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分布式-百口桶（口试+技能）：分布式锁+分布式变乱+分布式缓存，redis+zk+nginx+mq+kafka等，必须死磕！
一、什么是分布式锁：
1、什么是分布式锁：
分布式锁，即分布式体系中的锁。在单体应用中我们通过锁办理的是控制共享资源访问的标题，而分布式锁，就是办理了分布式体系中控制共享资源访问的标题。与单体应用差别的是，分布式体系中竞争共享资源的最小<typo id="typo-135" data-origin="粒度" ignoretag="true">粒度</typo>从线程升级成了历程。
2、分布式锁应该具备哪些条件：
- 在分布式体系情况下，一个方法在同一时间只能被一个呆板的一个线程实行
- 高可用的获取锁与开释锁
- 高性能的获取锁与开释锁
- 具备可重入特性（可理解为重新进入，由多于一个使命并发使用，而不必担心数据错误）
- 具备锁失效机制，即主动解锁，防止死锁
- 具备非壅闭锁特性，即没有获取到锁将直接返回获取锁失败
3、分布式锁的实现方式：
基于数据库实现分布式锁基于Zookeeper实现分布式锁基于reids实现分布式锁
这篇文章就简朴先容下这几种分布式锁的实现，重点解说的是基于redis的分布式锁。
二、基于数据库的分布式锁：
基于数据库的锁实现也有两种方式，一是基于数据库表的增删，另一种是基于数据库排他锁。
1、基于数据库表的增删：
基于数据库表增删是最简朴的方式，起首创建一张锁的表重要包罗下列字段：类的全路径名+方法名，时间戳等字段。
具体的使用方式：当须要锁住某个方法时，往该表中插入一条相干的记载。类的全路径名+方法名是有唯一性束缚的，如果有多个哀求同时提交到数据库的话，数据库会包管只有一个操纵可以乐成，那么我们就以为操纵乐成的谁人线程得到了该方法的锁，可以实行方法体内容。实行完毕之后，须要delete该记载。
（这里只是简朴先容一下，对于上述方案可以举行优化，如：应用主从数据库，数据之间双向同步；一旦挂掉快速切换到备库上；做一个定时使命，每隔肯定时间把数据库中的超时数据整理一遍；使用while循环，直到insert乐成再返回乐成；记载当前得到锁的呆板的主机信息和线程信息，下次再获取锁的时间先查询数据库，如果当前呆板的主机信息和线程信息在数据库可以查到的话，直接把锁分配给他就可以了，实现可重入锁）
2、基于数据库排他锁：
基于MySql的InnoDB引擎，可以使用以下方法来实现加锁操纵：
public void lock(){ connection.setAutoCommit(false) int count = 0; while(count < 4){ try{ select * from lock where lock_name=xxx for update; if(效果不为空){ //代表获取到锁 return; } }catch(Exception e){ } //为空大概抛异常的话都表示没有获取到锁 sleep(1000); count++; } throw new LockException();}在查询语句背面增长for update，数据库会在查询过程中给数据库表增长排他锁。得到排它锁的线程即可得到分布式锁，当得到锁之后，可以实行方法的业务逻辑，实行完方法之后，开释锁connection.commit()。当某条记载被加上排他锁之后，其他线程无法获取排他锁并被壅闭。
3、基于数据库锁的优缺点：
上面两种方式都是依靠数据库表，一种是通过表中的记载判断当前是否有锁存在，别的一种是通过数据库的排他锁来实现分布式锁。
- 长处是直接借助数据库，简朴轻易理解。
- 缺点是操纵数据库须要肯定的开销，性能标题须要思量。
三、基于Zookeeper的分布式锁
基于zookeeper临时有序节点可以实现的分布式锁。每个客户端对某个方法加锁时，在zookeeper上的与该方法对应的指定节点的目次下，天生一个唯一的瞬时有序节点。 判断是否获取锁的方式很简朴，只须要判断有序节点中序号最小的一个。 当开释锁的时间，只需将这个瞬时节点删除即可。同时，其可以制止服务宕机导致的锁无法开释，而产生的死锁标题。 （第三方库有 Curator，Curator提供的InterProcessMutex是分布式锁的实现）
Zookeeper实现的分布式锁存在两个个缺点：
- （1）性能上大概并没有缓存服务那么高，由于每次在创建锁和开释锁的过程中，都要动态创建、烧毁瞬时节点来实现锁功能。ZK中创建和删除节点只能通过Leader服务器来实行，然后将数据同步到全部的Follower呆板上。
- （2）zookeeper的并发安全标题：由于大概存在网络抖动，客户端和ZK集群的session毗连断了，zk集群以为客户端挂了，就会删除临时节点，这时间其他客户端就可以获取到分布式锁了。
四、基于redis的分布式锁：
redis下令阐明：
