单体应用锁
在单体的应用开发场景中，涉及并发同步的时候，大家往往采用synchronized或者Lock的方式来解决多线程间的同步问题。但在分布式集群工作的开发场景中，那么就需要一种更加高级的锁机制，来处理种跨JVM进程之间的数据同步问题，这就是分布式锁。
公平锁和可重入锁的原理
最经典的分布式锁是可重入的公平锁。什么是可重入的公平锁呢？直接讲解的概念和原理，会比较抽象难懂，还是从具体的实例入手吧！这里用一个简单的故事来类比，估计就简单多了。
故事发生在一个没有自来水的古代，在一个村子有一口井，水质非常的好，村民们都抢着取井里的水。井就那么一口，村里的人很多，村民为争抢取水打架斗殴，甚至头破血流。
问题总是要解决，于是村长绞尽脑汁，最终想出了一个凭号取水的方案。井边安排一个看井人，维护取水的秩序。取水秩序很简单：
（1）取水之前，先取号；
（2）号排在前面的，就可以先取水；
（3）先到的排在前面，那些后到的，一个一个挨着，在井边排成一队。
取水示意图，如图10-3所示。
图10-3 排队取水示意图
这种排队取水模型，就是一种锁的模型。排在最前面的号，拥有取水权，就是一种典型的独占锁。另外，先到先得，号排在前面的人先取到水，取水之后就轮到下一个号取水，挺公平的，说明它是一种公平锁。
什么是可重入锁呢？
假定，取水时以家庭为单位，家庭的某人拿到号，其他的家庭成员过来打水，这时候不用再取号，如图10-4所示。
图10-4 同一家庭的人不需要重复排队
图10-4中，排在1号的家庭，老公取号，假设其老婆来了，直接排第一个，正所谓妻凭夫贵。再看上图的2号，父亲正在打水，假设其儿子和女儿也到井边了，直接排第二个，所谓子凭父贵。总之，如果取水时以家庭为单位，则同一个家庭，可以直接复用排号，不用从后面排起重新取号。
以上这个故事模型中，取号一次，可以用来多次取水，其原理为可重入锁的模型。在重入锁模型中，一把独占锁，可以被多次锁定，这就叫做可重入锁。
Zookeeper分布式锁的原理
理解了经典的公平可重入锁的原理后，再来看在分布式场景下的公平可重入锁的原理。通过前面的分析，基本可以判定：ZooKeeper
的临时顺序节点，天生就有一副实现分布式锁的胚子。为什么呢？
（一） ZooKeeper的每一个节点，都是一个天然的顺序发号器。
在每一个节点下面创建临时顺序节点（EPHEMERAL_SEQUENTIAL）类型，新的子节点后面，会加上一个次序编号，而这个生成的次序编号，是上一个生成的次序编号加一。
例如，有一个用于发号的节点“/test/lock”为父亲节点，可以在这个父节点下面创建相同前缀的临时顺序子节点，假定相同的前缀为“/test/lock/seq-”。第一个创建的子节点基本上应该为/test/lock/seq-0000000000，下一个节点则为/test/lock/seq-0000000001，依次类推，如果10-5所示。
图10-5 Zookeeper临时顺序节点的天然的发号器作用
（二） ZooKeeper节点的递增有序性，可以确保锁的公平
一个ZooKeeper分布式锁，首先需要创建一个父节点，尽量是持久节点（PERSISTENT类型），然后每个要获得锁的线程，都在这个节点下创建个临时顺序节点。由于ZK节点，是按照创建的次序，依次递增的。
为了确保公平，可以简单的规定：编号最小的那个节点，表示获得了锁。所以，每个线程在尝试占用锁之前，首先判断自己是排号是不是当前最小，如果是，则获取锁。
（三）ZooKeeper的节点监听机制，可以保障占有锁的传递有序而且高效
每个线程抢占锁之前，先尝试创建自己的ZNode。同样，释放锁的时候，就需要删除创建的Znode。创建成功后，如果不是排号最小的节点，就处于等待通知的状态。等谁的通知呢？不需要其他人，只需要等前一个Znode
的通知就可以了。前一个Znode删除的时候，会触发Znode事件，当前节点能监听到删除事件，就是轮到了自己占有锁的时候。第一个通知第二个、第二个通知第三个，击鼓传花似的依次向后。
ZooKeeper的节点监听机制，能够非常完美地实现这种击鼓传花似的信息传递。具体的方法是，每一个等通知的Znode节点，只需要监听（linsten）或者监视（watch）排号在自己前面那个，而且紧挨在自己前面的那个节点，就能收到其删除事件了。
只要上一个节点被删除了，就进行再一次判断，看看自己是不是序号最小的那个节点，如果是，自己就获得锁。
另外，ZooKeeper的内部优越的机制，能保证由于网络异常或者其他原因，集群中占用锁的客户端失联时，锁能够被有效释放。一旦占用Znode锁的客户端与ZooKeeper集群服务器失去联系，这个临时Znode也将自动删除。排在它后面的那个节点，也能收到删除事件，从而获得锁。正是由于这个原因，在创建取号节点的时候，尽量创建临时znode
节点，
（四）ZooKeeper的节点监听机制，能避免羊群效应
ZooKeeper这种首尾相接，后面监听前面的方式，可以避免羊群效应。所谓羊群效应就是一个节点挂掉，所有节点都去监听，然后做出反应，这样会给服务器带来巨大压力，所以有了临时顺序节点，当一个节点挂掉，只有它后面的那一个节点才做出反应。
