近期面试总结：秒杀设计、AQS 、synchronized相关问题

超、凢脫俗 2022-10-09 00:46 11阅读 0赞

*  打卡 Day26！
 *  近期面试，被问到下面几个问题，这里搜集一些大佬的文章资料：[敖 丙][Link 1] 、[彤哥源码 ][Link 2]，来做一下笔记记录，一点点查漏补缺。

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl80MzU5MTk4MA_size_16_color_FFFFFF_t_70_pic_center]

## 1、面试官：如何设计一个秒杀系统？请你阐述流程？ ##

> 这一面试题答案参考自三太子敖丙的文章：[阿里面试官问我：如何设计秒杀系统？我给出接近满分的回答][Link 3]

### 秒杀系统要解决的几个问题？ ###

#### ① 高并发 ####

秒杀的特点是**时间极短**、 **瞬间用户量大**。在秒杀活动持续时间内，Redis 服务器需要承受大量的用户请求，在大量请求条件下，**缓存雪崩**，**缓存击穿**，**缓存穿透**这些问题都是有可能发生的。

一旦缓存失效，或者缓存无效，每秒上万甚至十几万的**QPS**（每秒请求数）直接打到**数据库**，基本上都要把库打挂掉，而且你的服务不单单是做秒杀的还涉及其他的业务，你没做**降级、限流、熔断**啥的，别的一起挂，小公司的话可能**全站崩溃404**。

为此，在设计秒杀系统时，**首先要考虑并发安全和用户访问效率**，二者缺一不可！

#### ② 超卖 ####

但凡设计到商品购买，秒杀购物问题，最需要注意的就是超卖问题，因为一旦由于程序不安全，导致超卖问题产生，不光需要赔付商家损失，还需要追究秒杀系统的开发者的责任！

#### ③ 恶意请求 ####

在秒杀购物时，商品价格比较低，价值较高的商品可能会被一些恶意的第三方，开多台机器执行抢购脚本，机器抢购肯定要比我们人手动点击要快，所以，在设计秒杀系统时，要防止 **不良程序员** 的恶意抢购。

#### ④ 链接暴露 ####

假如设置定时秒杀开启，在未到秒杀开启时间之前，下单购买按钮应该是禁用的（不可点击），但是，如果我们请求下单的链接没有经过网关加密封装，而是直接以原链接的方式依附于下单购买按钮，那么 F12 时，就可以获取下单购买链接 URL，然后直接去请求下单链接，跳过点击方式直接购买商品！

### 如何解决上面遇到的几个问题？ ###

#### ① 秒杀模块微服务化 ####

对于秒杀抢购系统，将其设计成单独一个模块，单独部署一台或者多太服务器，这样可以避免服务崩溃时，公司其他项目可以正常运行不受影响。

与此同时，要单独给秒杀系统建立一个数据库，现在的互联网架构部署都是**分库**的，一样的就是订单服务对应订单库，秒杀我们也给他建立自己的秒杀数据库，防止服务崩溃对其他数据库造成影响。

#### ② 秒杀链接加盐 ####

**URL动态化**，通过 MD5 之类的加密算法加密随机的字符串去做 URL，然后通过前端代码获取 URL 后台校验后才能通过。

#### ③ Redis集群 ####

如果在大请求量下，单机的**Redis**顶不住，那就多找几个兄弟，秒杀本来就是读多写少，通过 **Redis 集群**，**主从同步**、**读写分离**，再加上 **哨兵**、开启 **持久化**，来保证 Redis 服务高可用！

![5a7e18886ad0ad055f846355247c2643.png][]

#### ④ 通过 Nginx 做负载均衡 ####

**Nginx** 是 **高性能的web服务器**，并发随便顶几万不是梦，但是我们的 **Tomcat** 只能顶几百的并发，我们可以通过**Nginx 负载均衡**，平分大并发量的请求给多台服务器的 Tomcat，在秒杀开启的时候可以多租点**流量机**。

![57ccdc7c89840dd1c8cd3f1bc8bdae03.png][]

#### ⑤ 秒杀页面资源静态化 ####

秒杀一般都是特定的商品还有页面模板，现在一般都是前后端分离的，所以页面一般都是不会经过后端的，但是前端也要自己的服务器啊，那就把能提前放入\*\*cdn服务器 \*\*的东西都放进去，反正把所有能提升效率的步骤都做一下，减少真正秒杀时候服务器的压力。

