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Golang 后台技术面试套题 1

news 2025/8/18 7:06:13

文章目录

1.网络
- 1.1 浏览器从输入网址到展示页面，描述下整个过程？
- 1.2 HTTP 502，503 和 504 是什么含义？区别以及如何排查？
- 1.3 HTTPS 通信过程为什么要约定加密密钥 code，用非对称加密不行吗？
- 1.4 既然 HTTPS 通信是加密的，为什么抓包工具如 Fiddler 可以看到明文?
- 1.5 TCP 3 次握手的过程? 2 次或者 4 次行不行？
- 1.6 TCP 四次挥手的过程？
- 1.7 TCP 3 次挥手可以吗？
- 1.8 为什么需要延迟确认？
- 1.9 服务端可以主动发起断开连接吗？
- 1.10 客户端回复服务端断开请求 ACK 报文后会进入什么状态?
- 1.11 大量 TCP 连接状态处于 TIME_WAIT 状态会有什么问题？
2.数据库
- 2.1 事务的四大特性是什么？
- 2.2 MySQL 是如何实现 MVCC 的？
- 2.3 MVCC 的 undo 日志是什么时候清理的？
- 2.4 MySQL 索引数据结构是什么？
- 2.5 MySQL 为什么用 B+ 树，不用 B 树?
- 2.6 什么情况下会导致索引失效?
- 2.7 手写 SQL: 给定用户表 user 和帖子表 post，获取帖子数前十的用户名?
3.Golang
- 3.1 Golang 的 GC 是怎么实现的?
- 3.2 为什么是三色标记，两色不行吗？
4.问题定位
- 4.1 如何定位服务器 CPU 占用率过高的问题?
5.设计题
- 5.1 如何限制用户 1 分钟只发送 5 个帖子?
- 5.2 使用计数器会有什么问题？有更好的办法吗？
6.编程题
- 6.1 找出 Top2 的数
- 6.2 找出比左边大比右边小的数

1.网络

1.1 浏览器从输入网址到展示页面，描述下整个过程？

URL 解析

输入处理：浏览器解析你输入的URL（如 https://www.example.com），判断是搜索关键词还是合法URL。

协议补充：若未指定协议（如http://或https://），浏览器会默认补全（通常为https）。

端口处理：若未指定端口，使用默认端口（HTTP为80，HTTPS为443）。

DNS 查询（域名解析）

检查缓存：

浏览器缓存 → 系统缓存（如hosts文件） → 路由器缓存 → ISP的DNS缓存。

递归查询（若缓存未命中）：

浏览器向本地DNS服务器发起请求，依次查询：

根域名服务器（.） → 顶级域名服务器（.com） → 权威域名服务器（example.com）。

最终获取目标服务器的IP地址。

建立 TCP 连接

三次握手（针对HTTPS）：

客户端发送SYN包到服务器。

服务器回复SYN-ACK包。

客户端发送ACK包，连接建立。

TLS握手（HTTPS）：

协商加密算法，交换密钥，验证证书（如CA机构签发）。

发送 HTTP 请求

浏览器构造HTTP请求报文，例如：

http
GET / HTTP/1.1
Host: www.example.com
Connection: keep-alive
User-Agent: Chrome/...

附加请求头（如Cookie、Accept-Encoding等）。

服务器处理请求

Web服务器（如Nginx/Apache）接收请求，可能转发给应用服务器（如Node.js、Tomcat）。

后端处理：执行业务逻辑（数据库查询、API调用等），生成响应（HTML/JSON等）。

接收 HTTP 响应

服务器返回响应报文，例如：

HTTP/1.1 200 OK
Content-Type: text/html
Content-Length: 1234<!DOCTYPE html><html>...</html>

状态码（如200成功、404未找到）和响应头（如Cache-Control、Set-Cookie）。

渲染页面

解析HTML：浏览器构建DOM树。

加载子资源：解析到,

构建CSSOM：解析CSS样式。

执行JavaScript：可能阻塞渲染（除非标记async/defer）。

布局（Layout）：计算元素位置和大小。

绘制（Paint）：将像素输出到屏幕。

连接终止

四次挥手（若为短连接）：

客户端发送FIN包。
服务器确认ACK。
服务器发送FIN包。
客户端确认ACK，连接关闭。

关键优化点：

DNS预取：提前解析域名。

TCP复用：HTTP/1.1的keep-alive或HTTP/2多路复用。

CDN加速：静态资源分发到边缘节点。

缓存策略：Cache-Control、ETag减少重复请求。

1.2 HTTP 502，503 和 504 是什么含义？区别以及如何排查？

状态码	名称	原因
500	Internal Server Error	服务器内部错误（如代码异常、数据库连接失败）。
501	Not Implemented	服务器不支持请求的功能（如未实现的HTTP方法）。
502	Bad Gateway	网关或代理服务器从上游服务器收到了无效或无法解析的响应（如连接拒绝、响应中断）。
503	Service Unavailable	服务不可用（如服务器过载、维护中）。
504	Gateway Timeout	网关或代理服务器等待上游服务器响应超时。
505	HTTP Version Not Supported	服务器不支持请求的HTTP协议版本（如客户端使用HTTP/3但服务器仅支持HTTP/1.1）。

