⽹络
深信服 Java ⾯试
深信服每年在 9-10 ⽉份都会开展线下校园招聘，不少同学经过线下⾯试就直接通过了所有⾯试，
等待了⼏周等于开奖了。
不少211 、985 硕⼠同学跟我反馈，深信服给了个 ⼤⽩菜：19k x 16 （base 深圳），这个薪资相⽐互联⽹中⼤⼚是会缺少竞争⼒，被⼤多数同学称为劝退价。
其实深信服技术岗位的校招薪资也能开的很⾼，但是普 通档的 offer 和 sp 档的 offer 差距很⼤，根
据其他同学的爆料， 我也总结了深信服 25 届技术岗的开奖情况：
普通档：17 〜19k x （12 〜18 ）
sp 档：22 〜24k x （12 〜18 ） + 15w 〜20 签字费分 3 年发
ssp 档位：28 〜29k x （12 〜18 ） + 30w 签字费分 3 年发
是不是感觉每个档次差距还挺⼤的，sp 、ssp 档属于少部分优秀的⼈才有机 会拿到，⼤部分都是在
普通档的区间，⽽且针对 sp 档以上的 offer ，还会有额外的签字费，15w-30w 分三年发， 中途离
职就没有了。
年终奖的话，有的部⻔是没有（ 12 薪资），有的部⻔是 4 个⽉（ 16 薪资），有的部⻔是 6 个⽉
（18 薪资），最终能不能拿满也是看绩效和公司的营收情况。
深信服是会加班的，加班接受程度，周⼀、周⼆、周三晚⼋点半， 每个⽉第⼀周六半天。
那问题来了，深信服⾯试难度如何呢？
我找 了⼀位深信服软开的校招⼆⾯的线下⾯经，提供给⼤家学 习学习，主要拷打了 35 分钟，问完
简历上上 的项⽬和校园经历之后，就开始问了⼀些⼋股⽂，主要是计算机⽹络和数据库⽅⾯的知
识，也需要现场⼿撕算法，最后还问了⼀个逻辑题⽬。
⽹络
⽹络协议为什么 需要分层？
复杂的系统需要分层，因为每⼀层都需要专注于⼀类事情。我们的⽹络分层的原因也是⼀样，每
⼀层只专注于做⼀类事情。分层带来的好处 ：
「各层之间相互独⽴」：各层之间相互独⽴，各层之间不需要关⼼其他层是如何实现的，只需要
知道⾃⼰如何调⽤下层提供好的功能就可以了（可以简单理解为接⼝调⽤），这个和我们对开发
时系统进⾏分层是⼀个道理。
「提⾼了整体灵活性」 ：每⼀层都可以使 ⽤最适合的技术来 实现，你只需要保证你提供的功能
以及暴露的接⼝的规则没有改变就⾏了，这个和我们平时开发系统的时候要求的⾼内聚、低耦
合的原则也是可以对应上的。
「⼤问题化⼩」 ：分层可以将复杂的⽹络间题分解为许多⽐较⼩的、界线⽐较清晰简单的⼩问
题来处理和解决。这样使得复杂的计算机⽹络系统变得易于设计 ，实现和标准化。 这个和我们
平时开发的时候，⼀般会将系统功能分解，然后将复杂的问题分解为容易理解的更⼩的问题是
相对应的，这些较⼩的问题具有更 好的边界（⽬标和接⼝）定义。
说到计算机⽹络分层，我想到了计算机世界⾮常⾮常有名的⼀句话，这⾥分享⼀下：
「计算机科学领域的任何 问题都可以通过增加⼀个间接的中间层来解决，计算机整个体系从上 到
下都是按照严格的层次结构设计 的。」
还有还有，如果⼀层不够那就加两层吧！
因此，⽹络协议需要分层主要是因为以下原因：
⽹络不稳定：可能存在节点故障、停电、⽹线插头被拔等各种意外情况，导致数据传输失败，
分层可以更好地处理重传等问题。
数据量⼤：⼤数据需要切成块来传输，分层便于管理和控制分 块传输的过程。