（1）setnx下令：set if not exists，当且仅当 key 不存在时，将 key 的值设为 value。若给定的 key 已经存在，则 SETNX 不做任何动作。
- 返回1，阐明该历程得到锁，将 key 的值设为 value
- 返回0，阐明其他历程已经得到了锁，历程不能进入临界区。
下令格式：setnx lock.key lock.value
（2）get下令：获取key的值，如果存在，则返回；如果不存在，则返回nil
下令格式：get lock.key
（3）getset下令：该方法是原子的，对key设置newValue这个值，而且返回key原来的旧值。
下令格式：getset lock.key newValue
（4）del下令：删除redis中指定的key
下令格式：del lock.key
方案一：基于set下令的分布式锁
1、加锁：使用setnx举行加锁，当该指令返回1时，阐明乐成得到锁
2、解锁：当得到锁的线程实行完使命之后，使用del下令开释锁，以便其他线程可以继承实行setnx下令来得到锁
（1）存在的标题：假设线程获取了锁之后，在实行使命的过程中挂掉，来不及体现地实行del下令开释锁，那么竞争该锁的线程都会实行不了，产存亡锁的情况。
（2）办理方案：设置锁超时时间
3、设置锁<typo id="typo-2688" data-origin="超时" ignoretag="true">超时</typo>时间：setnx 的 key 必须设置一个超时时间，以包管即使没有被显式开释，这把锁也要在肯定时间后主动开释。可以使用expire下令设置锁超时时间
（1）存在标题：
setnx 和 expire 不是原子性的操纵，假设某个线程实行setnx 下令，乐成得到了锁，但是还没来得及实行expire 下令，服务器就挂掉了，如许一来，这把锁就没有设置逾期时间了，酿成了死锁，别的线程再也没有办法得到锁了。
（2）办理方案：redis的set下令支持在获取锁的同时设置key的逾期时间
4、使用set下令加锁并设置锁逾期时间：
下令格式：set <lock.key> <lock.value> nx ex <expireTime>
详情参考redis使用文档：http://doc.redisfans.com/string/set.html
（1）存在标题：
① 如果线程A乐成得到了锁，而且设置的超时时间是 30 秒。如果某些缘故原由导致线程 A 实行<typo id="typo-3121" data-origin="的" ignoretag="true">的</typo>很慢，过了 30 秒都没实行完，这时间锁逾期主动开释，线程 B 得到了锁。
② 随后，线程A实行完使命，接着实行del指令来开释锁。但这时间线程 B 还没实行完，线程A现实上删除的是线程B加的锁。
（2）办理方案：
可以在 del 开释锁之前做一个判断，验证当前的锁是不是本身加的锁。在加锁的时间把当前的线程 ID 当做value，并在删除之前验证 key 对应的 value 是不是本身线程的 ID。但是，如许做实在隐含了一个新的标题，get操纵、判断和开释锁是两个独立操纵，不是原子性。对于非原子性的标题，我们可以使用Lua脚原来确保操纵的原子性
5、锁续期：（这种机制类似于redisson的看门狗机制，文章背面会具体阐明）
虽然步调4制止了线程A误删掉key的情况，但是同一时间有 A，B 两个线程在访问代码块，仍旧是不完善的。怎么办呢？我们可以让得到锁的线程开启一个保卫线程，用来给快要逾期的锁“续期”。
① 假设线程A实行了29 秒后还没实行完，这时间保卫线程会实行 expire 指令，为这把锁续期 20 秒。保卫线程从第 29 秒开始实行，每 20 秒实行一次。
② 情况一：当线程A实行完使命，会显式关掉保卫线程。
③ 情况二：如果服务器忽然断电，由于线程 A 和保卫线程在同一个历程，保卫线程也会停下。这把锁到了超时的时间，没人给它续命，也就主动开释了。
方案二：基于setnx、get、getset的分布式锁
1、实现原理：
（1）setnx(lockkey, 当前时间+逾期超时时间) ，如果返回1，则获取锁乐成；如果返回0则没有获取到锁，转向步调(2)
（2）get(lockkey)获取值oldExpireTime ，并将这个value值与当前的体系时间举行比力，如果小于当前体系时间，则以为这个锁已经超时，可以答应别的哀求重新获取，转向步调(3)
（3）盘算新的逾期时间 newExpireTime=当前时间+锁超时时间，然后getset(lockkey, newExpireTime) 会返回当前lockkey的值currentExpireTime
（4）判断 currentExpireTime 与 oldExpireTime 是否相称，如果相称，阐明当前getset设置乐成，获取到了锁。如果不相称，阐明这个锁又被别的哀求获取走了，那么当前哀求可以直接返回失败，大概继承重试。