502（Bad Gateway）

问题出在代理与后端通信，但后端可能仍在运行，只是返回了错误数据。

典型场景：

后端服务崩溃（如PHP-FPM进程挂掉）。

代理配置错误（如Nginx的proxy_pass指向了错误的端口）。

后端返回了不完整的HTTP响应（如未发送完数据就断开连接）。

排查方法：

检查后端服务是否运行（systemctl status nginx）。

查看代理服务器日志（如Nginx的error.log）。

测试后端服务是否能直接访问（curl http://backend-server:port）。

503（Service Unavailable）

后端主动告知不可用，通常用于临时维护或过载保护。

典型场景：

服务器维护（如人工停机升级）。

流量激增触发限流（如Cloudflare的Under Attack模式）。

自动扩缩容期间服务短暂不可用（如Kubernetes滚动更新）。

排查方法：

检查是否有维护公告或运维操作。

查看后端服务的负载情况（top、htop）。

如果是云服务，检查自动扩缩容策略（如AWS Auto Scaling）。

504（Gateway Timeout）

代理服务器等待后端响应超时，但后端可能仍在处理请求（只是太慢）。

典型场景：

后端处理时间过长（如复杂SQL查询、大数据导出）。

网络延迟或丢包（如跨国请求、服务器间网络问题）。

代理服务器超时设置过短（如Nginx proxy_read_timeout 默认60秒）。

排查方法：

增加代理超时时间（Nginx调整proxy_read_timeout）。

优化后端性能（如数据库索引优化、缓存加速）。

检查网络链路（ping、traceroute）。

1.3 HTTPS 通信过程为什么要约定加密密钥 code，用非对称加密不行吗？

为什么需要约定密钥？

HTTPS 使用对称加密（如AES）传输数据，因为对称加密的计算速度快，适合加密大量数据。
但对称加密需要双方持有相同的密钥，因此必须通过安全的方式协商密钥，这就是密钥交换（Key Exchange）的作用。

为什么不能只用非对称加密？

非对称加密（如RSA、ECC）虽然可以加密数据，但存在以下问题：

(1) 性能问题

非对称加密计算复杂度高，比对称加密（如AES）慢 100-1000倍。

如果全程用非对称加密，服务器和客户端的CPU负载会极高，影响用户体验。

(2) 安全性问题

长期使用同一密钥风险高：如果服务器长期使用同一个RSA私钥加密数据，一旦私钥泄露，所有历史通信都可能被解密（不具备前向安全性）。

密钥管理复杂：非对称加密的密钥对需要严格保护，而对称加密的会话密钥可以定期更换。

密钥交换的演进

(1) RSA 密钥交换（旧方式）

客户端生成对称密钥，用服务器的RSA公钥加密后发送。

问题：不具备前向安全性（如果服务器私钥泄露，历史通信可被解密）。

(2) ECDHE（现代方式，推荐）

基于椭圆曲线迪菲-赫尔曼（ECDHE），双方临时生成密钥对，通过数学计算得到共享密钥。

优点：

每次会话密钥不同（前向安全）。

即使私钥泄露，历史会话也无法解密。

结论：

HTTPS 采用非对称加密协商密钥 + 对称加密传输数据，既保证了安全性，又提升了性能。单纯使用非对称加密无法满足实际需求。

1.4 既然 HTTPS 通信是加密的，为什么抓包工具如 Fiddler 可以看到明文?

HTTPS 通信本身是加密的，但抓包工具（如 Fiddler、Charles、Wireshark）能够看到明文数据，是因为它们使用了中间人攻击（Man-in-the-Middle, MITM）的方式，在客户端和服务器之间充当了一个“代理”，从而解密 HTTPS 流量。以下是详细解释：

