【分享】面试官：说下Redis 主从同步原理

1.MYISAM 和 Innodb 差别

1. InnoDB 支持事务，MyISAM 不支持事务。这是 MySQL 将默认存储引擎从 MyISAM 变成 InnoDB 的重要原因之一;
2. InnoDB 支持外键，而 MyISAM 不支持。对一个包含外键的 InnoDB 表转为 MYISAM 会失败;

3. InnoDB 是聚集索引，MyISAM 是非聚集索引。聚簇索引的文件存放在主键索引的 叶子节点上，因此 InnoDB 必须要有主键，通过主键索引效率很高。但是辅助索引需要 两次查询，先查询到主键，然后再通过主键查询到数据。因此，主键不应该过大，因为 主键太大，其他索引也都会很大。而 MyISAM 是非聚集索引，数据文件是分离的，索 引保存的是数据文件的指针。主键索引和辅助索引是独立的。

4. InnoDB 不保存表的具体行数，执行 select count(*) from table 时需要全表扫描。而MyISAM 用一个变量保存了整个表的行数，执行上述语句时只需要读出该变量即可， 速度很快;
5. InnoDB 最小的锁粒度是行锁，MyISAM 最小的锁粒度是表锁。一个更新语句会锁 住整张表，导致其他查询和更新都会被阻塞，因此并发访问受限。这也是 MySQL 将默 认存储引擎从 MyISAM 变成 InnoDB 的重要原因之一;

6. 每个 MyISAM 在磁盘上存储成三个文件。分别为:表定义文件、数据文件、索引文 件。InnoDB 是单文件，文件大小受操作系统的限制

7. MyISAM:不支持 fulltext 索引，innodb 支持
8. MyISAM 支持支持三种不同的存储格式:静态表(默认，但是注意数据末尾不能有空 格，会被去掉)、动态表、压缩表。InnoDB 需要更多的内存和存储，它会在主内存中建 立其专用的缓冲池用于高速缓冲数据和索引。

9. 可移植性，MyISAM 是存储在文件中，迁移很方便，InnoDB 有各种日志，免费的方 案可以是拷贝数据文件、备份 binlog，或者用 mysqldump，在数据量达到几十G的时 候就相对痛苦了。

2.Tcp 和 udp 的区别:

1. tcp是面向连接的，而udp是无连接就发送数据的，tcp 的三次握手，四次挥手，所以 tcp 面向链接，而udp就是一个数据报带着目的ip和端口，直接发送。
2. tcp传输时是可靠的，udp传输时是不可靠的。tcp有个以字节为单位的滑动窗口，它 把要发送的数据都以字节形式存储在这个滑动窗口当中。每次发送完窗口的数据后，都 会先保留数据，只有当收到对方的数据确认收到信号时再清除这些数据，如果超时没有 收到确认信号的话就要重传。这就是tcp的确认重传机制。
3. udp 适合快速传输不太重要但实时性要求比较高的大数据，比如实时的视频传输，而 tcp 适合传输可靠的内容。
4. 基于tcp的应用层协议:http,https,ftp,telnet 基于udp :dns,tftp
5. 一个TCP数据包报头的大小是20字节，UDP数据报报头是8个字节。TCP报头中包含 序列号，ACK号，数据偏移量，保留，控制位，窗口，紧急指针，可选项，填充项，校 验位，源端口和目的端口。而UDP报头只包含长度，源端口号，目的端口，和校验和。6. TCP有流量控制。在任何用户数据可以被发送之前，TCP需要三数据包来设置一个套 接字连接。TCP处理的可靠性和拥塞控制。另一方面，UDP不能进行流量控制。

3.Http 和 https 的区别

1、https协议需要到ca申请证书，一般免费证书很少，需要交费。2、http是超文本传输协议，信息是明文传输，https 则是具有安全性的ssl加密 传输协议。3、http和https使用的是完全不同的连接方式，用的端口也不一样，前者是80， 后者是443。4、http的连接很简单，是无状态的;HTTPS协议是由SSL+HTTP协议构建的可进行 加密传输、身份认证的网络协议，比http协议安全。

