前言

在分布式系統(tǒng)中，由于redis分布式鎖相對(duì)于更簡(jiǎn)單和高效，成為了分布式鎖的首先，被我們用到了很多實(shí)際業(yè)務(wù)場(chǎng)景當(dāng)中。

但不是說(shuō)用了redis分布式鎖，就可以高枕無(wú)憂了，如果沒(méi)有用好或者用對(duì)，也會(huì)引來(lái)一些意想不到的問(wèn)題。

今天我們就一起聊聊redis分布式鎖的一些坑，給有需要的朋友一個(gè)參考。

1 非原子操作

使用redis的分布式鎖，我們首先想到的可能是setNx命令。

if?(jedis.setnx(lockKey,?val)?==?1)?{
???jedis.expire(lockKey,?timeout);
}

容易，三下五除二，我們就可以把代碼寫(xiě)好。

這段代碼確實(shí)可以加鎖成功，但你有沒(méi)有發(fā)現(xiàn)什么問(wèn)題？

加鎖操作和后面的設(shè)置超時(shí)時(shí)間是分開(kāi)的，并非原子操作。

假如加鎖成功，但是設(shè)置超時(shí)時(shí)間失敗了，該lockKey就變成永不失效。假如在高并發(fā)場(chǎng)景中，有大量的lockKey加鎖成功了，但不會(huì)失效，有可能直接導(dǎo)致redis內(nèi)存空間不足。

那么，有沒(méi)有保證原子性的加鎖命令呢？

答案是：有，請(qǐng)看下面。

2 忘了釋放鎖

上面說(shuō)到使用setNx命令加鎖操作和設(shè)置超時(shí)時(shí)間是分開(kāi)的，并非原子操作。

而在redis中還有set命令，該命令可以指定多個(gè)參數(shù)。

String?result?=?jedis.set(lockKey,?requestId,?"NX",?"PX",?expireTime);
if?("OK".equals(result))?{
????return?true;
}
return?false;

其中：

• lockKey：鎖的標(biāo)識(shí)
• requestId：請(qǐng)求id
• NX：只在鍵不存在時(shí)，才對(duì)鍵進(jìn)行設(shè)置操作。
• PX：設(shè)置鍵的過(guò)期時(shí)間為 millisecond 毫秒。
• expireTime：過(guò)期時(shí)間

set命令是原子操作，加鎖和設(shè)置超時(shí)時(shí)間，一個(gè)命令就能輕松搞定。

使用set命令加鎖，表面上看起來(lái)沒(méi)有問(wèn)題。但如果仔細(xì)想想，加鎖之后，每次都要達(dá)到了超時(shí)時(shí)間才釋放鎖，會(huì)不會(huì)有點(diǎn)不合理？加鎖后，如果不及時(shí)釋放鎖，會(huì)有很多問(wèn)題。

分布式鎖更合理的用法是：

• 手動(dòng)加鎖
• 業(yè)務(wù)操作
• 手動(dòng)釋放鎖
• 如果手動(dòng)釋放鎖失敗了，則達(dá)到超時(shí)時(shí)間，redis會(huì)自動(dòng)釋放鎖。

大致流程圖如下：

那么問(wèn)題來(lái)了，如何釋放鎖呢？

偽代碼如下：

try{
??String?result?=?jedis.set(lockKey,?requestId,?"NX",?"PX",?expireTime);
??if?("OK".equals(result))?{
??????return?true;
??}
??return?false;
}?finally?{
????unlock(lockKey);
}??

需要捕獲業(yè)務(wù)代碼的異常，然后在finally中釋放鎖。換句話說(shuō)就是：無(wú)論代碼執(zhí)行成功或失敗了，都需要釋放鎖。

此時(shí)，有些朋友可能會(huì)問(wèn)：假如剛好在釋放鎖的時(shí)候，系統(tǒng)被重啟了，或者網(wǎng)絡(luò)斷線了，或者機(jī)房斷點(diǎn)了，不也會(huì)導(dǎo)致釋放鎖失?。?/p>

這是一個(gè)好問(wèn)題，因?yàn)檫@種小概率問(wèn)題確實(shí)存在。

但還記得前面我們給鎖設(shè)置過(guò)超時(shí)時(shí)間嗎？即使出現(xiàn)異常情況造成釋放鎖失敗，但到了我們?cè)O(shè)定的超時(shí)時(shí)間，鎖還是會(huì)被redis自動(dòng)釋放。

