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难绷，被老铁厂拷打基础...
发布时间：2025-11-04 14:23:02 来源：码上建站 作者：人工智能
来源：小林coding
大家好，难绷我是被老小林。
分享一位同学快手Java后端一面的铁厂面经，全程1 小时都在问基础+八股文，拷打没有问任何项目。基础有的难绷公司公司，一面主要是被老看看同学的基础好不好，所以一面通常是铁厂重点问基础，二面就会多问项目了。拷打
不过这也不是基础绝对的，面试也是难绷看缘分的，有时候可能一面就可能问很多项目问题，被老还是铁厂看面试官风格吧，总之每一面按八股文+项目+算法这三个方面去准备就好了。拷打
话不多说，基础看看老铁厂问的这些问题，你能 hold 住吗？
Java
==和equals区别
对于字符串变量来说，使用"=="和"equals"比较字符串时，其比较方法不同。"=="比较两个变量本身的值，即两个对象在内存中的亿华云首地址，"equals"比较字符串包含内容是否相同。
对于非字符串变量来说，如果没有对equals()进行重写的话，"==" 和 "equals"方法的作用是相同的，都是用来比较对象在堆内存中的首地址，即用来比较两个引用变量是否指向同一个对象。
==：比较的是两个字符串内存地址（堆内存）的数值是否相等，属于数值比较；equals()：比较的是两个字符串的内容，属于内容比较。final、finally、finalize的区别？
final、finally 和 finalize 从英文字面角度来看，看似很像，实则 3 者在 Java 中没任何关系。
final 用于修饰变量、IT技术网方法和类。当应用于类时，final表示该类不能被继承。当应用于方法时，final表示该方法不能被子类重写。当应用于变量时，final表示该变量的值不能被修改，即为常量。finally 用于异常处理中的try-catch-finally语句块的关键词。finally块中的代码无论是否发生异常，都会被执行。它通常用于释放资源、关闭连接或执行一些必要的清理操作。finally块可以和try块或者catch块一起使用，也可以单独使用。finalize是Object类中的一个方法，用于垃圾回收机制。当一个对象即将被垃圾回收器回收时，finalize方法会被自动调用。它可以被子类重写，用于在对象被销毁之前执行一些清理操作，如关闭文件、释放资源等。但是，服务器租用在实际开发中不推荐使用 finalize 方法，它虽然被创造出来，但无法保证 finalize 方法一定会被执行，所以不要依赖它释放任何资源，因为它的执行极不“稳定”。在 JDK 9 中将它废弃，也很好的证明了此观点。try{return “a”} fianlly{return “b”}这条语句返回啥
finally块中的return语句会覆盖try块中的return返回，因此，该语句将返回"b"。
hashmap、hashtable、concurrenthashmap区别
HashMap 是线程不安全的，在多线程的环境中，还是会存在多个线程并发对同一个共享数据进行操作从而引发的线程安全。
在多线程的环境下可以使用的哈希表有：Hashtable 和 ConcurrentHashMap 。
Hashtable 为了保证线程安全问题，将每个关键的方法都加上了 synchronized 关键字，这就相当于针对 hashtable 对象本身加锁，多线程并发执行，同一单位时间内，只能有一个线程能（获取到对象锁，并加锁，一个对象只有一把锁，线程只有拿到锁才能够继续执行）争对 hashtable 进行操作，其他的线程阻塞等待，加锁操作有时间消耗，包括释放锁之后唤醒其他线程来竞争锁都是一笔开销，所以 Hashtable 整体在单线程中效率是低于 hashMap 的，在多线程的环境下效率也是极低的。
ConcurrentHashMap 可以看作是 hashMap 线程安全的版本，在 JDK 1.7 的时候跟 hashMap 一样都是 数组 + 链表的结构。在线程安全的角度也是在 hashtable 的基础上做了一系列改进和优化，hashtable 是针对整个对象加锁，在 JDK1 .7 的时候 ConcurrentHashMap 采用的分段加锁的机制，对每一个“段”来加锁。在JDK 1.8 中取消了分段锁的安全机制，而是给每个哈希桶（每个链表）分配一个锁，在数据结构方面改进成数组 + 链表 + 红黑树的方式，当链表大于等于8 个元素就转换成红黑树。
