1.进程与线程间的区别
根本区别：进程是操作系统资源分配的基本单位，而线程是任务调度和执行的基本单位
在开销方面：每个进程都有独立的代码和数据空间（程序上下文），程序之间的切换会有较大的开销；线程可以看做轻量级的进程，同一类线程共享代码和数据空间，每个线程都有自己独立的运行栈和程序计数器（PC），线程之间切换的开销小。
所处环境：在操作系统中能同时运行多个进程（程序）；而在同一个进程（程序）中有多个线程同时执行（通过CPU调度，在每个时间片中只有一个线程执行）
内存分配方面：系统在运行的时候会为每个进程分配不同的内存空间；而对线程而言，除了CPU外，系统不会为线程分配内存（线程所使用的资源来自其所属进程的资源），线程组之间只能共享资源。
包含关系：没有线程的进程可以看做是单线程的，如果一个进程内有多个线程，则执行过程不是一条线的，而是多条线（线程）共同完成的；线程是进程的一部分，所以线程也被称为轻权进程或者轻量级进程。
线程挂了，是否会影响进程？
1.进程（主线程）创建了多个线程，多个子线程均拥有自己独立的栈空间（存储函数参数、局部变量等），但是多个子线程和主线程共享堆、全局变量等非栈内存。
2.如果子线程的崩溃是由于自己的一亩三分地引起的，那就不会对主线程和其他子线程产生影响，但是如果子线程的崩溃是因为对共享区域造成了破坏，那么大家就一起崩溃了。
举个栗子：主线程是一节车厢的乘务员，诸多乘客（也就是子线程）就是经过乘务员（主线程）检票确定可以进入车厢的，也就是主线程创建了诸多子线程，每个子线程有自己独立的区域（座位啊啥的），但是诸多乘客和乘务员共享走廊啊卫生间啊等等，如果其中一名乘客座位坏了，摔了（可以认为奔溃了），那么其他乘客和乘务员都不受影响，但是如果乘客将卫生间给破坏了，他也无法使用卫生间（崩溃了），其他乘客和乘务员也不能用卫生间，好吧，那么大家一起憋着吧（崩溃了）。
多线程：迅雷下载的任务能够多个一起下载，而不是一个下载完成后才开始下载第二个，或者说在浏览器中能一边听音乐一边浏览网页
多进程：同时执行多个程序，如同时运行Word编辑器,QQ等程序
并行：当有多个CPU或者是多核CPU时才有可能实现并行，并行就是多个线程或者多个进程同时运行
并发：单个CPU（也可以多个CPU）将多个线程中的每个线程（多个进程中的每个进程）按时间分为一个一个的时间片，每一个时刻只执行某个线程（进程）的时间片，时间片过期后转而执行下一个线程（进程）的时间片
注：并发宏观上看起来像是并行但是微观上并不能做到并行
进程间通信（IPC）介绍
IPC的方式通常有管道（包括无名管道和命名管道）、消息队列、信号量、共享存储、Socket、Streams等。其中 Socket和Streams支持不同主机上的两个进程IPC。
管道，通常指无名管道，是 UNIX 系统IPC最古老的形式。
它是半双工的（即数据只能在一个方向上流动），具有固定的读端和写端。
它只能用于具有亲缘关系的进程之间的通信（也是父子进程或者兄弟进程之间）。
它可以看成是一种特殊的文件，对于它的读写也可以使用普通的read、write 等函数。但是它不是普通的文件，并不属于其他任何文件系统，并且只存在于内存中。
当一个管道建立时，它会创建两个文件描述符：fd[0]为读而打开，fd[1]为写而打开
要关闭管道只需将这两个文件描述符关闭即可。
FIFO，也称为命名管道，它是一种文件类型。
FIFO可以在无关的进程之间交换数据，与无名管道不同。
FIFO有路径名与之相关联，它以一种特殊设备文件形式存在于文件系统中。
FIFO的通信方式类似于在进程中使用文件来传输数据，只不过FIFO类型文件同时具有管道的特性。在数据读出时，FIFO管道中同时清除数据，并且“先进先出”。
消息队列，是消息的链接表，存放在内核中。一个消息队列由一个标识符（即队列ID）来标识。
消息队列是面向记录的，其中的消息具有特定的格式以及特定的优先级。
消息队列独立于发送与接收进程。进程终止时，消息队列及其内容并不会被删除。
消息队列可以实现消息的随机查询,消息不一定要以先进先出的次序读取,也可以按消息的类型读取。
信号量（semaphore）与已经介绍过的 IPC 结构不同，它是一个计数器。信号量用于实现进程间的互斥与同步，而不是用于存储进程间通信数据。
信号量用于进程间同步，若要在进程间传递数据需要结合共享内存。
信号量基于操作系统的 PV 操作，程序对信号量的操作都是原子操作。
每次对信号量的 PV 操作不仅限于对信号量值加 1 或减 1，而且可以加减任意正整数。
共享内存（Shared Memory），指两个或多个进程共享一个给定的存储区。
共享内存是最快的一种 IPC，因为进程是直接对内存进行存取。
因为多个进程可以同时操作，所以需要进行同步。
信号量+共享内存通常结合在一起使用，信号量用来同步对共享内存的访问。
使用【共享内存+信号量+消息队列】的组合来实现服务器进程与客户进程间的通信。
共享内存用来传递数据；
消息队列用来 在客户端修改了共享内存后 通知服务器读取。
套接字( socket ) ： 套解口也是一种进程间通信机制，与其他通信机制不同的是，它可用于不同机器间的进程通信。
1.管道：速度慢，容量有限，只有父子进程能通讯
2.FIFO：任何进程间都能通讯，但速度慢
3.消息队列：容量受到系统限制，且要注意第一次读的时候，要考虑上一次没有读完数据的问题
4.信号量：不能传递复杂消息，只能用来同步
