后端有点卷？冲客户端去了！
大家好，我是小林。
互联网岗位里，可以说后端开发是最卷，投的人最多的，但是隔壁的客户端开发投的就很少，有后端同学会被客户端部门捞起来去面试，所以如果卷不过后端，又想进大厂的同学，可以尝试投客户端开发，面试相对没那么卷，薪资待遇跟后端也是一样的。
今天分享一位快手客户端一二三面的面经，同学的技术栈是C++后端，但是面试不会问后端内容了，主要就围绕Cpp+操作系统+网络协议+算法来问，相比后端所需要准备的内容就少了 mysql 、redis、消息队列等后端组件，但是计算基础的深度会问的比较深一点。
由其第三面，直接给两个场景代码题手写出来，还是有点难度。。
快手一面
拥塞控制介绍一下
在网络出现拥堵时，如果继续发送大量数据包，可能会导致数据包时延、丢失等，这时 TCP 就会重传数据，但是一重传就会导致网络的负担更重，于是会导致更大的延迟以及更多的丢包，这个情况就会进入恶性循环被不断地放大....
所以，TCP 不能忽略网络上发生的事，它被设计成一个无私的协议，当网络发送拥塞时，TCP 会自我牺牲，降低发送的数据量。
于是，就有了拥塞控制，控制的目的就是避免「发送方」的数据填满整个网络。
为了在「发送方」调节所要发送数据的量，定义了一个叫做「拥塞窗口」的概念。
拥塞控制主要是四个算法：
- 慢启动
- 拥塞避免
- 拥塞发生
- 快速恢复
慢启动
TCP 在刚建立连接完成后，首先是有个慢启动的过程，这个慢启动的意思就是一点一点的提高发送数据包的数量，如果一上来就发大量的数据，这不是给网络添堵吗？
慢启动的算法记住一个规则就行：当发送方每收到一个 ACK，拥塞窗口 cwnd 的大小就会加 1。
这里假定拥塞窗口 cwnd 和发送窗口 swnd 相等，下面举个栗子：
-
连接建立完成后，一开始初始化
cwnd = 1，表示可以传一个MSS大小的数据。 - 当收到一个 ACK 确认应答后，cwnd 增加 1，于是一次能够发送 2 个
- 当收到 2 个的 ACK 确认应答后， cwnd 增加 2，于是就可以比之前多发2 个，所以这一次能够发送 4 个
- 当这 4 个的 ACK 确认到来的时候，每个确认 cwnd 增加 1， 4 个确认 cwnd 增加 4，于是就可以比之前多发 4 个，所以这一次能够发送 8 个。
慢启动算法的变化过程如下图：
慢启动算法
可以看出慢启动算法，发包的个数是指数性的增长。
那慢启动涨到什么时候是个头呢？
有一个叫慢启动门限 ssthresh （slow start threshold）状态变量。
-
当
cwnd<ssthresh时，使用慢启动算法。 -
当
cwnd>=ssthresh时，就会使用「拥塞避免算法」。
拥塞避免
当拥塞窗口 cwnd 「超过」慢启动门限 ssthresh 就会进入拥塞避免算法。
一般来说 ssthresh 的大小是 65535 字节。
那么进入拥塞避免算法后，它的规则是：每当收到一个 ACK 时，cwnd 增加 1/cwnd。
接上前面的慢启动的栗子，现假定 ssthresh 为 8：
-
当 8 个 ACK 应答确认到来时，每个确认增加 1/8，8 个 ACK 确认 cwnd 一共增加 1，于是这一次能够发送 9 个
MSS大小的数据，变成了线性增长。
拥塞避免算法的变化过程如下图：
拥塞避免
所以，我们可以发现，拥塞避免算法就是将原本慢启动算法的指数增长变成了线性增长，还是增长阶段，但是增长速度缓慢了一些。
就这么一直增长着后，网络就会慢慢进入了拥塞的状况了，于是就会出现丢包现象，这时就需要对丢失的数据包进行重传。
当触发了重传机制，也就进入了「拥塞发生算法」。
拥塞发生
当网络出现拥塞，也就是会发生数据包重传，重传机制主要有两种：
- 超时重传
- 快速重传
当发生了「超时重传」，则就会使用拥塞发生算法。
这个时候，ssthresh 和 cwnd 的值会发生变化：
-
ssthresh设为cwnd/2， -
cwnd重置为1（是恢复为 cwnd 初始化值，我这里假定 cwnd 初始化值 1）
拥塞发生算法的变化如下图：
拥塞发送 —— 超时重传
