Golang开发面经B站（两轮技术面）

Posted 2022-09-14 小生凡一

文章目录

• 写在前面
• 笔试
• 一面
• • Go的GMP模型
  • GO的GC
  • Go的map底层是怎么实现的？
  • 遍历map是有序的吗？为什么？
  • map作为函数是什么传递?
  • 在函数里面修改map会影响原来的吗？
  • 那数组呢？
  • 切片呢？
  • linux有用过是吧？如何查看一个服务是否在运行？
  • 我只知道这个文件名，能找到这个文件在哪里吗？
  • 用过mysql是吧？mysql 索引说一下？
  • 死锁是怎么产生的
  • 了解分布式锁吗？讲讲红锁？
  • 算法：反转链表。这写不出来的话，就说不过去了。
• 二面
• • TCP和UDP区别？
  • TCP是可靠传输，为什么还有丢包的情况？
  • UDP能实现可靠传输吗？怎么实现？
  • TCP和IP的区别是什么？
  • 四次挥手的细节？
  • 为什么 time_wait 是2MLS?
  • 大量处于 close wait 的是什么场景？ 如何解决？
  • cookie和session有什么区别？
  • 你是用go的是吧？chan用过吧？那说说对一个关闭的chan做读写会发生什么操作？为什么？
  • map 的底层说一下？
  • 如果你这个项目，我突然有一个时间段，多了很多流量，要怎么处理?
  • 算法：连续子序列的最大和
• 参考资料

写在前面

面试下来我感觉我都讲出来了，算法题也写出来了，但是二面完一查结果就直接淘汰了。这个B是不是不招人啊。。

笔试

略

一面

Go的GMP模型

G：表示goroutine，存储了goroutine的执行stack信息、goroutine状态以及goroutine的任务函数等；另外G对象是可以重用的。
P：表示逻辑processor，P 的数量决定了系统内最大可并行的 G 的数量（前提：系统的物理cpu核数 >= P的数量）；P的最大作用还是其拥有的各种G对象队列、链表、一些cache和状态。
M：M 代表着真正的执行计算资源，物理 Processor。

G 如果想运行起来必须依赖 P，因为 P 是它的逻辑处理单元，但是 P 要想真正的运行，他也需要与 M 绑定，这样才能真正的运行起来，P 和 M 的这种关系就相当于 Linux 系统中的用户层面的线程和内核的线程是一样的。

GO的GC

Go是采用三色标记法来进行垃圾回收的，是传统 Mark-Sweep 的一个改进，它是一个并发的 GC 算法。on-the-fly

原理如下

1. 整个进程空间里申请每个对象占据的内存可以视为一个图， 初始状态下每个内存对象都是白色标记。
2. 先stop the world，将扫描任务作为多个并发的goroutine立即入队给调度器，进而被CPU处理，第一轮先扫描所有可达的内存对象，标记为灰色放入队列
3. 第二轮可以恢复start the world，将第一步队列中的对象引用的对象置为灰色加入队列，一个对象引用的所有对象都置灰并加入队列后，这个对象才能置为黑色并从队列之中取出。循环往复，最后队列为空时，整个图剩下的白色内存空间即不可到达的对象，即没有被引用的对象；
4. 第三轮再次stop the world，将第二轮过程中新增对象申请的内存进行标记（灰色），这里使用了writebarrier（写屏障）去记录这些内存的身份；

这个算法可以实现 on-the-fly，也就是在程序执行的同时进行收集，并不需要暂停整个程序。

简化步骤如下：

1、首先创建三个集合：白、灰、黑。

2、将所有对象放入白色集合中。

3、然后从根节点开始遍历所有对象（注意这里并不递归遍历），把遍历到的对象从白色集合放入灰色集合。

因为root set 指向了A、F，所以从根结点开始遍历的是A、F，所以是把A、F放到灰色集合中。

4、之后遍历灰色集合，将灰色对象引用的对象从白色集合放入灰色集合，之后将此灰色对象放入黑色集合
我们可以发现这个A指向了B，C，D所以也就是把BCD放到灰色中，把A放到黑色中，而F没有指任何的对象，所以直接放到黑色中。