5.共享内存区：能够很容易控制容量，速度快，但要保持同步，比如一个进程在写的时候，另一个进程要注意读写的问题，相当于线程中的线程安全，当然，共享内存区同样可以用作线程间通讯，不过没这个必要，线程间本来就已经共享了同一进程内的一块内存
3.CPU负载与使用率的关系
CPU负载和CPU利用率的区别
CPU利用率：显示的是程序在运行期间实时占用的CPU百分比
CPU负载：显示的是一段时间内正在使用和等待使用CPU的平均任务数。CPU利用率高，并不意味着负载就一定大。举例来说：如果我有一个程序它需要一直使用CPU的运算功能，那么此时CPU的使用率可能达到100%，但是CPU的工作负载则是趋近于“1”，因为CPU仅负责一个工作嘛！如果同时执行这样的程序两个呢？CPU的使用率还是100%，但是工作负载则变成2了。所以也就是说，当CPU的工作负载越大，代表CPU必须要在不同的工作之间进行频繁的工作切换。
网上有篇文章举了一个有趣比喻，拿打电话来说明两者的区别，我按自己的理解阐述一下。
某公用电话亭，有一个人在打电话，四个人在等待，每人限定使用电话一分钟，若有人一分钟之内没有打完电话，只能挂掉电话去排队，等待下一轮。电话在这里就相当于CPU，而正在或等待打电话的人就相当于任务数。
在电话亭使用过程中，肯定会有人打完电话走掉，有人没有打完电话而选择重新排队，更会有新增的人在这儿排队，这个人数的变化就相当于任务数的增减。为了统计平均负载情况，我们5分钟统计一次人数，并在第1、5、15分钟的时候对统计情况取平均值，从而形成第1、5、15分钟的平均负载。
有的人拿起电话就打，一直打完1分钟，而有的人可能前三十秒在找电话号码，或者在犹豫要不要打，后三十秒才真正在打电话。如果把电话看作CPU，人数看作任务，我们就说前一个人（任务）的CPU利用率高，后一个人（任务）的CPU利用率低。
当然， CPU并不会在前三十秒工作，后三十秒歇着，只是说，有的程序涉及到大量的计算，所以CPU利用率就高，而有的程序牵涉到计算的部分很少，CPU利用率自然就低。但无论CPU的利用率是高是低，跟后面有多少任务在排队没有必然关系。
负载为多少才算比较理想？
这个有争议，各有各的说法，个人比较赞同CPU负载小于等于0.5算是一种理想状态。
不管某个CPU的性能有多好，1秒钟能处理多少任务，我们可以认为它无关紧要，虽然事实并非如此。在评估CPU负载时，我们只以5分钟为单位为统计任务队列长度。如果每隔5分钟统计的时候，发现任务队列长度都是1，那么CPU负载就为1。假如我们只有一个单核的CPU，负载一直为1，意味着没有任务在排队，还不错。
但是我那台服务器，是双核CPU，等于是有4个内核，每个内核的负载为1的话，总负载为4。这就是说，如果我那台服务器的CPU负载长期保持在4左右，还可以接受。
但是每个内核的负载为1，并不能算是一种理想状态！这意味着我们的CPU一直很忙，不得清闲。网上有说理想的状态是每个内核的负载为0.7左右，我比较赞同，0.7乘以内核数，得出服务器理想的CPU负载，比如我这台服务器，负载在3.0以下就可以。
如何来降低服务器的CPU负载？
最简单办法的是更换性能更好的服务器，不要想着仅仅提高CPU的性能，那没有用，CPU要发挥出它最好的性能还需要其它软硬件的配合。
在服务器其它方面配置合理的情况下，CPU数量和CPU核心数（即内核数）都会影响到CPU负载，因为任务最终是要分配到CPU核心去处理的。两块CPU要比一块CPU好，双核要比单核好。
因此，我们需要记住，除去CPU性能上的差异，CPU负载是基于内核数来计算的！有一个说法，“有多少内核，即有多少负载”。
CPU使用率到多少才算比较理想？
CPU利用率在过去常常被我们这些外行认为是判断机器是否已经到了满负荷的一个标准，我看到长时间CPU使用率60-80%就认为机器有瓶颈出现。
4.硬链接与软连接的区别
软链接相当于原文件的一个快捷方式，存放源文件的路径指向，有自己的 inode 号以及用户数据块。软连接可以指向目录，而且软连接所指向的目录可以位于不同的文件系统中。当原始文件被删除后，链接文件也将失效。在删除源文件后，向软连接里写入内容，源文件会恢复，并包含与软链接相同的内容。
- 软链接，以路径的形式存在。类似于Windows操作系统中的快捷方式
- 软链接有自己的文件属性及权限等；
-
可对不存在的文件或目录创建软链接；
-
软链接可以跨文件系统 ，硬链接不可以
- 软链接可交叉文件系统；
-
软链接可对文件或目录创建；
- 创建软链接时，链接计数 i_nlink 不会增加；
- 删除软链接并不影响被指向的文件，但若被指向的原文件被删除，则相关软连接被称为死链接或悬挂的软链接（即 dangling link，若被指向路径文件被重新创建，死链接可恢复为正常的软链接）。
建立软链接：ln -s 源文件或目录 目标文件或目录
相当于对源文件cp -p加同步更新。区别在于对源文件修改时，硬链接文件会同步修改，复制的文件不会。
简单说，硬链接就是一个 inode 号对应多个文件。就是同一个文件使用了多个别名。
所以，硬链接文件与原始文件其实是同一个文件，只不过是不同的名字而已。我们每添加一个硬链接，该文件的inode链接数就会增加1；而且只有当该文件的inode连接数为0时，才算彻底将它删除。换言之，由于硬链接实际上是指向原文件的inode的指针，因此即便原始文件被删除，依然可以通过硬链接文件来访问。
在多用户的操作系统里，你写一个脚本，程序等，没有完成，保存后等下次有时间继续写，但是其他用户有可能将你未写完的东西当成垃圾清理掉，这时，你对你的程序，脚本等做一个硬链接，利用硬链接的同步更新，就可以方式，别人误删你的源文件了。
