前言

在分布式系統(tǒng)中，由于redis分布式鎖相對于更簡單和高效，成為了分布式鎖的首先，被我們用到了很多實際業(yè)務(wù)場景當中。

但不是說用了redis分布式鎖，就可以高枕無憂了，如果沒有用好或者用對，也會引來一些意想不到的問題。

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好。

這段代碼確實可以加鎖成功，但你有沒有發(fā)現(xiàn)什么問題？

加鎖操作和后面的設(shè)置超時時間是分開的，并非原子操作。

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

那么，有沒有保證原子性的加鎖命令呢？

答案是：有，請看下面。

2 忘了釋放鎖

上面說到使用setNx命令加鎖操作和設(shè)置超時時間是分開的，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：鎖的標識
• requestId：請求id
• NX：只在鍵不存在時，才對鍵進行設(shè)置操作。
• PX：設(shè)置鍵的過期時間為 millisecond 毫秒。
• expireTime：過期時間

set命令是原子操作，加鎖和設(shè)置超時時間，一個命令就能輕松搞定。

使用set命令加鎖，表面上看起來沒有問題。但如果仔細想想，加鎖之后，每次都要達到了超時時間才釋放鎖，會不會有點不合理？加鎖后，如果不及時釋放鎖，會有很多問題。

分布式鎖更合理的用法是：

• 手動加鎖
• 業(yè)務(wù)操作
• 手動釋放鎖
• 如果手動釋放鎖失敗了，則達到超時時間，redis會自動釋放鎖。

大致流程圖如下：

那么問題來了，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。換句話說就是：無論代碼執(zhí)行成功或失敗了，都需要釋放鎖。

此時，有些朋友可能會問：假如剛好在釋放鎖的時候，系統(tǒng)被重啟了，或者網(wǎng)絡(luò)斷線了，或者機房斷點了，不也會導致釋放鎖失?。?/p>

這是一個好問題，因為這種小概率問題確實存在。

但還記得前面我們給鎖設(shè)置過超時時間嗎？即使出現(xiàn)異常情況造成釋放鎖失敗，但到了我們設(shè)定的超時時間，鎖還是會被redis自動釋放。

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，先回答上面的問題：只在finally中釋放鎖，當然是不夠的，因為釋放鎖的姿勢，還是不對。

哪里不對？

答：在多線程場景中，可能會出現(xiàn)釋放了別人的鎖的情況。

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

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)功能耗時時間很長，超過了設(shè)置的超時時間。這時候，redis會自動釋放lockKey鎖。此時，線程B就能給lockKey加鎖成功了，接下來執(zhí)行它的業(yè)務(wù)操作。恰好這個時候，線程A執(zhí)行完了業(yè)務(wù)功能，接下來，在finally方法中釋放了鎖lockKey。這不就出問題了，線程B的鎖，被線程A釋放了。

我想這個時候，線程B肯定哭暈在廁所里，并且嘴里還振振有詞。

那么，如何解決這個問題呢？

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

答：requestId是在釋放鎖的時候用的。

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，對于請求來說并不唯一，多個不同的請求，可能使用同一個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腳本能保證查詢鎖是否存在和刪除鎖是原子操作，用它來釋放鎖效果更好一些。

說到lua腳本，其實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，寫的不錯，大家可以借鑒一下。

有趣，下面還有哪些好玩的東西？

4 大量失敗請求

上面的加鎖方法看起來好像沒有問題，但如果你仔細想想，如果有1萬的請求同時去競爭那把鎖，可能只有一個請求是成功的，其余的9999個請求都會失敗。

在秒殺場景下，會有什么問題？

答：每1萬個請求，有1個成功。再1萬個請求，有1個成功。如此下去，直到庫存不足。這就變成均勻分布的秒殺了，跟我們想象中的不一樣。

如何解決這個問題呢？

此外，還有一種場景：

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

這時候有些朋友可能會說：這還不容易，加一個redis分布式鎖就能解決問題了，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創(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)不起仔細推敲。

來自靈魂的一問：第二個請求如果加鎖失敗了，接下來，是返回失敗，還是返回成功呢？

主要流程圖如下：

顯然第二個請求，肯定是不能返回失敗的，如果返回失敗了，這個問題還是沒有被解決。如果文件還沒有上傳成功，直接返回成功會有更大的問題。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)定的時間，比如500毫秒內(nèi)，自旋不斷嘗試加鎖（說白了，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。如果到了超時時間，還未加鎖成功，則直接返回失敗。