不同应⽤需求：不同的应⽤层协议（如 HTTP 、FTP 、SMTP 等）对数据传输有不同的要求，分
层可以将共性的功能抽取出来，提⾼效率和灵活性。
tcp 保证可靠性的原理？
CP 协议主要通过以下⼏点来保证传输可靠性：连接管理、序列号、确认应答、超时重传、流量控
制、拥塞控制。
连接管理：即三次握⼿和四次挥⼿。连接管理机制能够建⽴起可靠的连接，这是保证传输可靠
性的前提。
序列号：TCP 将每个字节的数据都进⾏了编号，这就是序列号。序列号的具体作 ⽤如下：能够保
证可靠性，既能防⽌数据丢失，⼜能避免数据重复。能够保证有序性，按照序列号顺序进⾏数
据包还原。能够提⾼效率，基于序列号可 实现多次发送，⼀次确认。
确认应答：接收⽅接收数 据之后，会回传ACK 报⽂，报⽂中带有此次 确认的序列号，⽤于告知
发送⽅此次 接收数 据的情况。在指定时间后，若发送端仍未收到确认应答，就会启动超时重
传。
超时重传：超时重传主要有两种场景：数据包丢失：在指定时间后，若发送端仍未收到确认应
答，就会启动超时重传，向接收端重新发送数据包。确认包丢失：当接收端收到重复数据(通过
序列号进⾏识别)时将其丢弃，并重新回传ACK 报⽂。流量控制：接收端处理数据的速度是有限的，如果发送⽅发送数据的速度过快，就会导致接收
端的缓冲区溢出，进⽽导致丢包。为了 避免上述情况的发⽣，TCP ⽀持根据接 收端的处理能⼒，
来决定发送端的发送速 度。这就是流量控制。流量控制是通过在TCP 报⽂段⾸部维护⼀个滑动窗
⼝来实现的。
拥塞控制：拥塞控制就是当⽹络拥堵严重时，发送端减少数据发送。拥塞控制是通过发送端维
护⼀个拥塞窗⼝来实现的。可以得出，发送端的发送速 度，受限于滑动窗⼝和拥塞窗⼝中的最
⼩值。拥塞控制⽅法分为：慢开始，拥塞避免、快重传和快恢复。
拥塞控制的具体逻辑？
TCP 拥塞控制是为了 防⽌⽹络过载 ⽽采取的⼀系列措施，这些措施能够动态调整数 据传输速率以适
应⽹络状态。TCP 的拥塞控制主要包括以下⼏种算法和策略：
慢启动：当 TCP 连接建⽴或发⽣丢包重传时，TCP 从⼀个相对较⼩的拥塞窗⼝（cwnd ）开始。
这⼀窗⼝随着每次 成功收到确认（ACK ）⽽指数增⻓（每收到⼀个 ACK ，窗⼝⼤⼩增加 1），⽬
的是快速探测可⽤带宽。
拥塞避免：当拥塞窗⼝达到⼀个阈值（ssthresh, slow start threshold ）后，TCP 进⼊拥塞避免阶
段。在这个阶段，拥塞窗⼝以线性增⻓⽅式增加（每经过⼀个轮次，增加 1，即每 RTT 增加
1），这样可以减少发⽣拥塞的⻛险。
快速重传（Fast Retransmit ）：发送⽅在未收到某个数据包的 ACK 时，收到三个 重复的 ACK
（即接收⽅多次确认相同的数据包）时，发送⽅会⽴即重传缺失的数据包，⽽不是等待重传定
时器超时。这有助于减少由于丢 包导致的延迟。
快速恢复（Fast Recovery ）：在快速重传机制之后，TCP 会进⼊快速恢复阶段。此时，ssthresh
被设置为当前的 cwnd 值的⼀半，接着 cwnd 被设置为 ssthresh 加上三个 未确认的 MSS （最⼤
段⼤⼩）。这样，TCP 在丢包后不会完全降低其传输速率，⽽是球⽴⼀个新的⽬标以便 快速返回
正常状态。
http 状态码有哪些？
HTTP 状态码分为 5 ⼤类
1xx 类状态码属于提⽰信息，是协议处理中的⼀种中间状态，实际⽤到的⽐较少。