图解： 分布式锁的抢占过程
接下来我们一起来看看，多客户端获取及释放zk分布式锁的整个流程及背后的原理。
首先大家看看下面的图，如果现在有两个客户端一起要争抢zk上的一把分布式锁，会是个什么场景？
如果大家对zk还不太了解的话，建议先自行百度一下，简单了解点基本概念，比如zk有哪些节点类型等等。
参见上图。zk里有一把锁，这个锁就是zk上的一个节点。然后呢，两个客户端都要来获取这个锁，具体是怎么来获取呢？
咱们就假设客户端A抢先一步，对zk发起了加分布式锁的请求，这个加锁请求是用到了zk中的一个特殊的概念，叫做“临时顺序节点”。
简单来说，就是直接在"my_lock"这个锁节点下，创建一个顺序节点，这个顺序节点有zk内部自行维护的一个节点序号。
客户端A发起一个加锁请求
比如说，第一个客户端来搞一个顺序节点，zk内部会给起个名字叫做：xxx-000001。然后第二个客户端来搞一个顺序节点，zk可能会起个名字叫做：xxx-000002。大家注意一下，最后一个数字都是依次递增的，从1开始逐次递增。zk会维护这个顺序。
所以这个时候，假如说客户端A先发起请求，就会搞出来一个顺序节点，大家看下面的图，Curator框架大概会弄成如下的样子：
大家看，客户端A发起一个加锁请求，先会在你要加锁的node下搞一个临时顺序节点，这一大坨长长的名字都是Curator框架自己生成出来的。
然后，那个最后一个数字是"1"。大家注意一下，因为客户端A是第一个发起请求的，所以给他搞出来的顺序节点的序号是"1"。
接着客户端A创建完一个顺序节点。还没完，他会查一下"my_lock"这个锁节点下的所有子节点，并且这些子节点是按照序号排序的，这个时候他大概会拿到这么一个集合：
接着客户端A会走一个关键性的判断，就是说：唉！兄弟，这个集合里，我创建的那个顺序节点，是不是排在第一个啊？
如果是的话，那我就可以加锁了啊！因为明明我就是第一个来创建顺序节点的人，所以我就是第一个尝试加分布式锁的人啊！
bingo！加锁成功！大家看下面的图，再来直观的感受一下整个过程。
客户端B过来排队
接着假如说，客户端A都加完锁了，客户端B过来想要加锁了，这个时候他会干一样的事儿：先是在"my_lock"这个锁节点下创建一个临时顺序节点，此时名字会变成类似于：
大家看看下面的图：
客户端B因为是第二个来创建顺序节点的，所以zk内部会维护序号为"2"。
接着客户端B会走加锁判断逻辑，查询"my_lock"锁节点下的所有子节点，按序号顺序排列，此时他看到的类似于：
同时检查自己创建的顺序节点，是不是集合中的第一个？
明显不是啊，此时第一个是客户端A创建的那个顺序节点，序号为"01"的那个。所以加锁失败！
客户端B开启监听客户端A
加锁失败了以后，客户端B就会通过ZK的API对他的顺序节点的上一个顺序节点加一个监听器。zk天然就可以实现对某个节点的监听。
如果大家还不知道zk的基本用法，可以百度查阅，非常的简单。客户端B的顺序节点是：
他的上一个顺序节点，不就是下面这个吗？
即客户端A创建的那个顺序节点！
所以，客户端B会对：
这个节点加一个监听器，监听这个节点是否被删除等变化！大家看下面的图。
接着，客户端A加锁之后，可能处理了一些代码逻辑，然后就会释放锁。那么，释放锁是个什么过程呢？
其实很简单，就是把自己在zk里创建的那个顺序节点，也就是：
这个节点给删除。
删除了那个节点之后，zk会负责通知监听这个节点的监听器，也就是客户端B之前加的那个监听器，说：兄弟，你监听的那个节点被删除了，有人释放了锁。
此时客户端B的监听器感知到了上一个顺序节点被删除，也就是排在他之前的某个客户端释放了锁
客户端B抢锁成功
此时，就会通知客户端B重新尝试去获取锁，也就是获取"my_lock"节点下的子节点集合，此时为：
集合里此时只有客户端B创建的唯一的一个顺序节点了！
然后呢，客户端B判断自己居然是集合中的第一个顺序节点，bingo！可以加锁了！直接完成加锁，运行后续的业务代码即可，运行完了之后再次释放锁。
分布式锁的基本实现
接下来就是基于ZooKeeper，实现一下分布式锁。首先，定义了一个锁的接口Lock，很简单，仅仅两个抽象方法：一个加锁方法，一个解锁方法。Lock接口的代码如下：
package com.crazymakercircle.zk.distributedLock;
/**
* create by 尼恩 @ 疯狂创客圈
**/
public interface Lock {
/**
* 加锁方法
*
* @return 是否成功加锁
*/
boolean lock() throws Exception;
/**
* 解锁方法
*
* @return 是否成功解锁
*/
boolean unlock();
}
使用ZooKeeper实现分布式锁的算法，有以下几个要点：
（1）一把分布式锁通常使用一个Znode节点表示；如果锁对应的Znode节点不存在，首先创建Znode节点。这里假设为“/test/lock”，代表了一把需要创建的分布式锁。