接着，就重新开始慢启动，慢启动是会突然减少数据流的。这真是一旦「超时重传」，马上回到解放前。但是这种方式太激进了，反应也很强烈，会造成网络卡顿。
还有更好的方式，前面我们讲过「快速重传算法」。当接收方发现丢了一个中间包的时候，发送三次前一个包的 ACK，于是发送端就会快速地重传，不必等待超时再重传。
TCP 认为这种情况不严重，因为大部分没丢，只丢了一小部分，则 ssthresh 和 cwnd 变化如下：
-
cwnd = cwnd/2，也就是设置为原来的一半; -
ssthresh = cwnd; - 进入快速恢复算法
快速恢复
快速重传和快速恢复算法一般同时使用，快速恢复算法是认为，你还能收到 3 个重复 ACK 说明网络也不那么糟糕，所以没有必要像 RTO 超时那么强烈。
正如前面所说，进入快速恢复之前，cwnd 和 ssthresh 已被更新了：
-
cwnd = cwnd/2，也就是设置为原来的一半; -
ssthresh = cwnd;
然后，进入快速恢复算法如下：
-
拥塞窗口
cwnd = ssthresh + 3（ 3 的意思是确认有 3 个数据包被收到了）； - 重传丢失的数据包；
- 如果再收到重复的 ACK，那么 cwnd 增加 1；
- 如果收到新数据的 ACK 后，把 cwnd 设置为第一步中的 ssthresh 的值，原因是该 ACK 确认了新的数据，说明从 duplicated ACK 时的数据都已收到，该恢复过程已经结束，可以回到恢复之前的状态了，也即再次进入拥塞避免状态；
快速恢复算法的变化过程如下图：
快速重传和快速恢复
也就是没有像「超时重传」一夜回到解放前，而是还在比较高的值，后续呈线性增长。
http/ https 的区别？
- HTTP 是超文本传输协议，信息是明文传输，存在安全风险的问题。HTTPS 则解决 HTTP 不安全的缺陷，在 TCP 和 HTTP 网络层之间加入了 SSL/TLS 安全协议，使得报文能够加密传输。
- HTTP 连接建立相对简单， TCP 三次握手之后便可进行 HTTP 的报文传输。而 HTTPS 在 TCP 三次握手之后，还需进行 SSL/TLS 的握手过程，才可进入加密报文传输。
- 两者的默认端口不一样，HTTP 默认端口号是 80，HTTPS 默认端口号是 443。
- HTTPS 协议需要向 CA（证书权威机构）申请数字证书，来保证服务器的身份是可信的。
Https四次加密过程？
基于 RSA 算法的 TLS 握手过程比较容易理解，所以这里先用这个给大家展示 TLS 握手过程，如下图：
HTTPS 连接建立过程TLS 协议建立的详细流程：
1. ClientHello
首先，由客户端向服务器发起加密通信请求，也就是 ClientHello 请求。
在这一步，客户端主要向服务器发送以下信息：
（1）客户端支持的 TLS 协议版本，如 TLS 1.2 版本。
（2）客户端生产的随机数（Client Random），后面用于生成「会话秘钥」条件之一。
（3）客户端支持的密码套件列表，如 RSA 加密算法。
2. SeverHello
服务器收到客户端请求后，向客户端发出响应，也就是 SeverHello。服务器回应的内容有如下内容：
（1）确认 TLS 协议版本，如果浏览器不支持，则关闭加密通信。
（2）服务器生产的随机数（Server Random），也是后面用于生产「会话秘钥」条件之一。
（3）确认的密码套件列表，如 RSA 加密算法。
（4）服务器的数字证书。
3.客户端回应
客户端收到服务器的回应之后，首先通过浏览器或者操作系统中的 CA 公钥，确认服务器的数字证书的真实性。
如果证书没有问题，客户端会从数字证书中取出服务器的公钥，然后使用它加密报文，向服务器发送如下信息：
（1）一个随机数（pre-master key）。该随机数会被服务器公钥加密。
（2）加密通信算法改变通知，表示随后的信息都将用「会话秘钥」加密通信。
（3）客户端握手结束通知，表示客户端的握手阶段已经结束。这一项同时把之前所有内容的发生的数据做个摘要，用来供服务端校验。
上面第一项的随机数是整个握手阶段的第三个随机数，会发给服务端，所以这个随机数客户端和服务端都是一样的。
