通过复杂耗时计算的结果，如果访问多，变动小，可以放缓存）-- 高并发（内存天然支持高并发）用了缓存之后会有什么不良后果？-- 缓存雪崩、缓存穿透、缓存击穿、缓存与数据库双写不一致

Redis为什么会这么快？1、纯内存中操作2、单线程（避免创建销毁线程的开销、避免上下文切换、避免多线程的资源竞争引发的锁问题）3、IO多路复用注意：-- 根据官方的数据，Redis 的 QPS 可以达到 10 万左右（每秒请求数）。-- cpu并不会成为redis的瓶颈，redis的瓶颈最有可能是机器内存及网络带宽。

如何保证缓存与数据库双写时的数据一致性？-- 先更新数据库，再删除缓存，再配合删除缓存重试机制（mq或者binlog）(可能短暂时间数据不一致)1、先更新数据库，再更新缓存（多写高并发时，无法保证顺序，存在数据库缓存数据不一致的情况；存在浪费性能的情况）2、先删除缓存，再更新数据库（读写高并发时，存在数据库缓存数据不一致的情况）3、先删除缓存，再更新数据库，最后延时删除缓存（存在延长时间不好确认的情况）

什么是缓存穿透？-- 单一热点key，缓存、数据库均不存在解决方案是什么？-- 缓存空对象并设置过期时间（缺点是浪费内存存储空对象，且会导致数据库与缓存数据不一致）-- 布隆过滤器（缺点是没法删除元素，会影响其它key）注：布隆过滤器判断不存在即一定不存在，但判断存在，不一定代表存在

什么是缓存击穿？-- 单一热点key，缓存数据失效解决方案是什么？-- 设置key永不过期-- 使用分布式锁查询key失效时，对这个key进行加锁，只允许其中一个查询拿到锁直接查询数据库（其它的自旋等待），等结果查询出来，存储到缓存，就释放锁，其它查询就可以直接从缓存获取了

什么是缓存雪崩？-- 大量热点key，缓存数据同时失效解决方案是什么？-- 设置key永不过期-- 将key的过期时间打乱-- 在redis前面添加一个本地缓存-- 限流组件，限制每秒请求数，未通过的请求走降级-- 高可用集群

redis

monogdb

index（索引）es 中存储数据的基本单位是索引，类似于表

document（文档）document就相当于表中的一条记录

field（列）field相当于表中的字段

mapping（映射）相当于表结构

shard（分片）类似于kafka中的partition分片，一般来说，shard最好在一个机房

replica（副本）类似于kafka中的follow副本

primary（主副本）类似于kafka中的leader副本

node（节点）类似于kafka中的节点服务器broke

master类似于kafka中的controller，选举出来的，master选举采用Raft算法

IK分词器

HanL分词器

中文分词器

什么是倒排索引？倒排索引是如何查找到数据的？-- 简单说倒排索引就是通过value找key

es 写入数据的流程？1、客户端将写请求发送到任意节点，这个节点就变成了coordinating node（协调节点）2、协调节点就会路由（hash取模），将请求转发到primary shard所在的datanode（数据节点）3、实际的 node 上的 primary shard 处理请求，然后将数据同步到 replica node（副本节点）4、协调节点发现 primary node 和所有 replica node 都保存好后，就返回响应结果给客户端

es 读取数据的过程？1、客户端将读请求发送到任意节点，这个节点就变成了coordinating node（协调节点）2、协调节点通过对doc id 进路由（hash），将请求转发到对应的node（通过随机轮询算法，将请求转发到primary shard或者replica shard）3、实际的 node 处理读请求，将结果返回给协调节点4、协调节点将数据返回给客户端注意：primary shard负责读写，replica shard负责读

es 搜索数据过程？1、客户端将请求发送到任意节点，这个节点就变成了coordinating node（协调节点）2、协调节点将请求广播到所有数据节点，这些数据节点上的分片就开始处理查询请求3、每个分片将查询的结果（包含文档ID，节点信息，分片信息）放在一个队列当中，返回给协调节点4、协调节点将所有结果进行汇总，排序5、协调节点再根据这些文档ID，去各个分片中拉取实际的文档数据，返回给客户端

es 写数据底层原理？-- master选举采用Raft算法

es 性能优化方案？-- 增加filesystem cache大小-- 数据预热，将热点数据预热到filesystem cache中-- 冷热分离，冷数据写入一个索引中，然后热数据写入另外一个索引中，尽量让热点数据保留在filesystem cache中