4.Include 和 require 区别

这两者是语言结构，不是函数，他们都可以直接引用参数，而不是括号内引用参数 

include在用时加载，一般放在代码段中，出错时继续执行下面的代码

require一般放在脚本最前面，会一开始就读取，出错时停止运行代码

_once 是已加载的不加载

5.Epoll select poll 区别

(1)select==>时间复杂度O(n) 它仅仅知道了，有I/O事件发生了，却并不知道是哪那几个流(可能有一个，多个，甚至 全部)，我们只能无差别轮询所有流，找出能读出数据，或者写入数据的流，对他们进 行操作。所以select具有O(n)的无差别轮询复杂度，同时处理的流越多，无差别轮询时 间就越长。最多支持 1024 个fd。

(2)poll==>时间复杂度O(n) poll本质上和select没有区别，它将用户传入的数组拷贝到内核空间，然后查询每个fd对 应的设备状态， 但是它没有最大连接数的限制，原因是它是基于链表来存储的. poll的 实现和select非常相似，只是描述fd集合的方式不同，poll 使用 pollfd 结构而不是select 的 fd_set 结构，其他的都差不多。
(3)epoll==>时间复杂度O(1)
epoll可以理解为event poll，不同于忙轮询和无差别轮询，epoll会把哪个流发生了怎 样的I/O事件通知我们。所以我们说epoll实际上是事件驱动(每个事件关联上fd)的， 此时我们对这些流的操作都是有意义的。(复杂度降低到了O(1))select，poll，epoll都是IO多路复用的机制。I/O多路复用就通过一种机制，可以监视多 个描述符，一旦某个描述符就绪(一般是读就绪或者写就绪)，能够通知程序进行相应 的读写操作。但select，poll，epoll本质上都是同步I/O，因为他们都需要在读写事件 就绪后自己负责进行读写，也就是说这个读写过程是阻塞的，而异步I/O则无需自己负 责进行读写，异步I/O的实现会负责把数据从内核拷贝到用户空间。

总结:

(1)select，poll实现需要自己不断轮询所有fd集合，直到设备就绪，期间可能要睡眠 和唤醒多次交替。而epoll其实也需要调用epoll_wait不断轮询就绪链表，期间也可能多次睡眠和唤醒交替，但是它是设备就绪时，调用回调函数，把就绪fd放入就绪链表中， 并唤醒在epoll_wait中进入睡眠的进程。虽然都要睡眠和交替，但是select和poll在“醒 着”的时候要遍历整个fd集合，而epoll在“醒着”的时候只要判断一下就绪链表是否为 空就行了，这节省了大量的CPU时间。这就是回调机制带来的性能提升。

(2)select，poll每次调用都要把fd集合从用户态往内核态拷贝一次，并且要把current 往设备等待队列中挂一次，而epoll只要一次拷贝，而且把current往等待队列上挂也只 挂一次(在epoll_wait的开始，注意这里的等待队列并不是设备等待队列，只是一个 epoll内部定义的等待队列)。这也能节省不少的开销。

Linux 系统中，把一切都看做是文件，当进程打开现有文件或创建新文件时，内核向进 程返回一个文件描述符，文件描述符就是内核为了高效管理已被打开的文件所创建的索 引，用来指向被打开的文件，所有执行I/O操作的系统调用都会通过文件描述符。

6.New self 和 new static 的区别:

• new self()和new static()的区别只有在继承中才能体现出来，如果没有任何继承， 那么这两者是没有区别的。

• 在继承中，new self()返回的实例是万年不变的，无论谁去调用，都返回同一个类 的实例，而new static()则是由调用者决定的。

7.Git reset 和 git revert 区别

git reset 会失去后面的提交，而 git revert 是通过反做的方式重新创建一个新的提交， 而保留原有的提交，git reset 之后需要 git push -f 强制提交，不建议使用

8.Do while while foreach for 区别

Do while 和while类似，do while 会不管条件真假先执行一次，while 条件为真才执 行，foreach 循环为先读取整块数据，然后再循环，而 for 主要用于限制循环次数 例如循环数组，while 是移动内部指针，foreach 是对数组副本进行操作，而 foreach 在读操作比较快，在写操作比较慢，因为 php 的 引用计数写时复制 的特性