（5）在获取到锁之后，当火线程可以开始本身的业务处置惩罚，当处置惩罚完毕后，比力本身的处置惩罚时间和对于锁设置的超时时间，如果小于锁设置的超时时间，则直接实行del下令开释锁（开释锁之前须要判断持有锁的线程是不是当火线程）；如果大于锁设置的超时时间，则不须要再锁举行处置惩罚。
2、代码实现：
（1）获取锁的实现方式：
public boolean lock(long acquireTimeout, TimeUnit timeUnit) throws InterruptedException { acquireTimeout = timeUnit.toMillis(acquireTimeout); long acquireTime = acquireTimeout + System.currentTimeMillis(); //使用J.U.C的ReentrantLock threadLock.tryLock(acquireTimeout, timeUnit); try { //循环实行 while (true) { //调用tryLock boolean hasLock = tryLock(); if (hasLock) { //获取锁乐成 return true; } else if (acquireTime < System.currentTimeMillis()) { break; } Thread.sleep(sleepTime); } } finally { if (threadLock.isHeldByCurrentThread()) { threadLock.unlock(); } } return false;}public boolean tryLock() { long currentTime = System.currentTimeMillis(); String expires = String.valueOf(timeout + currentTime); //设置互斥量 if (redisHelper.setNx(mutex, expires) > 0) { //获取锁，设置超时时间 setLockStatus(expires); return true; } else { String currentLockTime = redisUtil.get(mutex); //查抄锁是否超时 if (Objects.nonNull(currentLockTime) && Long.parseLong(currentLockTime) < currentTime) { //获取旧的锁时间并设置互斥量 String oldLockTime = redisHelper.getSet(mutex, expires); //旧值与当前时间比力 if (Objects.nonNull(oldLockTime) && Objects.equals(oldLockTime, currentLockTime)) { //获取锁，设置超时时间 setLockStatus(expires); return true; } } return false; }}tryLock方法中，重要逻辑如下：lock调用tryLock方法，参数为获取的超时时间与单位，线程在超时时间内，获取锁操纵将自旋在那边，直到该自旋锁的保持者开释了锁。
（2）开释锁的实现方式：
public boolean unlock() { //只有锁的持有线程才气解锁 if (lockHolder == Thread.currentThread()) { //判断锁是否超时，没有超时才将互斥量删除 if (lockExpiresTime > System.currentTimeMillis()) { redisHelper.del(mutex); logger.info("删除互斥量[{}]", mutex); } lockHolder = null; logger.info("开释[{}]锁乐成", mutex); return true; } else { throw new IllegalMonitorStateException("没有获取到锁的线程无法实行解锁操纵"); }}存在标题：
（1）这个锁的核心是基于System.currentTimeMillis()，如果多台服务器时间差别等，那么标题就出现了，但是这个bug完全可以从服务器运维层面规避的，而且如果服务器时间不一样的话，只要和时间相干的逻辑都是会出标题的
（2）如果前一个锁超时的时间，刚好有多台服务器去哀求获取锁，那么就会出现同时实行redis.getset()而导致出现逾期时间覆盖标题，不外这种情况并不会对精确效果造成影响
（3）存在多个线程同时持有锁的情况：如果线程A实行使命的时间凌驾锁的逾期时间，这时另一个线程就可以得到这个锁了，造成多个线程同时持有锁的情况。类似于方案一，可以使用“锁续期”的方式来办理。
前两种redis分布式锁的存在的标题
前面两种redis分布式锁的实现方式，如果从“高可用”的层面来看，仍旧是有所短缺，也就是说当 redis 是单点的情况下，当发生故障时，则整个业务的分布式锁都将无法使用。