ThreadLocal 原理
ThreadLocal可以理解为线程本地变量，他会在每个线程都创建一个副本，那么在线程之间访问内部副本变量就行了，做到了线程之间互相隔离，相比于synchronized的做法是用空间来换时间。
ThreadLocal有一个静态内部类ThreadLocalMap，ThreadLocalMap又包含了一个Entry数组，Entry本身是一个弱引用，他的key是指向ThreadLocal的弱引用，Entry具备了保存key value键值对的能力。
弱引用的目的是为了防止内存泄露，如果是强引用那么ThreadLocal对象除非线程结束否则始终无法被回收，弱引用则会在下一次GC的时候被回收。
但是这样还是会存在内存泄露的问题，假如key和ThreadLocal对象被回收之后，entry中就存在key为null，但是value有值的entry对象，但是永远没办法被访问到，同样除非线程结束运行。
但是只要ThreadLocal使用恰当，在使用完之后调用remove方法删除Entry对象，实际上是不会出现这个问题的。
ThreadLocal 是一个线程的本地变量，也就意味着这个变量是线程独有的，是不能与其他线程共享的，这样就可以避免资源竞争带来的多线程的问题，这种解决多线程的安全问题和lock(这里的lock 指通过synchronized 或者Lock 等实现的锁) 是有本质的区别的:
lock 的资源是多个线程共享的，所以访问的时候需要加锁。ThreadLocal 是每个线程都有一个副本，是不需要加锁的。lock 是通过时间换空间的做法。ThreadLocal 是典型的通过空间换时间的做法。线程池原理（参数、执行过程、拒绝策略）
线程池是为了减少频繁的创建线程和销毁线程带来的性能损耗。
线程池的构造函数有7个参数：
corePoolSize：线程池核心线程数量。默认情况下，线程池中线程的数量如果 <= corePoolSize，那么即使这些线程处于空闲状态，那也不会被销毁。maximumPoolSize：线程池中最多可容纳的线程数量。当一个新任务交给线程池，如果此时线程池中有空闲的线程，就会直接执行，如果没有空闲的线程且当前线程池的线程数量小于corePoolSize，就会创建新的线程来执行任务，否则就会将该任务加入到阻塞队列中，如果阻塞队列满了，就会创建一个新线程，从阻塞队列头部取出一个任务来执行，并将新任务加入到阻塞队列末尾。如果当前线程池中线程的数量等于maximumPoolSize，就不会创建新线程，就会去执行拒绝策略。keepAliveTime：当线程池中线程的数量大于corePoolSize，并且某个线程的空闲时间超过了keepAliveTime，那么这个线程就会被销毁。unit：就是keepAliveTime时间的单位。workQueue：工作队列。当没有空闲的线程执行新任务时，该任务就会被放入工作队列中，等待执行。threadFactory：线程工厂。可以用来给线程取名字等等handler：拒绝策略。当一个新任务交给线程池，如果此时线程池中有空闲的线程，就会直接执行，如果没有空闲的线程，就会将该任务加入到阻塞队列中，如果阻塞队列满了，就会创建一个新线程，从阻塞队列头部取出一个任务来执行，并将新任务加入到阻塞队列末尾。如果当前线程池中线程的数量等于maximumPoolSize，就不会创建新线程，就会去执行拒绝策略。主要有这四种拒接策略：
线程池执行过程如下：
首先检测线程池运行状态，如果不是RUNNING，则直接拒绝，线程池要保证在RUNNING的状态下执行任务。如果workerCount < corePoolSize，则创建并启动一个线程来执行新提交的任务。如果workerCount >= corePoolSize，且线程池内的阻塞队列未满，则将任务添加到该阻塞队列中。如果workerCount >= corePoolSize && workerCount < maximumPoolSize，且线程池内的阻塞队列已满，则创建并启动一个线程来执行新提交的任务。如果workerCount >= maximumPoolSize，并且线程池内的阻塞队列已满, 则根据拒绝策略来处理该任务, 默认的处理方式是直接抛异常。说一下JVM加载一个类的过程
JVM 中类的装载是由类加载器，也就是ClassLoader，和它的子类来实现的，Java 中的类加载器是一个重要的 Java 运行时系统组件，它负责在运行时查找和装入类文件中的类。
