1. 排序链表给你链表的头结点head ，请将其按升序排列并返回排序后的链表 。
实例1：
输入：head = [4,2,1,3]输出：[1,2,3,4]
实例2：
输入：head = [-1,5,3,4,0]输出：[-1,0,3,4,5]
这道题可以用双指针+归并排序算法解决，主要以下四个步骤
1. 快慢指针法，遍历链表找到中间节点
2. 中间节点切断链表
3. 分别用归并排序排左右子链表
4. 合并子链表
完整代码如下：
class solution { public listnode sortlist(listnode head) { //如果链表为空，或者只有一个节点，直接返回即可，不用排序 if (head == null || head.next == null) return head; //快慢指针移动，以寻找到中间节点 listnode slow = head; listnode fast = head; while(fast.next!=null && fast.next.next !=null){ fast = fast.next.next; slow = slow.next; } //找到中间节点，slow节点的next指针，指向mid listnode mid = slow.next; //切断链表 slow.next = null; //排序左子链表 listnode left = sortlist(head); //排序左子链表 listnode right = sortlist(mid); //合并链表 return merge(left,right); } public listnode merge(listnode left, listnode right) { listnode head = new listnode(0); listnode temp = head; while (left != null && right != null) { if (left.val <= right.val) { temp.next = left; left = left.next; } else { temp.next = right; right = right.next; } temp = temp.next; } if (left != null) { temp.next = left; } else if (right != null) { temp.next = right; } return head.next; }}
2.对称与非对称加密算法的区别先复习一下相关概念：
明文：指没有经过加密的信息/数据。
密文：明文被加密算法加密之后，会变成密文，以确保数据安全。
密钥：是一种参数，它是在明文转换为密文或将密文转换为明文的算法中输入的参数。密钥分为对称密钥与非对称密钥。
加密：将明文变成密文的过程。
解密：将密文还原为明文的过程。
对称加密算法:加密和解密使用相同密钥的加密算法。常见的对称加密算法有aes、3des、des、rc5、rc6等。
非对称加密算法：非对称加密算法需要两个密钥（公开密钥和私有密钥）。公钥与私钥是成对存在的，如果用公钥对数据进行加密，只有对应的私钥才能解密。主要的非对称加密算法有：rsa、elgamal、dsa、d-h、ecc。
3. tcp如何保证可靠性首先，tcp的连接是基于三次握手，而断开则是四次挥手。确保连接和断开的可靠性。
其次，tcp的可靠性，还体现在有状态;tcp会记录哪些数据发送了，哪些数据被接受了，哪些没有被接受，并且保证数据包按序到达，保证数据传输不出差错。
再次，tcp的可靠性，还体现在可控制。它有报文校验、ack应答、超时重传(发送方)、失序数据重传（接收方）、丢弃重复数据、流量控制（滑动窗口）和拥塞控制等机制。
4. 聊聊五种io模型4.1 阻塞io 模型
假设应用程序的进程发起io调用，但是如果内核的数据还没准备好的话，那应用程序进程就一直在阻塞等待，一直等到内核数据准备好了，从内核拷贝到用户空间，才返回成功提示，此次io操作，称之为阻塞io。
4.2 非阻塞io模型
如果内核数据还没准备好，可以先返回错误信息给用户进程，让它不需要等待，而是通过轮询的方式再来请求。这就是非阻塞io，流程图如下：
4.3 io多路复用模型
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。
select有几个缺点：
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。
io多路复用之epoll
为了解决select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。
4.4 io模型之信号驱动模型