#### ⑥ 下单按钮控制 ####

在没到秒杀开始时间之前，一般下单按钮都是**置灰**的，只有时间到了，才能点击。这是因为怕大家在时间快到的最后几秒秒疯狂请求服务器，然后还没到秒杀的时候基本上服务器就挂了。

这个时候就需要前端的配合，定时去请求你的后端服务器，获取最新的北京时间，到时间点再给按钮可用状态。按钮可以点击之后也得给他置灰几秒，不然他一样在开始之后一直点的。

#### ⑦ 前后端限流 ####

限流可以分为 **前端限流** 和 **后端限流**。

*  **前端限流**：这个很简单，一般秒杀抢购，下单按钮不会让你一直点的，一般都是点击一下或者两下然后几秒之后才可以继续点击，这也是保护服务器的一种手段。
 *  **后端限流**：秒杀的时候肯定是涉及到后续的订单生成和支付等操作，但是都只是成功的幸运儿才会走到那一步，那一旦 100 个产品卖光了，`return` 了一个 `false`，前端直接秒杀结束，然后你后端也关闭后续无效请求的介入了。

#### ⑧ 库存预热 ####

**秒杀的本质，就是对库存的抢夺**。如果每个秒杀下单的用户请求过来，都去数据库查询库存校验库存，然后扣减库存，这样不光效率低下，而且数据库压力也是巨大的！

既然数据库顶不住，但是他的兄弟非关系型的数据库 **Redis** 能顶啊！

> 超卖问题：

我们**要在开始秒杀之前，通过定时任务提前把商品的库存加载到 Redis 中去**，让整个库存校验流程都在 Redis 里面去做，然后等到秒杀活动结束了，再异步的去修改数据库中库存就好了。

但是用了 Redis 就有一个问题了，我们上面说了我们采用 **主从 Redis**，就是我们会先去读取库存，再判断库存，当有库存时才会去减库存，正常情况没问题，但是高并发的情况问题就很大了。

就比如现在库存只剩下 1 个了，我们高并发嘛，4 个服务器一起查询了发现都是还有 1 个，那大家都觉得是自己抢到了，就都去扣库存，那结果就变成了 -3，这种情况下，只有一个请求是真的抢到商品了，其他 3 个都是超卖的。

> 如何解决？

可以通过使用 Lua 脚本来解决超卖问题。

\*\*Lua 脚本是类似Redis事务，有一定的原子性，不会被其他命令插队，可以完成一些 Redis 事务性的操作。\*\*这点是关键！

把判断库存、扣减库存的操作都写在一个 Lua 脚本中，并将该脚本交给 Redis 去执行，当 Redis 中库存数量减到 *0* 之后，后面扣库存的请求都直接 `return false`。

#### ⑨ 限流&降级&熔断&隔离 ####

不怕一万就怕万一，万一秒杀系统真的顶不住了，**限流**，顶不住就挡一部分出去。但是不能说不行，**降级**，降级了还是被打挂了，**熔断**，至少不要影响别的系统，**隔离**，你本身就独立的，但是你会调用其他的系统嘛，你快不行了你别拖累兄弟们啊。

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## 2、面试官：AQS源码有了解过吗？请你说一下加锁和释放锁的流程 ##

> 这一面试题答案参考自三太子敖丙的文章：[我画了35张图就是为了让你深入 AQS][35_ AQS]

### ① AQS 基本介绍 ###

`AQS`中 维护了一个`volatile int state`（代表共享资源）和一个 `FIFO` 线程等待队列（多线程争用资源被阻塞时会进入此队列）。

这里`volatile`能够保证多线程下的可见性，当`state = 1`则代表当前对象锁已经被占有，其他线程来加锁时则会失败，加锁失败的线程会被放入一个 `FIFO`的等待队列中，并会被 `UNSAFE.park()` 操作挂起，等待其他获取锁的线程释放锁才能够被唤醒。

另外`state`的操作都是通过`CAS`来保证其并发修改的安全性。

如图所示：

![d0d2cec51c7c00aa3e90d46f89289ef4.png][]

`AQS` 中提供了很多关于锁的实现方法：

*  `getState()`：获取锁的标志 state 值。
 *  `setState()`：设置锁的标志 state 值。
 *  `tryAcquire(int)`：独占方式获取锁。尝试获取资源，成功则返回 true，失败则返回 false。
 *  `tryRelease(int)`：独占方式释放锁。尝试释放资源，成功则返回 true，失败则返回 false。