由于 Java 的跨平台性， 经过编译的 Java 源程序并不是一个可执行程序， 而是一个或多个类文件。当 Java 程序需要使用某个类时，JVM 会确保这个类已经被加载、连接（ 验证、 准备和解析）和初始化。
类的加载是指把类的.class 文件中的数据读入到内存中，通常是创建一个字节数组读入.class 文件，然后产生与所加载类对应的 Class 对象。加载完成后， Class 对象还不完整， 所以此时的类还不可用。当类被加载后就进入连接阶段， 这一阶段包括验证、准备（ 为静态变量分配内存并设置默认的初始值） 和解析（ 将符号引用替换为直接引用） 三个步骤。
最后 JVM 对类进行初始化，包括：1)如果类存在直接的父类并且这个类还没有被初始化，那么就先初始化父类；2)如果类中存在初始化语句， 就依次执行这些初始化语句。
垃圾收集有哪些算法？
Serial 收集器，串行收集器是最古老，最稳定以及效率高的收集器，可能会产生较长的停顿，只使用一个线程去回收。ParNew 收集器，ParNew 收集器其实就是 Serial 收集器的多线程版本。Parallel 收集器，Parallel Scavenge 收集器类似 ParNew 收集器，Parallel 收集器更关注系统的吞吐量。Parallel Old 收集器，Parallel Old 是 Parallel Scavenge 收集器的老年代版本，使用多线程和“标记－整理”算法CMS 收集器，CMS（Concurrent Mark Sweep）收集器是一种以获取最短回收停顿时间为目标的收集器。G1 收集器，G1 (Garbage-First)是一款面向服务器的垃圾收集器,主要针对配备多颗处理器及大容量内存的机器. 以极高概率满足 GC 停顿时间要求的同时,还具备高吞吐量性能特征String s = new String（“abc”）执行过程中分别对应哪些内存区域？
首先，我们看到这个代码中有一个new关键字，我们知道new指令是创建一个类的实例对象并完成加载初始化的，因此这个字符串对象是在运行期才能确定的，创建的字符串对象是在堆内存上。
其次，在String的构造方法中传递了一个字符串abc，由于这里的abc是被final修饰的属性，所以它是一个字符串常量。在首次构建这个对象时，JVM拿字面量"abc"去字符串常量池试图获取其对应String对象的引用。于是在堆中创建了一个"abc"的String对象，并将其引用保存到字符串常量池中，然后返回；
所以，如果abc这个字符串常量不存在，则创建两个对象，分别是abc这个字符串常量，以及new String这个实例对象。如果abc这字符串常量存在，则只会创建一个对象。
网络
cookie和session区别？
存储位置：Cookie存储在客户端（浏览器）中，而Session存储在服务器端。安全性：由于Cookie存储在客户端，因此容易受到安全攻击，如跨站脚本攻击（XSS）和跨站请求伪造（CSRF）。而Session存储在服务器端，对客户端不可见，相对来说更安全。存储容量：Cookie的存储容量有限，通常为4KB左右，而Session的存储容量较大，受限于服务器的配置。https加密解密过程
SSL/TLS 协议基本流程：
客户端向服务器索要并验证服务器的公钥。双方协商生产「会话秘钥」。双方采用「会话秘钥」进行加密通信。前两步也就是 SSL/TLS 的建立过程，也就是 TLS 握手阶段。
TLS 的「握手阶段」涉及四次通信，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：
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。
数据库
事务隔离级别有哪些？会造成的问题？如何解决？
事务隔离级别有这四种：
读未提交，指一个事务还没提交时，它做的变更就能被其他事务看到；读提交，指一个事务提交之后，它做的变更才能被其他事务看到；可重复读，指一个事务执行过程中看到的数据，一直跟这个事务启动时看到的数据是一致的，MySQL InnoDB 引擎的默认隔离级别；串行化；会对记录加上读写锁，在多个事务对这条记录进行读写操作时，如果发生了读写冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行；针对不同的隔离级别，并发事务时可能发生的现象也会不同。
也就是说：