信号驱动io不再用主动询问的方式去确认数据是否就绪，而是向内核发送一个信号（调用sigaction的时候建立一个sigio的信号），然后应用用户进程可以去做别的事，不用阻塞。当内核数据准备好后，再通过sigio信号通知应用进程，数据准备好后的可读状态。应用用户进程收到信号之后，立即调用recvfrom，去读取数据。
4.5 io 模型之异步io(aio)
aio实现了io全流程的非阻塞，就是应用进程发出系统调用后，是立即返回的，但是立即返回的不是处理结果，而是表示提交成功类似的意思。等内核数据准备好，将数据拷贝到用户进程缓冲区，发送信号通知用户进程io操作执行完毕。
流程如下：
5. hystrix 工作原理hystrix 工作流程图如下:
1、构建命令
hystrix 提供了两个命令对象：hystrixcommand和hystrixobservablecommand，它将代表你的一个依赖请求任务，向构造函数中传入请求依赖所需要的参数。
2、执行命令
有四种方式执行hystrix命令。分别是：
r execute()：同步阻塞执行的，从依赖请求中接收到单个响应。
future queue()：异步执行，返回一个包含单个响应的future对象。
observable observe()：创建observable后会订阅observable，从依赖请求中返回代表响应的observable对象
observable toobservable()：cold observable，返回一个observable，只有订阅时才会执行hystrix命令，可以返回多个结果
3、检查响应是否被缓存
如果启用了 hystrix缓存，任务执行前将先判断是否有相同命令执行的缓存。如果有则直接返回包含缓存响应的observable；如果没有缓存的结果，但启动了缓存，将缓存本次执行结果以供后续使用。
4、检查回路器是否打开 回路器(circuit-breaker)和保险丝类似，保险丝在发生危险时将会烧断以保护电路，而回路器可以在达到我们设定的阀值时触发短路(比如请求失败率达到50%)，拒绝执行任何请求。
如果回路器被打开，hystrix将不会执行命令，直接进入fallback处理逻辑。
5、检查线程池/信号量/队列情况 hystrix 隔离方式有线程池隔离和信号量隔离。当使用hystrix线程池时，hystrix 默认为每个依赖服务分配10个线程，当10个线程都繁忙时，将拒绝执行命令,，而是立即跳到执行fallback逻辑。
6、执行具体的任务 通过hystrixobservablecommand.construct() 或者 hystrixcommand.run() 来运行用户真正的任务。
7、计算回路健康情况 每次开始执行command、结束执行command以及发生异常等情况时，都会记录执行情况，例如：成功、失败、拒绝和超时等指标情况，会定期处理这些数据，再根据设定的条件来判断是否开启回路器。
8、命令失败时执行fallback逻辑 在命令失败时执行用户指定的 fallback 逻辑。上图中的断路、线程池拒绝、信号量拒绝、执行执行、执行超时都会进入fallback处理。
9、返回执行结果 原始对象结果将以observable形式返回，在返回给用户之前，会根据调用方式的不同做一些处理。
6. 延时场景处理日常开发中，我们经常遇到这种业务场景，如：外卖订单超30分钟未支付，则自动取消订单；用户注册成功15分钟后，发短信消息通知用户等等。这就是延时任务处理场景。针对此类场景我们主要有以下几种处理方案：
jdk的delayqueue延迟队列
时间轮算法
数据库定时任务（如quartz）
redis zset 实现
mq 延时队列实现
7.https请求过程https = http + ssl/tls，即用ssl/tls对数据进行加密和解密，http进行传输。
ssl，即secure sockets layer（安全套接层协议），是网络通信提供安全及数据完整性的一种安全协议。
tls，即transport layer security(安全传输层协议)，它是ssl 3.0的后续版本。
http请求流程
1、用户在浏览器里输入一个https网址，然后连接到server的443端口。
2、服务器必须要有一套数字证书，可以自己制作，也可以向组织申请，区别就是自己颁发的证书需要客户端验证通过。这套证书其实就是一对公钥和私钥。
3、服务器将自己的数字证书（含有公钥）发送给客户端。
4、客户端收到服务器端的数字证书之后，会对其进行检查，如果不通过，则弹出警告框。如果证书没问题，则生成一个密钥（对称加密），用证书的公钥对它加密。
5、客户端会发起https中的第二个http请求，将加密之后的客户端密钥发送给服务器。
6、服务器接收到客户端发来的密文之后，会用自己的私钥对其进行非对称解密，解密之后得到客户端密钥，然后用客户端密钥对返回数据进行对称加密，这样数据就变成了密文。
7、服务器将加密后的密文返回给客户端。
8、客户端收到服务器发返回的密文，用自己的密钥（客户端密钥）对其进行对称解密，得到服务器返回的数据。