服务器和客户端有了这三个随机数（Client Random、Server Random、pre-master key），接着就用双方协商的加密算法，各自生成本次通信的「会话秘钥」。
4. 服务器的最后回应
服务器收到客户端的第三个随机数（pre-master key）之后，通过协商的加密算法，计算出本次通信的「会话秘钥」。
然后，向客户端发送最后的信息：
（1）加密通信算法改变通知，表示随后的信息都将用「会话秘钥」加密通信。
（2）服务器握手结束通知，表示服务器的握手阶段已经结束。这一项同时把之前所有内容的发生的数据做个摘要，用来供客户端校验。
至此，整个 TLS 的握手阶段全部结束。接下来，客户端与服务器进入加密通信，就完全是使用普通的 HTTP 协议，只不过用「会话秘钥」加密内容。
get和post的区别？
- 根据 RFC 规范，GET 的语义是从服务器获取指定的资源，这个资源可以是静态的文本、页面、图片视频等。GET 请求的参数位置一般是写在 URL 中，URL 规定只能支持 ASCII，所以 GET 请求的参数只允许 ASCII 字符 ，而且浏览器会对 URL 的长度有限制（HTTP协议本身对 URL长度并没有做任何规定）。
- 根据 RFC 规范，POST 的语义是根据请求负荷（报文body）对指定的资源做出处理，具体的处理方式视资源类型而不同。POST 请求携带数据的位置一般是写在报文 body 中，body 中的数据可以是任意格式的数据，只要客户端与服务端协商好即可，而且浏览器不会对 body 大小做限制。
进程线程 有什么区别？
-
资源占用：每个进程都有独立的地址空间、文件描述符和其他系统资源，进程之间的资源是相互独立的，而线程共享所属进程的地址空间和资源，包括文件描述符、信号处理等。
-
调度和切换：进程是系统进行调度和分配资源的基本单位，进程之间的切换开销相对较大。而线程是在进程内部执行的，线程的切换开销相对较小。
-
通信和同步：进程之间通信的方式包括管道、消息队列、共享内存等，进程间通信相对复杂。线程之间共享进程的内存空间，直接读写共享数据即可实现通信和同步。
线程有哪些资源，栈中保存什么？
线程在操作系统中有一些特定的资源，包括：
-
线程控制块（Thread Control Block，TCB）：用于保存线程的状态信息，如程序计数器（Program Counter，PC）、寄存器值、线程 ID、线程优先级等。
-
栈（Stack）：每个线程都有自己的栈空间，用于保存函数调用的局部变量、函数的返回地址以及其他临时数据。栈是线程私有的，不同线程之间的栈是相互独立的。
-
寄存器（Registers）：线程在执行过程中会使用到寄存器，包括通用寄存器（如EAX、EBX等）、程序计数器（PC）等。寄存器保存了线程当前的执行状态。
-
共享资源：线程可以共享所属进程的资源，如打开的文件、信号处理器等。这些资源可以在线程之间共享和访问。
栈中，主要保存了以下内容：
-
函数调用的局部变量：当一个函数被调用时，其局部变量会被保存在栈中。这些局部变量在函数执行结束后会被销毁。
-
函数的返回地址：当一个函数执行完毕后，需要返回到调用该函数的地址。返回地址会被保存在栈中，以便函数执行完毕后能够正确返回。
-
函数调用过程中的临时数据：在函数执行过程中，可能会需要保存一些临时数据，如函数的参数、中间计算结果等，这些数据会保存在栈中。
函数调用的时候压栈怎么样的
函数调用时，会进行以下压栈操作：
-
保存返回地址：在函数调用前，调用指令会将下一条指令的地址（即函数调用后需要继续执行的地址）压入栈中，以便函数执行完毕后能够正确返回到调用点。
-
保存调用者的栈帧指针：在函数调用前，调用指令会将当前栈帧指针（即调用者的栈指针）压入栈中，以便函数执行完毕后能够恢复到调用者的执行状态。
-
传递参数：函数调用时，会将参数值依次压入栈中，这些参数值在函数内部可以通过栈来访问。
-
分配局部变量空间：函数调用时，会为局部变量分配空间，这些局部变量会被保存在栈中。栈指针会相应地移动以适应新的局部变量空间。
静态链接库和动态链接库有什么区别？