在「读未提交」隔离级别下，可能发生脏读、不可重复读和幻读现象；在「读提交」隔离级别下，可能发生不可重复读和幻读现象，但是不可能发生脏读现象；在「可重复读」隔离级别下，可能发生幻读现象，但是不可能脏读和不可重复读现象；在「串行化」隔离级别下，脏读、不可重复读和幻读现象都不可能会发生。所以，要解决脏读现象，就要升级到「读提交」以上的隔离级别；要解决不可重复读现象，就要升级到「可重复读」的隔离级别，要解决幻读现象不建议将隔离级别升级到「串行化」。
这四种隔离级别具体是如何实现的呢？
对于「读未提交」隔离级别的事务来说，因为可以读到未提交事务修改的数据，所以直接读取最新的数据就好了；对于「串行化」隔离级别的事务来说，通过加读写锁的方式来避免并行访问；对于「读提交」和「可重复读」隔离级别的事务来说，它们是通过 Read View 来实现的，它们的区别在于创建 Read View 的时机不同，大家可以把 Read View 理解成一个数据快照，就像相机拍照那样，定格某一时刻的风景。「读提交」隔离级别是在「每个语句执行前」都会重新生成一个 Read View，而「可重复读」隔离级别是「启动事务时」生成一个 Read View，然后整个事务期间都在用这个 Read View。rr级别下如何解决幻读？
MySQL InnoDB 引擎的默认隔离级别虽然是「可重复读」，但是它很大程度上避免幻读现象（并不是完全解决了），解决的方案有两种：
针对快照读（普通 select 语句），是通过 MVCC 方式解决了幻读，因为可重复读隔离级别下，事务执行过程中看到的数据，一直跟这个事务启动时看到的数据是一致的，即使中途有其他事务插入了一条数据，是查询不出来这条数据的，所以就很好了避免幻读问题。针对当前读（select ... for update 等语句），是通过 next-key lock（记录锁+间隙锁）方式解决了幻读，因为当执行 select ... for update 语句的时候，会加上 next-key lock，如果有其他事务在 next-key lock 锁范围内插入了一条记录，那么这个插入语句就会被阻塞，无法成功插入，所以就很好了避免幻读问题。B树和B+树区别？为什么选择 b+作为索引？
B+ 树的非叶子节点不存放实际的记录数据，仅存放索引，因此数据量相同的情况下，相比存储即存索引又存记录的 B 树，B+树的非叶子节点可以存放更多的索引，因此 B+ 树可以比 B 树更「矮胖」，查询底层节点的磁盘 I/O次数会更少。B+ 树有大量的冗余节点（所有非叶子节点都是冗余索引），这些冗余索引让 B+ 树在插入、删除的效率都更高，比如删除根节点的时候，不会像 B 树那样会发生复杂的树的变化；B+ 树叶子节点之间用链表连接了起来，有利于范围查询，而 B 树要实现范围查询，因此只能通过树的遍历来完成范围查询，这会涉及多个节点的磁盘 I/O 操作，范围查询效率不如 B+ 树。主键索引和非主键索引区别
主键索引和非主键索引，它们区别就在于叶子节点存放的是什么数据：
主键索引的叶子节点存放的是实际数据，所有完整的用户记录都存放在聚簇索引的叶子节点；非主键索引，即二级索引的叶子节点存放的是主键值，而不是实际数据。如果某个查询语句使用了二级索引，但是查询的数据不是主键值，这时在二级索引找到主键值后，需要去聚簇索引中获得数据行，这个过程就叫作「回表」，也就是说要查两个 B+ 树才能查到数据。不过，当查询的数据是主键值时，因为只在二级索引就能查询到，不用再去聚簇索引查，这个过程就叫作「索引覆盖」，也就是只需要查一个 B+ 树就能找到数据。
了解哪些分布式事务？
以下是几种常见的分布式事务解决方案：
两阶段提交（Two-Phase Commit，2PC）：2PC是一种经典的分布式事务协议，它通过协调者和参与者的两个阶段来确保事务的一致性。在第一阶段，协调者向所有参与者发送事务准备请求，参与者将准备好的事务状态反馈给协调者。在第二阶段，协调者根据参与者的反馈决定是否提交或中止事务。2PC的主要缺点是阻塞问题和单点故障。
三阶段提交（Three-Phase Commit，3PC）：3PC是对2PC的改进，主要解决了2PC的阻塞问题。与2PC不同，3PC引入了预提交阶段，使得参与者在准备完成之后可以继续处理其他事务。3PC在保证一致性的同时，也增加了一定的复杂性。
补偿事务（Compensating Transaction）：补偿事务是一种基于补偿机制的分布式事务处理方法。在补偿事务中，每个参与者执行事务时记录一些可以用于回滚操作的补偿操作，并在需要回滚时依次执行这些补偿操作，将系统恢复到原始状态。补偿事务在容错和扩展性方面有一定优势，但可能需要额外的开发工作。