好吧，學到一招了，還有嗎？

5 鎖重入問題

我們都知道redis分布式鎖是互斥的。假如我們對某個key加鎖了，如果該key對應(yīng)的鎖還沒失效，再用相同key去加鎖，大概率會失敗。

沒錯，大部分場景是沒問題的。

為什么說是大部分場景呢？

因為還有這樣的場景：

假設(shè)在某個請求中，需要獲取一顆滿足條件的菜單樹或者分類樹。我們以菜單為例，這就需要在接口中從根節(jié)點開始，遞歸遍歷出所有滿足條件的子節(jié)點，然后組裝成一顆菜單樹。

需要注意的是菜單不是一成不變的，在后臺系統(tǒng)中運營同學可以動態(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的。但接下來問題來了，在遞歸方法中遞歸遍歷多次，每次都是加的同一把鎖。遞歸第一層當然是可以加鎖成功的，但遞歸第二層、第三層...第N層，不就會加鎖失敗了？

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，看起來好像沒有問題。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：出現(xiàn)異常。

因為從根節(jié)點開始，第一層遞歸加鎖成功，還沒釋放鎖，就直接進入第二層遞歸。因為鎖名為lockKey，并且值為requestId的鎖已經(jīng)存在，所以第二層遞歸大概率會加鎖失敗，然后返回到第一層。第一層接下來正常釋放鎖，然后整個遞歸方法直接返回了。

這下子，大家知道出現(xiàn)什么問題了吧？

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

那么這個問題該如何解決呢？

答：使用可重入鎖。

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

古時候有句話說得好：為人不識陳近南，便稱英雄也枉然。

我說：分布式鎖不識redisson，便稱好鎖也枉然。哈哈哈，只是自娛自樂一下。

由此可見，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，聊聊redisson可重入鎖的實現(xiàn)原理。

加鎖主要是通過以下腳本實現(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]：過期時間
• ARGV[2]：uuid + ":" + threadId，可認為是requestId
• 先判斷如果鎖名不存在，則加鎖。
• 接下來，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，則返回過期時間。

釋放鎖主要是通過以下腳本實現(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，說明還有引用，則重試設(shè)置過期時間。
• 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。

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

6 鎖競爭問題

如果有大量需要寫入數(shù)據(jù)的業(yè)務(wù)場景，使用普通的redis分布式鎖是沒有問題的。

但如果有些業(yè)務(wù)場景，寫入的操作比較少，反而有大量讀取的操作。這樣直接使用普通的redis分布式鎖，會不會有點浪費性能？

我們都知道，鎖的粒度越粗，多個線程搶鎖時競爭就越激烈，造成多個線程鎖等待的時間也就越長，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。

6.1 讀寫鎖

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

但在絕大多數(shù)實際業(yè)務(wù)場景中，一般是讀數(shù)據(jù)的頻率遠遠大于寫數(shù)據(jù)。而線程間的并發(fā)讀操作是并不涉及并發(fā)安全問題，我們沒有必要給讀操作加互斥鎖，只要保證讀寫、寫寫并發(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)實現(xiàn)了讀寫鎖的功能。

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();
}

將讀鎖和寫鎖分開，最大的好處是提升讀操作的性能，因為讀和讀之間是共享的，不存在互斥性。而我們的實際業(yè)務(wù)場景中，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，也就會提升整個鎖的性能。

下面總結(jié)一個讀寫鎖的特點：

• 讀與讀是共享的，不互斥
• 讀與寫互斥
• 寫與寫互斥

6.2 鎖分段

此外，為了減小鎖的粒度，比較常見的做法是將大鎖：分段。

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

放在實際業(yè)務(wù)場景中，我們可以這樣做：

比如在秒殺扣庫存的場景中，現(xiàn)在的庫存中有2000個商品，用戶可以秒殺。為了防止出現(xiàn)超賣的情況，通常情況下，可以對庫存加鎖。如果有1W的用戶競爭同一把鎖，顯然系統(tǒng)吞吐量會非常低。

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

在秒殺的過程中，先把用戶id獲取hash值，然后除以100取模。模為1的用戶訪問第1段庫存，模為2的用戶訪問第2段庫存，模為3的用戶訪問第3段庫存，后面以此類推，到最后模為100的用戶訪問第100段庫存。

如此一來，在多線程環(huán)境中，可以大大的減少鎖的沖突。以前多個線程只能同時競爭1把鎖，尤其在秒殺的場景中，競爭太激烈了，簡直可以用慘絕人寰來形容，其后果是導致絕大數(shù)線程在鎖等待?，F(xiàn)在多個線程同時競爭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：將鎖分段雖說可以提升系統(tǒng)的性能，但它也會讓系統(tǒng)的復(fù)雜度提升不少。因為它需要引入額外的路由算法，跨段統(tǒng)計等功能。我們在實際業(yè)務(wù)場景中，需要綜合考慮，不是說一定要將鎖分段。