9.Mysql 事务中脏读和幻读的区别:

脏读(Dirty Read): 脏读是指一个事务读到了另一个未提交事务修改过的数据。幻读(Phantom Read): 所谓幻读，指的是当某个事务在读取某个范围内的记录 时，另外一个事务又在该范围内插入了新的记录，当之前的事务再次读取该范围的记录 时，会读取到之前没有读到的数据。
事务的四个隔离级别:Read Uncommitted(读取未提交内容)，Read Committed(读取提交内容)，Repeatable Read(可重读)，Serializable(可串行 化)，其中未提交读会产生脏读，未提交读、提交读、可重复读会产生幻读情况

10.Isset empty gettype is_null 区别

11.Redis 主从同步原理

Slave 初始化中是全量同步，

- 从服务器连接主服务器，发送SYNC命令;
- 主服务器接收到SYNC命名后，开始执行BGSAVE命令生成RDB文件并使用缓冲区记 录此后执行的所有写命令;
- 主服务器BGSAVE执行完后，向所有从服务器发送快照文件，并在发送期间继续记录 被执行的写命令;
- 从服务器收到快照文件后丢弃所有旧数据，载入收到的快照;
- 主服务器快照发送完毕后开始向从服务器发送缓冲区中的写命令;
- 从服务器完成对快照的载入，开始接收命令请求，并执行来自主服务器缓冲区的写命 令;

全量之后是增量同步:指Slave初始化后开始正常工作时主服务器发生的写操作同 步到从服务器的过程。

额外信息:

1)一个master可以有多个slave，slave也可以有多个slave，组成树状结构2)主从同步不会阻塞master，但是会阻塞slave。也就是说当一个或多个slave与master进行初次同步数据时，master可以继续处理client发来的请求。相反slave在初次同步数据时则会阻塞不能处理client的请求;3)主从同步可以用来提高系统的可伸缩性，我们可以用多个slave专门处理client的读请求，也可以用来做简单的数据冗余或者只在slave上进行持久化从 而提升集群的整体性能。

12.redo undo 日志和事务执行中崩溃的重放

redo log 包括两部分:一个是内存中的日志缓冲( redo log buffer )，另一个是磁盘上

的日志文件( redo logfile)。

mysql 每执行一条 DML(增删改) 语句，先将记录写入 redo log buffer，后续某个时 间点再一次性将多个操作记录写到 redo log file。这种 先写日志，再写磁盘 的技术就 是 MySQL wal(预写式日志)，在计算机操作系统中，用户空间( user space )下的缓冲 区数据一般情况下是无法直接写入磁盘的，中间必须经过操作系统内核空间( kernel space )缓冲区( OS Buffer )。

因此， redo log buffer 写入 redo logfile 实际上是先写入 OS Buffer ，然后再通过系 统调用 fsync() 将其刷到 redo log file中。

undo-log 保存了事务发生之前的数据的一个版本，可以用于回滚，同时可以提供多版 本并发控制下的读(MVCC)，也即非锁定读。在事务开始之前，将当前事务的版本生 成undo-log，undo也会产生redo日志来保证undo-log的可靠性。

undo log和redo log记录物理日志不一样，它是逻辑日志。可以认为当delete一条记录 时，undo log中会记录一条对应的insert记录，反之亦然，当update一条记录时，它 记录一条对应相反的update记录。

在恢复时，对于已经COMMIT的事务使用redo log进行重做，对于没有 COMMIT的事务，使用undo log进行回滚.

13.Php 长网址转成短网址

> 5;
            }
            $short_url_list[] = $short_url;
        }
        return $short_url_list;
    }
}
//示例
$url = "http://www.sunbloger.com/";
$short = ShortUrl::encode($url);
print_r($short);

更好的长短网址转换方案是长网址插入数据库，得到id，十进制的 id 转成 62 进制的值，保存起来对应关系，可逆可查。