面经36

第 94 / 152 卷日期：2024-02-01

@author 壮

汇总：

1、三次握手连接阶段，最后一次ACK包丢失，会发生什么？

服务端：

第三次的ACK在网络中丢失，那么服务端该TCP连接的状态为SYN_RECV,并且会根据 TCP的超时᯿传机制，会等待3 秒、6秒、12秒后᯿新发送SYN+ACK包，以便客户端᯿新发送ACK包。

如果᯿发指定次数之后，仍然未收到客户端的ACK应答，那么一段时间后，服务端自动关闭这个连接。

客户端：

客户端认为这个连接已经建立，如果客户端向服务端发送数据，服务端将以RST包（Reset，标示复位，用于异常的关闭连接）响应。此时，客户端知道第三次握手失败。

2、四次握手流程

设定 A为客户端，B为服务端， ACK 在连接建立之后都为 1。

A 发送连接释放报文，FIN=1。【停止发送数据，主动关闭TCP连接】 B 收到之后发出确认，此时 TCP 属于半关闭状态，B 能向 A 发送数据但是 A 不能向 B 发送数据。

当 B 不再需要连接时，发送连接释放报文，FIN=1。

A 收到后发出确认，进入 TIME-WAIT 状态，等待 2 MSL（最大报文存活时间）后释放连接。

B 收到 A 的确认后释放连接。

3、什么需要四次握手？

服务器在收到客户端的 FIN 报文段后，可能还有一些数据要传输，所以不能马上关闭连接，但是会做出应答，返回 ACK 报文段.

接下来可能会继续发送数据，在数据发送完后，服务器会向客户单发送 FIN 报文，表示数据已经发送完毕，请求关闭连接。服务器的ACK和FIN一般都会分开发送，从而导致多了一次，因此一共需要四次挥手。

任何一方都可以在数据传送结束后发出连接释放的通知，待对方确认后进入半关闭状态。当另一方也没有数据再发送的时候，则发出连接释放通知，对方确认后就完全关闭了TCP连接。

1、重做日志（redo log）--崩溃恢复

作用：

确保事务的持久性。防止在发生故障的时间点，尚有脏页未写入磁盘，在᯿启mysql服务的时候，根据redo log进行᯿做，从而达到事务的持久性这一特性。

内容：

物理格式的日志，记录的是物理数据页面的修改的信息，其᯿做日志是顺序写入᯿做日志文件的物理文件中去的。

产生时机：

事务开始之后就产生᯿做日志，᯿做日志的落盘并不是随着事务的提交才写入的，而是在事务的执行过程中，便开始写入᯿做日志文件中。

释放时间：

当对应事务的脏页/脏数据【是指在内存中未刷到磁盘的数据】写入到磁盘之后，᯿做日志的使命也就完成了，᯿ 做日志占用的空间就可以᯿用（被覆盖）

更新步骤：

᯿做日志先将数据写入缓冲区；然后将缓冲区中的数据写入᯿做日志文件。

脏数据刷盘：

᯿做日志的大小是固定的，设置了两个标志位置，checkpoint和write_pos，分别表示记录擦除的位置和记录写入的位置，标识之间的为空闲可用空间，写入和擦除都是往后推移，循环往复的。当write_pos = checkpoint时，表

示redo log日志已经写满，执行checkpoint规则【checkpoint触发后，将buffer中脏数据页和脏日志页都刷到磁盘】腾出可写空间

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