硬链接为什么不能跨系统？
首先，不同的文件系统的文件管理方式不同，甚至有些文件系统不是索引文件系统，并不一定两个文件系统的inode有相同的含义。再者，即使有相同inode含义，硬链接的几个文件，具有相同的inode号码。不同文件系统中，也可能有使用该inode号的文件，这将产生矛盾。
为什么删除源文件硬链接不受影响？
删除了源文件,只是删除了从inode号到源文件的映射关系，不影响inode号和硬链接的映射关系。此图也解释了硬链接的同步更新，对源文件修改，操作系统只认i节点，于是操作系统就将修改内容写进所有i节点相同名字不同的文件。
硬链接为什么不能链接目录？
说法1：因为如果使用 hard link 链接到目录时， 链接的数据需要连同被链接目录下面的所有数据都创建链接，举例来说，如果你要将 /etc 使用实体链接创建一个 /etc_hd 的目录时，那么在 /etc_hd 下面的所有文件名同时都与 /etc 下面的文件名要创建 hard link 的，而不是仅链接到 /etc_hd 与 /etc 而已。
并且，未来如果需要在 /etc_hd 下面创建新文件时，连带的， /etc 下面的数据又得要创建一次 hard link ，因此造成环境相当大的复杂度。 所以，目前 hard link 对于目录暂时还是不支持的！
说法2：LINUX的硬链接不能链接到目录是因为引入了对目录的硬连接就有可能在目录中引入循环，在目录遍回历的时候答系统就会陷入无限循环当中，这样导致无法定位到访问目录。
linux系统中，每个文件(目录也是文件)都对应着一个inode结构，其中inode数据结构中包含了文件类型(目录，普通文件，符号连接文件等等)的信息，也就是说操作系统在遍历目录时可以判断出符号连接，既然可以判断出符号连接当然就可以采取一些措施来防范进入过大的循环了，系统在连续遇到8个符号连接后就停止遍历，这就是为什么对目录符号连接不会进入死循环的原因了。但是对于硬连接，由于操作系统中采用的数据结构和算法限制，目前是不能防范这种死循环的。
- 以文件副本的形式存在。但不占用实际空间。
-
只能对已存在的文件进行创建，不能对目录进行创建
- 不能交叉文件系统进行硬链接的创建；
-
硬链接只有在同一个文件系统中才能创建
- 删除一个硬链接文件并不影响其他有相同 inode 号的文件。
5.Linux系统的七个启动级别
Linux下的7个运行级别：
0:系统停机状态，系统默认运行级别不能设置为0，否则不能正常启动，机器关闭。
1:单用户工作状态，root权限，用于系统维护，禁止远程登陆，就像Windows下的安全模式登录。
2:多用户状态，没有NFS支持。
3:完整的多用户模式，有NFS，登陆后进入控制台命令行模式。
4:系统未使用，保留一般不用，在一些特殊情况下可以用它来做一些事情。例如在笔记本电脑的电池用尽时，可以切换到这个模式来做一些设置。
5:X11控制台，登陆后进入图形GUI模式，XWindow系统。
标准的Linux运行级别为3或5
1、主机加电自检，加载 BIOS 硬件信息。
4、运行第一个进程 init (进程号永远为 1 )。
5、进入相应的运行级别。
6、运行终端，输入用户名和密码。
kill和kill -9，两个命令在linux中都有杀死进程的效果，然而两命令的执行过程却大有不同，在程序中如果用错了，可能会造成莫名其妙的现象。
执行kill（不加 -* 默认kill -15）命令，系统会发送一个SIGTERM信号给对应的程序。当程序接收到该signal信号后，将会发生以下事情：
当程序释放相应资源后再停止
大部分程序接收到SIGTERM信号后，会先释放自己的资源，然后再停止。但是也有程序可能接收信号后，做一些其他的事情（如果程序正在等待IO，可能就不会立马做出响应，我在使用wkhtmltopdf转pdf的项目中遇到这现象），也就是说，SIGTERM多半是会被阻塞的。
然而kill -9命令，系统给对应程序发送的信号是SIGKILL，即exit。exit信号不会被系统阻塞，所以kill -9能顺利杀掉进程。
小结：在使用 kill -9 前，应该先使用 kill -15，给目标进程一个清理善后工作的机会。如果没有，可能会留下一些不完整的文件或状态，从而影响服务的再次启动。
总之，在使用kill -9前，你应该先使用kill -15，给目标进程一个清理善后工作的机会。(进程也许无法捕捉或直接忽略SIGKILL信号，但它们可以，通常也是能够捕捉SIGTERM信号的。)如果你不留机会让进程完成清理工作，它们会留下一些不完整的文件或状态，当系统重启时，程序将无法理解这些状态。
我们删除一个文件，实际上并不是清除了inode节点和block数据块。只是在这个文件的父目录里面的block中，删除了这个文件的名字，从而使这个文件名消失，并且无法指向这个文件的inode节点。当没有文件名指向这个inode节点的时候，会同时释放inode节点和存放这个文件的block数据块，并更新inode MAP和block MAP今后让这些位置可以用于放置其他文件数据。
对于rm命令来说，实际就是减少磁盘的引用计数 i_nlink 。如果当文件被另外一个进程调用时，用户执行rm命令删除文件，再去cat文件内容时就会找不到文件，但是调用该删除文件的那个进程却仍然可以对文件进行正常的操作。这就是因为 i_nlink 为 0 ，但 i_count 并不为 0 。只有当 i_nlink 和 i_count 均为 0 时，文件才会被删除（这里的删除是指将文件名到