ES（ElasticSearch）

存储中间件

延时双删策略

删除缓存重试机制

读取biglog异步删除缓存

Redis与MySQL双写一致性如何保证？

Ngnix缓存

本地缓存

Redis缓存

为什么要用三级缓存架构？

秒杀超卖 解决方案？

分布式

Dubbo

Spring Boot

服务注册服务提供者（Nacos Client）会通过Rest请求，向Nacos Server注册自己的服务

服务心跳Nacos Client会维护一个定时心跳（默认5秒）来持续通知Nacos Server，更新Nacos Server中服务实例的一个时间属性为当前时间临时节点才适用，非临时节点不上报

服务健康检查临时节点（默认）：Nacos Client每5秒上报健康状况，Nacos Server会开启一个定时任务（5秒）用来检查注册服务实例的健康情况，超过15秒未更新的就设置成不健康状态（消费者看不到该实例了），超过30秒就剔除服务非临时节点：Nacos Server主动探测（TCP），每20秒探测一次，若探测不到，认为服务异常，但是不会剔除服务。

服务发现服务调用者（Nacos Client）在调用服务时，会发送一个REST请求给Nacos Server，获取上面注册的服务清单，并且缓存在Nacos Client本地，同时会在Nacos Client本地开启一个定时任务（默认30秒）定时拉取服务端最新的注册表信息更新到本地缓存。当Nacos Server发现服务异常时，也会通过UDP的方式立即推送给服务调用者

服务数据同步（一致性）cp模式：一般采用raft协议进行同步ap模式：进行异步批量同步，有两个条件，当实例数达到1000条或者当前时间跟上一次同步的时间大于2秒时，进行同步

AP架构（默认）1、集群节点之间的数据同步是异步同步的2、服务列表信息不会持久化到本地，只会存在内存中临时节点

CP架构1、利用raft协议保证集群节点间的数据一致性及节点之间的选举2、数据会持久化到本地，可以防止数据丢失非临时节点

Nacos是AP架构还是CP架构？

Nacos如何支撑阿里内部数十万服务注册压力？Nacos内部接收到注册的请求时，不会立即写数据，而是将服务注册的任务放入一个阻塞队列就立即响应给客户端。然后利用线程池读取阻塞队列中的任务，异步来完成实例更新，从而提高并发写能力。

Nacos如何避免并发读写冲突问题？Nacos在更新实例列表时，会采用CopyOnWrite技术，首先将旧的实例列表拷贝一份，然后更新拷贝的实例列表，再用更新后的实例列表来覆盖旧的实例列表。1、复制旧注册表List实例数据，形成新的注册表List2、新增，修改，删除操作都在新List里面完成3、操作完成后，使用新List覆盖旧List读写锁是遵循写写互斥、读写互斥、读读不互斥的原则，而copyOnWrite则是写写互斥、读写不互斥、读读不互斥的原则。

Nacos中的保护阈值的作用是什么？1、保护阈值：当前服务健康实例数/当前服务总实例数，0-1之间的浮点数2、正常情况下，Nacos会返回消费者所有健康的实例。当健康实例占比过低时，所有请求都会让剩余健康实例来处理，导致压力过大，最后可能宕机，造成雪崩效应。保护阈值就是为了防止出现这种情况而设置的。3、当健康实例占比降低到保护阈值以下时，Nacos会返回所有实例给消费者（健康和不健康的），让消费者的部分请求会请求到不健康的实例上，牺牲部分请求，避免服务不可用

Nacos与Eureka的区别有哪些？接口方式：Nacos与Eureka都对外暴露了Rest风格的API接口，用来实现服务注册、发现等功能实例类型：Nacos的实例有永久和临时实例之分；而Eureka只支持临时实例健康检测：Nacos对临时实例采用心跳模式检测，对永久实例采用主动请求来检测；Eureka只支持心跳模式服务发现：Nacos支持定时拉取和订阅推送两种模式；Eureka只支持定时拉取模式

相比Nacos1.X，Nacos2.X为什么这么快？解决了哪些问题？Nacos1.X存在的问题：1、心跳数量多，导致 TPS 居高不下2、通过心跳续约感知服务变化，时延长3、UDP 推送不可靠，导致 QPS 居高不下（主动推送，配置中心）4、基于 HTTP 短连接模型，TIME_WAIT 状态连接过多（客户端请求）5、配置模块的 30 秒长轮询引起的频繁 GC（配置中心实时感知变化）Nacos2.X通过了gRPC实现长连接，解决了上面问题，底层NIO