5、重复 4 直到灰色中无任何对象

因为D指向了A所以D也放到了黑色中，而B和C能放到黑色集合中的道理和F一样，已经没有了可指向的对象了。

6、通过write-barrier检测对象有无变化，重复以上操作

由于这个EGH并没有和RootSet有直接或是间接的关系，所以就会被清除。

7、收集所有白色对象（垃圾）

所以我们可以看出这里的情况，只要是和root set根集合直接相关的对象或是间接相关的对象都不会被清楚。只有不相关的才会被回收。

Go的map底层是怎么实现的？

map 的底层是一个结构体

// Go map 的底层结构体表示
type hmap struct 
    count     int    // map中键值对的个数，使用len()可以获取 
	flags     uint8
	B         uint8  // 哈希桶的数量的log2，比如有8个桶，那么B=3
	noverflow uint16 // 溢出桶的数量
	hash0     uint32 // 哈希种子

	buckets    unsafe.Pointer // 指向哈希桶数组的指针，数量为 2^B 
	oldbuckets unsafe.Pointer // 扩容时指向旧桶的指针，当扩容时不为nil 
	nevacuate  uintptr        

	extra *mapextra  // 可选字段


const (
	bucketCntBits = 3
	bucketCnt     = 1 << bucketCntBits     // 桶数量 1 << 3 = 8
)

// Go map 的一个哈希桶，一个桶最多存放8个键值对
type bmap struct 
    // tophash存放了哈希值的最高字节
	tophash [bucketCnt]uint8
    
    // 在这里有几个其它的字段没有显示出来，因为k-v的数量类型是不确定的，编译的时候才会确定
    // keys: 是一个数组，大小为bucketCnt=8，存放Key
    // elems: 是一个数组，大小为bucketCnt=8，存放Value
    // 你可能会想到为什么不用空接口，空接口可以保存任意类型。但是空接口底层也是个结构体，中间隔了一层。因此在这里没有使用空接口。
    // 注意：之所以将所有key存放在一个数组，将value存放在一个数组，而不是键值对的形式，是为了消除例如map[int64]所需的填充整数8（内存对齐）
    
    // overflow: 是一个指针，指向溢出桶，当该桶不够用时，就会使用溢出桶

当向 map 中存储一个 kv 时，通过 k 的 hash 值与 buckets 长度取余，定位到 key 在哪一个bucket中，hash 值的高8位存储在 bucket 的 tophash[i] 中，用来快速判断 key是否存在。当一个 bucket 满时，通过 overflow 指针链接到下一个 bucket。

遍历map是有序的吗？为什么？

不是有序的，使用 range 多次遍历 map 时输出的 key 和 value 的顺序可能不同，map在遍历时，并不是从固定的0号bucket开始遍历的，每次遍历，都会从一个随机值序号的bucket，再从其中随机的 cell 开始遍历。map 遍历时，是按序遍历 bucket，同时按需遍历 bucket 和其 overflow bucket 中 的 cell。

但是 map 在扩容后，会发生 key 的搬迁，这造成原来落在一个 bucket 中的 key，搬迁后，有可能会落到其他 bucket 中了，从这个角度看，遍历 map 的结果就不可能是按照原来的顺序了。

map作为函数是什么传递?

map 传的是地址值

在函数里面修改map会影响原来的吗？

会的，因为传递的map的地址，会对原来的map进行修改。

func TestMap(t *testing.T) 
	a := make(map[int]int)
	a[0] = 1
	fmt.Println(a)
	changeMap(a)
	fmt.Println(a)


func changeMap(b map[int]int) 
	b[0] = 2

结果如下

那数组呢？

数组不会，数组不是引用类型，传的值传递，并不是应用传递。

func TestArray(t *testing.T) 
	a := [3]int1, 2, 3
	fmt.Println(a)
	changeArray(a)
	fmt.Println(a)


func changeArray(a [3]int) 
	a[0] = 1

切片呢？

会，和 map 一样，都是引用类型。传递的是地址。

func TestSlice(t *testing.T) 
	a := make([]int, 3, 3)
	a[0] = 1
	a[1] = 2
	a[2] = 3
	fmt.Println(a)
	changeSlice(a)
	fmt.Println(a)