（2）抢占锁的所有客户端，使用锁的Znode节点的子节点列表来表示；如果某个客户端需要占用锁，则在“/test/lock”下创建一个临时有序的子节点。
这里，所有临时有序子节点，尽量共用一个有意义的子节点前缀。
比如，如果子节点的前缀为“/test/lock/seq-”，则第一次抢锁对应的子节点为“/test/lock/seq-000000000”，第二次抢锁对应的子节点为“/test/lock/seq-000000001”，以此类推。
再比如，如果子节点前缀为“/test/lock/”，则第一次抢锁对应的子节点为“/test/lock/000000000”，第二次抢锁对应的子节点为“/test/lock/000000001”，以此类推，也非常直观。
（3）如果判定客户端是否占有锁呢？
很简单，客户端创建子节点后，需要进行判断：自己创建的子节点，是否为当前子节点列表中序号最小的子节点。如果是，则认为加锁成功；如果不是，则监听前一个Znode子节点变更消息，等待前一个节点释放锁。
（4）一旦队列中的后面的节点，获得前一个子节点变更通知，则开始进行判断，判断自己是否为当前子节点列表中序号最小的子节点，如果是，则认为加锁成功；如果不是，则持续监听，一直到获得锁。
（5）获取锁后，开始处理业务流程。完成业务流程后，删除自己的对应的子节点，完成释放锁的工作，以方面后继节点能捕获到节点变更通知，获得分布式锁。
实战：加锁的实现
Lock接口中加锁的方法是lock（）。lock（）方法的大致流程是：首先尝试着去加锁，如果加锁失败就去等待，然后再重复。
1．lock（）方法的实现代码
lock()方法加锁的实现代码，大致如下
package com.crazymakercircle.zk.distributedLock;
import com.crazymakercircle.zk.ZKclient;
import lombok.extern.slf4j.Slf4j;
import org.apache.curator.framework.CuratorFramework;
import org.apache.zookeeper.WatchedEvent;
import org.apache.zookeeper.Watcher;
import java.util.Collections;
import java.util.List;
import java.util.concurrent.CountDownLatch;
import java.util.concurrent.TimeUnit;
import java.util.concurrent.atomic.AtomicInteger;
/**
* create by 尼恩 @ 疯狂创客圈
**/
@Slf4j
public class ZkLock implements Lock {
//ZkLock的节点链接
private static final String ZK_PATH = "/test/lock";
private static final String LOCK_PREFIX = ZK_PATH + "/";
private static final long WAIT_TIME = 1000;
//Zk客户端
CuratorFramework client = null;
private String locked_short_path = null;
private String locked_path = null;
private String prior_path = null;
final AtomicInteger lockCount = new AtomicInteger(0);
private Thread thread;
public ZkLock() {
ZKclient.instance.init();
synchronized (ZKclient.instance) {
if (!ZKclient.instance.isNodeExist(ZK_PATH)) {
ZKclient.instance.createNode(ZK_PATH, null);
}
}
client = ZKclient.instance.getClient();
}
@Override
public boolean lock() {
//可重入，确保同一线程，可以重复加锁
synchronized (this) {
if (lockCount.get() == 0) {
thread = Thread.currentThread();
lockCount.incrementAndGet();
} else {
if (!thread.equals(Thread.currentThread())) {
return false;
}
lockCount.incrementAndGet();
return true;
}
}
try {
boolean locked = false;
//首先尝试着去加锁