Nacos 服务注册与发现

Nacos 配置中心

LoadBalancer 客户端负载均衡器

Ribbon 客户端负载均衡

OpenFeign 声明式服务调用

固定窗口算法

滑动窗口算法

漏桶算法

令牌桶算法

限流算法

Sentinel 对比 Hystrix？

Sentinel 限流降级熔断

Seata 微服务分布式事务

Gateway 统一网关

Skywalking 链路追踪组件

Spring Security OAuth2 微服务安全

Spring Cloud Alibaba

服务注册服务提供者（Eureka Client）会通过HTTP请求，向Eureka Server注册自己的服务

服务续约与剔除Eureka Client默认每隔30秒发送一次心跳请求到Eureka Server，如果Eureka Server90秒还未收到请求，则将该实例从注册表中剔除

服务自我保护机制当Eureka Server 节点在短时间内（默认15分钟）丢失了过多（默认85%）实例的连接时（比如网络故障或频繁启动关闭客户端）节点会进入自我保护模式。这种模式下，Eureka仍然能够接受新服务的注册和查询请求，但是不再删除注册数据，且不会被同步到其他节点(高可用)，当网络稳定时，自动退出自我保护模式，当前实例新的注册信息会被同步到其他节点中(最终一致性)。

服务下线Eureka Client正常或者主动关闭时，会向Eureka Server发送下线请求，Eureka Server直接从注册表中剔除该服务实例做灰度发布等正常关闭服务的操作时，如依靠服务剔除，会有一定的延时时间，这时可采用服务下线

服务发现1、Eureka Client在启动时会从Eureka Server中获取注册表信息，并将其缓存在本地2、Eureka Client默认每隔30秒去找Eureka Server拉取最近注册表的变化，并保存在本地注册表中

Eureka为什么能够抗住高并发？font color=\"#0b38d9\

Eureka是如何避免并发读写冲突的？ -- 多级缓存Eureka Server为了避免同时读写内存数据结构造成的并发冲突问题，还采用了多级缓存机制来进一步提升服务请求的响应速度。拉取注册表：1、首先从ReadOnlyCacheMap里查缓存的注册表2、如果没有，就找ReadWriteCacheMap里缓存的注册表3、如果还没有，就从内存中获取实际的注册表数据注册表发生变更：1、会在内存中更新变更的注册表数据，同时过期掉ReadWriteCacheMap2、在一段时间内，默认是30秒，各个服务拉取注册表数据都会直接读ReadOnlyCacheMap3、在30秒过后，Eureka Server的后台线程发现ReadWriteCacheMap已经清空了，那么也会清空ReadOnlyCacheMap中的缓存4、下次有服务拉取注册表，又会从内存中获取最新的数据了，同时填充各个缓存

Eureka服务注册中心是不保证数据一致性的（只保存最终一致性），属于AP，因为数据同步存在延时，并且全部对外提供服务Eureka，是让各个客户端都必须每隔一定时间发送心跳到Eureka Server，属于集中式心跳机制集群中每个Eureka实例都是对等的。每个Eureka实例都包含了全部的服务注册表

Eureka存在哪些缺点？1、超大规模集群时，可能存在单机内存不足的情况2、超大规模集群时，服务注册中心无法保证数据一致性3、所有的Eureka Client都默认每隔30秒向Eureka Server发送一次心跳请求，给Eureka Server压力太大

Eureka和ZooKeeper都可以提供服务注册与发现的功能，请说说两个的区别？1、ZooKeeper保证的是CP，Eureka保证的是AP2、ZooKeeper在选举期间注册服务瘫痪，虽然服务最终会恢复，但是选举期间不可用的3、Eureka各个节点是平等关系，只要有一台Eureka就可以保证服务可用，而查询到的数据并不是最新的4、ZooKeeper有Leader和Follower角色，Eureka各个节点平等5、ZooKeeper采用过半数存活原则，Eureka采用自我保护机制解决分区问题

Eureka如何保证高可用与数据一致？1、Eureka通过集群保证高可用，使用AP来保证最终一致性2、Eureka会区分正常的客户端请求与服务端发起的数据同步请求，对于任何服务端发起的数据同步请求，Eureka不会再进行其他同步操作，从而避免数据同步出现死循环3、Eureka会使用版本号（时间戳）来区分新旧数据4、客户端定时拉取数据时，也会检测数据，与本地数据冲突，会重新发起注册请求

