Redlock算法

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在前文redis分布式锁总结中，我们说到由于Redis集群数据同步是异步的，假设Master节点获取到锁后未完成数据同步情况下Master节点Crash，此时在新的Master节点依然可以获取到锁，这时多个客户端同时获取到了锁。

这个问题时这样的，假如Redis节点宕机了，那么所有客户端就都无法获得锁了，服务变得不可用。为了提高可用性，我们可以给这个Redis节点挂一个Slave，当Master节点不可用的时候，系统自动切换到Slave上(failover)。但由于Redis的主从复制(replication)是异步的，这可能导致failover过程中丧失锁的安全性。考虑下面的执行顺序：

  1. 客户端1从Master获取了锁
  2. Master宕机了，存储锁的key还没有来得及同步到Slave上
  3. Slave升级为Master
  4. 客户端2从新的Master获取到了对应同一个资源的锁

于是，客户端1和客户端2同时持有同一个资源的锁。锁的安全性被打破。

也就是说，前文的算法仅在单实例场景下是安全的，如果需要在集群环境实现分布式锁，可以采用Redlock算法。

Redlock算法描述

Redlock算法基于N个完全独立的Redis节点（通常情况下N可以设置为5）。

运行Redlock算法的客户端依次执行下面各个步骤，来完成获取锁的操作：

  1. 获取当前时间（毫秒数）
  2. 按顺序依次向N个Redis节点执行获取锁的操作。这个获取操作跟前面基于单Redis节点的获取锁的过程相同，包含随机字符串my_random_value，也包含过期时间（即锁的有效时间）。为了保证在某个Redis节点不可用的时候算法能够继续运行，这个获取锁的操作还有一个超时时间，它要远小于锁的有效时间（几十毫秒量级）。客户端在向某个Redis节点获取锁失败以后，应该立即尝试下一个Redis节点。这里的失败，应该包含任何类型的失败，比如该Redis节点不可用，或者该Redis节点上的锁已经被其他客户端持有。
  3. 计算整个获取锁的过程总共消耗了多长时间，计算方法是用当前时间减去第1步记录的时间。如果客户端从大多数Redis节点(>= N/2 + 1)成功获取到了锁，并且获取锁总共消耗的时间没有超过锁的有效时间(lock validaty time)，那么这时客户端才认为最终获取锁成功；否则认为最终获取锁失败。
  4. 如果最终获取锁成功了，那么这个锁的有效时间应该重新计算，它等于最初的锁的有效时间减去第3步计算出来的获取锁消耗的时间。
  5. 如果最终获取锁失败了（可能由于获取锁的Redis节点个数小于N/2+1，或者整个获取锁的过程消耗的时间超过了锁的最初有效时间），那么客户端应该立即向所有Redis节点发起释放锁的操作（即前面介绍的Redis lua脚本）

当然，上面描述的只是获取锁的过程，而释放锁的过程比较简单：客户端向所有Redis节点发起释放锁的操作，不管这些节点当时在获取锁的时候成功与否。也就是说，即使当时向某个节点获取锁没有成功，在释放锁的时候也不应该漏掉这个节点。这是为什么呢？设想这样一种情况，客户端发给某个Redis节点的获取锁的请求成功到达了该Redis节点，这个节点也成功执行了SET操作，但是它返回给客户端的响应却丢失了。这在客户端看来，获取锁的请求由于超时而失败了，但在Redis这边看来，加锁已经成功了。因此，释放锁的时候，客户端也应该对当时获取锁失败的那些Redis节点同样发起请求。实际上，这种情况在异步通信模型中是有可能发生的：客户端向服务器通信是正常的，但反方向却是有问题的。

问题1

由于N个Redis节点中的大多数能正常功能就能保证Redlock正常工作，因此理论上它的可用性更高。单Redis节点的分布式锁在failover的时候锁失效的问题，在Redlock中不存在了，但如果有节点发生崩溃重启，还是会对锁的安全性有影响。具体的影响程度跟Redis对数据的持久化程度有关。

假设一共有5个Redis节点：A B C D E。设想发生了如下的事件序列：

  1. 客户端1成功锁住了A B C，获取锁成功（但D和E没有锁住）
  2. 节点C崩溃重启了，但客户端1在C上加的锁没有持久化下来，丢失了
  3. 节点C重启后，客户端2锁住了C D E，获取锁成功