locked = tryLock();
if (locked) {
return true;
}
//如果加锁失败就去等待
while (!locked) {
await();
//获取等待的子节点列表
List<String> waiters = getWaiters();
//判断，是否加锁成功
if (checkLocked(waiters)) {
locked = true;
}
}
return true;
} catch (Exception e) {
e.printStackTrace();
unlock();
}
return false;
}
//...省略其他的方法
}
2.tryLock()尝试加锁
尝试加锁的tryLock方法是关键，做了两件重要的事情：
（1）创建临时顺序节点，并且保存自己的节点路径
（2）判断是否是第一个，如果是第一个，则加锁成功。如果不是，就找到前一个Znode节点，并且保存其路径到prior_path。
尝试加锁的tryLock方法，其实现代码如下：
/**
* 尝试加锁
* @return 是否加锁成功
* @throws Exception 异常
*/
private boolean tryLock() throws Exception {
//创建临时Znode
locked_path = ZKclient.instance
.createEphemeralSeqNode(LOCK_PREFIX);
//然后获取所有节点
List<String> waiters = getWaiters();
if (null == locked_path) {
throw new Exception("zk error");
}
//取得加锁的排队编号
locked_short_path = getShortPath(locked_path);
//获取等待的子节点列表，判断自己是否第一个
if (checkLocked(waiters)) {
return true;
}
// 判断自己排第几个
int index = Collections.binarySearch(waiters, locked_short_path);
if (index < 0) { // 网络抖动，获取到的子节点列表里可能已经没有自己了
throw new Exception("节点没有找到: " + locked_short_path);
}
//如果自己没有获得锁，则要监听前一个节点
prior_path = ZK_PATH + "/" + waiters.get(index - 1);
return false;
}
private String getShortPath(String locked_path) {
int index = locked_path.lastIndexOf(ZK_PATH + "/");
if (index >= 0) {
index += ZK_PATH.length() + 1;
return index <= locked_path.length() ? locked_path.substring(index) : "";
}
return null;
}
创建临时顺序节点后，其完整路径存放在locked_path成员中；另外还截取了一个后缀路径，放在
locked_short_path成员中，后缀路径是一个短路径，只有完整路径的最后一层。为什么要单独保存短路径呢？
因为，在获取的远程子节点列表中的其他路径返回结果时，返回的都是短路径，都只有最后一层路径。所以为了方便后续进行比较，也把自己的短路径保存下来。
创建了自己的临时节点后，调用checkLocked方法，判断是否是锁定成功。如果锁定成功，则返回true；如果自己没有获得锁，则要监听前一个节点，此时需要找出前一个节点的路径，并保存在
prior_path
成员中，供后面的await（）等待方法去监听使用。在进入await（）等待方法的介绍前，先说下checkLocked
锁定判断方法。
3.checkLocked（）检查是否持有锁
在checkLocked（）方法中，判断是否可以持有锁。判断规则很简单：当前创建的节点，是否在上一步获取到的子节点列表的第一个位置：
（1）如果是，说明可以持有锁，返回true，表示加锁成功；
（2）如果不是，说明有其他线程早已先持有了锁，返回false。
checkLocked（）方法的代码如下：
private boolean checkLocked(List<String> waiters) {
//节点按照编号，升序排列
Collections.sort(waiters);
// 如果是第一个，代表自己已经获得了锁
if (locked_short_path.equals(waiters.get(0))) {
log.info("成功的获取分布式锁,节点为{}", locked_short_path);
return true;
}
return false;
}