inode 的链接删除了，但文件在磁盘上的block数据块并未被删除）。
当创建文件的硬链接的时候，对应的i_link数会增加。当一个文件被某一个进程引用时，对应i_count数就会增加。
对于删除命令rm而言，实际就是减少i_link。那么如果一个文件正在被某个进程调用，而用户却执行rm操作把文件删除了，这会出现什么情况？
用户执行rm操作文件后，再执行ls或其他文件管理命令，无法再找到这个文件了，但是调用这个被删除的文件的进程却在继续执行，依然能从文件中正确的读取及写入内容，这又是为什么呢？
这是因为rm操作只是将i_link减少了，如果没有其他的链接i_link就为0了，但由于该文件依然被进程引用，因此文件对应的i_count并不为0，所以即使执行rm操作，但系统并没有真正删除这个文件，当只有i_link及i_count都为0的时候，这个文件才会真正被删除。也就是说还需接解除该进程对这个文件的调用才行。
那么当文件没有被调用时，执行了rm操作删除文件后是否还可以找回被删除的文件呢？
rm操作只是将文件的i_link减少了，实际就是将文件名到inode的链接删除了。即使i_link减少到0了，此时并没有删除文件的实体(block数据块)。此时，如果即使停止机器工作，数据是可以找回的，如果此时继续写入数据，那么新数据就可能会被分配到被删除的block数据块，此时，文件就会被真正的回收了。
12.源码编译与yum的区别
1）yum安装和源码安装，方式的不同
1，yum安装是将yum源中的rpm包下载到本地，安装这个rpm包。这个rpm包是别人编译安装好的二进制包。这种方式与其说是安装不如说是，更新来的更确切一点。
2，源码安装，下载是源码包，要进行编译和安装，编译过程，可以进行参数设定。
2）yum安装和源码安装，优缺点分析
1，yum安装的优缺点
yum安装的优点，做运维的都很清楚，安装东西，方便快捷，特别是不用考虑包依赖。
yum安装的缺点，安装过程，人为无法干预，不能按需，安装。源里面有什么就安装什么，安装的版本也比较低。
源码安装的优点，编译安装过程，可以设定参数，按照需求，进行安装，并且安装的版本，可以自己选择，灵活性比较大。
源码安装的缺点，由于安装包过新或者是其他问题，导致依赖的包没有，或者版本过低。这个时候就要解决包的依赖问题，linux系统中有的包，一个依赖一个，可能装一个小东西，就要解决一堆包的依赖问题，花很多时间解决包的依赖问题，得不尝失。源码安装的多了，不敢升级系统，升级系统，可能会导致以前手动装的东西，不能用。
包括YUM服务器和客户端两个部分：
15.Linux中的正则表达式与通配
1）vim下的四种模式
正常模式是使用vim打开文件时的默认模式，无论在哪种模式下，按下Esc键就会进入正常模式。在这个模式下，可以移动光标，删除某个字符，删除某行，复制多行，粘贴多行。
x删除光标后的一个字符，X删除光标前的一个字符，nx删除光标后的n个字符，dd剪切光标所在的那一行，ndd剪切光标所在行后的n行，p光标所在行开始，向后粘贴已经复制的内容，P光标所在行开始，向前粘贴已经复制的内容，yy复制光标所在的行，nyy复制光标所在行后的n行，u还原上一次的操作。
在正常模式下输入“:”或“/”进入命令行模式，在该模式下可以进行保存，搜索，替换，退出，显示行号等。
；:w!强制保存；在root用户下，文件只读也能保存；:q退出vim ；:q!强制退出；:wq 保存并退出，:set nu 显示行号，:set nonu不显示行号。
在正常模式下按下i键，进入插入模式，插入模式里可以进行文字的输入，在该模式下按Esc键切换到普通模式。
可视模式是选中一块区域进行操作，包括删除，替换，复制，粘贴，改变大小写等。
在正常模式下按v（小写）进入字符文本，按V（大写）进入行文本，按ctrl+v进入块文本。然后使用上下左右键进行操作选中区域。对选中的部分使用d进行删除，y进行复制，p进行粘贴，r进行文本替换，gu转换为小写，gU转换为大写，g~大小写互换。
2）vim进入文件的方式
-
vim -R file: 以只读的方式打开文件，但可以强制保存；
-
vim -M file: 以只读的方式打开文件，不可以强制保存；
- vim –remote file: 用已有的vim进程打开指定的文件。 如果你不想启用多个vim会话，这个很有用。但要注意， 如果你用vim，会寻找名叫VIM的服务器；如果你已经有一个gvim在运行了， 你可以用gvim –remote file在已有的gvim中打开文件。
【h、j、k、l】，分别控制光标左、下、上、右移一格
按【ctrl+b】屏幕往"后"移动一页
按【ctrl+f】屏幕往"前"移动一页
【Home】移动到这一行的最前面字符处:0数字，但不能用数字小键盘上的数字
【End】 移动到这一行的最后面字符处:$，我测试好像不行
【w】光标跳到下个字的开头
【e】光标跳到下个字的字尾
【H】 光标移动到这个屏幕的最上方那一行的第一个字符
【M】 光标移动到这个屏幕的中间那一行的第一个字符
【L】光标移动到这个屏幕的最下方那一行的第一个字符
【G】 移动到这个文件的最后一行
【nG】移动到这个文件的第n行(可配合:set nu)
【gg】 移动到这个文件的第一行，相当于1G
