Zookeeper

1、原生ZK方案

Zookeeper中有一种节点叫做顺序节点，假如我们在/lock/目录下创建节3个点，ZooKeeper集群会按照提起创建的顺序来创建节点，节点分别为/lock/0000000001、/lock/0000000002、/lock/0000000003。

ZooKeeper中还有一种名为临时节点的节点，临时节点由某个客户端创建，当客户端与ZooKeeper集群断开连接，则开节点自动被删除。

EPHEMERAL_SEQUENTIAL为临时顺序节点

实现分布式锁的基本逻辑：

客户端调用create()方法创建名为“locknode/guid-lock-”的节点，需要注意的是，这里节点的创建类型需要设置为EPHEMERAL_SEQUENTIAL。
客户端调用getChildren(“locknode”)方法来获取所有已经创建的子节点。
客户端获取到所有子节点path之后，如果发现自己在步骤1中创建的节点是所有节点中序号最小的，那么就认为这个客户端获得了锁。
如果创建的节点不是所有节点中需要最小的，那么则监视比自己创建节点的序列号小的最大的节点，进入等待。直到下次监视的子节点变更的时候，再进行子节点的获取，判断是否获取锁。

释放锁的过程相对比较简单，就是删除自己创建的那个子节点即可。

以下是流程图：

读写锁：读写锁的实现与互斥锁类似，不同的地方在于创建自节点时读锁和写锁要区分类型。例如读锁的前缀可以设置为read,写锁的前缀可以设置为write。创建读锁的时候，检查是否有编号小于自己的写锁存在，若存在则对编号刚好小于自己的写锁节点进行监听。创建写锁时，检查创建的节点编号是否为最小，如不是最小，则需要对编号刚好小于自己的节点进行监听（此时不区分读锁和写锁)

2、Curator方案

封装了zk的客户端，其分布式实现方式和上面的基本相同。同时还提供了不同的锁类型：

可重入锁：实现类为InterProcessMutex，将线程对象，节点，锁对象相关联。InterProcessMutex内部维护了一个使用线程为key，{thread,path}为值的map，所以对不同的线程和请求加锁的节点进行一一对应。提供方法acquire 和 release。

不可重入锁：实现类为InterProcessSemaphoreMutex，类似InterProcessMutex，只是没有维护线程的map。

可重入读写锁：类似JDK的ReentrantReadWriteLock.一个读写锁管理一对相关的锁。主要由两个类实现：

InterProcessReadWriteLock
InterProcessLock

使用时首先创建一个InterProcessReadWriteLock实例，然后再根据你的需求得到读锁或者写锁，读写锁的类型是InterProcessLock。

读写锁的实现与互斥锁类似，不同的地方在于创建自节点时读锁和写锁要区分类型。例如读锁的前缀可以设置为read,写锁的前缀可以设置为write。创建读锁的时候，检查是否有编号小于自己的写锁存在，若存在则对编号刚好小于自己的写锁节点进行监听。创建写锁时，检查创建的节点编号是否为最小，如不是最小，则需要对编号刚好小于自己的节点进行监听（此时不区分读锁和写锁)

还有信号量和多锁对象。

3、menagerie方案

menagerie基于Zookeeper实现了java.util.concurrent包的一个分布式版本。这个封装是更大粒度上对各种分布式一致性使用场景的抽象。其中最基础和常用的是一个分布式锁的实现：
org.menagerie.locks.ReentrantZkLock，通过ZooKeeper的全局有序的特性和EPHEMERAL_SEQUENTIAL类型znode的支持，实现了分布式锁。

Redis

最常见互斥锁方案：

Redis的SETNX（即SET if Not eXists）和GETSET（先写新值，返回旧值，原子性操作，可以用于分辨是不是首次操作）可以用于分布式锁：

C3发送SETNX lock.{orderid} 想要获得锁，由于C0还持有锁，所以Redis返回给C3一个0，
C3发送GET lock.{orderid} 以检查锁是否超时了，如果没超时，则等待或重试。
反之，如果已超时，C3通过下面的操作来尝试获得锁：
GETSET lock.{orderid} <current Unix time + lock timeout + 1>
通过GETSET，C3拿到的时间戳如果仍然是超时的，那就说明，C3如愿以偿拿到锁了。
如果在C3之前，有个叫C4的客户端比C3快一步执行了上面的操作，那么C3拿到的时间戳是个未超时的值，这时，C3没有如期获得锁，需要再次等待或重试。留意一下，尽管C3没拿到锁，但它改写了C4设置的锁的超时值，不过这一点非常微小的误差带来的影响可以忽略不计。

jeffkit的伪码参考：

# get lock
lock = 0
while lock != 1:
timestamp = current Unix time + lock timeout + 1
lock = SETNX lock.orderid timestamp
if lock == 1 or (now() > (GET lock.orderid) and now() > (GETSET lock.orderid timestamp)):
break
else:
sleep(10ms)
do_your_job()
# release lock
if now() < GET lock.orderid:
DEL lock.orderid

Tair

设计思路和Medis类似，但实现略有不同。

美团维护的Tair中增加了expireLock和expireUnlock接口，通过锁状态和过期时间戳来共同判断锁是否存在：只有锁已经存在且没有过期的状态才判定为有锁状态。在有锁状态下，不能加锁，能通过大于过期时间的时间戳进行解锁；在无锁状态下，可以加锁，加锁成功会返回过期时间戳，用于解锁使用。重要的是，expireLock的原子性可以保证加锁和解锁时不会因为线程抢占引起错误。

不可重入锁：在加锁时调用expireLock，解锁时调用expireUnlock接口。传入的参数为过期时间或者过期时间戳。可以防止当线程拿到锁之后阻塞或者宕机，锁可以在过期之后释放出来。同时可以满足解锁动作安全，当自己的锁过期时不会误删别人的锁。

可重入锁：类似不可重入锁，维护类似zk的一个线程数和锁名的map。

可重入读写锁：

读线程：先用当前时间进行一次解锁expireUnlock，如果能解开则说明没有线程在写，可以进行读操作，同时incr，将计数器加1；完成读之后进行decr。

写线程：getCount读取计数器，如果为0，则说明没有线程在读，否则则需要等待；再expireLock，如果成功说明获取到了写锁，否则则说明已经有线程在写了；完成写之后进行解锁expireUnlock

缺陷：均有两步操作，但无法保证原子性。

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