Eureka 服务注册与发现

Consul注册中心架构设计是什么样的？1、必须在每个服务所在的机器上部署一个Consul Agent，作为一个服务所在机器的代理2、还得在多台机器上部署Consul Server，这就是核心的服务注册中心，一般要求部署3~5台机器，以保证高可用3、Consul Agent可以用来收集你的服务信息然后发送给Consul Server，还会对你的服务不停的发送请求检查他是否健康4、Consul Agent也会帮你转发请求给Consul Server，查询其他服务所在机器，方便直接调用其它服务5、Consul Server集群会自动选举出一台机器作为leader，对外提供服务，其他的Consul Server就是follower，leader会自动同步数据给follower

Consul是如何通过Raft协议实现数据一致性的？1、Leader有最新的数据，并且只有Leader对外提供服务2、Leader收到注册信息后，必须将数据同步到大部分follower后才会算成功3、即便Leader服务宕机后，也会有其它follower有最新的数据，重新选举出新Leader，对外提供服务

Consul 是如何进行leader选举的？1、Create Session：参与选举的应用分别去创建Session，Session的存活状态关联到健康检查2、Acquire KV：多个应用带着创建好的Session去锁定同一个KV，只能有一个应用锁定住，锁定成功的应用就是leader。

Consul如何通过Agent实现分布式健康检查？每个机器上的Consul Agent会不断的发送请求检查服务是否健康，是否宕机。如果服务宕机了，那么就会通知Consul Server。这样可以大幅度的减小Server端的压力。

Consul服务注册与发现

Ribbon 客户端负载均衡

Fegin 声明式服务调用

Hystrix 实现服务限流，降级，熔断

Zuul 统一网关详解，服务路由，过滤器使用

Config 分布式配置中心

Sleuth 分布式链路跟踪

Spring Cloud

微服务

架构

命令

Docker run流程图

Docker底层原理

Docker 挂载

Docker 网络

Dockerfile

Docker Compose

Docker

Nginx

k8s

Jenkins

相关工具

二叉数

红黑树

B树

B+树

hash表

数据结构

Explain执行计划字段列

mysql为什么采用B+树而不是B树？1、相对于B数，B+树具有更少的层高（单一节点存储更多的元素），从而减少IO次数2、只有叶子节点存储数据，非叶子节点不存储数据，一次可以加载更多数据3、叶子节点是单向有序链表（mysql对B+树再次优化，使用的是双向有序链表），可高效地支持范围查找

mysql为什么不使用哈希索引、平衡二叉树索引、B树索引？1、hash索引支持等值查询，不适用于范围查询2、平衡二叉树插入更新操作，维护平衡代价太大，且层级太高，IO次数过多3、B+树相对于B树更具有优势，见上题

什么是聚簇索引、非聚簇索引、联合索引、索引覆盖、索引下推？1、索引覆盖：直接在索引树中拿到结果，不用回表查询聚簇索引的情况（可以减少回表次数，减少IO）2、索引下推：在使用联合索引时，通过减少回表的次数，来提高数据库的查询效率

索引

表锁（MYISAM与INNODB支持）表锁开销小，加锁快，无死锁，锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发最低

行锁（InnoDB默认）行锁开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低，并发度也最高-- InnoDB是基于索引来完成行锁-- 索引未生效或查询条件没有建立索引，会导致行锁变表锁

页锁（BDB支持）开销和加锁时间界于表锁和行锁之间：会出现死锁；锁定粒度界于表锁和行锁之间，并发度一般

按操作的粒度分类

Record Lock（记录锁）锁住一条索引记录例：10，20

Gap Lock（间隙锁） -- 解决当前读的幻读问题注：只发生在事务隔离级别为RR(Repeatable Read)的情况下，所以RC才会有幻读的问题font color=\"#1808f5\

非唯一索引等值查询

非唯一索引范围查询

Next-key Lock（临键锁）-- 解决当前读的幻读问题InnoDB默认，Record Lock + Gap Lock注：只发生在事务隔离级别为RR(Repeatable Read)的情况下，所以RC才会有幻读的问题左开右闭 ，除了最后一个锁区间，是全开区间font color=\"#1808f5\