但只在finally中釋放鎖，就夠了嗎？

3 釋放了別人的鎖

做人要厚道，先回答上面的問(wèn)題：只在finally中釋放鎖，當(dāng)然是不夠的，因?yàn)獒尫沛i的姿勢(shì)，還是不對(duì)。

哪里不對(duì)？

答：在多線程場(chǎng)景中，可能會(huì)出現(xiàn)釋放了別人的鎖的情況。

有些朋友可能會(huì)反駁：假設(shè)在多線程場(chǎng)景中，線程A獲取到了鎖，但如果線程A沒(méi)有釋放鎖，此時(shí)，線程B是獲取不到鎖的，何來(lái)釋放了別人鎖之說(shuō)？

答：假如線程A和線程B，都使用lockKey加鎖。線程A加鎖成功了，但是由于業(yè)務(wù)功能耗時(shí)時(shí)間很長(zhǎng)，超過(guò)了設(shè)置的超時(shí)時(shí)間。這時(shí)候，redis會(huì)自動(dòng)釋放lockKey鎖。此時(shí)，線程B就能給lockKey加鎖成功了，接下來(lái)執(zhí)行它的業(yè)務(wù)操作。恰好這個(gè)時(shí)候，線程A執(zhí)行完了業(yè)務(wù)功能，接下來(lái)，在finally方法中釋放了鎖lockKey。這不就出問(wèn)題了，線程B的鎖，被線程A釋放了。

我想這個(gè)時(shí)候，線程B肯定哭暈在廁所里，并且嘴里還振振有詞。

那么，如何解決這個(gè)問(wèn)題呢？

不知道你們注意到?jīng)]？在使用set命令加鎖時(shí)，除了使用lockKey鎖標(biāo)識(shí)，還多設(shè)置了一個(gè)參數(shù)：requestId，為什么要需要記錄requestId呢？

答：requestId是在釋放鎖的時(shí)候用的。

偽代碼如下：

if?(jedis.get(lockKey).equals(requestId))?{
????jedis.del(lockKey);
????return?true;
}
return?false;

在釋放鎖的時(shí)候，先獲取到該鎖的值（之前設(shè)置值就是requestId），然后判斷跟之前設(shè)置的值是否相同，如果相同才允許刪除鎖，返回成功。如果不同，則直接返回失敗。

換句話說(shuō)就是：自己只能釋放自己加的鎖，不允許釋放別人加的鎖。

這里為什么要用requestId，用userId不行嗎？

答：如果用userId的話，對(duì)于請(qǐng)求來(lái)說(shuō)并不唯一，多個(gè)不同的請(qǐng)求，可能使用同一個(gè)userId。而requestId是全局唯一的，不存在加鎖和釋放鎖亂掉的情況。

此外，使用lua腳本，也能解決釋放了別人的鎖的問(wèn)題：

if?redis.call('get',?KEYS[1])?==?ARGV[1]?then?
?return?redis.call('del',?KEYS[1])?
else?
??return?0?
end

lua腳本能保證查詢(xún)鎖是否存在和刪除鎖是原子操作，用它來(lái)釋放鎖效果更好一些。

說(shuō)到lua腳本，其實(shí)加鎖操作也建議使用lua腳本：

if?(redis.call('exists',?KEYS[1])?==?0)?then
????redis.call('hset',?KEYS[1],?ARGV[2],?1);?
????redis.call('pexpire',?KEYS[1],?ARGV[1]);?
?return?nil;?
end
if?(redis.call('hexists',?KEYS[1],?ARGV[2])?==?1)
???redis.call('hincrby',?KEYS[1],?ARGV[2],?1);?
???redis.call('pexpire',?KEYS[1],?ARGV[1]);?
??return?nil;?
end;?
return?redis.call('pttl',?KEYS[1]);

這是redisson框架的加鎖代碼，寫(xiě)的不錯(cuò)，大家可以借鑒一下。

有趣，下面還有哪些好玩的東西？

4 大量失敗請(qǐng)求

上面的加鎖方法看起來(lái)好像沒(méi)有問(wèn)題，但如果你仔細(xì)想想，如果有1萬(wàn)的請(qǐng)求同時(shí)去競(jìng)爭(zhēng)那把鎖，可能只有一個(gè)請(qǐng)求是成功的，其余的9999個(gè)請(qǐng)求都會(huì)失敗。