func changeSlice(a []int) 
	a[0] = 4

linux有用过是吧？如何查看一个服务是否在运行？

1. 如果我们知道服务名，我们可以使用 ps 命令：
   ps -ef | grep 服务名 或 ps aux |grep 服务名
2. 如果知道端口号，我们可以使用 lsof 命令：lsof -i:端口号
3. 或者也可以用这个：systemctl status 服务名 或 service 服务名 status
4. 如果是基于 tcp 的连接，还可以使用 netstat 查看端口和进程等相关内容。netstat -tnlp

我只知道这个文件名，能找到这个文件在哪里吗？

可以使用 find 命令

find / -name "main.go"

用过mysql是吧？mysql 索引说一下？

mysql 的索引包括** 基于InnoDB的聚集索引、基于MyISAM的非聚集索引、primary key 主键索引、secondary key 次要索引**

• 基于InnoDB的聚集索引：主键索引(聚集索引)的叶子结点会存储数据行，也就是说数据和索引在一起，辅助索引只会存储主键值

• 基于MyISAM的非聚集索引：B+树叶子结点只会存储数据行（数据文件）的指针，简单来说就是数据和索引不在一起，非聚集索引包含 主键索引 和 辅助索引 到会存储指针的值。

• primary key 主键索引：InnoDB要求表必须有主键(MyISAM可以没有)，如果没有，MySQL系统会自动选择一个唯一标识数据记录的列作为主键。

• secondary key 次要索引：结构和主键搜索引没有任何区别，同样用 B+Tree，data域存储相应记录主键的值而不是地址。

死锁是怎么产生的

产生死锁就有四个必要条件：互斥条件、请求和保持条件、不剥夺条件、环路等待条件。

了解分布式锁吗？讲讲红锁？

只磕磕绊绊讲了一些分布式锁，红锁就不太记得了（

可以看看这篇博客 基于Go语言的分布式红锁

算法：反转链表。这写不出来的话，就说不过去了。

二面

TCP和UDP区别？

TCP 是可靠传输，面向连接，基于流，占用资源多，效率低。

UDP是尽最大努力交付，基于无连接，基于报文，UDP 占用系统资源较少，效率高。

TCP是可靠传输，为什么还有丢包的情况？

丢包是网络问题，TCP的可靠是可靠在如果发生丢包，那么会立即重传报文段。

UDP能实现可靠传输吗？怎么实现？

可以的，我们只需要仿照TCP的可靠传输机制就可以了，比如说设置ACK确认机制，一旦没有收到，或是收到三次上一个报文的ACK，我们就立即重传丢失的报文。再比如说设置滑动窗口来保证数据传输的安全性等等…

TCP和IP的区别是什么？

TCP 是传输控制协议（Transmission Control Protocal），是基于IP的传输层协议，是传输层的，IP 是因特网协议（Internet Protocol）在网络层的。

四次挥手的细节？

数据传输完毕之后，通信的双方都可释放连接。现在A和B都处于ESTABLISHED状态。

1. A的应用进程先向TCP发出连接释放报文段，并停止再发送数据，主动关闭TCP连接。A把链接释放报文段首部的终止控制位FIN置为1，其序号为seq=u，它等于前面以传送过的数据的最后一个字节的序号加1.这时候A进入了FIN-WAIT-1(终止等待1)状态，等待B的确认。