2xx 类状态码表⽰服务器成功处理了客⼾端的请求，也是我们最愿意 看到的状态。
3xx 类状态码表⽰客⼾端请求的资源发⽣了变动，需要客⼾端⽤新的 URL 重新发送请求获取资
源，也就是重定向。
4xx 类状态码表⽰客⼾端发送的报⽂有误，服务器⽆法处理，也就是错误码的含义。
5xx 类状态码表⽰客⼾端请求报⽂正确，但是服务器处理时内部发⽣了错误，属于服务器端的错
误码。
其中常⻅的具体状态码有：
200 ：请求成功；
301 ：永久重定向；302 ：临时重定向；
404 ：⽆法找到此⻚⾯；405 ：请求的⽅法类型不⽀持；
500 ：服务器内部出错。
MySQL
数据库的锁有哪些锁？
在 MySQL ⾥，根据加锁的范围，可以分为全局锁、表级锁和⾏锁三类。
全局锁：通过flush tables with read lock 语句会将整个数据库就处于只读状态了，这时其他线程
执⾏以下操作，增删改或者表结构修改都会阻塞。全局锁主要应⽤于做全库逻辑备份，这样在
备份数据库期间，不会因为数据或表结构的更新，⽽出现备份⽂件的数据与预期的不⼀样。
表级锁：MySQL ⾥⾯表级别的锁有这⼏种：
表锁：通过lock tables 语句可以对表加表锁，表锁除了会限制别 的线程的读写外，也会限制本
线程接下来的读写操作。
元数据锁：当我们对数据库表进⾏操作时，会⾃动给这个表加上 MDL ，对⼀张表进⾏ CRUD 操
作时，加的是 MDL 读锁；对⼀张表做结构变更操作的时候，加的是 MDL 写锁；MDL 是为了 保
证当⽤⼾对表执⾏ CRUD 操作时，防⽌其他线程对这个表结构做了变更。
意向锁：当执⾏插⼊、更新、删除操作，需要先对表加上「意向独占锁」，然后对该记 录加独占
锁。意向锁的⽬的是为了 快速判断表⾥是否有记录被加锁。
⾏级锁：InnoDB 引擎是⽀持⾏级锁的，⽽ MyISAM 引擎并不⽀持⾏级锁。
记录锁，锁住的是⼀条记录。⽽且记录锁是有 S 锁和 X 锁之分的，满⾜读写互斥，写写 互斥
间隙 锁，只存在于可重复读隔离级别，⽬的是为了 解决可重复读隔离级别下幻读的现象。
Next-Key Lock 称为临 键锁 ，是 Record Lock + Gap Lock 的组合，锁定⼀个范围，并且锁定记
录本⾝。
间隙 锁会不会出现死锁情况 为什么 ？
Gap Lock 称为间隙 锁，只存在于可重复读隔离级别，⽬的是为了 解决可重复读隔离级别下幻读的
现象。
假设，表中有⼀个范围 id 为（3，5）间隙 锁，那么其他事 务就⽆法插⼊ id = 4 这条记录了，这样就有效的防⽌幻读现象的发⽣。
间隙 锁虽然存在 X 型间隙 锁和 S 型间隙 锁，但是并没有什么 区别，间隙 锁之间是兼容的，即两个 事务可以同时持有包含共同间隙 范围的间隙 锁，并不存在互斥关系，也就是⼀个事 务如果获取了
（3, 5 ）范围的间隙 锁，那么另外的事务也能成功获取相通范围的间隙 锁，因为间隙 锁的⽬的是防
⽌插⼊幻影记录⽽提出的。
间隙 锁主要是与插⼊意向锁会产⽣冲突，说间隙 锁在遇到插⼊意向锁的时候，是会发⽣死锁的问
题的，⽐如下⾯的场景：
事务A和事务B 在执⾏ select for update 的时候，产⽣了间隙 锁，但是在后⾯的 insert 过程中都阻
塞了，因为插⼊的位置是间隙 锁范围的，因此就阻塞了，两个事 务都在等待双⽅的间隙 锁释放，