在秒殺場(chǎng)景下，會(huì)有什么問(wèn)題？

答：每1萬(wàn)個(gè)請(qǐng)求，有1個(gè)成功。再1萬(wàn)個(gè)請(qǐng)求，有1個(gè)成功。如此下去，直到庫(kù)存不足。這就變成均勻分布的秒殺了，跟我們想象中的不一樣。

如何解決這個(gè)問(wèn)題呢？

此外，還有一種場(chǎng)景：

比如，有兩個(gè)線程同時(shí)上傳文件到sftp，上傳文件前先要?jiǎng)?chuàng)建目錄。假設(shè)兩個(gè)線程需要?jiǎng)?chuàng)建的目錄名都是當(dāng)天的日期，比如：20210920，如果不做任何控制，直接并發(fā)的創(chuàng)建目錄，第二個(gè)線程必然會(huì)失敗。

這時(shí)候有些朋友可能會(huì)說(shuō)：這還不容易，加一個(gè)redis分布式鎖就能解決問(wèn)題了，此外再判斷一下，如果目錄已經(jīng)存在就不創(chuàng)建，只有目錄不存在才需要?jiǎng)?chuàng)建。

偽代碼如下：

try?{
??String?result?=?jedis.set(lockKey,?requestId,?"NX",?"PX",?expireTime);
??if?("OK".equals(result))?{
????if(!exists(path))?{
???????mkdir(path);
????}
????return?true;
??}
}?finally{
????unlock(lockKey,requestId);
}??
return?false;

一切看似美好，但經(jīng)不起仔細(xì)推敲。

來(lái)自靈魂的一問(wèn)：第二個(gè)請(qǐng)求如果加鎖失敗了，接下來(lái)，是返回失敗，還是返回成功呢？

主要流程圖如下：

顯然第二個(gè)請(qǐng)求，肯定是不能返回失敗的，如果返回失敗了，這個(gè)問(wèn)題還是沒(méi)有被解決。如果文件還沒(méi)有上傳成功，直接返回成功會(huì)有更大的問(wèn)題。頭疼，到底該如何解決呢？

答：使用自旋鎖。

try?{
??Long?start?=?System.currentTimeMillis();
??while(true)?{
?????String?result?=?jedis.set(lockKey,?requestId,?"NX",?"PX",?expireTime);
?????if?("OK".equals(result))?{
????????if(!exists(path))?{
???????????mkdir(path);
????????}
????????return?true;
?????}

?????long?time?=?System.currentTimeMillis()?-?start;
??????if?(time>=timeout)?{
??????????return?false;
??????}
??????try?{
??????????Thread.sleep(50);
??????}?catch?(InterruptedException?e)?{
??????????e.printStackTrace();
??????}
??}
}?finally{
????unlock(lockKey,requestId);
}??
return?false;

在規(guī)定的時(shí)間，比如500毫秒內(nèi)，自旋不斷嘗試加鎖（說(shuō)白了，就是在死循環(huán)中，不斷嘗試加鎖），如果成功則直接返回。如果失敗，則休眠50毫秒，再發(fā)起新一輪的嘗試。如果到了超時(shí)時(shí)間，還未加鎖成功，則直接返回失敗。

好吧，學(xué)到一招了，還有嗎？

5 鎖重入問(wèn)題

我們都知道redis分布式鎖是互斥的。假如我們對(duì)某個(gè)key加鎖了，如果該key對(duì)應(yīng)的鎖還沒(méi)失效，再用相同key去加鎖，大概率會(huì)失敗。

沒(méi)錯(cuò)，大部分場(chǎng)景是沒(méi)問(wèn)題的。

為什么說(shuō)是大部分場(chǎng)景呢？

因?yàn)檫€有這樣的場(chǎng)景：

假設(shè)在某個(gè)請(qǐng)求中，需要獲取一顆滿足條件的菜單樹(shù)或者分類(lèi)樹(shù)。我們以菜單為例，這就需要在接口中從根節(jié)點(diǎn)開(kāi)始，遞歸遍歷出所有滿足條件的子節(jié)點(diǎn)，然后組裝成一顆菜單樹(shù)。

需要注意的是菜單不是一成不變的，在后臺(tái)系統(tǒng)中運(yùn)營(yíng)同學(xué)可以動(dòng)態(tài)添加、修改和刪除菜單。為了保證在并發(fā)的情況下，每次都可能獲取最新的數(shù)據(jù)，這里可以加redis分布式鎖。