- 链接方式：静态链接库在编译链接时会被完整地复制到可执行文件中，成为可执行文件的一部分；而动态链接库在编译链接时只会在可执行文件中包含对库的引用，实际的库文件在运行时由操作系统动态加载。
- 文件大小：静态链接库会使得可执行文件的大小增加，因为库的代码被完整地复制到可执行文件中；而动态链接库不会增加可执行文件的大小，因为库的代码在运行时才会被加载。
- 内存占用：静态链接库在运行时会被完整地加载到内存中，占用固定的内存空间；而动态链接库在运行时才会被加载，可以在多个进程之间共享，减少内存占用。
- 可扩展性：动态链接库的可扩展性更好，可以在不修改可执行文件的情况下替换或添加新的库文件，而静态链接库需要重新编译链接。
动态链接库怎么装载到内存的？
通过用mmap把该库直接映射到各个进程的地址空间中，尽管每个进程都认为自己地址空间中加载了该库，但实际上该库在内存中只有一份，mmap就这样很神奇和动态链接库联动起来了。
img虚拟内存介绍一下
- 第一，虚拟内存可以使得进程对运行内存超过物理内存大小，因为程序运行符合局部性原理，CPU 访问内存会有很明显的重复访问的倾向性，对于那些没有被经常使用到的内存，我们可以把它换出到物理内存之外，比如硬盘上的 swap 区域。
- 第二，由于每个进程都有自己的页表，所以每个进程的虚拟内存空间就是相互独立的。进程也没有办法访问其他进程的页表，所以这些页表是私有的，这就解决了多进程之间地址冲突的问题。
- 第三，页表里的页表项中除了物理地址之外，还有一些标记属性的比特，比如控制一个页的读写权限，标记该页是否存在等。在内存访问方面，操作系统提供了更好的安全性。
中断是什么
在操作系统中，中断是指由硬件或软件触发的一种事件，它会暂时中止当前正在执行的程序，并转而执行与中断相关的处理程序。中断可以是内部的，如除法错误或越界访问，也可以是外部的，如硬件设备的输入/输出请求或时钟中断。
中断的作用是提供一种机制来处理和响应各种事件，例如处理硬件设备的输入/输出请求、处理异常情况、进行时钟调度等。当发生中断时，操作系统会根据中断类型确定要执行的中断处理程序，并在处理完中断后恢复原来的程序执行。
中断处理程序可以执行一系列操作，如保存当前进程的上下文、处理中断事件、与设备进行通信、调度其他进程等。通过使用中断，操作系统可以实现多任务处理、实时响应外部事件、提高系统的可靠性和稳定性。
操作系统的锁，自己实现一个读写锁
读者只会读取数据，不会修改数据，而写者即可以读也可以修改数据。
读者-写者的问题描述：
- 「读-读」允许：同一时刻，允许多个读者同时读
- 「读-写」互斥：没有写者时读者才能读，没有读者时写者才能写
- 「写-写」互斥：没有其他写者时，写者才能写
接下来，提出几个解决方案来分析分析。
方案一
使用信号量的方式来尝试解决：
-
信号量
wMutex：控制写操作的互斥信号量，初始值为 1 ； -
读者计数
rCount：正在进行读操作的读者个数，初始化为 0； -
信号量
rCountMutex：控制对 rCount 读者计数器的互斥修改，初始值为 1；
接下来看看代码的实现：
img上面的这种实现，是读者优先的策略，因为只要有读者正在读的状态，后来的读者都可以直接进入，如果读者持续不断进入，则写者会处于饥饿状态。
方案二
那既然有读者优先策略，自然也有写者优先策略：
- 只要有写者准备要写入，写者应尽快执行写操作，后来的读者就必须阻塞；
- 如果有写者持续不断写入，则读者就处于饥饿；
在方案一的基础上新增如下变量：
-
信号量
rMutex：控制读者进入的互斥信号量，初始值为 1； -
信号量
wDataMutex：控制写者写操作的互斥信号量，初始值为 1； -
写者计数
wCount：记录写者数量，初始值为 0； -
信号量
wCountMutex：控制 wCount 互斥修改，初始值为 1；
具体实现如下代码：
img
注意，这里 rMutex 的作用，开始有多个读者读数据，它们全部进入读者队列，此时来了一个写者，执行了 P(rMutex) 之后，后续的读者由于阻塞在 rMutex 上，都不能再进入读者队列，而写者到来，则可以全部进入写者队列，因此保证了写者优先。