### ② 加锁与竞争锁使用场景分析 ###

如果同时有**三个线程**并发抢占锁，此时**线程一**抢占锁成功，**线程二**和**线程三**抢占锁失败，具体执行流程如下：

![ef475c4dbd3f76ce148a491ab42d8443.png][]

此时`AQS`内部数据为：

![ff578778a8e3b7ba6d0f1e24dcb8ac4c.png][]

具体看下抢占锁代码实现：`java.util.concurrent.locks.ReentrantLock .NonfairSync`

static final class NonfairSync extends Sync { 
        // 加锁
        final void lock() { 
            // CAS 修改 state 的值为 1
            if (compareAndSetState(0, 1))
                setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread());
            else
                acquire(1);
        }
    
        // 尝试竞争资源
        protected final boolean tryAcquire(int acquires) { 
            return nonfairTryAcquire(acquires);
        }
    }

这里使用的 **ReentrantLock 非公平锁**，线程进来直接利用`CAS`尝试抢占锁，如果抢占成功`state`值回被改为 1，且设置独占锁线程对象为当前线程。

// CAS 尝试抢占锁
    protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) { 
        return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
    }
    
    // 设置独占锁线程对象为当前线程
    protected final void setExclusiveOwnerThread(Thread thread) { 
        exclusiveOwnerThread = thread;
    }

**线程一**抢占锁成功后，`state`变为 1，**线程二**通过`CAS`修改`state`变量必然会失败。此时`AQS`中`FIFO`(First In First Out 先进先出)队列中。

public final void acquire(int arg) { 
        if (!tryAcquire(arg) &&
            acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
            selfInterrupt();
    }

`tryAcquire()` 方法的具体实现是通过内部调用`nonfairTryAcquire()`方法，这个方法执行的逻辑如下：

*  首先会获取`state`的值，如果不为0则说明当前对象的锁已经被其他线程所占有。
 *  接着判断占有锁的线程是否为当前线程，如果是则累加`state`值，这就是可重入锁的具体实现，累加`state`值，释放锁的时候也要依次递减`state`值。
 *  如果`state`为 0，则执行`CAS`操作，尝试更新`state`值为 1，如果更新成功则代表当前线程加锁成功。

### ③ 释放锁使用场景分析 ###

释放锁的过程，首先是**线程一**释放锁，释放锁后会唤醒`head`节点的后置节点，也就是我们现在的**线程二**，具体操作流程如下：

![e47ad33efe87438c2454183cc0d458c6.png][]

执行完后等待队列数据如下：

![6f388bb7927c1a702824937651711053.png][]

此时**线程二**已经被唤醒，继续尝试获取锁，如果获取锁失败，则会继续被挂起。

> 线程释放锁的代码：

`java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.release()`：

public final boolean release(int arg) { 
        if (tryRelease(arg)) { 
            Node h = head;
            if (h != null && h.waitStatus != 0)
                unparkSuccessor(h);
            return true;
        }
        return false;
    }

这里首先会执行`tryRelease()`方法，这个方法具体实现在`ReentrantLock`中，如果`tryRelease()`执行成功，则继续判断 `head` 节点的 `waitStatus` 是否为 0，前面我们已经看到过，`head`的`waitStatue`为`SIGNAL(-1)`，这里就会执行 `unparkSuccessor()` 方法来唤醒 `head` 的后置节点，也就是上面图中**线程二**对应的`Node`节点。

`ReentrantLock.tryRelease()`：

protected final boolean tryRelease(int releases) { 
        int c = getState() - releases;
        if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())
            throw new IllegalMonitorStateException();
        boolean free = false;
        if (c == 0) { 
            free = true;
            setExclusiveOwnerThread(null);
        }
        setState(c);
        return free;
    }

执行完`ReentrantLock.tryRelease()`后，`state`被设置成 0，Lock 对象的独占锁被设置为 null。

接着执行`java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.unparkSuccessor()`方法，唤醒`head`的后置节点：

private void unparkSuccessor(Node node) { 
        int ws = node.waitStatus;
        if (ws < 0)
            compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);
        Node s = node.next;
        if (s == null || s.waitStatus > 0) { 
            s = null;
            for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)
                if (t.waitStatus <= 0)
                    s = t;
        }
        if (s != null)
            LockSupport.unpark(s.thread);
    }