:s/from/to/ ： 将当前行中的第一个from，替换成to。如果当前行含有多个 from，则只会替换其中的第一个。 :s/from/to/gc ： 将当前行中的所有from都替换成to，但是每一次替换之前都 会询问请求用户确认此操作。 注意：这里的from和to都可以是任何字符串，其中from还可以是正则表达式。 :1,$s/from/to/g ：
对第一行到最后一行的内容进行替换（即全部文本）。 :.,$s/from/to/g ： 对当前行到最后一行的内容进行替换。 其中a和b是之前用m命令所做的标记。
【x】 为向后删除一个字符 (相当于【del】键)
【X】 为向前删除一个字符(相当于【backspace】键)
【nx】 连续向后删除n个字符
【dd】 删除光标所在行
【ndd】 删除光标所在的向下n行
【d1G】 删除光标所在行到第一行的所有数据
【dG】 删除光标所在到最后一行的所有数据
【d$】 删除光标所在处，到该行的最后一个字符
【d0】 删除光标所在处，到该行的最前一个字符
【yy】 复制光标所在的那一行
【nyy】 复制光标所在的向下n列
【y1G】 复制光标所在行到第一行的所有数据
【yG】 复制光标所在行到最后一行的所有数据
【y0】 复制光标所在的那个字符到该行行首的所有数据
【y$】 复制光标所在的那个字符到该行行尾的所有数据
【p】将已复制的数据在光标下一行粘贴上
【P】 则为贴在光标的上一行
【u】 恢复前一个操作
【Ctrl+r】重做上一个操作
cookie的数据信息存放在客户端浏览器上。
session的数据信息存放在服务器上。
对于session来说并没有上限，但出于对服务器端的性能考虑，session内不要存放过多的东西，并且设置session删除机制。
cookie中只能保管ASCII字符串，并需要通过编码方式存储为Unicode字符或者二进制数据。
cookie对客户端是可见的，别有用心的人可以分析存放在本地的cookie并进行cookie欺骗，所以它是不安全的。
session存储在服务器上，对客户端是透明对，不存在敏感信息泄漏的风险。
开发可以通过设置cookie的属性，达到使cookie长期有效的效果。
cookie保管在客户端，不占用服务器资源。对于并发用户十分多的网站，cookie是很好的选择。
session是保管在服务器端的，每个用户都会产生一个session。假如并发访问的用户十分多，会产生十分多的session，耗费大量的内存。
假如客户端浏览器不支持cookie：
cookie是需要客户端浏览器支持的，假如客户端禁用了cookie，或者不支持cookie，则会话跟踪会失效。关于WAP上的应用，常规的cookie就派不上用场了。
运用session需要使用URL地址重写的方式。一切用到session程序的URL都要进行URL地址重写，否则session会话跟踪还会失效。
假如客户端支持cookie：
cookie既能够设为本浏览器窗口以及子窗口内有效，也能够设为一切窗口内有效。
session只能在本窗口以及子窗口内有效。
cookie支持跨域名访问。
session不支持跨域名访问。
Cache：缓存区，是高速缓存，是位于CPU和主内存之间的容量较小但速度很快的存储器，因为CPU的速度远远高于主内存的速度，CPU从内存中读取数据需等待很长的时间，而
Cache保存着CPU刚用过的数据或循环使用的部分数据，这时从Cache中读取数据会更快，减少了CPU等待的时间，提高了系统的性能。Cache并不是缓存文件的，而是缓存块的(块是I/O读写最小的单元)；
Cache：一般会用在I/O请求上，如果多个进程要访问某个文件，可以把此文件读入Cache中，这样下一个进程获取CPU控制权并访问此文件直接从Cache读取，提高系统性能。
Buffer：缓冲区，用于存储速度不同步的设备或优先级不同的设备之间传输数据；通过buffer可以减少进程间通信需要等待的时间，当存储速度快的设备与存储速度慢的设备进行通信时，存储慢的数据先把数据存放到buffer，达到一定程度存储快的设备再读取buffer的数据，在此期间存储快的设备CPU可以干其他的事情。
Buffer：一般是用在写入磁盘的，例如：某个进程要求多个字段被读入，当所有要求的字段被读入之前已经读入的字段会先放到buffer中。
（1）post更安全（不会作为url的一部分，不会被缓存、保存在服务器日志、以及浏览器浏览记录中）
（3）post能发送更多的数据类型（get只能发送ASCII字符）
（5）post用于修改和写入数据，get一般用于搜索排序和筛选之类的操作（淘宝，支付宝的搜索查询都是get提交），目的是资源的获取，读取数据
若符合下列任一情况，则用POST方法：
* 请求的结果有持续性的副作用，例如，数据库内添加新的数据行。
* 若使用GET方法，则表单上收集的数据可能让URL过长。
* 要传送的数据不是采用7位的ASCII编码。
若符合下列任一情况，则用GET方法：
* 请求是为了查找资源，HTML表单数据仅用来帮助搜索。
* 请求结果无持续性的副作用。
（1）TCP：面向连接，可靠的，速度慢，效率低。
（2）UDP：无连接、不可靠、速度快、效率高。
当进程需要传输可靠的数据时应使用TCP，当进程需要高效传输数据，可以忽略可靠性时应使用UDP协议。
发送方发送的报文中含有序列号，每当发送一个报文后，就启动一个计时器（RTO），该计时器的时间一般是有当前网络来决定的，一个RTT指的是当一个报文从发送到接收到对应的ACK标志的时间，RTO的决定一般是发送方尝试发送几个报文，然后取平均RTT时间来决定计时器的值。