加redis分布式鎖的思路是對(duì)的。但接下來(lái)問(wèn)題來(lái)了，在遞歸方法中遞歸遍歷多次，每次都是加的同一把鎖。遞歸第一層當(dāng)然是可以加鎖成功的，但遞歸第二層、第三層...第N層，不就會(huì)加鎖失敗了？

遞歸方法中加鎖的偽代碼如下：

private?int?expireTime?=?1000;
public?void?fun(int?level,String?lockKey,String?requestId){
??try{
?????String?result?=?jedis.set(lockKey,?requestId,?"NX",?"PX",?expireTime);
?????if?("OK".equals(result))?{
????????if(level<=10){
???????????this.fun(++level,lockKey,requestId);
????????}?else?{
???????????return;
????????}
?????}
?????return;
??}?finally?{
?????unlock(lockKey,requestId);
??}
}

如果你直接這么用，看起來(lái)好像沒(méi)有問(wèn)題。但最終執(zhí)行程序之后發(fā)現(xiàn)，等待你的結(jié)果只有一個(gè)：出現(xiàn)異常。

因?yàn)閺母?jié)點(diǎn)開(kāi)始，第一層遞歸加鎖成功，還沒(méi)釋放鎖，就直接進(jìn)入第二層遞歸。因?yàn)殒i名為lockKey，并且值為requestId的鎖已經(jīng)存在，所以第二層遞歸大概率會(huì)加鎖失敗，然后返回到第一層。第一層接下來(lái)正常釋放鎖，然后整個(gè)遞歸方法直接返回了。

這下子，大家知道出現(xiàn)什么問(wèn)題了吧？

沒(méi)錯(cuò)，遞歸方法其實(shí)只執(zhí)行了第一層遞歸就返回了，其他層遞歸由于加鎖失敗，根本沒(méi)法執(zhí)行。

那么這個(gè)問(wèn)題該如何解決呢？

答：使用可重入鎖。

我們以redisson框架為例，它的內(nèi)部實(shí)現(xiàn)了可重入鎖的功能。

古時(shí)候有句話說(shuō)得好：為人不識(shí)陳近南，便稱(chēng)英雄也枉然。

我說(shuō)：分布式鎖不識(shí)redisson，便稱(chēng)好鎖也枉然。哈哈哈，只是自?shī)首詷?lè)一下。

由此可見(jiàn)，redisson在redis分布式鎖中的江湖地位很高。

偽代碼如下：

private?int?expireTime?=?1000;
public?void?run(String?lockKey)?{
??RLock?lock?=?redisson.getLock(lockKey);
??this.fun(lock,1);
}
public?void?fun(RLock?lock,int?level){
??try{
??????lock.lock(5,?TimeUnit.SECONDS);
??????if(level<=10){
?????????this.fun(lock,++level);
??????}?else?{
?????????return;
??????}
??}?finally?{
?????lock.unlock();
??}
}

上面的代碼也許并不完美，這里只是給了一個(gè)大致的思路，如果大家有這方面需求的話，以上代碼僅供參考。

接下來(lái)，聊聊redisson可重入鎖的實(shí)現(xiàn)原理。

加鎖主要是通過(guò)以下腳本實(shí)現(xiàn)的：

if?(redis.call('exists',?KEYS[1])?==?0)?
then
???redis.call('hset',?KEYS[1],?ARGV[2],?1);????????redis.call('pexpire',?KEYS[1],?ARGV[1]);?
???return?nil;
end;
if?(redis.call('hexists',?KEYS[1],?ARGV[2])?==?1)?
then??
??redis.call('hincrby',?KEYS[1],?ARGV[2],?1);?
??redis.call('pexpire',?KEYS[1],?ARGV[1]);?
??return?nil;?
end;
return?redis.call('pttl',?KEYS[1]);

其中：

• KEYS[1]：鎖名
• ARGV[1]：過(guò)期時(shí)間
• ARGV[2]：uuid + ":" + threadId，可認(rèn)為是requestId
• 先判斷如果鎖名不存在，則加鎖。
• 接下來(lái)，判斷如果鎖名和requestId值都存在，則使用hincrby命令給該鎖名和requestId值計(jì)數(shù)，每次都加1。注意一下，這里就是重入鎖的關(guān)鍵，鎖重入一次值就加1。
• 如果鎖名存在，但值不是requestId，則返回過(guò)期時(shí)間。