HTTPS 加密的基本原理

HTTPS 使用 TLS/SSL 加密通信，确保数据在传输过程中不被窃听或篡改。正常情况下：

客户端和服务器协商一个对称加密密钥（如 AES），后续通信使用该密钥加密。

中间人（如黑客）无法直接解密数据，因为不知道密钥。

为什么 Fiddler 能解密 HTTPS？

Fiddler 本质上是一个 HTTPS 代理，它通过以下方式解密流量：

(1) 安装自定义根证书（CA 证书）

Fiddler 会在你的电脑上安装一个自签名的根证书（CA 证书），并让操作系统信任它。

这样，Fiddler 可以冒充目标网站，伪造 HTTPS 证书。

(2) 拦截 HTTPS 请求并重新加密

客户端（浏览器）发起 HTTPS 请求时，Fiddler 会拦截它，并假装自己是目标服务器。

Fiddler 用自己的 CA 证书动态生成一个假的 HTTPS 证书返回给客户端。

客户端信任 Fiddler 的 CA 证书，因此接受这个假证书，并和 Fiddler 建立加密连接。

Fiddler 再用真正的证书和服务器建立另一个 HTTPS 连接，解密客户端的数据后，再加密转发给服务器。

(3) 解密并显示明文

Fiddler 同时知道客户端 ↔ Fiddler 和 Fiddler ↔ 服务器的加密密钥，因此可以解密所有流量，并显示明文数据。

结论：

Fiddler 能解密 HTTPS 是因为你主动信任了它的 CA 证书，让它成为“受信任的中间人”。

真正的 HTTPS 通信（如浏览器访问银行网站）仍然是安全的，因为外部攻击者无法伪造证书。

如果你不想被监控，不要随意安装未知的 CA 证书。

1.5 TCP 3 次握手的过程? 2 次或者 4 次行不行？

3 次握手的过程?

TCP 使用三次握手建立可靠连接，确保双方都能正常收发数据。过程如下：

SYN（同步）

客户端 → 服务器：发送 SYN=1, seq=x（随机序号）。

含义：“我想建立连接，我的初始序号是 x。”

SYN-ACK（同步确认）

服务器 → 客户端：发送 SYN=1, ACK=1, seq=y, ack=x+1。

含义：“我同意连接，我的初始序号是 y，你的 x+1 我收到了。”

ACK（确认）

客户端 → 服务器：发送 ACK=1, seq=x+1, ack=y+1。

含义：“确认收到你的 y，我们可以通信了。”

握手完成后，连接建立，开始传输数据。

注意：第三次握手是可以携带数据的，前两次握手不可以携带数据。

为什么不能是 2 次握手？

如果只有两次握手（SYN → SYN-ACK），会引发历史连接问题：

问题场景：

客户端发送的 SYN 因网络延迟，超时重传了一个新 SYN。
如果服务器收到旧 SYN 后直接建立连接，但客户端早已放弃，导致服务器一直等待无用连接。

三次握手解决：

客户端通过第三次 ACK 确认自己真正需要连接，避免资源浪费。

为什么不能是 4 次握手？

四次握手其实也能够可靠的同步双方的初始化序号，但由于第二步和第三步可以优化成一步，所以就成了「三次握手」。

在这里插入图片描述
参见 4.1 TCP 三次握手与四次挥手面试题。

1.6 TCP 四次挥手的过程？

TCP 使用四次挥手安全关闭连接，确保双方数据完整传输并释放资源。以下是详细流程（假设客户端主动关闭）：
在这里插入图片描述

第一次挥手：客户端主动调用关闭连接的函数，发送 FIN 报文，客户端进入 FIN_WAIT_1 状态。

第二次挥手：服务端收到了 FIN 报文，然后马上回复一个 ACK 报文，服务端进入 CLOSE_WAIT 状态。

第三次挥手：服务端应用程序发送完数据后，调用关闭连接的函数发一个 FIN 报文，服务端进入 LAST_ACK 状态。

第四次挥手：客户端接收到服务端的 FIN 包，并发送 ACK 确认报文给服务端，此时客户端将进入 TIME_WAIT 状态。

服务端收到 ACK 确认报文后，就进入了最后的 CLOSED 状态。

客户端经过 2MSL 时间之后，也进入 CLOSED 状态。

1.7 TCP 3 次挥手可以吗？

可以。

四次挥手把同意对方请求跟自身请求分离开。是因为在客户端请求断开时（客户端发送端->服务器接收端），服务器可能还有数据未发完，所以需要分开操作。

如果服务器端收到客户端的FIN后，服务器并没有数据需要发送，可以把ACK和FIN合并到一起发送，节省了一个报文，变成了“三次挥手”。

当被动关闭方（上图的服务端）在 TCP 挥手过程中，「没有数据要发送」并且「开启了 TCP 延迟确认机制」，那么第二和第三次挥手就会合并传输，这样就出现了三次挥手。

在这里插入图片描述

注意：然后因为 TCP 延迟确认机制是默认开启的，所以导致我们抓包时，看见三次挥手的次数比四次挥手还多。

4.22 TCP 四次挥手，可以变成三次吗？ - 小林coding

1.8 为什么需要延迟确认？

基本概念

TCP 延迟确认（Delayed ACK）是一种优化技术，通过推迟发送确认报文（ACK），减少网络中小数据包的数量，从而提高传输效率。其核心逻辑是：
不立即回复 ACK，而是等待一段时间（通常 200ms），看是否有数据需要捎带（Piggybacking）一起发送。
如果在等待期间有数据要发送，则 ACK 会附带在数据包中，避免单独发送 ACK 报文。

减少小包问题

每个 ACK 报文至少占用 40 字节（IPv4 + TCP 头），单独发送 ACK 会导致网络充斥小包，降低效率。

利用捎带确认：
如果接收方有数据要回复（如 HTTP 响应），可以将 ACK 和数据合并发送，节省带宽。

适应交互式应用：
如 SSH、数据库查询等场景，请求和响应成对出现，延迟 ACK 能自然合并报文。

延迟确认的工作机制

默认延迟时间：通常为 200ms（Linux 默认值，Windows 可能为 100ms）。
触发条件：
- 每接收 2 个数据包必须发送一个 ACK（RFC 1122 规定）。
- 如果延迟期间有数据要发送，则 ACK 捎带在数据包中。
- 超时（如 200ms）后仍未发送数据，则单独发送 ACK。