这里主要是将`head`节点的`waitStatus`设置为 0，然后解除`head`节点`next`的指向，使`head`节点空置，等待着被垃圾回收。

此时重新将`head`指针指向**线程二**对应的`Node`节点，且使用`LockSupport.unpark`方法来唤醒**线程二**。

被唤醒的**线程二**会接着尝试获取锁，用`CAS`指令修改`state`数据。

### ④ 公平锁的实现原理 ###

公平锁执行流程：

*  公平锁在加锁的时候，会先判断 AQS 等待队列中是存在节点，如果存在节点则会直接入队等待，具体代码如下：
 *  公平锁在获取锁是也是首先会执行 `acquire()` 方法，只不过公平锁单独实现了 `tryAcquire()` 方法：  
    `java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.acquire()`:

public final void acquire(int arg) { 
        if (!tryAcquire(arg) &&
            acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg))
            selfInterrupt();
    }

这里会执行 ReentrantLock 中公平锁的 `tryAcquire()` 方法:

`java.util.concurrent.locks.ReentrantLock.FairSync.tryAcquire():`

static final class FairSync extends Sync { 
        protected final boolean tryAcquire(int acquires) { 
            final Thread current = Thread.currentThread();
            int c = getState();
            if (c == 0) { 
                if (!hasQueuedPredecessors() &&
                    compareAndSetState(0, acquires)) { 
                    setExclusiveOwnerThread(current);
                    return true;
                }
            }
            else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { 
                int nextc = c + acquires;
                if (nextc < 0)
                    throw new Error("Maximum lock count exceeded");
                setState(nextc);
                return true;
            }
            return false;
        }
    }

这里会先判断 state 值，如果不为 0 且获取锁的线程不是当前线程，直接返回false代表获取锁失败，被加入等待队列。如果是当前线程则可重入获取锁。

如果 `state=0` 则代表此时没有线程持有锁，执行 `hasQueuedPredecessors()` 判断AQS 等待队列中是否有元素存在，如果存在其他等待线程，那么自己也会加入到等待队列尾部，做到真正的先来后到，有序加锁。具体代码如下：

`java.util.concurrent.locks.AbstractQueuedSynchronizer.hasQueuedPredecessors()`

public final boolean hasQueuedPredecessors() { 
        Node t = tail;
        Node h = head;
        Node s;
        return h != t &&
            ((s = h.next) == null || s.thread != Thread.currentThread());
    }

这段代码很有意思，返回 false 代表队列中没有节点或者仅有一个节点是当前线程创建的节点。返回 true 则代表队列中存在等待节点，当前线程需要入队等待。

**非公平锁和公平锁的区别**：非公平锁性能高于公平锁性能。非公平锁可以减少CPU唤醒线程的开销，整体的吞吐效率会高点，CPU也不必取唤醒所有线程，会减少唤起线程的数量。

非公平锁性能虽然优于公平锁，但是会存在导致线程饥饿的情况。在最坏的情况下，可能存在某个线程一直获取不到锁。不过相比性能而言，饥饿问题可以暂时忽略，这可能就是 ReentrantLock 默认创建非公平锁的原因之一了。

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## 3、面试官：请你谈一谈synchronized的实现原理 ##

> 这一面试题答案参考文章：[死磕 java同步系列之synchronized解析][Link 2]

### synchronized 加锁解锁原理分析 ###

sychronized 锁，在Java内存模型层面，涉及到 2 个指令（JMM 定义了*8* 个操作来完成**主内存**和**工作内存**的交互操作，参考文章：[搜集了这么多资料，不信你还理解不了 JMM 内存模型、volatile 关键字保证有序性和可见性实现原理！][JMM _volatile]），`lock` 和 `unlock`：

*  `lock`，锁定，作用于主内存的变量，它把主内存中的变量标识为线程独占状态。
 *  `unlock`，解锁，作用于主内存的变量，它把锁定的变量释放出来，释放出来的变量才可以被其它线程锁定。

这两个指令并没有直接提供给用户使用，而是提供了两个更高层次的指令 `monitorenter` 和 `monitorexit` 来隐式地使用 `lock` 和 `unlock` 指令。而 synchronized 就是使用 `monitorenter` 和 `monitorexit` 这两个指令来实现的。