8. 聊聊事务隔离级别，以及可重复读实现原理8.1 数据库四大隔离级别
为了解决并发事务存在的脏读、不可重复读、幻读等问题，数据库大叔设计了四种隔离级别。分别是读未提交，读已提交，可重复读，串行化（serializable）。
读未提交隔离级别：只限制了两个数据不能同时修改，但是修改数据的时候，即使事务未提交，都是可以被别的事务读取到的，这级别的事务隔离有脏读、重复读、幻读的问题；
读已提交隔离级别：当前事务只能读取到其他事务提交的数据，所以这种事务的隔离级别解决了脏读问题，但还是会存在重复读、幻读问题；
可重复读：限制了读取数据的时候，不可以进行修改，所以解决了重复读的问题，但是读取范围数据的时候，是可以插入数据，所以还会存在幻读问题；
串行化：事务最高的隔离级别，在该级别下，所有事务都是进行串行化顺序执行的。可以避免脏读、不可重复读与幻读所有并发问题。但是这种事务隔离级别下，事务执行很耗性能。
四大隔离级别，都会存在哪些并发问题呢
隔离级别脏读不可重复读幻读
读未提交 √ √ √
读已提交 × √ √
可重复读 × × √
串行化 × × ×
8.2 read view可见性规则
变量描述
m_ids 当前系统中那些活跃(未提交)的读写事务id, 它数据结构为一个list。
max_limit_id 表示生成read view时，系统中应该分配给下一个事务的id值。
min_limit_id 表示在生成read view时，当前系统中活跃的读写事务中最小的事务id，即m_ids中的最小值。
creator_trx_id 创建当前read view的事务id
read view的可见性规则如下：
如果数据事务id trx_id < min_limit_id，表明生成该版本的事务在生成read view前，已经提交(因为事务id是递增的)，所以该版本可以被当前事务访问。
如果trx_id>= max_limit_id，表明生成该版本的事务在生成read view后才生成，所以该版本不可以被当前事务访问。
如果 min_limit_id =<trx_id< max_limit_id，需要分3种情况讨论
1）如果m_ids包含trx_id,则代表read view生成时刻，这个事务还未提交，但是如果数据的trx_id等于creator_trx_id的话，表明数据是自己生成的，因此是可见的。
2）如果m_ids包含trx_id，并且trx_id不等于creator_trx_id，则read view生成时，事务未提交，并且不是自己生产的，所以当前事务也是看不见的；
3）如果m_ids不包含trx_id，则说明你这个事务在read view生成之前就已经提交了，修改的结果，当前事务是能看见的。
8.3 可重复读实现原理
数据库是通过加锁实现隔离级别的，比如，你想一个人静静，不被别人打扰，你可以把自己关在房子，并在房门上加上一把锁！串行化隔离级别就是加锁实现的。但是如果频繁加锁，性能会下降。因此设计数据库的大叔想到了mvcc。
可重复读的实现原理就是mvcc多版本并发控制。在一个事务范围内，两个相同的查询，读取同一条记录，却返回了不同的数据，这就是不可重复读。可重复读隔离级别，就是为了解决不可重复读问题。
查询一条记录，基于mvcc，是怎样的流程呢？
获取事务自己的版本号，即事务id
获取read view
查询得到的数据，然后read view中的事务版本号进行比较。
如果不符合read view的可见性规则， 即就需要undo log中历史快照;
最后返回符合规则的数据
innodb 实现mvcc，是通过read view+ undo log实现的，undo log保存了历史快照，read view可见性规则帮助判断当前版本的数据是否可见。
可重复读（rr）隔离级别，是如何解决不可重复读问题的？
假设存在事务a和b，sql执行流程如下
在可重复读（rr）隔离级别下，一个事务里只会获取一次read view，都是副本共用的，从而保证每次查询的数据都是一样的。
假设当前有一张core_user表，插入一条初始化数据,如下：
基于mvcc，我们来看看执行流程
1、a开启事务，首先得到一个事务id为100
2、b开启事务，得到事务id为101
3、事务a生成一个read view，read view对应的值如下
变量值
m_ids 100，101
max_limit_id 102
min_limit_id 100
creator_trx_id 100
然后回到版本链：开始从版本链中挑选可见的记录：
由图可以看出，最新版本的列name的内容是孙权，该版本的trx_id值为100。开始执行read view可见性规则校验：
min_limit_id(100)=<trx_id（100）<102;creator_trx_id = trx_id =100;
由此可得，trx_id=100的这个记录，当前事务是可见的。所以查到是name为孙权的记录。