釋放鎖主要是通過(guò)以下腳本實(shí)現(xiàn)的：

if?(redis.call('hexists',?KEYS[1],?ARGV[3])?==?0)?
then?
??return?nil
end
local?counter?=?redis.call('hincrby',?KEYS[1],?ARGV[3],?-1);
if?(counter?>?0)?
then?
????redis.call('pexpire',?KEYS[1],?ARGV[2]);?
????return?0;?
?else?
???redis.call('del',?KEYS[1]);?
???redis.call('publish',?KEYS[2],?ARGV[1]);?
???return?1;?
end;?
return?nil

• 先判斷如果鎖名和requestId值不存在，則直接返回。
• 如果鎖名和requestId值存在，則重入鎖減1。
• 如果減1后，重入鎖的value值還大于0，說(shuō)明還有引用，則重試設(shè)置過(guò)期時(shí)間。
• 如果減1后，重入鎖的value值還等于0，則可以刪除鎖，然后發(fā)消息通知等待線程搶鎖。

再次強(qiáng)調(diào)一下，如果你們系統(tǒng)可以容忍數(shù)據(jù)暫時(shí)不一致，有些場(chǎng)景不加鎖也行，我在這里只是舉個(gè)例子，本節(jié)內(nèi)容并不適用于所有場(chǎng)景。

6 鎖競(jìng)爭(zhēng)問(wèn)題

如果有大量需要寫(xiě)入數(shù)據(jù)的業(yè)務(wù)場(chǎng)景，使用普通的redis分布式鎖是沒(méi)有問(wèn)題的。

但如果有些業(yè)務(wù)場(chǎng)景，寫(xiě)入的操作比較少，反而有大量讀取的操作。這樣直接使用普通的redis分布式鎖，會(huì)不會(huì)有點(diǎn)浪費(fèi)性能？

我們都知道，鎖的粒度越粗，多個(gè)線程搶鎖時(shí)競(jìng)爭(zhēng)就越激烈，造成多個(gè)線程鎖等待的時(shí)間也就越長(zhǎng)，性能也就越差。

所以，提升redis分布式鎖性能的第一步，就是要把鎖的粒度變細(xì)。

6.1 讀寫(xiě)鎖

眾所周知，加鎖的目的是為了保證，在并發(fā)環(huán)境中讀寫(xiě)數(shù)據(jù)的安全性，即不會(huì)出現(xiàn)數(shù)據(jù)錯(cuò)誤或者不一致的情況。

但在絕大多數(shù)實(shí)際業(yè)務(wù)場(chǎng)景中，一般是讀數(shù)據(jù)的頻率遠(yuǎn)遠(yuǎn)大于寫(xiě)數(shù)據(jù)。而線程間的并發(fā)讀操作是并不涉及并發(fā)安全問(wèn)題，我們沒(méi)有必要給讀操作加互斥鎖，只要保證讀寫(xiě)、寫(xiě)寫(xiě)并發(fā)操作上鎖是互斥的就行，這樣可以提升系統(tǒng)的性能。

我們以redisson框架為例，它內(nèi)部已經(jīng)實(shí)現(xiàn)了讀寫(xiě)鎖的功能。

讀鎖的偽代碼如下：

RReadWriteLock?readWriteLock?=?redisson.getReadWriteLock("readWriteLock");
RLock?rLock?=?readWriteLock.readLock();
try?{
????rLock.lock();
????//業(yè)務(wù)操作
}?catch?(Exception?e)?{
????log.error(e);
}?finally?{
????rLock.unlock();
}

寫(xiě)鎖的偽代碼如下：

RReadWriteLock?readWriteLock?=?redisson.getReadWriteLock("readWriteLock");
RLock?rLock?=?readWriteLock.writeLock();
try?{
????rLock.lock();
????//業(yè)務(wù)操作
}?catch?(InterruptedException?e)?{
???log.error(e);
}?finally?{
????rLock.unlock();
}

將讀鎖和寫(xiě)鎖分開(kāi)，最大的好處是提升讀操作的性能，因?yàn)樽x和讀之間是共享的，不存在互斥性。而我們的實(shí)際業(yè)務(wù)場(chǎng)景中，絕大多數(shù)數(shù)據(jù)操作都是讀操作。所以，如果提升了讀操作的性能，也就會(huì)提升整個(gè)鎖的性能。