checkLocked方法比较简单，将参与排队的所有子节点列表，从小到大根据节点名称进行排序。排序主要依靠节点的编号，也就是后Znode路径的10位数字，因为前缀都是一样的。排序之后，做判断，如果自己的locked_short_path编号位置排在第一个，如果是，则代表自己已经获得了锁。如果不是，则会返回false。
如果checkLocked（）为false，外层的调用方法，一般来说会执行await（）等待方法，执行夺锁失败以后的等待逻辑。
4.await（）监听前一个节点释放锁
await（）也很简单，就是监听前一个ZNode节点（prior_path成员）的删除事件，代码如下：
private void await() throws Exception {
if (null == prior_path) {
throw new Exception("prior_path error");
}
final CountDownLatch latch = new CountDownLatch(1);
//订阅比自己次小顺序节点的删除事件
Watcher w = new Watcher() {
@Override
public void process(WatchedEvent watchedEvent) {
System.out.println("监听到的变化 watchedEvent = " + watchedEvent);
log.info("[WatchedEvent]节点删除");
latch.countDown();
}
};
client.getData().usingWatcher(w).forPath(prior_path);
/*
//订阅比自己次小顺序节点的删除事件
TreeCache treeCache = new TreeCache(client, prior_path);
TreeCacheListener l = new TreeCacheListener() {
@Override
public void childEvent(CuratorFramework client,
TreeCacheEvent event) throws Exception {
ChildData data = event.getData();
if (data != null) {
switch (event.getType()) {
case NODE_REMOVED:
log.debug("[TreeCache]节点删除, path={}, data={}",
data.getPath(), data.getData());
latch.countDown();
break;
default:
break;
}
}
}
};
treeCache.getListenable().addListener(l);
treeCache.start();*/
latch.await(WAIT_TIME, TimeUnit.SECONDS);
}
首先添加一个Watcher监听，而监听的节点，正是前面所保存在prior_path成员的前一个节点的路径。这里，仅仅去监听自己前一个节点的变动，而不是其他节点的变动，提升效率。完成监听之后，调用latch.await（），线程进入等待状态，一直到线程被监听回调代码中的latch.countDown() 所唤醒，或者等待超时。
说 明
以上代码用到的CountDownLatch的核心原理和实战知识，《Netty Zookeeper Redis 高并发实战》姊妹篇 《Java高并发核心编程（卷2）》。
上面的代码中，监听前一个节点的删除，可以使用两种监听方式：
（1）Watcher 订阅；
（2）TreeCache 订阅。
两种方式的效果，都差不多。但是这里的删除事件，只需要监听一次即可，不需要反复监听，所以使用的是Watcher
一次性订阅。而TreeCache 订阅的代码在源码工程中已经被注释，仅仅供大家参考。
一旦前一个节点prior_path节点被删除，那么就将线程从等待状态唤醒，重新一轮的锁的争夺，直到获取锁，并且完成业务处理。
至此，分布式Lock加锁的算法，还差一点就介绍完成。这一点，就是实现锁的可重入。
5.可重入的实现代码
什么是可重入呢？只需要保障同一个线程进入加锁的代码，可以重复加锁成功即可。
修改前面的lock方法，在前面加上可重入的判断逻辑。代码如下：
@Override
public boolean lock() {
//可重入的判断
synchronized (this) {
if (lockCount.get() == 0) {
thread = Thread.currentThread();
lockCount.incrementAndGet();
} else {
if (!thread.equals(Thread.currentThread())) {
return false;
}
lockCount.incrementAndGet();
return true;
}
}
//....