4、事务b进行修改操作，把名字改为曹操。把原数据拷贝到undo log,然后对数据进行修改，标记事务id和上一个数据版本在undo log的地址。
5、事务b提交事务
6、事务a再次执行查询操作，因为是rr（可重复读）隔离级别，因此会复用老的read view副本，read view对应的值如下
变量值
m_ids 100，101
max_limit_id 102
min_limit_id 100
creator_trx_id 100
然后再次回到版本链：从版本链中挑选可见的记录：
从图可得，最新版本的列name的内容是曹操，该版本的trx_id值为101。开始执行read view可见性规则校验：
min_limit_id(100)=<trx_id（101）<max_limit_id（102);因为m_ids{100,101}包含trx_id（101），并且creator_trx_id (100) 不等于trx_id（101）
所以，trx_id=101这个记录，对于当前事务是不可见的。这时候呢，版本链roll_pointer跳到下一个版本，trx_id=100这个记录，再次校验是否可见：
min_limit_id(100)=<trx_id（100）< max_limit_id（102);因为m_ids{100,101}包含trx_id（100），并且creator_trx_id (100) 等于trx_id（100）
所以，trx_id=100这个记录，对于当前事务是可见的，所以两次查询结果，都是name=孙权的那个记录。即在可重复读（rr）隔离级别下，复用老的read view副本，解决了不可重复读的问题。
9. 聊聊索引在哪些场景下会失效？1. 查询条件包含or，可能导致索引失效
2. 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
3. like通配符可能导致索引失效。
4. 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。
5. 在索引列上使用mysql的内置函数，索引失效。
6. 对索引列运算（如，+、-、*、/），索引失效。
7. 索引字段上使用（！= 或者 < >，not in）时，可能会导致索引失效。
8. 索引字段上使用is null， is not null，可能导致索引失效。
9. 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。
10. mysql估计使用全表扫描要比使用索引快,则不使用索引。
10. 什么是虚拟内存虚拟内存，是虚拟出来的内存，它的核心思想就是确保每个程序拥有自己的地址空间，地址空间被分成多个块，每一块都有连续的地址空间。同时物理空间也分成多个块，块大小和虚拟地址空间的块大小一致，操作系统会自动将虚拟地址空间映射到物理地址空间，程序只需关注虚拟内存，请求的也是虚拟内存，真正使用却是物理内存。
现代操作系统使用虚拟内存，即虚拟地址取代物理地址，使用虚拟内存可以有2个好处：
虚拟内存空间可以远远大于物理内存空间
多个虚拟内存可以指向同一个物理地址
零拷贝实现思想，就利用了虚拟内存这个点：多个虚拟内存可以指向同一个物理地址，可以把内核空间和用户空间的虚拟地址映射到同一个物理地址，这样的话，就可以减少io的数据拷贝次数啦，示意图如下：
11. 排行榜的实现，比如高考成绩排序排行版的实现，一般使用redis的zset数据类型。
使用格式如下：
zadd key score member [score member ...]，zrank key member
层内部编码：ziplist（压缩列表）、skiplist（跳跃表）
使用场景如排行榜，社交需求（如用户点赞）
实现demo如下：
12.分布式锁实现分布式锁，是控制分布式系统不同进程共同访问共享资源的一种锁的实现。秒杀下单、抢红包等等业务场景，都需要用到分布式锁，我们项目中经常使用redis作为分布式锁。
选了redis分布式锁的几种实现方法，大家来讨论下，看有没有啥问题哈。
命令setnx + expire分开写
setnx + value值是过期时间
set的扩展命令（set ex px nx）
set ex px nx + 校验唯一随机值,再删除
redisson
12.1 命令setnx + expire分开写
if（jedis.setnx(key,lock_value) == 1）{ //加锁 expire（key，100）; //设置过期时间 try { do something //业务请求 }catch(){ } finally { jedis.del(key); //释放锁 }}
如果执行完setnx加锁，正要执行expire设置过期时间时，进程crash掉或者要重启维护了，那这个锁就“长生不老”了，别的线程永远获取不到锁啦，所以分布式锁不能这么实现。
12.2 setnx + value值是过期时间