为了进步可用性，我们可以使用主从模式大概哨兵模式，但在这种情况下仍旧存在标题，在主从模式大概哨兵模式下，正常情况下，如果加锁乐成了，那么master节点会异步复制给对应的slave节点。但是如果在这个过程中发生master节点宕机，主备切换，slave节点从变为了 master节点，而锁还没从旧master节点同步过来，这就发生了锁丢失，会导致多个客户端可以同时持有同一把锁的标题。来看个图来想下这个过程：
那么，怎样制止这种情况呢？redis 官方给出了基于多个 redis 集群摆设的高可用分布式锁办理方案：RedLock，在方案三我们就来具体先容一下。（备注：如果master节点宕机期间，可以容忍多个客户端同时持有锁，那么就不须要redLock）
方案三：基于RedLock的分布式锁
redLock的官方文档地点：https://redis.io/topics/distlock
Redlock算法是Redis的作者 Antirez 在单Redis节点基础上引入的高可用模式。Redlock的加锁要联合单节点分布式锁算法共同实现，由于它是RedLock的基础
1、加锁实现原理：
如今假设有5个Redis主节点(大于3的奇数个)，如许根本包管他们不会同时都宕掉，获取锁和开释锁的过程中，客户端会实行以下操纵：
（1）获取当前Unix时间，以毫秒为单位，并设置超时时间TTL
TTL 要大于 正常业务实行的时间 + 获取全部redis服务斲丧时间 + 时钟漂移
（2）依次实行从5个实例，使用雷同的key和具有唯一性的value获取锁，当向Redis哀求获取锁时，客户端应该设置一个网络毗连和相应超时时间，这个超时时间应该小于锁的失效时间TTL，如许可以制止客户端死等。好比：TTL为5s，设置获取锁最多用1s，以是如果一秒内无法获取锁，就放弃获取这个锁，从而实行获取下个锁
（3）客户端 获取全部能获取的锁后的时间 减去 第(1)步的时间，就得到锁的获取时间。锁的获取时间要小于锁失效时间TTL，而且至少从半数以上的Redis节点取到锁，才算获取乐成锁
（4）如果乐成得到锁，key的真正有效时间 = TTL - 锁的获取时间 - 时钟漂移。好比：TTL 是5s,获取全部锁用了2s，则真正锁有效时间为3s
（5）如果由于某些缘故原由，获取锁失败（没有在半数以上实例取到锁大概取锁时间已经凌驾了有效时间），客户端应该在全部的Redis实例上举行解锁，无论Redis实例是否加锁乐成，由于大概服务端相应消息丢失了但是现实乐成了。
假想如许一种情况：客户端发给某个Redis节点的获取锁的哀求乐成到达了该Redis节点，这个节点也乐成实行了SET操纵，但是它返回给客户端的相应包却丢失了。这在客户端看来，获取锁的哀求由于超时而失败了，但在Redis这边看来，加锁已经乐成了。因此，开释锁的时间，客户端也应该对当时获取锁失败的那些Redis节点同样发起哀求。现实上，这种情况在异步通讯模子中是有大概发生的：客户端向服务器通讯是正常的，但反方向却是有标题的。
（6）失败重试：当client不能获取锁时，应该在随机时间后重试获取锁；同时重试获取锁要有肯定次数限定；
在随机时间后举行重试，重要是防止过多的客户端同时实行去获取锁，导致相互都获取锁失败的标题。
算法表示图如下：
2、RedLock性能及瓦解恢复的相干办理方法：
由于N个Redis节点中的大多数能正常工作就能包管Redlock正常工作，因此理论上它的可用性更高。前面我们说的主从架构下存在的安全性标题，在RedLock中已经不存在了，但如果有节点发生瓦解重启，还是会对锁的安全性有影响的，具体的影响程度跟Redis持久化配置有关：
（1）如果redis没有持久化功能，在clientA获取锁乐成后，全部redis重启，clientB可以大概再次获取到锁，如许违法了锁的排他互斥性；
（2）如果启动AOF永世化存储，事变会好些， 举例：当我们重启redis后，由于redis逾期机制是按照unix时间戳走的，以是在重启后，然后会按照规定的时间逾期，不影响业务；但是由于AOF同步到磁盘的方式默认是每秒一次，如果在一秒内断电，会导致数据丢失，立即重启会造成锁互斥性失效；但如果同步磁盘方式使用Always(每一个写下令都同步到硬盘)造成性能急剧降落；以是在锁完全有效性和性能方面要有所弃取；
（3）为了有效办理既包管锁完全有效性 和 性能高效标题：antirez又提出了“延长重启”的概念，redis同步到磁盘方式保持默认的每秒1次，在redis瓦解单机后（无论是一个还是全部），先不立即重启它，而是等待TTL时间后再重启，如许的话，这个节点在重启前所到场的锁都会逾期，它在重启后就不会对现有的锁造成影响，缺点是在TTL时间内服务相称于停息状态；
3、Redisson中RedLock的实现：
在JAVA的redisson包已经实现了对RedLock的封装，重要是通过 redisClient 与 lua 脚本实现的，之以是使用 lua 脚本，是为了实现加解锁校验与实行的变乱性。