这样，客户端1和客户端2同时获得了锁（针对同一资源）

在默认情况下，Redis的AOF持久化方式是每秒写一次磁盘（即执行fsync），因此最坏情况下可能丢失1秒的数据。为了尽可能不丢数据，Redis允许设置成每次修改数据都进行fsync，但这会降低性能。当然，即使执行了fsync也仍然有可能丢失数据（这取决于系统而不是Redis的实现）。所以上面分析的由于节点重启引发的锁失效问题，总是有可能出现的。为了应对这一问题，antirez又提出了延迟重启（delayed restarts）的概念。也就是说，一个节点崩溃后，先不立即重启它，而是等待一段时间再重启，这段时间应该大于锁的有效时间（lock validty time）。这样的话，这个节点在重启前所参与的锁都会过期，它在重启后就不会对现有的锁造成影响。

问题2

unsafe-lock

这个问题在前文redis分布式锁总结中已经有了详细的描述。

如上面的时序图所示，假设锁服务本身是没有问题的，它总是能保证任一时刻最多只有一个客户端获得锁。上图中出现的lease这个词可以暂且认为就等同于一个带有自动过期功能的锁。客户端1在获得锁之后发生了很长时间的GC pause，在此期间，它获得的锁过期了，而客户端2获得了锁。当客户端2获得了锁。当客户端1从GC pause中恢复过来的时候，它不知道自己持有的锁已经过期了，它依然向共享资源（上图中是一个存储服务）发起了写数据请求，而这时锁实际上被客户端2持有，因此两个客户端的写请求就有可能冲突（锁的互斥作用失效了）。

除了GC以外，有很多原因会导致进程的pause，比如需存造成的缺页故障(page falut)，再比如CPU资源的竞争。即使不考虑进程pause的情况，网络延迟也仍然会造成类似的结果。

总结起来就是说，即使锁服务本身是没有问题的，而仅仅是客户端有长时间的pause或网络延迟，仍然会造成两个客户端同时访问共享资源的冲突情况发生。

问题3

如下示例说明了Redlock对系统计时(timing)过分依赖，还是假设有5个Redis节点A B C D E：

  1. 客户端1从Redis节点A B C成功获取了锁（多数节点）。由于网络问题，与D和E通信失败。
  2. 节点C上的时钟发生了向前跳跃，导致它上面维护的锁快速过期。
  3. 客户单2从Redis节点C D E成功获取了同一个资源的锁（多数节点）
  4. 客户端1和客户端2现在都认为自己持有了锁

上面这种情况之所以有可能发生，本质上是因为Redlock的安全性(safety property)对系统的时钟有比较强的依赖，一旦系统的时钟变得不准确，算法的安全性也就保证不了。

好的分布式算法应该基于异步模型(asynchronous model)，算法的安全性不应该依赖于任何计时假设(timing assumption)。在异步模型中：进程可能pause任意上的时间，消息可能在网络中延迟任意长的时间，甚至丢失，系统时钟也可能以任意方式出错。一个好的分布式算法，这些因素不应该影响它的安全性(safety property)，只可能影响它的活性(liveness property)，也就是说，即使在非常极端的情况下(比如系统时钟严重错误)，算法顶多是不能再有限的时间内给出结果而已，而不应该给出错误的结果。这样的算法在现实中是存在的，像比较著名的Paxos或Raft。但显然按这个标准的话，Redlock的安全性级别是达不到的。

锁的用途可以分为以下两种：

  • 为了效率(efficiency)。协调各个客户端避免做重复的工作。即使锁偶尔失效了，只是可能把某些操作多做一遍而已，不会产生其他的不良后果。比如重复发送一封同样的email。
  • 为了正确性(correctness)。在任何情况下都不允许锁失效的情况发生，因为一旦发生，就可能意味着数据不一致(inconsistency)，数据丢失，文件损坏，或者其他严重的问题。