long expires = system.currenttimemillis() + expiretime; //系统时间+设置的过期时间string expiresstr = string.valueof(expires);// 如果当前锁不存在，返回加锁成功if (jedis.setnx(key, expiresstr) == 1) { return true;} // 如果锁已经存在，获取锁的过期时间string currentvaluestr = jedis.get(key);// 如果获取到的过期时间，小于系统当前时间，表示已经过期if (currentvaluestr != null && long.parselong(currentvaluestr) < system.currenttimemillis()) { // 锁已过期，获取上一个锁的过期时间，并设置现在锁的过期时间（不了解redis的getset命令的小伙伴，可以去官网看下哈） string oldvaluestr = jedis.getset(key_resource_id, expiresstr); if (oldvaluestr != null && oldvaluestr.equals(currentvaluestr)) { // 考虑多线程并发的情况，只有一个线程的设置值和当前值相同，它才可以加锁 return true; }} //其他情况，均返回加锁失败return false;}
笔者看过有开发小伙伴就是这么实现分布式锁的，但是这种方案也有这些缺点：
过期时间是客户端自己生成的，分布式环境下，每个客户端的时间必须同步。
没有保存持有者的唯一标识，可能被别的客户端释放/解锁。
锁过期的时候，并发多个客户端同时请求过来，都执行了jedis.getset()，最终只能有一个客户端加锁成功，但是该客户端锁的过期时间，可能被别的客户端覆盖。
12.3 set的扩展命令（set ex px nx）（注意可能存在的问题）
if（jedis.set(key, lock_value, "nx", "ex", 100s) == 1）{ //加锁 try { do something //业务处理 }catch(){ } finally { jedis.del(key); //释放锁 }}
这个方案可能存在这样的问题：
锁过期释放了，业务还没执行完。
锁被别的线程误删。
12.4 set ex px nx + 校验唯一随机值,再删除
if（jedis.set(key, uni_request_id, "nx", "ex", 100s) == 1）{ //加锁 try { do something //业务处理 }catch(){ } finally { //判断是不是当前线程加的锁,是才释放 if (uni_request_id.equals(jedis.get(key))) { jedis.del(key); //释放锁 } }}
在这里，判断当前线程加的锁和释放锁是不是一个原子操作。如果调用jedis.del()释放锁的时候，可能这把锁已经不属于当前客户端，会解除他人加的锁。
一般也是用lua脚本代替。lua脚本如下：
if redis.call('get',keys[1]) == argv[1] then return redis.call('del',keys[1]) else return 0end;
这种方式比较不错了，一般情况下，已经可以使用这种实现方式。但是存在锁过期释放了，业务还没执行完的问题（实际上，估算个业务处理的时间，一般没啥问题了）。
12.5 redisson
分布式锁可能存在锁过期释放，业务没执行完的问题。有些小伙伴认为，稍微把锁过期时间设置长一些就可以啦。其实我们设想一下，是否可以给获得锁的线程，开启一个定时守护线程，每隔一段时间检查锁是否还存在，存在则对锁的过期时间延长，防止锁过期提前释放。
当前开源框架redisson就解决了这个分布式锁问题。我们一起来看下redisson底层原理是怎样的吧：
只要线程一加锁成功，就会启动一个watch dog看门狗，它是一个后台线程，会每隔10秒检查一下，如果线程1还持有锁，那么就会不断的延长锁key的生存时间。因此，redisson就是使用redisson解决了锁过期释放，业务没执行完问题。
13. 零拷贝零拷贝就是不需要将数据从一个存储区域复制到另一个存储区域。它是指在传统io模型中，指cpu拷贝的次数为0。它是io的优化方案
传统io流程
零拷贝实现之mmap+write
零拷贝实现之sendfile
零拷贝实现之带有dma收集拷贝功能的sendfile
13.1 传统io流程
流程图如下：
用户应用进程调用read函数，向操作系统发起io调用，上下文从用户态转为内核态（切换1）
dma控制器把数据从磁盘中，读取到内核缓冲区。
cpu把内核缓冲区数据，拷贝到用户应用缓冲区，上下文从内核态转为用户态（切换2），read函数返回
用户应用进程通过write函数，发起io调用，上下文从用户态转为内核态（切换3）