示例场景：

客户端发送数据包 Seq=100。
服务器收到后不立即回复 ACK，而是等待：
- 若 200ms 内服务器需发送数据（如 Seq=200），则合并为 ACK=101 + Seq=200。
- 若超时，则单独发送 ACK=101。

延迟确认与 Nagle 算法的关系

Nagle 算法：发送端的优化，缓冲小数据包，等待 ACK 或足够数据再发送。
交互问题：
若发送端启用 Nagle，接收端启用延迟 ACK，可能导致死锁：
○ 发送方等 ACK 才发下一包，接收方等数据才捎带 ACK。
○ 解决方案：禁用其中之一（如 HTTP 服务通常禁用 Nagle）。

总结
● 延迟确认是 TCP 的性能优化，通过合并 ACK 减少小包，但可能增加延迟。
● 默认延迟 200ms，每 2 个数据包必须确认一次。
● 实时场景需谨慎：可禁用延迟确认或调整超时时间。
● 与 Nagle 算法可能冲突，需根据业务场景权衡配置。

关键点：延迟确认体现了 TCP 在可靠性和效率之间的平衡，理解其机制有助于优化高并发或低延迟网络服务。

1.9 服务端可以主动发起断开连接吗？

可以。

“TCP 连接是双向的，服务端和客户端都能主动发 FIN 断开。只不过在 HTTP 等协议中，客户端通常先发起关闭，但服务端在长连接超时或维护时也会主动断开。”

关键点：TCP 设计上没有主从之分，谁先调 close() 谁先发 FIN。

1.10 客户端回复服务端断开请求 ACK 报文后会进入什么状态?

当客户端收到服务端的 FIN 并回复 ACK 后，会进入 TIME_WAIT 状态（等待 2MSL 时间后才彻底关闭）。

为什么需要 TIME_WAIT?

这么做有两个原因：

确保最后一个 ACK 可靠到达（防止连接异常终止）

问题：如果主动关闭方（客户端）发送的最终 ACK 丢失，被动关闭方（服务端）会因未收到确认而重传 FIN。

作用：TIME_WAIT 期间，客户端保留连接状态，可以重新接收并响应服务端重传的 FIN（再次发送 ACK），避免服务端一直卡在 LAST_ACK 状态，导致资源无法释放。

丢弃旧连接延迟报文

让旧连接报文从网络中消失，避免被后面相同四元组的新连接错误地接收收到旧连接的报文。

如果不等 2MSL，释放的端口可能会重新与服务器建立连接，这样依然存活在网络里的旧连接 TCP 报文可能与新连接报文冲突，造成数据混乱。

为什么 TIME_WAIT 是 2MSL？

TCP 是全双工协议：需要确保双向（客户端→服务端 + 服务端→客户端）的报文均被清除。
1MSL 只能覆盖单向：例如，服务端的 FIN 可能在第 1 个 MSL 内到达，但客户端的 ACK 可能在第 2 个 MSL 内才彻底消失。

1.11 大量 TCP 连接状态处于 TIME_WAIT 状态会有什么问题？

如果客户端（主动发起关闭连接）存在大量 TIME_WAIT 状态连接，会占用端口资源，导致新建 TCP 连接出错，报address already in use : connect异常。

如果服务端（主动发起关闭连接）存在大量 TIME_WAIT 状态连接，并不会导致端口资源受限，因为服务端只监听一个端口，而且由于一个四元组唯一确定一个 TCP 连接，因此理论上服务端可以建立很多连接。

但是 TCP 连接过多，会占用系统资源，比如文件描述符、内存资源、CPU 资源、线程资源等。

如何解决？

（1）调整内核参数（Linux）复用处于 TIME_WAIT 的 socket 为新的连接所用。

# 允许复用 TIME_WAIT 状态的端口（需时间戳支持）
echo 1 > /proc/sys/net/ipv4/tcp_tw_reuse# 增大可用端口范围
echo "1024 65535" > /proc/sys/net/ipv4/ip_local_port_range# 减少 TIME_WAIT 超时时间（不建议，可能影响可靠性）
echo 30 > /proc/sys/net/ipv4/tcp_fin_timeout  # 单位：秒

（2）优化应用设计

使用长连接：
- HTTP/1.1 启用 Keep-Alive
- 使用 HTTP/2 多路复用
数据库连接使用连接池
连接复用：客户端复用连接而不是频繁创建新连接

2.数据库

2.1 事务的四大特性是什么？

事务的四大特性是 ACID：

原子性（Atomicity）：事务要么全成功，要么全失败。
一致性（Consistency）：数据符合完整性约束。
隔离性（Isolation）：并发事务互不干扰。
持久性（Durability）：提交后修改永久生效。