下面總結(jié)一個(gè)讀寫(xiě)鎖的特點(diǎn)：

• 讀與讀是共享的，不互斥
• 讀與寫(xiě)互斥
• 寫(xiě)與寫(xiě)互斥

6.2 鎖分段

此外，為了減小鎖的粒度，比較常見(jiàn)的做法是將大鎖：分段。

在java中ConcurrentHashMap，就是將數(shù)據(jù)分為16段，每一段都有單獨(dú)的鎖，并且處于不同鎖段的數(shù)據(jù)互不干擾，以此來(lái)提升鎖的性能。

放在實(shí)際業(yè)務(wù)場(chǎng)景中，我們可以這樣做：

比如在秒殺扣庫(kù)存的場(chǎng)景中，現(xiàn)在的庫(kù)存中有2000個(gè)商品，用戶(hù)可以秒殺。為了防止出現(xiàn)超賣(mài)的情況，通常情況下，可以對(duì)庫(kù)存加鎖。如果有1W的用戶(hù)競(jìng)爭(zhēng)同一把鎖，顯然系統(tǒng)吞吐量會(huì)非常低。

為了提升系統(tǒng)性能，我們可以將庫(kù)存分段，比如：分為100段，這樣每段就有20個(gè)商品可以參與秒殺。

在秒殺的過(guò)程中，先把用戶(hù)id獲取hash值，然后除以100取模。模為1的用戶(hù)訪問(wèn)第1段庫(kù)存，模為2的用戶(hù)訪問(wèn)第2段庫(kù)存，模為3的用戶(hù)訪問(wèn)第3段庫(kù)存，后面以此類(lèi)推，到最后模為100的用戶(hù)訪問(wèn)第100段庫(kù)存。

如此一來(lái)，在多線程環(huán)境中，可以大大的減少鎖的沖突。以前多個(gè)線程只能同時(shí)競(jìng)爭(zhēng)1把鎖，尤其在秒殺的場(chǎng)景中，競(jìng)爭(zhēng)太激烈了，簡(jiǎn)直可以用慘絕人寰來(lái)形容，其后果是導(dǎo)致絕大數(shù)線程在鎖等待。現(xiàn)在多個(gè)線程同時(shí)競(jìng)爭(zhēng)100把鎖，等待的線程變少了，從而系統(tǒng)吞吐量也就提升了。

需要注意的地方是：將鎖分段雖說(shuō)可以提升系統(tǒng)的性能，但它也會(huì)讓系統(tǒng)的復(fù)雜度提升不少。因?yàn)樗枰腩~外的路由算法，跨段統(tǒng)計(jì)等功能。我們?cè)趯?shí)際業(yè)務(wù)場(chǎng)景中，需要綜合考慮，不是說(shuō)一定要將鎖分段。

7 鎖超時(shí)問(wèn)題

我在前面提到過(guò)，如果線程A加鎖成功了，但是由于業(yè)務(wù)功能耗時(shí)時(shí)間很長(zhǎng)，超過(guò)了設(shè)置的超時(shí)時(shí)間，這時(shí)候redis會(huì)自動(dòng)釋放線程A加的鎖。

有些朋友可能會(huì)說(shuō)：到了超時(shí)時(shí)間，鎖被釋放了就釋放了唄，對(duì)功能又沒(méi)啥影響。

答：錯(cuò)，錯(cuò)，錯(cuò)。對(duì)功能其實(shí)有影響。

通常我們加鎖的目的是：為了防止訪問(wèn)臨界資源時(shí)，出現(xiàn)數(shù)據(jù)異常的情況。比如：線程A在修改數(shù)據(jù)C的值，線程B也在修改數(shù)據(jù)C的值，如果不做控制，在并發(fā)情況下，數(shù)據(jù)C的值會(huì)出問(wèn)題。

為了保證某個(gè)方法，或者段代碼的互斥性，即如果線程A執(zhí)行了某段代碼，是不允許其他線程在某一時(shí)刻同時(shí)執(zhí)行的，我們可以用synchronized關(guān)鍵字加鎖。

但這種鎖有很大的局限性，只能保證單個(gè)節(jié)點(diǎn)的互斥性。如果需要在多個(gè)節(jié)點(diǎn)中保持互斥性，就需要用redis分布式鎖。

做了這么多鋪墊，現(xiàn)在回到正題。

假設(shè)線程A加redis分布式鎖的代碼，包含代碼1和代碼2兩段代碼。

由于該線程要執(zhí)行的業(yè)務(wù)操作非常耗時(shí)，程序在執(zhí)行完代碼1的時(shí)，已經(jīng)到了設(shè)置的超時(shí)時(shí)間，redis自動(dòng)釋放了鎖。而代碼2還沒(méi)來(lái)得及執(zhí)行。