注意：TCP规定，FIN报文段即使不携带数据，他也消耗掉一个序号！！

2. B 收到链接释放报文段后即发出确认，确认号是ack = u + 1，而这个报文段自己的序号是v，等于B前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1.然后B就进入CLOSE-WAIT(关闭等待)状态。TCP服务器进程这时应通知高层应用进程，因而从A到B这个方向的链接就释放了，这时的TCP链接处于半关闭状态，即A已经没有数据要发送了，但B若发送数据，A仍要接收，也就是说，从B到A这个方向的连接并未关闭。这个状态可能要维持一段时间。
3. A收到来自B的确认后，就进入了FIN-WAIT-2(终止等待2)状态满等待B发出的连接释放报文段。若B已经没有要向A发送的数据，其应用进程就通知TCP释放连接，这时B发出的连接释放报文段必须使FIN = 1，现假定B的序号为w(在半关闭状态B可能又发送了一些数据)。B还必须重复上次已发送过的确认号ack = u + 1.这时B就进入LAST-ACK(最后确认)状态，等待A的确认。
4. A在收到了B的链接释放报文段后，必须对此发出确认。在确认报文段中把ACK置1，确认号ack=w+1，而自己的序号是seq=u+1(根据TCP标准，前面发送过的FIN报文段要消耗一个序号)。然后进入到TIME-WAIT(时间等待)状态。注意： 现在TCP连接还没有还没有释放掉。必须经过时间等待计时器设置的时间2MSL后，A才能进入CLOSED状态。

时间MSL叫做最长报文段寿命，RFC793建议设在两分钟。但是在现在工程来看两分钟太长了，所以TCP允许不同的实现可以根据具体情况使用更小的MSL值。

为什么 time_wait 是2MLS?

1. 为了保证A发送的最后一个ACK报文段能够到达B。 这个ACK报文段有可能丢失，因而使处于在 LAST-ASK 状态的B收不到对己发送的 FIN-ACK 报文段的确认。B会超时重传这个FIN+ACK报文段，而A就能在 2MSL 时间内收到这个重传的FIN+ACK报文段。而A就能在2MSL时间内收到这个重传的FIN+ACK报文段。接着A重传一次确认，重新启动2MSL计时器。最后的A和B都正常进入CLOSED状态。如果A在TIME-WAIT状态不等待一段时间，而实发送完ACK报文段后立即释放连接，那么就无法收到B重传的FIN+ACK报文段，因而也不会再发送一次确认报文段。
2. 防止了“已失效的连接请求报文段”。 A在发送完最后一个ACK报文段后，在经过时间2MSL，就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段都从网络中消失，这样就可以使下一个连接中不会出现这种旧的连接请求报文段。B只要收到了A发出的确认，就进入CLOSED状态。同样，B在撤销相应的传输控制块TCB后，就结束了这次的TCP连接。

大量处于 close wait 的是什么场景？ 如何解决？

通常出现大量的CLOSE_WAIT，说明Server端没有发起close()操作，这基本上是用户server 端程序的问题了；

通常情况下，Server都是等待Client访问，如果Client退出请求关闭连接，server端自觉close()对应的连接。

一般是程序 Bug，或者关闭 socket 不及时。服务端接口耗时较长，客户端主动断开了连接，此时，服务端就会出现 close_wait。

这个我们就只能检查自己代码了，用netstat或是其他工具，检测代码为啥耗时长。

cookie和session有什么区别？

cookie和session的共同之处在于：cookie和session都是用来跟踪浏览器用户身份的会话方式。cookie数据保存在客户端，session数据保存在服务器端。

你是用go的是吧？chan用过吧？那说说对一个关闭的chan做读写会发生什么操作？为什么？

1. 读已经关闭的 chan 能一直读到东西，但是读到的内容根据通道内关闭前是否有元素而不同。如果有元素，就继续读剩下的元素，如果没有就是这个chan类型的零值，比如整型是 int，字符串是 ""。
2. 写已经关闭的 chan 会 panic。因为源码上面就是这样写的，可以看src/runtime/chan.go

map 的底层说一下？

看上面

如果你这个项目，我突然有一个时间段，多了很多流量，要怎么处理?

1. 我们要延长一些 token，cookie的设置时间，或是设置这些过期时间不一样，防止缓存雪崩的情况。
2. 设置布隆过滤器，防止缓冲击穿情况。
3. 使用 nginx 进行 http/https 的流量分发。使用轮询，随机，哈希，一致性哈希等等进行负载均衡等等…
4. 提高服务自身性能，比如sql的索引，语法层面的调参等等…
5. 引入CDN进行加速。
6. 提高服务器配置。
7. …

算法：连续子序列的最大和

参考资料

[1] https://blog.csdn.net/Peerless__/article/details/125458742