MySQL 如何实现 ACID？

原子性：Undo Log
持久性：Redo Log
隔离性：MVCC + 锁机制
一致性
- 通过应用程序和数据库约束（如主键、外键、唯一约束等）共同保证。
- 数据库自身的完整性检查机制。
- 原子性、隔离性和持久性的共同作用来保证一致性。

2.2 MySQL 是如何实现 MVCC 的？

MVCC (Multi-Version Concurrency Control，多版本并发控制) 是 MySQL 实现高并发的重要技术，主要被 InnoDB 存储引擎使用。

核心组件：

隐藏字段：
- DB_TRX_ID：6字节，记录最近修改该行记录的事务ID
- DB_ROLL_PTR：7字节，指向该行记录在回滚段(undo log)中的指针
- DB_ROW_ID：6字节，隐藏的自增ID（当表没有主键时自动生成）
Undo Log：
- 存储数据被修改前的多个版本
- 形成版本链，通过 DB_ROLL_PTR 指针可以找到历史版本
ReadView：
- 快照读时生成的一致性视图
- 包含：m_ids(活跃事务ID列表)、min_trx_id(最小活跃事务ID)、max_trx_id(预分配的下一个事务ID)、creator_trx_id(创建该ReadView的事务ID)

工作流程：

SELECT 操作：
- 创建 ReadView
- 检查行记录的 DB_TRX_ID：
  - 如果小于 min_trx_id：可见（事务已提交）
  - 如果在 m_ids 中：不可见（事务未提交）
  - 如果大于等于 max_trx_id：不可见（事务在ReadView之后开始）
- 通过 DB_ROLL_PTR 在 undo log 中查找可见的版本
INSERT/DELETE/UPDATE 操作：
- INSERT：新插入的行 DB_TRX_ID 为当前事务 ID。
- DELETE：在行记录上设置删除标记，DB_TRX_ID 为当前事务 ID。
- UPDATE：先标记原记录为删除，再插入新记录。

隔离级别实现差异：

READ UNCOMMITTED：不适用MVCC，直接读取最新记录
READ COMMITTED：每次 SELECT 都生成新的 ReadView
REPEATABLE READ：第一次SELECT时生成ReadView，后续复用
SERIALIZABLE：退化为基于锁的并发控制

优点：

读操作不加锁，读写不冲突
通过版本链实现非阻塞读
提高了并发性能

MVCC 是 MySQL 实现高并发的重要技术，通过维护数据的多个版本，实现了读操作不需要等待写操作完成，大大提高了数据库的并发性能。

2.3 MVCC 的 undo 日志是什么时候清理的？

Undo 日志是 MVCC 实现多版本控制的关键组件，它的清理时机直接影响数据库性能和存储空间利用率。以下是 Undo 日志清理的主要时机和规则：

核心清理时机：

事务提交时不会立即清理
- 即使事务已经提交，对应的 Undo 日志也不会立即删除
- 因为可能还有其他事务需要通过这些 Undo 日志访问旧版本数据
当没有任何活跃事务需要该版本时
- 当系统中没有比 Undo 日志关联的事务更早的活跃事务时
- 通过 ReadView 的 m_ids 列表和 min_trx_id 判断

具体清理规则：

通过 purge 线程异步清理
- InnoDB 有专门的 purge 线程负责清理不再需要的 Undo 日志
- 避免同步清理影响事务性能
基于系统活跃事务列表判断
- 维护一个全局活跃事务列表
- 当某个 Undo 日志关联的事务 ID 小于当前所有活跃事务的最小 ID 时，该 Undo 日志可被清理
长事务会阻止 Undo 清理
-如果有长时间运行的事务存在，它会阻止比它晚的事务的 Undo 日志被清理
- 这是长事务导致数据库存储膨胀的主要原因

相关参数控制：

innodb_purge_threads：控制 purge 线程数量
innodb_max_purge_lag：当 purge 滞后时的最大延迟
innodb_purge_batch_size：每次 purge 操作处理的数量

特殊情况处理：

回滚段重用
- 当 Undo 日志被清理后，对应的回滚段空间会被标记为可重用
- 但物理空间不会立即释放给操作系统
系统表空间中的 Undo
- MySQL 8.0 之前，系统表空间中的 Undo 日志即使被清理，空间也不会收缩
- MySQL 8.0+ 支持独立的 Undo 表空间，可以单独收缩

最佳实践：

避免长事务，减少 Undo 日志堆积
监控 history_list_length 指标，了解待清理的 Undo 日志数量
在 MySQL 8.0+ 中使用独立的 Undo 表空间便于管理

Undo 日志的清理是 InnoDB 自动管理的，但理解其机制有助于优化数据库性能和存储使用。

2.4 MySQL 索引数据结构是什么？

MySQL 主要使用 B+树作为索引的基础数据结构，但根据不同的存储引擎和索引类型，也会使用其他数据结构。

B+树索引（最核心的索引结构）

使用场景：InnoDB/MyISAM 的默认索引类型，适用于主键索引和二级索引
结构特点：
- 多叉平衡树，所有数据都存储在叶子节点
- 非叶子节点只存储键值和子节点指针
- 叶子节点通过指针连接形成有序链表
优势：
- 适合范围查询（>、<、BETWEEN）
- 查询效率稳定（O(log n)）
- 支持全键值、键值范围和前缀查找

还有哪些数据结构可以作为索引?