（1）唯一ID的天生：
分布式变乱锁中，为了可以大概让作为中心节点的存储节点获取锁的持有者，从而制止锁被非持有者误解锁，每个发起哀求的 client 节点都必须具有全局唯一的 id。通常我们是使用 UUID 来作为这个唯一 id，redisson 也是如许实现的，在此基础上，redisson 还参加了 threadid 制止了多个线程反复获取 UUID 的性能斲丧
protected final UUID id = UUID.randomUUID();String getLockName(long threadId) { return id + ":" + threadId;}（2）加锁逻辑：
redisson 加锁的核心代码非常轻易理解，通过传入 TTL 与唯一 id，实现一段时间的加锁哀求。下面是可重入锁的实现逻辑：
<T> RFuture<T> tryLockInnerAsync(long leaseTime, TimeUnit unit, long threadId, RedisStrictCommand<T> command) { internalLockLeaseTime = unit.toMillis(leaseTime); // 获取锁时向5个redis实例发送的下令 return commandExecutor.evalWriteAsync(getName(), LongCodec.INSTANCE, command, // 校验分布式锁的KEY是否已存在，如果不存在，那么实行hset下令（hset REDLOCK_KEY uuid+threadId 1），并通过pexpire设置失效时间（也是锁的租约时间） "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; " + // 如果分布式锁的KEY已存在，则校验唯一 id，如果唯一 id 匹配，表示是当火线程持有的锁，那么重入次数加1，而且设置失效时间 "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; " + // 获取分布式锁的KEY的失效时间毫秒数 "return redis.call('pttl', KEYS[1]);", // KEYS[1] 对应分布式锁的 key；ARGV[1] 对应 TTL；ARGV[2] 对应唯一 id Collections.<Object>singletonList(getName()), internalLockLeaseTime, getLockName(threadId));}（3）开释锁逻辑：
protected RFuture<Boolean> unlockInnerAsync(long threadId) { // 向5个redis实例都实行如下下令 return commandExecutor.evalWriteAsync(getName(), LongCodec.INSTANCE, RedisCommands.EVAL_BOOLEAN, // 如果分布式锁 KEY 不存在，那么向 channel 发布一条消息 "if (redis.call('exists', KEYS[1]) == 0) then " + "redis.call('publish', KEYS[2], ARGV[1]); " + "return 1; " + "end;" + // 如果分布式锁存在，但是唯一 id 不匹配，表示锁已经被占用 "if (redis.call('hexists', KEYS[1], ARGV[3]) == 0) then " + "return nil;" + "end; " + // 如果就是当火线程占据分布式锁，那么将重入次数减 1 "local counter = redis.call('hincrby', KEYS[1], ARGV[3], -1); " + // 重入次数减1后的值如果大于0，表示分布式锁有重入过，那么只设置失效时间，不删除 "if (counter > 0) then " + "redis.call('pexpire', KEYS[1], ARGV[2]); " + "return 0; " + "else " + // 重入次数减1后的值如果为0，则删除锁，并发布解锁消息 "redis.call('del', KEYS[1]); " + "redis.call('publish', KEYS[2], ARGV[1]); " + "return 1; "+ "end; " + "return nil;", // KEYS[1] 表示锁的 key，KEYS[2] 表示 channel name，ARGV[1] 表示解锁消息，ARGV[2] 表示 TTL，ARGV[3] 表示唯一 id Arrays.<Object>asList(getName(), getChannelName()), LockPubSub.unlockMessage, internalLockLeaseTime, getLockName(threadId));}（4）redisson中RedLock的使用：