当发送一个报文以后，发送方在计时范围以内，如果没有接收到相应的ACK确认报文，那么发送方就会重传该报文。
该机制指的是，发送方一直发送报文，不会每发一次报文就都要等待到这个报文的ACK标志才发送下个报文。 当接收方发送接受的序列号不对的时候，发送连续的3个ACK标志，告诉发送方，这个报文在传输过程中出现了丢包。发送方如果接收到某个相同序列号的三个ACK报文，那么此时立马重发该报文，不用等待计时器的时间结束。
接收端处理数据的速度是有限的，如果发送方的速度太快，就会把缓冲区打满。这个时候如果继续发送数据，就会导致丢包等一系列连锁反应。所以TCP支持根据接收端能力来决定发送端的发送速度。这个机制叫做流量控制。所谓流量控制就是发送方通过维持一个发送滑动窗口来确保不会发生由于发送方报文发送太快接收方无法及时处理的问题。此时发送方的报文分为四类，
第一类是已经发送并且得到接收方确认的报文，第二类是已经发送但是没有接收到确认的报文，第三类是发送方还没发送，但是滑动窗口还足够巨大，允许被发送的报文， 第四类是还没发送并且窗口已经被占满，不允许发送的报文。 一般来说，滑动窗口的最左端都是介于第一类跟第二类报文的分界线，最右端是第三类跟第四类报文的分界线。
（接收端向发送端主机通知自己可以接受数据的大小，这个大小限制就叫做窗口大小）
接收端如何把窗口大小告诉发送端呢? 回忆我们的TCP首部中, 有一个16位窗口字段, 就是存放了窗口大小信息;那么问题来了, 16位数字最大表示65535, 那么TCP窗口最大就是65535字节么?实际上, TCP首部40字节选项中还包含了一个窗口扩大因子M,
实际窗口大小是 窗口字段的值左移 M 位;
接收端将自己可以接收的缓冲区大小放入 TCP 首部中的 “窗口大小” 字段, 通过ACK端通知发送端;窗口大小字段越大, 说明网络的吞吐量越高;
接收端一旦发现自己的缓冲区快满了, 就会将窗口大小设置成一个更小的值通知给发送端;发送端接受到这个窗口之后, 就会减慢自己的发送速度;
如果接收端缓冲区满了, 就会将窗口置为0; 这时发送方不再发送数据, 但是需要定期发送一个窗口探测数据段, 使接收端把窗口大小告诉发送端
当接收端收到从3001号开始的数据段后其缓冲区挤满。不得不暂时停止发送数据，之后窗口收到更新通知后才得以继续进行。如果这个通知在途中丢失了，可能导致无法继续通信。所以发送方会是不是发送一个窗口探测的数据段。此数据端仅含一个字节来获取最新的窗口大小。
滑动窗口的流量控制可以包括那么几个协议：
a、停等协议。 滑动窗口的大小为1， 每个发送报文都要等到被确认以后，发送方才继续发送下一个报文。
b、后退n步协议。 该协议下，滑动窗口大于1，发送方可以一直发送报文，但是当接收到接收方发送的三个连续的同一序列号的ACK报文时，说明该序列号的报文是已经丢失的，那么此时重发该丢失报文以及该报文以后的报文（包括那些已经发送的）。
c、选择重传。在后退n步协议当中，如果某个报文丢失。那么将要重新发送这个丢失报文及以后的所有报文（包括已经发送的），选择重传协议不用做此要求，只要重新发送丢失的报文即可。
首先要明白拥塞控制与流量控制有什么不同，流量控制考虑的是单纯的发送方与接收方，这两个在全部网络过程中的两个端点。而拥塞控制考虑的是整个网络。可以想象一下，在流量控制当中，接收方跟发送方考虑的只是自己的报文有没有发送并且被接收的问题，假设现在网络阻塞，在超时重传机制当中，发送方没有发送后在计时器时间内没有接收到确认报文，就立马重新发送报文，这时候对已经拥塞的网络来说，无异于雪上加霜。同样实在拥塞的网络情况下，考虑下快速重传机制，同样是这个道理。所以，针对以上问题，TCP应该要有一个拥塞控制机制，不然，后果不堪设想。
一般原理：发生拥塞控制的原因：资源(带宽、交换节点的缓存、处理机)的需求>可用资源。
作用：拥塞控制就是为了防止过多的数据注入到网络中，这样可以使网络中的路由器或者链路不至于过载。拥塞控制要做的都有一个前提：就是网络能够承受现有的网络负荷。
TCP引入 慢启动机制, 先发少量的数据, 探探路, 摸清当前的网络拥堵状态, 再决定按照多大的速度传输。
拥塞窗口：发送方为一个动态变化的窗口叫做拥塞窗口，拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度。发送方让自己的发送窗口=拥塞窗口，但是发送窗口不是一直等于拥塞窗口的，在网络情况好的时候，拥塞窗口不断的增加，发送方的窗口自然也随着增加，但是接受方的接受能力有限，在发送方的窗口达到某个大小时就不在发生变化了。
拥塞窗口发送开始的时候, 定义拥塞窗口大小为1;每次收到一个ACK应答, 拥塞窗口加1;
每次发送数据包的时候, 将拥塞窗口和接收端主机反馈的窗口大小做比较, 取较小的值作为实际发送的窗口;像上面这样的拥塞窗口增长速度, 是指数级别的. “慢启动” 只是指初使时慢, 但是增长速度非常快.为了不增长的那么快, 因此不能使拥塞窗口单纯的加倍.此处引入一个叫做慢启动的阈值。
当拥塞窗口超过这个阈值的时候, 不再按照指数方式增长, 而是按照线性方式增长
当TCP开始启动的时候, 慢启动阈值等于窗口最大值;在每次超时重发的时候, 慢启动阈值会变成原来的一半, 同时拥塞窗口置回1;少量的丢包, 我们仅仅是触发超时重传; 大量的丢包, 我们就认为网络拥塞
当TCP通信开始后, 网络吞吐量会逐渐上升; 随着网络发生拥堵, 吞吐量会立刻下降;拥塞控制, 归根结底是TCP协议想尽可能快的把数据传输给对方, 但是又要避免给网络造成太大压力的折中方案.