哈希索引

使用场景：Memory 存储引擎的默认索引，InnoDB 的自适应哈希索引
结构特点：
- 基于哈希表实现
- 精确匹配效率极高（O(1)）
限制：
- 不支持范围查询
- 不支持排序
- 存在哈希冲突问题

全文索引（FULLTEXT）

使用场景：文本内容的搜索
实现方式：
- InnoDB 使用倒排索引
- MyISAM 也支持全文索引

R-Tree（空间索引）

使用场景：地理空间数据（GIS）
支持函数：ST_Contains(), ST_Within() 等

2.5 MySQL 为什么用 B+ 树，不用 B 树?

核心差异对比：

特性	B 树	B+ 树
数据存储位置	所有节点都可能存储数据	只有叶子节点存储完整数据
非叶子节点内容	存储键值和数据指针	只存储键值和子节点指针
叶子节点连接	不连接	通过指针连接成有序链表
查找稳定性	不稳定（可能在非叶子节点找到）	稳定（必须查找到叶子节点）
范围查询效率	较低	极高

选择 B+ 树的六大关键原因：

更优的磁盘 I/O 性能

B+ 树的非叶子节点不存储数据，所以每个节点可以容纳更多的键值
相同数据量下，B+ 树比 B 树更"矮胖"，通常只需要 3-4 层就能存储大量数据
减少磁盘 I/O 次数（每次 I/O 读取一个节点）

更高效的范围查询

叶子节点形成有序链表，范围查询只需找到起始点然后顺序遍历
B 树做范围查询需要在不同层级的节点间来回跳转，效率低下
例如查询 WHERE id BETWEEN 100 AND 300，B+ 树性能显著优于 B 树

更稳定的查询性能

B+ 树所有查询都要走到叶子节点，时间复杂度稳定为 O(log n)
B 树可能在中间节点就找到数据，导致查询时间不稳定

更高的缓存命中率

B+ 树的非叶子节点只存索引键，可以缓存更多非叶子节点在内存中

例如 16KB 的页大小，B+ 树能缓存更多索引键，减少磁盘访问

更适合数据库场景

数据局部性原理：B+ 树将实际数据集中在叶子节点，相邻数据物理上也更接近

全表扫描效率：B+ 树只需遍历叶子节点链表即可完成全表扫描，而 B 树需要遍历整棵树

更低的维护成本

B+ 树的插入和删除操作更简单，因为数据只在叶子节点修改

B 树可能在任意节点修改数据，导致更复杂的树结构调整

何时 B 树更合适？

虽然 B+ 树更适合数据库索引，但 B 树在某些场景仍有优势：

内存数据库（如 Redis）：不需要考虑磁盘 I/O，B 树的随机访问优势更明显
键值存储系统：如果只做单点查询，B 树的平均查找路径可能更短

MySQL 的选择体现了工程上的权衡：B+ 树在磁盘存储、范围查询和稳定性方面的优势，使其成为关系型数据库索引的理想数据结构。

2.6 什么情况下会导致索引失效?

索引失效会导致查询性能急剧下降，以下是导致 MySQL 索引失效的主要情况和具体示例：

最左前缀违规

复合索引(a,b,c)，但查询WHERE b=1

对索引列计算

WHERE age+1>20 或 YEAR(date_col)=2023

类型不匹配

字符串字段用数字查：WHERE varchar_col=123

LIKE左模糊

WHERE name LIKE ‘%张’（右模糊’张%'可用索引）

使用不等于(!= / <> / NOT IN)

WHERE status!=1 或 id NOT IN(1,2,3)

OR条件混用

WHERE id=1 OR unindexed_col=2（全失效）

优化方式：

-- 改为UNION ALL
SELECT * FROM table WHERE id = 1
UNION ALL
SELECT * FROM table WHERE name = '张三'

NULL判断

WHERE col IS NULL（数据量大时可能失效）

优化器放弃

数据量少或需返回>30%数据时，直接全表扫描更快

🔍 检查方法：EXPLAIN查看执行计划，出现ALL就是全表扫描。

2.7 手写 SQL: 给定用户表 user 和帖子表 post，获取帖子数前十的用户名?