此時(shí)，代碼2相當(dāng)于裸奔的狀態(tài)，無(wú)法保證互斥性。假如它里面訪問(wèn)了臨界資源，并且其他線程也訪問(wèn)了該資源，可能就會(huì)出現(xiàn)數(shù)據(jù)異常的情況。（PS：我說(shuō)的訪問(wèn)臨界資源，不單單指讀取，還包含寫(xiě)入）

那么，如何解決這個(gè)問(wèn)題呢？

答：如果達(dá)到了超時(shí)時(shí)間，但業(yè)務(wù)代碼還沒(méi)執(zhí)行完，需要給鎖自動(dòng)續(xù)期。

我們可以使用TimerTask類(lèi)，來(lái)實(shí)現(xiàn)自動(dòng)續(xù)期的功能：

Timer?timer?=?new?Timer();?
timer.schedule(new?TimerTask()?{
????@Override
????public?void?run(Timeout?timeout)?throws?Exception?{
??????//自動(dòng)續(xù)期邏輯
????}
},?10000,?TimeUnit.MILLISECONDS);

獲取鎖之后，自動(dòng)開(kāi)啟一個(gè)定時(shí)任務(wù)，每隔10秒鐘，自動(dòng)刷新一次過(guò)期時(shí)間。這種機(jī)制在redisson框架中，有個(gè)比較霸氣的名字：watch dog，即傳說(shuō)中的看門(mén)狗。

當(dāng)然自動(dòng)續(xù)期功能，我們還是優(yōu)先推薦使用lua腳本實(shí)現(xiàn)，比如：

if?(redis.call('hexists',?KEYS[1],?ARGV[2])?==?1)?then?
???redis.call('pexpire',?KEYS[1],?ARGV[1]);
??return?1;?
end;
return?0;

需要注意的地方是：在實(shí)現(xiàn)自動(dòng)續(xù)期功能時(shí)，還需要設(shè)置一個(gè)總的過(guò)期時(shí)間，可以跟redisson保持一致，設(shè)置成30秒。如果業(yè)務(wù)代碼到了這個(gè)總的過(guò)期時(shí)間，還沒(méi)有執(zhí)行完，就不再自動(dòng)續(xù)期了。

自動(dòng)續(xù)期的功能是獲取鎖之后開(kāi)啟一個(gè)定時(shí)任務(wù)，每隔10秒判斷一下鎖是否存在，如果存在，則刷新過(guò)期時(shí)間。如果續(xù)期3次，也就是30秒之后，業(yè)務(wù)方法還是沒(méi)有執(zhí)行完，就不再續(xù)期了。

8 主從復(fù)制的問(wèn)題

上面花了這么多篇幅介紹的內(nèi)容，對(duì)單個(gè)redis實(shí)例是沒(méi)有問(wèn)題的。

but，如果redis存在多個(gè)實(shí)例。比如：做了主從，或者使用了哨兵模式，基于redis的分布式鎖的功能，就會(huì)出現(xiàn)問(wèn)題。

具體是什么問(wèn)題？

假設(shè)redis現(xiàn)在用的主從模式，1個(gè)master節(jié)點(diǎn)，3個(gè)slave節(jié)點(diǎn)。master節(jié)點(diǎn)負(fù)責(zé)寫(xiě)數(shù)據(jù)，slave節(jié)點(diǎn)負(fù)責(zé)讀數(shù)據(jù)。

本來(lái)是和諧共處，相安無(wú)事的。redis加鎖操作，都在master上進(jìn)行，加鎖成功后，再異步同步給所有的slave。

突然有一天，master節(jié)點(diǎn)由于某些不可逆的原因，掛掉了。

這樣需要找一個(gè)slave升級(jí)為新的master節(jié)點(diǎn)，假如slave1被選舉出來(lái)了。

如果有個(gè)鎖A比較悲催，剛加鎖成功master就掛了，還沒(méi)來(lái)得及同步到slave1。

這樣會(huì)導(dǎo)致新master節(jié)點(diǎn)中的鎖A丟失了。后面，如果有新的線程，使用鎖A加鎖，依然可以成功，分布式鎖失效了。

那么，如何解決這個(gè)問(wèn)題呢？

答：redisson框架為了解決這個(gè)問(wèn)題，提供了一個(gè)專(zhuān)門(mén)的類(lèi)：RedissonRedLock，使用了Redlock算法。