行锁的算法

读锁（共享锁，Share Lock）若事务T对数据对象A加上读锁，则事务T只能读A；其他事务只能再对A加读锁，而不能加写锁，直到事务T释放A上的读锁

写锁（排它锁，Exclusive Lock）若事务T对数据对象A加上写锁，则只允许事务T读取和修改A，其它任何事务都不能再对A加任何类型的锁，直到T释放A上的锁

按操作的类型分类

悲观锁-- 一种用来解决 读-写冲突 和 写-写冲突 的加锁并发控制（利用数据库锁机制）-- 可以解决脏读，幻读，不可重复读，更新丢失的问题

乐观锁-- 是一种用来解决 写-写冲突 的无锁并发控制-- 方式一：使用数据版本（version）实现-- 方式二：使用时间戳（timestamp）实现-- 无法解决脏读，幻读，不可重复读，但是可以解决更新丢失问题

MVCC + 悲观锁MVCC解决读写冲突，悲观锁解决写写冲突

MVCC + 乐观锁MVCC解决读写冲突，乐观锁解决写写冲突

MVCC（多版本并发控制）-- 是一种主要解决 读-写冲突 的无锁并发控制-- 可以解决脏读，幻读（RR级别），不可重复读等事务问题，但不可以解决更新丢失问题

按锁思想分类

3个隐式字段（DB_ROW_ID，DB_TRX_ID，DB_ROLL_PTR）

undo日志版本链

Read View（一致性视图）

MVCC

数据库锁

读取未提交（READ-UNCOMMITTED）含义：允许读取尚未提交的数据变更与锁关系：读取数据不需要加共享锁，这样就不会跟被修改的数据上的排他锁冲突问题：脏读、幻读或不可重复读

读取已提交（READ-COMMITTED）含义：允许读取并发事务已经提交的数据与锁关系：读操作需要加共享锁，但是在语句执行完以后释放共享锁问题：幻读或不可重复读

可重复读（REPEATABLE-READ）含义：对同⼀字段的多次读取结果都是⼀致的，除⾮数据是被本身事务⾃⼰所修改与锁关系：读操作需要加共享锁，但是在事务提交之前并不释放共享锁，也就是必须等待事务执行完毕以后才释放共享锁。问题：幻读InnDB默认隔离级别，通过MVCC来实现可重复读，在RR级别下，通过MVCC解决快照读的幻读问题，通过临间锁解决当前读的幻读问题

可串⾏化（SERIALIZABLE）含义：所有的事务依次逐个执⾏，这样事务之间就完全不可能产⽣⼲扰与锁关系：该级别锁定整个范围的键，并一直持有锁，直到事务完成问题：性能差

隔离级别

脏读（DirtyReads）

更新丢失（LostUpdate）或脏写

不可重复读（Unrepeatableread）

幻读（Phantom read）

并发事务处理带来的问题

数据库事务

mysql如何实现读写分离？就是基于主从复制架构，简单来说，就搞一个主库，挂多个从库，然后我们就单单只是写主库，然后主库会自动把数据给同步到从库上去。

mysql 主从复制原理的是啥？1、主库进行写表操作后，还会将数据写入binlog日志文件（需要打开bin-log功能）2、从库（IO线程）从主库拉取binlog日志（主库上的操作是由IO线程-binlog dump线程完成的），将内容写到relay log的末端，并将读取到的binlog文件名和位置记录到master-info文件中，以便下一次读取的时候，知道从哪里开始读取。主库返回信息除了日志内容外，还会有binlog文件的名称和binlog位置。3、从库的SQL线程检测到relay日志有新增后，会将新增的内容执行，写入从库中

如何解决主从库同步延时问题？1、半同步复制：主库必须要等到数据同步到从库（至少一个）的relay log后才算成功2、并行复制：从库多个SQL线程同时读取relay，写入到从库中3、分库：将主库分成多个库，减少并发量

mysql读写分离

为什么要分库分表？分库：是为了减少数据库的并发压力和减少磁盘使用率分表：是为了提高SQL执行效率

sharding-jdbc优点：这种client 层方案的优点在于不用部署，运维成本低，不需要代理层的二次转发请求，性能很高缺点：如果遇到升级啥的需要各个系统都重新升级版本再发布，各个系统都需要耦合sharding-jdbc 的依赖中小公司使用

mycat优点：这种proxy 层方案的优点在于对于各个项目是透明的，如果遇到升级之类的都是自己中间件那里搞就行了缺点：需要部署，自己运维一套中间件，运维成本高大公司使用

有哪些分库分表中间件？各自优缺点？