Saga模式：Saga模式是一种事件驱动的分布式事务模式，将复杂的分布式事务分解为多个局部事务，每个局部事务负责处理自己的业务逻辑和状态变更，并通过发布和订阅事件的方式进行协调。Saga模式具有较好的可扩展性和灵活性，但需要开发人员对业务逻辑进行分解和编排。
数据库自增id，当id值大于MAXINT时，数据库如何做 ？
做分库分表之类的优化了调整数据类型，修改为BIGINT数据类型，但是要注意数据太多，DDL执行时长问题了解过前缀索引吗？
使用前缀索引是为了减小索引字段大小，可以增加一个索引页中存储的索引值，有效提高索引的查询速度。在一些大字符串的字段作为索引时，使用前缀索引可以帮助我们减小索引项的大小。
介绍一下联合索引？最左匹配原则是什么？
通过将多个字段组合成一个索引，该索引就被称为联合索引。
比如，将商品表中的 product_no 和 name 字段组合成联合索引(product_no, name)，创建联合索引的方式如下：
CREATE INDEX index_product_no_name ON product(product_no, name);
联合索引(product_no, name) 的 B+Tree 示意图如下（图中叶子节点之间我画了单向链表，但是实际上是双向链表，原图我找不到了，修改不了，偷个懒我不重画了，大家脑补成双向链表就行）。
可以看到，联合索引的非叶子节点用两个字段的值作为 B+Tree 的 key 值。当在联合索引查询数据时，先按 product_no 字段比较，在 product_no 相同的情况下再按 name 字段比较。
也就是说，联合索引查询的 B+Tree 是先按 product_no 进行排序，然后再 product_no 相同的情况再按 name 字段排序。
因此，使用联合索引时，存在最左匹配原则，也就是按照最左优先的方式进行索引的匹配。在使用联合索引进行查询的时候，如果不遵循「最左匹配原则」，联合索引会失效，这样就无法利用到索引快速查询的特性了。
比如，如果创建了一个 (a, b, c) 联合索引，如果查询条件是以下这几种，就可以匹配上联合索引：
where a=1；where a=1 and b=2 and c=3；where a=1 and b=2；需要注意的是，因为有查询优化器，所以 a 字段在 where 子句的顺序并不重要。
但是，如果查询条件是以下这几种，因为不符合最左匹配原则，所以就无法匹配上联合索引，联合索引就会失效:
where b=2；where c=3；where b=2 and c=3；上面这些查询条件之所以会失效，是因为(a, b, c) 联合索引，是先按 a 排序，在 a 相同的情况再按 b 排序，在 b 相同的情况再按 c 排序。所以，b 和 c 是全局无序，局部相对有序的，这样在没有遵循最左匹配原则的情况下，是无法利用到索引的。
我这里举联合索引（a，b）的例子，该联合索引的 B+ Tree 如下（图中叶子节点之间我画了单向链表，但是实际上是双向链表，原图我找不到了，修改不了，偷个懒我不重画了，大家脑补成双向链表就行）。
可以看到，a 是全局有序的（1, 2, 2, 3, 4, 5, 6, 7 ,8），而 b 是全局是无序的（12，7，8，2，3，8，10，5，2）。因此，直接执行where b = 2这种查询条件没有办法利用联合索引的，利用索引的前提是索引里的 key 是有序的。
只有在 a 相同的情况才，b 才是有序的，比如 a 等于 2 的时候，b 的值为（7，8），这时就是有序的，这个有序状态是局部的，因此，执行where a = 2 and b = 7是 a 和 b 字段能用到联合索引的，也就是联合索引生效了。
联合索引有一些特殊情况，并不是查询过程使用了联合索引查询，就代表联合索引中的所有字段都用到了联合索引进行索引查询，也就是可能存在部分字段用到联合索引的 B+Tree，部分字段没有用到联合索引的 B+Tree 的情况。
这种特殊情况就发生在范围查询。联合索引的最左匹配原则会一直向右匹配直到遇到「范围查询」就会停止匹配。也就是范围查询的字段可以用到联合索引，但是在范围查询字段的后面的字段无法用到联合索引。
场景题
一个保存字符串的超大文件，如何判断一个字符串在不在这个文件这种。
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