下面说明下几个符号说明：
cwnd：拥塞窗口大小
ssthreshold: 拥塞阈值 （该阈值是对网络状况的一个预估，决定在拥塞窗口多大的时候采取怎样的策略，它的初始化一般是一个估计，一般都会给出）
现在可以看下这个拥塞控制机制包括哪几个策略
此时一般是（记住是一般情况）cwnd<ssthreshold，此时cwnd呈指数形式增长，1、2、4、8、16、32...这种增长趋势
一般是启用拥塞结局策略之后，根据不同的情况，进入慢启动或者拥塞避免阶段。
下面我们模拟一下发送方发送报文：假设ssthreshold=8
首先肯定是慢启动阶段，cwnd增长，1、2、4、8，到8的时候，cwnd达到了ssthreshold的值，于是进入拥塞避免阶段，cwnd继续增长8、9、10，假设到10的时候，发生了网络拥塞，这时候拥塞分为两种情况：
第一种，发送方接收到同一序列号的报文的连续三个ACK确认报文，说明出现了丢包，但是接收到接收方发送的丢包信号，说明网络情况还是相对较好的，于是此时发送方做出反应，将ssthreshold=cwnd/2=5，cwnd=ssthreshold=5，然后进入拥塞避免阶段，cwnd继续以5、6、7....这种情况增长。
第二种，发送方接收到同一序列号的报文连续两个ACK确认报文，这时候，就说明网络拥塞情况就比较严重了，连接收方发送的丢包信号都不完整了，这个时候得采取更加严厉的措施了，于是ssthreshold=cwnd/2，cwnd=1，然后重新进入慢启动过程。
linux内核中会维护两个队列：
1）未完成队列：接收到一个SYN建立连接请求，处于SYN_RCVD状态
2）已完成队列：已完成TCP三次握手过程，处于ESTABLISHED状态
当有一个SYN到来请求建立连接时，就在未完成队列中新建一项。当三次握手过程完成后，就将套接口从未完成队列移动到已完成队列。
backlog曾被定义为两个队列的总和的最大值，也曾将backlog的1.5倍作为未完成队列的最大长度。一般将backlog指定为5
accept发生在三次握手的哪一步
accept会监听已完成队列是否非空，当队列为空时，accept就会阻塞。当队列非空时，就从已完成队列中取出一项并返回。而已完成队列中的都是三次握手过程已经完成的，因此accept发生在三次握手之后。
DOS攻击（Denial of Service 拒绝服务攻击）：凡是利用网络安全防护措施不足导致用户不能继续使用正常服务的攻击手段，都可以被称为是拒绝服务攻击，其目的是通过消耗网络宽带或系统资源，使网络或计算机不能提供正常的服务。
DDOS(Distributed Denial of Service ，分布式拒绝服务），凡是攻击者通过控制在网络上的傀儡主机，同时发动他们向目标主机进行拒绝服务攻击的方式称为分布式拒绝服务攻击。
1.伪装的IP向服务器发送一个SYN请求建立连接，然后服务器向该IP回复SYN和ACK，但是找不到该IP对应的主机，当超时时服务器收不到ACK会重复发送。当大量的攻击者请求建立连接时，服务器就会存在大量未完成三次握手的连接，服务器主机backlog被耗尽而不能响应其它连接。即SYN泛洪攻击 （属于DOS的一种，发送大量的半连接请求，耗费CPU和内存资源，引起网络堵塞甚至系统瘫痪）
当你在服务器上看到大量的半连接状态时，特别是源IP地址是随机的，基本上可以断定这是一次SYN_FLOOD攻击.在Linux下可以如下命令检测是否被Syn攻击
1、降低SYN timeout时间，使得主机尽快释放半连接的占用
2、采用SYN cookie设置，如果短时间内连续收到某个IP的重复SYN请求，则认为受到了该IP的攻击，丢弃来自该IP的后续请求报文
3、在网关处设置过滤，拒绝将一个源IP地址不属于其来源子网的包进行更远的路由
2.当一个主机向服务器发送SYN请求连接，服务器回复ACK和SYN后，攻击者截获ACK和SYN。然后伪装成原始主机继续与服务器进行通信。
许多操作系统的TCP/IP协议栈规定ICMP包大小为64KB（网间控制报文），且在对包的标题头进行读取之后，要根据该标题头里包含的信息来为有效载荷生成缓冲区。死亡之ping是基于IP的攻击，由于单个包的长度超过了IP协议规范所规定的包长度，从而导致Windows、Linux系统受到损害。”死亡值ping”就是故意产生畸形的测试ping包，声称自己的尺寸超过ICMP上限，也就是加载的尺寸超过64KB上限，使未采取保护措施的网络系统出现内存分配错误，导致TCP/IP协议栈崩溃，最终接收方宕机。
（1）及时更新系统补丁
（2）安装查杀软硬件，及时更新病毒库
（3）设置复杂口令，减低系统被控制的可能性
（4）关闭不必要的端口与服务
（5）经常检测网络的脆弱性，发现问题及时修复。
（6）对于重要的web服务器可以建立多个镜像实现负载均衡，在一定程度上减轻DDOS的危害
TCP首部选项字段多达40B，一些常用的字段有：
1）选项结束字段（EOP，0x00），占1B，一个报文段仅用一次。放在末尾用于填充，用途是说明：首部已经没有更多的消息，应用数据在下一个32位字开始处
2）无操作字段（NOP, 0x01），占1B，也用于填充，放在选项的开头
3）MSS（最大报文段长度），格式如下：种类（1B，值为2），长度（1B，值为4），数值（2B）用于在连接开始时确定MSS的大小，如果没有确定，就用默认的（一般实现是536B）