RedissonRedLock解決問(wèn)題的思路如下：

• 需要搭建幾套相互獨(dú)立的redis環(huán)境，假如我們?cè)谶@里搭建了5套。
• 每套環(huán)境都有一個(gè)redisson node節(jié)點(diǎn)。
• 多個(gè)redisson node節(jié)點(diǎn)組成了RedissonRedLock。
• 環(huán)境包含：?jiǎn)螜C(jī)、主從、哨兵和集群模式，可以是一種或者多種混合。

在這里我們以主從為例，架構(gòu)圖如下：

RedissonRedLock加鎖過(guò)程如下：

• 獲取所有的redisson node節(jié)點(diǎn)信息，循環(huán)向所有的redisson node節(jié)點(diǎn)加鎖，假設(shè)節(jié)點(diǎn)數(shù)為N，例子中N等于5。
• 如果在N個(gè)節(jié)點(diǎn)當(dāng)中，有N/2 + 1個(gè)節(jié)點(diǎn)加鎖成功了，那么整個(gè)RedissonRedLock加鎖是成功的。
• 如果在N個(gè)節(jié)點(diǎn)當(dāng)中，小于N/2 + 1個(gè)節(jié)點(diǎn)加鎖成功，那么整個(gè)RedissonRedLock加鎖是失敗的。
• 如果中途發(fā)現(xiàn)各個(gè)節(jié)點(diǎn)加鎖的總耗時(shí)，大于等于設(shè)置的最大等待時(shí)間，則直接返回失敗。

從上面可以看出，使用Redlock算法，確實(shí)能解決多實(shí)例場(chǎng)景中，假如master節(jié)點(diǎn)掛了，導(dǎo)致分布式鎖失效的問(wèn)題。

但也引出了一些新問(wèn)題，比如：

• 需要額外搭建多套環(huán)境，申請(qǐng)更多的資源，需要評(píng)估一下成本和性?xún)r(jià)比。
• 如果有N個(gè)redisson node節(jié)點(diǎn)，需要加鎖N次，最少也需要加鎖N/2+1次，才知道redlock加鎖是否成功。顯然，增加了額外的時(shí)間成本，有點(diǎn)得不償失。

由此可見(jiàn)，在實(shí)際業(yè)務(wù)場(chǎng)景，尤其是高并發(fā)業(yè)務(wù)中，RedissonRedLock其實(shí)使用的并不多。

在分布式環(huán)境中，CAP是繞不過(guò)去的。

CAP指的是在一個(gè)分布式系統(tǒng)中：

• 一致性（Consistency）
• 可用性（Availability）
• 分區(qū)容錯(cuò)性（Partition tolerance）

這三個(gè)要素最多只能同時(shí)實(shí)現(xiàn)兩點(diǎn)，不可能三者兼顧。

如果你的實(shí)際業(yè)務(wù)場(chǎng)景，更需要的是保證數(shù)據(jù)一致性。那么請(qǐng)使用CP類(lèi)型的分布式鎖，比如：zookeeper，它是基于磁盤(pán)的，性能可能沒(méi)那么好，但數(shù)據(jù)一般不會(huì)丟。

如果你的實(shí)際業(yè)務(wù)場(chǎng)景，更需要的是保證數(shù)據(jù)高可用性。那么請(qǐng)使用AP類(lèi)型的分布式鎖，比如：redis，它是基于內(nèi)存的，性能比較好，但有丟失數(shù)據(jù)的風(fēng)險(xiǎn)。

其實(shí)，在我們絕大多數(shù)分布式業(yè)務(wù)場(chǎng)景中，使用redis分布式鎖就夠了，真的別太較真。因?yàn)閿?shù)據(jù)不一致問(wèn)題，可以通過(guò)最終一致性方案解決。但如果系統(tǒng)不可用了，對(duì)用戶(hù)來(lái)說(shuō)是暴擊一萬(wàn)點(diǎn)傷害。

到此這篇關(guān)于redis分布式鎖的8大坑總結(jié)梳理的文章就介紹到這了,更多相關(guān)redis分布式鎖坑內(nèi)容請(qǐng)搜索腳本之家以前的文章或繼續(xù)瀏覽下面的相關(guān)文章希望大家以后多多支持腳本之家！

最新評(píng)論