这篇文章主要讲解了“Zookeeper的分布式锁的实现方式”,文中的讲解内容简单清晰,易于学习与理解,下面请大家跟着小编的思路慢慢深入,一起来研究和学习“Zookeeper的分布式锁的实现方式”吧!
1. 背景
最近在学习 Zookeeper,在刚开始接触 Zookeeper 的时候,完全不知道 Zookeeper 有什么用。且很多资料都是将 Zookeeper 描述成一个“类 Unix/Linux 文件系统”的中间件,导致我很难将类 Unix/Linux 文件系统的 Zookeeper 和分布式应用联系在一起。后来在粗读了《ZooKeeper 分布式过程协同技术详解》和《从Paxos到Zookeeper 分布式一致性原理与实践》两本书,并动手写了一些 CURD demo 后,初步对 Zookeeper 有了一定的了解。不过比较肤浅,为了进一步加深对 Zookeeper 的认识,我利用空闲时间编写了本篇文章对应的 demo – 基于 Zookeeper 的分布式锁实现。通过编写这个分布式锁 demo,使我对 Zookeeper 的 watcher 机制、Zookeeper 的用途等有了更进一步的认识。不过我所编写的分布式锁还是比较简陋的,实现的也不够优美,仅仅是个练习,仅供参考使用。好了,题外话就说到这里,接下来我们就来聊聊基于 Zookeeper 的分布式锁实现。
2. 独占锁和读写锁的实现
在本章,我将分别说明独占锁和读写锁详细的实现过程,并配以相应的流程图帮助大家了解实现的过程。这里先说说独占锁的实现。
2.1 独占锁的实现
独占锁又称排它锁,从字面意思上很容易理解他们的用途。即如果某个操作 O1 对访问资源 R1 的过程加锁,在操作 O1 结束对资源 R1 访问前,其他操作不允许访问资源 R1。以上算是对独占锁的简单定义了,那么这段定义在 Zookeeper 的“类 Unix/Linux 文件系统”的结构中是怎样实现的呢?在锁答案前,我们先看张图:
图1 独占锁的 Zookeeper 节点结构
如上图,对于独占锁,我们可以将资源 R1 看做是 lock 节点,操作 O1 访问资源 R1 看做创建 lock 节点,释放资源 R1 看做删除 lock 节点。这样我们就将独占锁的定义对应于具体的 Zookeeper 节点结构,通过创建 lock 节点获取锁,删除节点释放锁。详细的过程如下:
- 其中某个客户端成功创建 lock 节点,其他客户端对 lock 节点设置 watcher
- 持有锁的客户端删除 lock 节点或该客户端崩溃,由 Zookeeper 删除 lock 节点
上面即独占锁具体的实现步骤,理解起来并不复杂,这里不再赘述。2.2 读写锁的实现
说完独占锁的实现,这节来说说读写锁的实现。读写锁包含一个读锁和写锁,操作 O1 对资源 R1 加读锁,且获得了锁,其他操作可同时对资源 R1 设置读锁,进行共享读操作。如果操作 O1 对资源 R1 加写锁,且获得了锁,其他操作再对资源 R1 设置不同类型的锁都会被阻塞。总结来说,读锁具有共享性,而写锁具有排他性。那么在 Zookeeper 中,我们可以用怎样的节点结构实现上面的操作呢?在 Zookeeper 中,由于读写锁和独占锁的节点结构不同,读写锁的客户端不用再去竞争创建 lock 节点。所以在一开始,所有的客户端都会创建自己的锁节点。如果不出意外,所有的锁节点都能被创建成功,此时锁节点结构如图3所示。之后,客户端从 Zookeeper 端获取 /share_lock 下所有的子节点,并判断自己能否获取锁。如果客户端创建的是读锁节点,获取锁的条件(满足其中一个即可)如下:
如果客户端创建的是写锁节点,由于写锁具有排他性。所以获取锁的条件要简单一些,只需确定自己创建的锁节点是否排在其他子节点前面即可。不同于独占锁,读写锁的实现稍微复杂一下。读写锁有两种实现方式,各有异同,接下来就来说说这两种实现方式。读写锁的第一种实现
第一种实现是对 /share_lock 节点设置 watcher,当 /share_lock 下的子节点被删除时,未获取锁的客户端收到 /share_lock 子节点变动的通知。在收到通知后,客户端重新判断自己创建的子节点是否可以获取锁,如果失败,再次等待通知。详细流程如下:- 从 Zookeeper 端获取 /share_lock 下所有的子节点,并对 /share_lock 节点设置 watcher
- 判断自己创建的锁节点是否可以获取锁,如果可以,持有锁。
否则继续等待
- 持有锁的客户端删除自己的锁节点,其他客户端收到 /share_lock 子节点变动的通知
上面获取读写锁流程并不复杂,但却存在性能问题。以图3所示锁节点结构为例,第一个锁节点 host1-W-0000000001 被移除后,Zookeeper 会将 /share_lock 子节点变动的通知分发给所有的客户端。但实际上,该子节点变动通知除了能影响 host2-R-0000000002 节点对应的客户端外,分发给其他客户端则是在做无用功,因为其他客户端即使获取了通知也无法获取锁。所以这里需要做一些优化,优化措施是让客户端只在自己关心的节点被删除时,再去获取锁。读写锁的第二种实现
在了解读写锁第一种实现的弊端后,我们针对这一实现进行优化。这里客户端不再对 /share_lock 节点进行监视,而只对自己关心的节点进行监视。还是以图3的锁节点结构进行举例说明,host2-R-0000000002 对应的客户端 C2 只需监视 host1-W-0000000001 节点是否被删除即可。而 host3-W-0000000003 对应的客户端 C3 只需监视 host2-R-0000000002 节点是否被删除即可,只有 host2-R-0000000002 节点被删除,客户端 C3 才能获取锁。而 host1-W-0000000001 节点被删除时,产生的通知对于客户端 C3 来说是无用的,即使客户端 C3 响应了通知也没法获取锁。这里总结一下,不同客户端关心的锁节点是不同的。如果客户端创建的是读锁节点,那么客户端只需找出比读锁节点序号小的最后一个的写锁节点,并设置 watcher 即可。而如果是写锁节点,则更简单,客户端仅需对该节点的上一个节点设置 watcher 即可。详细的流程如下:- 从 Zookeeper 端获取 /share_lock 下所有的子节点
- 判断自己创建的锁节点是否可以获取锁,如果可以,持有锁。
否则对自己关心的锁节点设置 watcher
- 持有锁的客户端删除自己的锁节点,某个客户端收到该节点被删除的通知,并获取锁
感谢各位的阅读,以上就是“Zookeeper的分布式锁的实现方式”的内容了,经过本文的学习后,相信大家对Zookeeper的分布式锁的实现方式这一问题有了更深刻的体会,具体使用情况还需要大家实践验证。这里是亿速云,小编将为大家推送更多相关知识点的文章,欢迎关注!