同时，第一个写者执行了 P(rMutex) 之后，也不能马上开始写，必须等到所有进入读者队列的读者都执行完读操作，通过 V(wDataMutex) 唤醒写者的写操作。
方案三
既然读者优先策略和写者优先策略都会造成饥饿的现象，那么我们就来实现一下公平策略。
公平策略：
- 优先级相同；
- 写者、读者互斥访问；
- 只能一个写者访问临界区；
- 可以有多个读者同时访问临界资源；
具体代码实现：
img
看完代码不知你是否有这样的疑问，为什么加了一个信号量 flag，就实现了公平竞争？
对比方案一的读者优先策略，可以发现，读者优先中只要后续有读者到达，读者就可以进入读者队列， 而写者必须等待，直到没有读者到达。
没有读者到达会导致读者队列为空，即 rCount==0，此时写者才可以进入临界区执行写操作。
而这里 flag 的作用就是阻止读者的这种特殊权限（特殊权限是只要读者到达，就可以进入读者队列）。
比如：开始来了一些读者读数据，它们全部进入读者队列，此时来了一个写者，执行 P(falg) 操作，使得后续到来的读者都阻塞在 flag 上，不能进入读者队列，这会使得读者队列逐渐为空，即 rCount 减为 0。
这个写者也不能立马开始写（因为此时读者队列不为空），会阻塞在信号量 wDataMutex 上，读者队列中的读者全部读取结束后，最后一个读者进程执行 V(wDataMutex)，唤醒刚才的写者，写者则继续开始进行写操作。
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指针和引用值传递的概念
- 值传递是指将参数的值复制一份，传递给函数或方法进行操作。在值传递中，函数或方法对参数进行修改不会影响到原始的变量值。
- 指针引用是指将参数的内存地址传递给函数或方法，使得函数或方法可以直接访问和修改原始变量的值。在指针引用中，函数或方法对参数的修改会直接反映在原始变量上。
int double string强制转化为什么会精度丢失?
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整数到浮点数：整数类型是精确表示的，而浮点数类型则是近似表示的，具有固定的有效位数。当将整数转换为浮点数时，可能会导致精度丢失，因为浮点数无法精确地表示整数的所有位数。
-
浮点数到整数：浮点数类型具有小数部分和指数部分，而整数类型只能表示整数值。当将浮点数转换为整数时，小数部分将被丢弃，可能导致精度丢失。
-
字符串到数值类型：字符串表示的是文本形式的数据，而数值类型表示的是数值形式的数据。当将字符串转换为数值类型时，如果字符串无法解析为有效的数值，或者字符串表示的数值超出了目标类型的范围，就会导致精度丢失或产生错误的结果。
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void*是一种通用的指针类型，被称为"无类型指针"。它可以用来表示指向任何类型的指针，因为void*指针没有指定特定的数据类型。
由于void*是无类型的，它不能直接进行解引用操作，也不能进行指针运算。在使用void*指针时，需要将其转换为具体的指针类型才能进行操作。
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malloc的参数列表 void*怎么转化为int*的？
可以使用类型转换将void*指针转化为int*指针。以下是将void*指针转化为int*指针的示例代码：
void*voidPtr=malloc(sizeof(int));//分配内存并返回void*指针
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*intPtr=42;
在上述示例中，使用malloc函数分配了存储一个int类型数据所需的内存，并返回了一个void*指针。然后，通过将void*指针转换为int*指针，将其赋值给intPtr变量。现在，可以通过intPtr指针访问和操作int类型的数据。
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