cpu将应用缓冲区中的数据，拷贝到socket缓冲区
dma控制器把数据从socket缓冲区，拷贝到网卡设备，上下文从内核态切换回用户态（切换4），write函数返回
从流程图可以看出，传统io的读写流程，包括了4次上下文切换（4次用户态和内核态的切换），4次数据拷贝（两次cpu拷贝以及两次的dma拷贝)。
13.2 mmap+write实现的零拷贝
mmap 的函数原型如下：
void *mmap(void *addr, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset);
addr：指定映射的虚拟内存地址
length：映射的长度
prot：映射内存的保护模式
flags：指定映射的类型
fd:进行映射的文件句柄
offset:文件偏移量
mmap使用了虚拟内存，可以把内核空间和用户空间的虚拟地址映射到同一个物理地址，从而减少数据拷贝次数！
mmap+write实现的零拷贝流程如下：
用户进程通过mmap方法向操作系统内核发起io调用，上下文从用户态切换为内核态。
cpu利用dma控制器，把数据从硬盘中拷贝到内核缓冲区。
上下文从内核态切换回用户态，mmap方法返回。
用户进程通过write方法向操作系统内核发起io调用，上下文从用户态切换为内核态。
cpu将内核缓冲区的数据拷贝到的socket缓冲区。
cpu利用dma控制器，把数据从socket缓冲区拷贝到网卡，上下文从内核态切换回用户态，write调用返回。
可以发现，mmap+write实现的零拷贝，i/o发生了4次用户空间与内核空间的上下文切换，以及3次数据拷贝。其中3次数据拷贝中，包括了2次dma拷贝和1次cpu拷贝。
mmap是将读缓冲区的地址和用户缓冲区的地址进行映射，内核缓冲区和应用缓冲区共享，所以节省了一次cpu拷贝‘’并且用户进程内存是虚拟的，只是映射到内核的读缓冲区，可以节省一半的内存空间。
sendfile实现的零拷贝
sendfile是linux2.1内核版本后引入的一个系统调用函数，api如下：
ssize_t sendfile(int out_fd, int in_fd, off_t *offset, size_t count);
out_fd:为待写入内容的文件描述符，一个socket描述符。，
in_fd:为待读出内容的文件描述符，必须是真实的文件，不能是socket和管道。
offset：指定从读入文件的哪个位置开始读，如果为null，表示文件的默认起始位置。
count：指定在fdout和fdin之间传输的字节数。
sendfile表示在两个文件描述符之间传输数据，它是在操作系统内核中操作的，避免了数据从内核缓冲区和用户缓冲区之间的拷贝操作，因此可以使用它来实现零拷贝。
sendfile实现的零拷贝流程如下：
sendfile实现的零拷贝
用户进程发起sendfile系统调用，上下文（切换1）从用户态转向内核态
dma控制器，把数据从硬盘中拷贝到内核缓冲区。
cpu将读缓冲区中数据拷贝到socket缓冲区
dma控制器，异步把数据从socket缓冲区拷贝到网卡，
上下文（切换2）从内核态切换回用户态，sendfile调用返回。
可以发现，sendfile实现的零拷贝，i/o发生了2次用户空间与内核空间的上下文切换，以及3次数据拷贝。其中3次数据拷贝中，包括了2次dma拷贝和1次cpu拷贝。那能不能把cpu拷贝的次数减少到0次呢？有的，即带有dma收集拷贝功能的sendfile！
sendfile+dma scatter/gather实现的零拷贝
linux 2.4版本之后，对sendfile做了优化升级，引入sg-dma技术，其实就是对dma拷贝加入了scatter/gather操作，它可以直接从内核空间缓冲区中将数据读取到网卡。使用这个特点搞零拷贝，即还可以多省去一次cpu拷贝。
sendfile+dma scatter/gather实现的零拷贝流程如下：
用户进程发起sendfile系统调用，上下文（切换1）从用户态转向内核态
dma控制器，把数据从硬盘中拷贝到内核缓冲区。
cpu把内核缓冲区中的文件描述符信息（包括内核缓冲区的内存地址和偏移量）发送到socket缓冲区
dma控制器根据文件描述符信息，直接把数据从内核缓冲区拷贝到网卡
上下文（切换2）从内核态切换回用户态，sendfile调用返回。
可以发现，sendfile+dma scatter/gather实现的零拷贝，i/o发生了2次用户空间与内核空间的上下文切换，以及2次数据拷贝。其中2次数据拷贝都是包dma拷贝。这就是真正的 零拷贝（zero-copy) 技术，全程都没有通过cpu来搬运数据，所有的数据都是通过dma来进行传输的。
14. synchronizedsynchronized是java中的关键字，是一种同步锁。synchronized关键字可以作用于方法或者代码块。
一般面试时。可以这么回答：