7 鎖超時問題

我在前面提到過，如果線程A加鎖成功了，但是由于業(yè)務(wù)功能耗時時間很長，超過了設(shè)置的超時時間，這時候redis會自動釋放線程A加的鎖。

有些朋友可能會說：到了超時時間，鎖被釋放了就釋放了唄，對功能又沒啥影響。

答：錯，錯，錯。對功能其實有影響。

通常我們加鎖的目的是：為了防止訪問臨界資源時，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的值會出問題。

為了保證某個方法，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刻同時執(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，只能保證單個節(jié)點的互斥性。如果需要在多個節(jié)點中保持互斥性，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，程序在執(zhí)行完代碼1的時，已經(jīng)到了設(shè)置的超時時間，redis自動釋放了鎖。而代碼2還沒來得及執(zhí)行。

此時，代碼2相當于裸奔的狀態(tài)，無法保證互斥性。假如它里面訪問了臨界資源，并且其他線程也訪問了該資源，可能就會出現(xiàn)數(shù)據(jù)異常的情況。（PS：我說的訪問臨界資源，不單單指讀取，還包含寫入）

那么，如何解決這個問題呢？

答：如果達到了超時時間，但業(yè)務(wù)代碼還沒執(zhí)行完，需要給鎖自動續(xù)期。

我們可以使用TimerTask類，來實現(xiàn)自動續(xù)期的功能：

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

獲取鎖之后，自動開啟一個定時任務(wù)，每隔10秒鐘，自動刷新一次過期時間。這種機制在redisson框架中，有個比較霸氣的名字：watch dog，即傳說中的看門狗。

當然自動續(xù)期功能，我們還是優(yōu)先推薦使用lua腳本實現(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：在實現(xiàn)自動續(xù)期功能時，還需要設(shè)置一個總的過期時間，可以跟redisson保持一致，設(shè)置成30秒。如果業(yè)務(wù)代碼到了這個總的過期時間，還沒有執(zhí)行完，就不再自動續(xù)期了。

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

8 主從復(fù)制的問題

上面花了這么多篇幅介紹的內(nèi)容，對單個redis實例是沒有問題的。

but，如果redis存在多個實例。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，就會出現(xiàn)問題。

具體是什么問題？

假設(shè)redis現(xiàn)在用的主從模式，1個master節(jié)點，3個slave節(jié)點。master節(jié)點負責寫數(shù)據(jù)，slave節(jié)點負責讀數(shù)據(jù)。

本來是和諧共處，相安無事的。redis加鎖操作，都在master上進行，加鎖成功后，再異步同步給所有的slave。

突然有一天，master節(jié)點由于某些不可逆的原因，掛掉了。

這樣需要找一個slave升級為新的master節(jié)點，假如slave1被選舉出來了。

如果有個鎖A比較悲催，剛加鎖成功master就掛了，還沒來得及同步到slave1。

這樣會導致新master節(jié)點中的鎖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，如何解決這個問題呢？

答：redisson框架為了解決這個問題，提供了一個專門的類：RedissonRedLock，使用了Redlock算法。

RedissonRedLock解決問題的思路如下：

• 需要搭建幾套相互獨立的redis環(huán)境，假如我們在這里搭建了5套。
• 每套環(huán)境都有一個redisson node節(jié)點。
• 多個redisson node節(jié)點組成了RedissonRedLock。
• 環(huán)境包含：單機、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加鎖過程如下：

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

從上面可以看出，使用Redlock算法，確實能解決多實例場景中，假如master節(jié)點掛了，導致分布式鎖失效的問題。

但也引出了一些新問題，比如：

• 需要額外搭建多套環(huán)境，申請更多的資源，需要評估一下成本和性價比。
• 如果有N個redisson node節(jié)點，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，增加了額外的時間成本，有點得不償失。

由此可見，在實際業(yè)務(wù)場景，尤其是高并發(fā)業(yè)務(wù)中，RedissonRedLock其實使用的并不多。

在分布式環(huán)境中，CAP是繞不過去的。

CAP指的是在一個分布式系統(tǒng)中：

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

這三個要素最多只能同時實現(xiàn)兩點，不可能三者兼顧。

如果你的實際業(yè)務(wù)場景，更需要的是保證數(shù)據(jù)一致性。那么請使用CP類型的分布式鎖，比如：zookeeper，它是基于磁盤的，性能可能沒那么好，但數(shù)據(jù)一般不會丟。

如果你的實際業(yè)務(wù)場景，更需要的是保證數(shù)據(jù)高可用性。那么請使用AP類型的分布式鎖，比如：redis，它是基于內(nèi)存的，性能比較好，但有丟失數(shù)據(jù)的風險。

其實，在我們絕大多數(shù)分布式業(yè)務(wù)場景中，使用redis分布式鎖就夠了，真的別太較真。因為數(shù)據(jù)不一致問題，可以通過最終一致性方案解決。但如果系統(tǒng)不可用了，對用戶來說是暴擊一萬點傷害。

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！