于是就造成了循环等待，导致死锁。
⼿撕
⼆叉树层序遍历
可以使 ⽤队列来实现，下⾯是⼀个⽤ C++ 编写的⼆叉树层序遍历的⽰例代 码。该实现使⽤了标准
库中的队列（ std::queue ）来完成层序遍历。
#include <iostream>
#include <queue>
using namespace std ;
// 定义二叉树节点结构
struct TreeNode {
int val ;
TreeNode * left ;
TreeNode * right ;
TreeNode (int x) : val (x), left (nullptr ), right (nullptr ) {}
};
// 层序遍历函数
void levelOrderTraversal (TreeNode * root ) {
if (root == nullptr ) {
queue<TreeNode*> q; // 使用 std::queue 来实现队列
q.push(root); // 将根节点入队
while (!q.empty()) {
TreeNode* current = q.front(); // 取出队列的前端节点
q.pop(); // 出队
cout << current->val << " "; // 访问当前节点
// 将左子树和右子树入队
if (current->left != nullptr) {
q.push(current->left);
}
if (current->right != nullptr) {
q.push(current->right);
}
}
}逻辑
七个 球，有⼀个不 ⼀样，称⼏次能找出来
要找出七个 球中⼀个不 ⼀样的球（假设这个球的重量 不同），可以使 ⽤天平称重的⽅法，称的次数
取决于不 ⼀样的球是重还是轻。以下是解决⽅案的步骤：
第⼀步：分组称重
第⼀次称重：将七个 球分为三 组，分别 是：
组1：3个球（⽐如球A、B、C）
组2：3个球（⽐如球D、E、F）
组3：1个球（球G）
将组1与组2进⾏称重：
情况1：如果两组重量 相等，说明不⼀样的球在组3的球G中。
情况2：如果两组重量 不等，进⼀步确定哪个组中有不⼀样的球（我们也可以知道这个球是重还
是轻，根据称重的结果）。
第⼆步：根据第⼀次称重的结果进⾏第⼆次称重
情况1：如果第⼀次称重重量 相等（球G不⼀样）。
第⼆次称重：从组G（只有1个球）中选出，直接得出球G就是不⼀样的球。
情况2：如果组1（A、B、C）和组2（D、E、F）有不同的重量 ，假设组1重于组2。那么可以进⼀
步判断：
第⼆次称重：将组1的两个 球与组2的两个 球进⾏称重：⽐如将A和B与D和E进⾏称重。
如果A和B重于D和E，则不⼀样的球在A或B中，并且可以知道它是重的。
如果A和B轻于D和E，则不⼀样的球在D或E中，并且可以知道它是轻的。
如果两边重量 相等，则不⼀样的球必在组中没有称重的那个球（C或F），并且可以知道它是重还
是轻。
第三步：找到不⼀样的球
第三次称重：根据上⼀步的结果，可以从两个 候选球中选择⼀个进⾏称重。⽐如：
假如上⼀步得知A和B中有⼀个球不⼀样，再称重⼀次A和B，这样可以确定出哪个是不同的球。
因此，通过这 三个 称重的步骤，最多只需要 3 次称重 就可以找出7个球中那个不 ⼀样的球。