方案一：使用 JOIN 和 GROUP BY。

SELECT u.username,COUNT(p.id) AS post_count
FROM post p
JOIN user u ON p.user_id = u.id
GROUP BY u.id, u.username
ORDER BY post_count DESC
LIMIT 10;

方案二：使用子查询（MySQL 8.0+ 推荐）

WITH user_post_counts AS (SELECT user_id,COUNT(*) AS post_countFROM postGROUP BY user_idORDER BY post_count DESCLIMIT 10
)
SELECT u.username,upc.post_count
FROM user_post_counts upc
JOIN user u ON upc.user_id = u.id
ORDER BY upc.post_count DESC;

先计算帖子数再关联用户表，性能可能更好
使用了 CTE (Common Table Expression)，需要 MySQL 8.0+ 支持

3.Golang

3.1 Golang 的 GC 是怎么实现的?

Go 语言的垃圾回收器 (Garbage Collector, GC) 是一个并发、三色标记清除 (concurrent tri-color mark-sweep) 的收集器，以下是其核心实现原理：

核心设计特点：

并发执行：大部分 GC 工作与用户程序并行运行
三色标记法：基于对象可达性分析的标记算法
非分代：不像 Java 那样分新生代/老年代
写屏障 (Write Barrier)：保证并发标记的正确性
混合回收策略：结合标记-清除和复制算法优点

三色标记算法详解：

三色抽象：

白色：未被访问的对象（待回收）
灰色：已访问但子对象未完全检查
黑色：已访问且所有子对象已检查

标记过程

初始状态：所有对象为白色
将根对象(栈/全局变量等)标记为灰色for 灰色对象不为空 {取出一个灰色对象将其引用的白色对象标记为灰色将该对象标记为黑色
}清除阶段：回收所有白色对象

并发实现关键：

写屏障技术：

在并发标记期间，当对象引用关系发生变化时
写屏障会捕获这些修改，确保标记正确性
示例屏障代码：

// 伪代码：写屏障操作
func writePointer(src, dst *Object) {shade(src)  // 标记源对象为灰色*src = dst  // 实际指针写入
}

三阶段设计：

标记准备：STW (Stop-The-World) 很短（通常 <1ms）
并发标记：与用户程序并行（占用约25%CPU）
标记终止：短暂 STW 完成标记

GC 触发条件：

自动触发：堆内存达到上次GC后存活对象的倍数（默认2倍，由 GOGC 环境变量控制）。
手动触发：调用 runtime.GC()。
系统监控：超过 2 分钟未触发 GC 时强制触发。

性能优化特性：

逃逸分析：在编译期决定对象分配在栈还是堆
GC 调参：

// 设置GC百分比（默认100）
debug.SetGCPercent(100)// 设置并行标记使用的CPU核心数
debug.SetMaxThreads(4)

演进历史：

Go 1.5：引入并发GC，STW从秒级降到毫秒级
Go 1.8：STW优化到亚毫秒级别（<1ms）
Go 1.12：优化内存释放延迟
Go 1.14：进一步减少STW时间
Go 1.18：优化大型堆的表现

与 Java GC 对比：

特性	Go GC	Java GC
并发性	完全并发	部分并发
分代	无	有
STW时间	亚毫秒级	通常较长
调优复杂度	简单（参数少）	复杂（多种收集器）

Go 的 GC 设计追求简单性和低延迟，适合需要快速响应的服务端应用，但吞吐量可能不如分代式GC。

3.2 为什么是三色标记，两色不行吗？

Go 的垃圾回收器采用三色标记算法而非传统的两色标记，主要是为了解决并发标记过程中的对象状态一致性问题。

引入灰色作为中间状态：

白色：未扫描
灰色：已发现但未扫描其引用
黑色：已完全扫描

结合写屏障的解决方案：

// 写屏障伪代码
func writePointer(src, dst *Object) {if src是黑色 && dst是白色 {dst标记为灰色 // 保存这个可能丢失的对象}*src = dst // 执行实际写操作
}

强三色不变式：

强制约束：黑色对象不能直接指向白色对象。
通过写屏障维护这个不变式。

为什么不能只用两色？

缺乏中间状态：

两色系统无法区分"已发现但未处理"和"已处理完"的对象
导致必须STW（Stop-The-World）来保证一致性

Go 的设计目标：

追求低延迟（亚毫秒级暂停）
需要支持高并发
这些目标使得两色标记完全不适用

三色标记通过引入灰色这个"中间状态"，配合写屏障机制，使Go能在极短STW的情况下实现并发垃圾回收，这是 Go GC 设计的精髓所在。

4.问题定位

4.1 如何定位服务器 CPU 占用率过高的问题?

快速诊断流程：

确认 CPU 负载情况

top -c              # 实时查看进程CPU占用（按P排序）
htop               # 更友好的交互式查看（需安装）
mpstat -P ALL 1    # 查看每个CPU核心的使用情况
sar -u 1 3         # 查看CPU历史利用率（需安装sysstat）

识别问题进程

ps -eo pid,user,%cpu,%mem,cmd --sort=-%cpu | head -n 10

深入分析工具：

针对 Golang 应用

使用 go tool pprof 分析 CPU 和内存的性能数据，如内存泄露，协程泄露等。

# 获取运行中程序的性能数据（无需重启）
curl http://localhost:6060/debug/pprof/profile?seconds=30 > cpu.pprof

针对 Linux 通用进程

# 查看线程级CPU占用
pidstat -t -p <pid> 1 5# 系统调用分析
strace -p <pid> -c -T
perf top -p <pid>     # 性能分析

容器环境

# 查看容器进程
docker stats
docker top <container_id># 进入容器分析
docker exec -it <container_id> /bin/bash

常见问题场景诊断：

Goroutine 泄露

// 在代码中定期输出goroutine数量
go func() {for {log.Printf("goroutine count: %d", runtime.NumGoroutine())time.Sleep(5 * time.Second)}
}()