反编译后，monitorenter、monitorexit、acc_synchronized
monitor监视器
java monitor 的工作机理
对象与monitor关联
14.1 monitorenter、monitorexit、acc_synchronized
如果synchronized作用于代码块，反编译可以看到两个指令：monitorenter、monitorexit，jvm使用monitorenter和monitorexit两个指令实现同步；如果作用synchronized作用于方法,反编译可以看到accsynchronized标记，jvm通过在方法访问标识符(flags)中加入accsynchronized来实现同步功能。
同步代码块是通过monitorenter和monitorexit来实现，当线程执行到monitorenter的时候要先获得monitor锁，才能执行后面的方法。当线程执行到monitorexit的时候则要释放锁。
同步方法是通过中设置accsynchronized标志来实现，当线程执行有accsynchronized标志的方法，需要获得monitor锁。每个对象都与一个monitor相关联，线程可以占有或者释放monitor。
14.2 monitor监视器
monitor是什么呢？操作系统的管程（monitors）是概念原理，objectmonitor是它的原理实现。
在java虚拟机（hotspot）中，monitor（管程）是由objectmonitor实现的，其主要数据结构如下：
objectmonitor() { _header = null; _count = 0; // 记录个数 _waiters = 0, _recursions = 0; _object = null; _owner = null; _waitset = null; // 处于wait状态的线程，会被加入到_waitset _waitsetlock = 0 ; _responsible = null ; _succ = null ; _cxq = null ; freenext = null ; _entrylist = null ; // 处于等待锁block状态的线程，会被加入到该列表 _spinfreq = 0 ; _spinclock = 0 ; owneristhread = 0 ; }
objectmonitor中几个关键字段的含义如图所示：
14.3 java monitor 的工作机理
想要获取monitor的线程,首先会进入_entrylist队列。
当某个线程获取到对象的monitor后,进入owner区域，设置为当前线程,同时计数器count加1。
如果线程调用了wait()方法，则会进入waitset队列。它会释放monitor锁，即将owner赋值为null,count自减1,进入waitset队列阻塞等待。
如果其他线程调用 notify() / notifyall() ，会唤醒waitset中的某个线程，该线程再次尝试获取monitor锁，成功即进入owner区域。
同步方法执行完毕了，线程退出临界区，会将monitor的owner设为null，并释放监视锁。
14.4 对象与monitor关联
在hotspot虚拟机中,对象在内存中存储的布局可以分为3块区域：对象头（header），实例数据（instance data）和对象填充（padding）。
对象头主要包括两部分数据：mark word（标记字段）、class pointer（类型指针）。
mark word 是用于存储对象自身的运行时数据，如哈希码（hashcode）、gc分代年龄、锁状态标志、线程持有的锁、偏向线程 id、偏向时间戳等。
重量级锁，指向互斥量的指针。其实synchronized是重量级锁，也就是说synchronized的对象锁，mark word锁标识位为10，其中指针指向的是monitor对象的起始地址。
15. 分布式id生成方案有哪些？什么是雪花算法？分布式id生成方案主要有：
uuid
数据库自增id
基于雪花算法（snowflake）实现
百度 （uidgenerator）
美团（leaf）
什么是雪花算法？
雪花算法是一种生成分布式全局唯一id的算法，生成的id称为snowflake ids。这种算法由twitter创建，并用于推文的id。
一个snowflake id有64位。
第1位：java中long的最高位是符号位代表正负，正数是0，负数是1，一般生成id都为正数，所以默认为0。
接下来前41位是时间戳，表示了自选定的时期以来的毫秒数。
接下来的10位代表计算机id，防止冲突。
其余12位代表每台机器上生成id的序列号，这允许在同一毫秒内创建多个snowflake id。
雪花算法
最后祝大家找到一份满意的工作！！！
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