因此应该根据不同的场景选择不同的锁：

  • 如果是为了效率(efficiency)而使用分布式锁，允许锁的偶尔失效，那么使用单Redis节点的锁方案就足够了，简单而且效率高。Redlock而是一个过重的实现
  • 如果是为了正确性(correctness)在很严肃的场合使用分布式锁，那么不要使用Redlock。它不是建立在异步模型上的一个足够强的算法，它对于系统模型的假设中包含很多危险的成分(对于timing)。

基于Zookeeper的分布式锁更安全吗？

很多人都认为，如果你想构建一个更安全的分布式锁，那么应该使用Zookeeper，而不是Redis。那么基于Zookeeper的分布式锁能提供绝对的安全吗？

下面是一个基于Zookeeper构建分布式锁的描述（当然这不是唯一的方式）：

  • 客户端尝试创建一个znode节点，比如/lock。那么第一个客户端就创建成功了，相当于拿到了锁；而其他的客户端会创建失败(znode已存在)，获取锁失败。
  • 持有锁的客户端访问共享资源完成后，将znode删掉，这样其他客户端接下来就能获取锁了。
  • znode应该被创建成ephemeral的。这是znode的一个特性，它保证如果创建znode的那个客户端崩溃了，那么相应的znode会被自动删除。这保证了锁一定会被释放。

看起来这个锁相当完美，没有Redlock过期时间的问题，而且能在需要的时候让锁自动释放。但仔细考虑的话，并不尽然。

ZooKeeper是怎么检测出某个客户端已经崩溃了呢？实际上，每个客户端都与ZooKeeper的某台服务器维护着一个Session，这个Session依赖定期的心跳(heartbeat)来维持。如果ZooKeeper长时间收不到客户端的心跳（这个时间称为Session的过期时间），那么它就认为Session过期了，通过这个Session所创建的所有的ephemeral类型的znode节点都会被自动删除。

设想如下的执行序列：

  1. 客户端1创建了znode节点/lock，获得了锁
  2. 客户端1进入了长时间的GC pause
  3. 客户端1连接到ZooKeeper的Session过期了。znode节点/lock被自动删除。
  4. 客户端2创建了znode节点/lock，从而获得了锁
  5. 客户端1从GC pause中恢复过来，它仍然认为自己持有锁。

最后，客户端1和客户端2都认为自己持有了锁，冲突了。

看起来了，用ZooKeeper实现的分布式锁也不一定就是安全的。该有的问题它还是有。但是，ZooKeeper作为一个专门为分布式应用提供方案的框架，它提供了一些非常好的特性，是Redis之类的方案所没有的。像前面提到的ephemeral类型的znode自动删除的功能就是一个例子。

还有一个很有用的特性是ZooKeeper的watch机制。这个机制可以这样来使用，比如当客户端试图创建/lock的时候，发现它已经存在了，这时候创建失败，但客户端不一定就此对外宣告获取锁失败。客户端可以进入一种等待状态，等待当/lock节点被删除的时候，ZooKeeper通过watch机制通知它，这样它就可以继续完成创建操作（获取锁）。这可以让分布式锁在客户端用起来就像一个本地的锁一样：加锁失败就阻塞住，直到获取到锁为止。这样的特性Redlock就无法实现。

小结一下，基于Zookeeper的锁和基于Redis的锁相比在实现特性上有两个不同：

  • 在正常情况下，客户端可以持有锁任意上时间，这可以确保它做完所有需要的资源访问操作之后再释放锁。这避免了基于Redis的锁对于有效时间(lock validity time)到底设置多长的两难问题。实际上，基于ZooKeeper的锁是依靠Session(心跳)来维持锁的持有状态的，而Redis不支持Session。
  • 基于ZooKeeper的锁支持在获取锁失败后等待锁重试释放的事件。这让客户端对锁的使用更加灵活。

随便提一下，如上所述的基于ZooKeeper的分布式锁的实现，并不是最优的。它会引发”herd effect”（羊群效应），降低获取锁的性能。一个更好的实现参见下面链接：

http://zookeeper.apache.org/doc/r3.4.9/recipes.html#sc_recipes_Locks

http://redis.cn/topics/distlock.html
http://zhangtielei.com/posts/blog-redlock-reasoning.html
http://zhangtielei.com/posts/blog-redlock-reasoning-part2.html