4）窗口扩大因子，格式如下：种类（1B，值为3），长度（1B，值为3),数值（1B）
新窗口值 = 首部窗口值 * 2的（扩大因子）次方
当通信双方认为首部的窗口值还不够大的时候，在连接开始时用这个来定义更大的窗口。仅在连接开始时有效。一经定义，通信过程中无法更改。
5）时间戳（应用测试RTT和防止序号绕回）
针对网站访问慢，怎么去排查？
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1、首先要确定是用户端还是服务端的问题。当接到用户反馈访问慢，那边自己立即访问网站看看，如果自己这边访问快，基本断定是用户端问题，就需要耐心跟客户解释，协助客户解决问题。
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2、如果咱们自行访问服务端也慢，那么可以利用浏览器的调试功能，看看加载那一项数据消耗时间过多，是图片加载慢，还是某些数据加载慢。
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4、针对服务器负载情况。查看服务器硬件(网络、CPU、内存)的消耗情况。top ps看内存与cpu的使用率，查看进程占用内存情况，lsof -p pid 查看所对应进程是否有问题，此进程如果不重要，直接kill掉；若此进程重要，查看是否僵尸进程 ，僵尸进程无法被回收，占用负载，把僵尸进程父进程kill掉
，变成孤儿进程，孤儿进程可以被回收如果是购买的云主机，比如阿里云，可以登录阿里云平台提供各方面的监控，比如 CPU、内存、带宽的使用情况。
有哪些方面的因素会导致网站网站访问慢？
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1、服务器出口带宽不够用
- 本身服务器购买的出口带宽比较小。一旦并发量大的话，就会造成分给每个用户的出口带宽就小，访问速度自然就会慢。
- 跨运营商网络导致带宽缩减。例如，公司网站放在电信的网络上，那么客户这边对接是长城宽带或联通，这也可能导致带宽的缩减。
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2、服务器负载过大，导致响应不过来
可以从两个方面入手分析：
- 分析系统负载，使用 w 命令或者 uptime 命令查看系统负载。如果负载很高，则使用 top 命令查看 CPU ，MEM 等占用情况，要么是 CPU 繁忙，要么是内存不够。
- 如果这二者都正常，再去使用 sar 命令分析网卡流量，分析是不是遭到了攻击。一旦分析出问题的原因，采取对应的措施解决，如决定要不要杀死一些进程，或者禁止一些访问等。
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- 如果慢查询比较多。那么就要开发人员或 DBA 协助进行 SQL 语句的优化。
- 如果数据库响应慢，考虑可以加一个数据库缓存，如 Redis 等。然后，也可以搭建 MySQL 主从，一台 MySQL 服务器负责写，其他几台从数据库负责读。
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4、网站开发代码没有优化好
- 例如 SQL 语句没有优化，导致数据库读写相当耗时。
- 1、如果是出口带宽问题，那么久申请加大出口带宽。
- 2、如果慢查询比较多，那么就要开发人员或 DBA 协助进行 SQL 语句的优化。
- 3、如果数据库响应慢，考虑可以加一个数据库缓存，如 Redis 等等。然后也可以搭建MySQL 主从，一台 MySQL 服务器负责写，其他几台从数据库负责读。
- 4、申请购买 CDN 服务，加载用户的访问。
- 5、如果访问还比较慢，那就需要从整体架构上进行优化咯。做到专角色专用，多台服务器提供同一个服务。
2.Linux 性能调优都有哪几种方法？
4.如何规划一台 Linux 主机，步骤是怎样？
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1、确定机器是做什么用的，比如是做 WEB 、DB、还是游戏服务器。
不同的用途，机器的配置会有所不同。
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2、确定好之后，就要定系统需要怎么安装，默认安装哪些系统、分区怎么做。
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3、需要优化系统的哪些参数，需要创建哪些用户等等的。
5.一个ip访问不到怎么解决？
1）首先排查主机网络问题，ping 百度
2）如果可以ping通，表明不是主机网络连接问题。看一下dns解析有没有这个ip的解析；
3）若ping不通，查看火墙策略，或关闭火墙；
4）排查完主机信息，判断该ip是否存在
1.深拷贝、浅拷贝的区别
1、copy.copy 浅拷贝，只拷贝父对象，不会拷贝对象的内部的子对象。（子对象（数组）修改，也会修改）
2、copy.deepcopy 深拷贝，拷贝对象及其子对象（原始对象）
b=a # 赋值，传对象的引用 解释：copy.copy 浅拷贝 只拷贝父对象，不会拷贝对象的内部的子对象。子对象（数组）修改，也会修改 copy.deepcopy 深拷贝 拷贝对象及其子对象（原始对象）