死循环/热路径

# 使用perf定位热点
perf record -p $(pidof your_app) -g -- sleep 30
perf report -n --stdio

锁竞争

import _ "net/http/pprof"// 在main.go中导入pprof包后，访问：
// http://localhost:6060/debug/pprof/mutex

5.设计题

5.1 如何限制用户 1 分钟只发送 5 个帖子?

分布式环境下使用 Redis + Lua 原子自增性和线程安全即可轻松实现。Redis 的 TTL（Time to Live）特性完美的满足了计数器过期这一要求，将时间窗口设置为 Key 的有效时间，然后将 key 的值每次请求+1即可。

固定窗口计数器设计如下：

格式：rate_limit:{资源}:{用户标识}:{时间窗口标识}示例：
rate_limit:post:user_12345:202308151230 (年月日时分)
rate_limit:api:ip_1.2.3.4:171543 (分钟数取模)

// 1.判断是否存在该key
if(EXIST(key)){// 1.1 自增后判断是否大于最大值，并返回结果if(INCR(key) > maxPermit){return false;}return true;
}// 2.不存在 key 则设置 key 初始值为 1，失效时间为 1 秒
SET(key, 1);
EXPIRE(key, 1);

5.2 使用计数器会有什么问题？有更好的办法吗？

固定窗口计数器实现简单但存在窗口边界突增问题。

在 Redis 中实现滑动窗口限流，有序集合（ZSET）来存储帖子 ID，score 为秒级时间戳。

以下为 Lua 版本。

local key = KEYS[1]
local limit = tonumber(ARGV[1])
local window = tonumber(ARGV[2])
local now = tonumber(ARGV[3])
local id = ARGV[4]-- 移除时间窗口外的记录
redis.call('ZREMRANGEBYSCORE', key, 0, now - window)-- 获取当前请求数
local count = redis.call('ZCARD', key)if count >= limit thenreturn 0 -- 限流
end-- 添加新记录
redis.call('ZADD', key, now, id)
redis.call('EXPIRE', key, window/1000 + 1) -- 设置稍长的TTLreturn 1 -- 允许

6.编程题

6.1 找出 Top2 的数

给定一个无序整数数组（可能重复），不使用额外空间和额外变量，且不能修改数组中的数，找出 Top2 的数。

如果没有找到，返回 error。

// 返回 5 和 4
5 4 3 2 1// 返回 5 4
4 5// 返回 error
5

思路：

如果数组长度小于 2 返回 error。
使用数组前两个位置来存储 Top2 的数。
遍历后续所有的数，与 Top2 数做比较。
对于每个元素：
- 如果大于 nums[0]，则先将 nums[0] 与 nums[1]交换，然后 nums[0] 与元素交换。
- 如果大于 nums[1]，则 nums[1] 与元素交换。
最终返回 nums[0] 和 nums[1]。

实现示例：

// Top2Nums 找出无序数组中的 Top2 的数。
// 不使用额外空间和额外变量，且不能修改数组中的数。
func Top2Nums(nums []int) (int, int, error) {if len(nums) < 2 {return 0, 0, errors.New("array length must be at least 2")}// 确保 nums[0] >= nums[1]if nums[0] < nums[1] {nums[0], nums[1] = nums[1], nums[0]}// 从第三个元素开始遍历for i := 2; i < len(nums); i++ {if nums[i] > nums[0] {// 交换 nums[0] 和 nums[1]nums[0], nums[1] = nums[1], nums[0]// 交换 nums[0] 和当前元素nums[0], nums[i] = nums[i], nums[0]} else if nums[i] > nums[1] {// 交换 nums[1] 和当前元素nums[1], nums[i] = nums[i], nums[1]}}return nums[0], nums[1], nil
}// top2nums_test.go
func TestTop2Nums(t *testing.T) {type args struct {nums []int}tests := []struct {name    stringargs    argswant    intwant1   intwantErr bool}{{"1",args{[]int{1, 2, 3, 4, 5},},5,4,false,},{"2",args{[]int{1, 2},},2,1,false,},{"3",args{[]int{1},},0,0,true,},}for _, tt := range tests {t.Run(tt.name, func(t *testing.T) {got, got1, err := Top2Nums(tt.args.nums)if (err != nil) != tt.wantErr {t.Errorf("Top2Nums() error = %v, wantErr %v", err, tt.wantErr)return}if got != tt.want {t.Errorf("Top2Nums() got = %v, want %v", got, tt.want)}if got1 != tt.want1 {t.Errorf("Top2Nums() got1 = %v, want %v", got1, tt.want1)}})}
}