Config config = new Config();config.useSentinelServers() .addSentinelAddress("127.0.0.1:6369","127.0.0.1:6379", "127.0.0.1:6389") .setMasterName("masterName") .setPassword("password").setDatabase(0);RedissonClient redissonClient = Redisson.create(config);RLock redLock = redissonClient.getLock("REDLOCK_KEY");try { // 实行加锁，最多等待500ms，上锁以后10s主动解锁 boolean isLock = redLock.tryLock(500, 10000, TimeUnit.MILLISECONDS); if (isLock) { //获取锁乐成，实行对应的业务逻辑 }} catch (Exception e) { e.printStackTrace();} finally { redLock.unlock();}可以看到，redisson 包的实现中，通过 lua 脚本校验相识锁时的 client 身份，以是我们无需再在 finally 中去判断是否加锁乐成，也无需做额外的身份校验，可以说已经到达开箱即用的程度了。
同样，基于RedLock实现的分布式锁也存在 client 获取锁之后，在 TTL 时间内没有完成业务逻辑的处置惩罚，而此时锁会被主动开释，造成多个线程同时持有锁的标题。而Redisson 在实现的过程中，天然也思量到了这一标题，redisson 提供了一个“看门狗”的特性，当锁即将逾期还没有开释时，不绝的延伸锁key的生存时间。（具体实现原剖析在方案四举行先容）
方案四：基于Redisson看门狗的分布式锁
前面说了，如果某些缘故原由导致持有锁的线程在锁逾期时间内，还没实行完使命，而锁由于还没超时被主动开释了，那么就会导致多个线程同时持有锁的征象出现，而为相识决这个标题，可以举行“锁续期”。实在，在JAVA的Redisson包中有一个"看门狗"机制，已经帮我们实现了这个功能。
1、redisson原理：
redisson在获取锁之后，会维护一个看门狗线程，当锁即将逾期还没有开释时，不绝的延伸锁key的生存时间
2、加锁机制：
线程去获取锁，获取乐成：实行lua脚本，生存数据到redis数据库。
线程去获取锁，获取失败：不绝通过while循环实行获取锁，获取乐成后，实行lua脚本，生存数据到redis数据库。
3、watch dog主动延期机制：
看门狗启动后，对团体性能也会有肯定影响，默认情况下看门狗线程是不启动的。如果使用redisson举行加锁的同时设置了锁的逾期时间，也会导致看门狗机制失效。
redisson在获取锁之后，会维护一个看门狗线程，在每一个锁设置的逾期时间的1/3处，如果线程还没实行完使命，则不绝延伸锁的有效期。看门狗的查抄锁超时时间默认是30秒，可以通过 lockWactchdogTimeout 参数来改变。
加锁的时间默认是30秒，如果加锁的业务没有实行完，那么每隔 30 ÷ 3 = 10秒，就会举行一次续期，把锁重置成30秒，包管解锁前锁不会主动失效。
那万一业务的呆板宕机了呢？如果宕机了，那看门狗线程就实行不了了，就续不了期，那天然30秒之后锁就解开了呗。
4、redisson分布式锁的关键点：
a. 对key不设置逾期时间，由Redisson在加锁乐成后给维护一个watchdog看门狗，watchdog负责定时监听并处置惩罚，在锁没有被开释且快要逾期的时间主动对锁举行续期，包管解锁前锁不会主动失效
b. 通过Lua脚本实现了加锁息争锁的原子操纵
c. 通过记载获取锁的客户端id，每次加锁时判断是否是当前客户端已经得到锁，实现了可重入锁。
5、Redisson的使用：
在方案三中，我们已经演示了基于Redisson的RedLock的使用案例，实在 Redisson 也封装 可重入锁（Reentrant Lock）、公平锁（Fair Lock）、联锁（MultiLock）、红锁（RedLock）、读写锁（ReadWriteLock）、 信号量（Semaphore）、可逾期性信号量（PermitExpirableSemaphore）、 闭锁（CountDownLatch）等，具体使用阐明可以参考官方文档：Redisson的分布式锁和同步器
附：redLock的官方文档翻译
作者：张维鹏
原文链接：https://blog.csdn.net/a745233700/article/details/88084219
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