根据JVM规范的要求，在执行 `monitorenter` 指令的时候，首先要去尝试获取对象的锁，如果这个对象没有被锁定，或者当前线程已经拥有了这个对象的锁，就把锁的计数器加1，相应地，在执行 `monitorexit` 的时候会把计数器减 1，当计数器减小为 0 时，锁就释放了。

> sychronized 锁是如何保证，原子性、可见性、和一致性呢？

还是回到Java内存模型上来，synchronized关键字底层是通过 `monitorenter` 和 `monitorexit` 实现的，而这两个指令又是通过 `lock` 和 `unlock` 来实现的。

而 `lock` 和 `unlock` 在Java内存模型中是必须满足下面四条规则的：

*  ① 一个变量同一时刻只允许一条线程对其进行 `lock` 操作，但 `lock` 操作可以被同一个线程执行多次，多次执行 `lock` 后，只有执行相同次数的 `unlock` 操作，变量才能被解锁。
 *  ② 如果对一个变量执行 `lock` 操作，将会清空工作内存中此变量的值，在执行引擎使用这个变量前，需要重新执行 `load` 或 `assign` 操作初始化变量的值；
 *  ③ 如果一个变量没有被 `lock` 操作锁定，则不允许对其执行 `unlock` 操作，也不允许 `unlock` 一个其它线程锁定的变量；
 *  ④ 对一个变量执行 `unlock` 操作之前，必须先把此变量同步回主内存中，即执行 `store` 和 `write` 操作；

通过规则 ①，我们知道对于 `lock` 和 `unlock` 之间的代码，同一时刻只允许一个线程访问，所以，synchronized 是具有原子性的。

通过规则 ① ② 和 ④，我们知道每次 `lock` 和 `unlock` 时都会从主内存加载变量或把变量刷新回主内存，而 `lock` 和 `unlock` 之间的变量（这里是指锁定的变量）是不会被其它线程修改的，所以，synchronized 是具有可见性的。

通过规则 ① 和 ③ ，我们知道所有对变量的加锁都要排队进行，且其它线程不允许解锁当前线程锁定的对象，所以，synchronized 是具有有序性的。

综上所述，synchronized 是可以保证原子性、可见性和有序性的。

### synchronized 锁优化 ###

Java在不断进化，同样地，Java 中像 synchronized 这种关键字也在不断优化，synchronized 有如下三种状态：

*  **偏向锁**，是指一段同步代码一直被一个线程访问，那么这个线程会自动获取锁，降低获取锁的代价。
 *  **轻量级锁**，是指当锁是偏向锁时，被另一个线程所访问，偏向锁会升级为轻量级锁，这个线程会通过自旋的方式尝试获取锁，不会阻塞，提高性能。
 *  **重量级锁**，是指当锁是轻量级锁时，当自旋的线程自旋了一定的次数后，还没有获取到锁，就会进入阻塞状态，该锁升级为重量级锁，重量级锁会使其他线程阻塞，性能降低。

### 总结 ###

（1）synchronized 在编译时会在同步块前后生成 `monitorenter` 和 `monitorexit` 字节码指令；

（2）`monitorenter` 和 `monitorexit` 字节码指令需要一个引用类型的参数，基本类型不可以哦；

（3）`monitorenter` 和 `monitorexit` 字节码指令更底层是使用Java内存模型的 `lock` 和 `unlock` 指令；

（4）synchronized 是可重入锁；

（5）synchronized 是非公平锁；

（6）synchronized 可以同时保证原子性、可见性、有序性；

（7）synchronized 有三种状态：偏向锁、轻量级锁、重量级锁；

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[Link 1]: https://aobing.blog.csdn.net/
[Link 2]: https://mp.weixin.qq.com/s/Ur9J10xbw9XSOmXc2Y59Lw
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[Link 3]: https://blog.csdn.net/qq_35190492/article/details/103105780
[5a7e18886ad0ad055f846355247c2643.png]: /images/20221005/88ccb8636cb2455597af62ffadebe1b3.png
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[35_ AQS]: https://mp.weixin.qq.com/s/trsjgUFRrz40Simq2VKxTA
[d0d2cec51c7c00aa3e90d46f89289ef4.png]: /images/20221005/b5b2be5f7bc442708a9253d7b83835b3.png
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[JMM _volatile]: https://blog.csdn.net/weixin_43591980/article/details/117791767
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