}
为了变成可重入，在代码中增加了一个加锁的计数器lockCount
，计算重复加锁的次数。如果是同一个线程加锁，只需要增加次数，直接返回，表示加锁成功。
至此，lock（）方法已经介绍完成，接下来，就是去释放锁
实战:释放锁的实现
Lock接口中的unLock（）方法，表示释放锁，释放锁主要有两个工作：
（1）减少重入锁的计数，如果最终的值不是0，直接返回，表示成功的释放了一次；
（2）如果计数器为0，移除Watchers监听器，并且删除创建的Znode临时节点。
unLock（）方法的代码如下：
/**
* 释放锁
*
* @return 是否成功释放锁
*/
@Override
public boolean unlock() {
//只有加锁的线程，能够解锁
if (!thread.equals(Thread.currentThread())) {
return false;
}
//减少可重入的计数
int newLockCount = lockCount.decrementAndGet();
//计数不能小于0
if (newLockCount < 0) {
throw new IllegalMonitorStateException("Lock count has gone negative for lock: " + locked_path);
}
//如果计数不为0，直接返回
if (newLockCount != 0) {
return true;
}
//删除临时节点
try {
if (ZKclient.instance.isNodeExist(locked_path)) {
client.delete().forPath(locked_path);
}
} catch (Exception e) {
e.printStackTrace();
return false;
}
return true;
}
这里，为了尽量保证线程安全，可重入计数器的类型，使用的不是int类型，而是Java并发包中的原子类型——AtomicInteger。
实战：分布式锁的使用
写一个用例，测试一下ZLock的使用，代码如下：
@Test
public void testLock() throws InterruptedException {
for (int i = 0; i < 10; i++) {
FutureTaskScheduler.add(() -> {
//创建锁
ZkLock lock = new ZkLock();
lock.lock();
//每条线程，执行10次累加
for (int j = 0; j < 10; j++) {
//公共的资源变量累加
count++;
}
try {
Thread.sleep(1000);
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
}
log.info("count = " + count);
//释放锁
lock.unlock();
});
}
Thread.sleep(Integer.MAX_VALUE);
}
以上代码是10个并发任务，每个任务累加10次，执行以上用例，会发现结果会是预期的和100，如果不使用锁，结果可能就不是100，因为上面的count是一个普通的变量，不是线程安全的。
说 明
有关线程安全的核心原理和实战知识，请参阅本书的下一卷《Java高并发核心编程（卷2）》。
原理上一个Zlock实例代表一把锁，并需要占用一个Znode永久节点，如果需要很多分布式锁，则也需要很多的不同的Znode节点。以上代码，如果要扩展为多个分布式锁的版本，还需要进行简单改造，这种改造留给各位自己去练习和实现吧。
curator的InterProcessMutex 可重入锁
分布式锁Zlock自主实现主要的价值：学习一下分布式锁的原理和基础开发，仅此而已。实际的开发中，如果需要使用到分布式锁，不建议去自己造轮子，建议直接使用Curator客户端中的各种官方实现的分布式锁，比如其中的InterProcessMutex
可重入锁。
这里提供一个简单的InterProcessMutex 可重入锁的使用实例，代码如下：
@Test
public void testzkMutex() throws InterruptedException {
CuratorFramework client = ZKclient.instance.getClient();
final InterProcessMutex zkMutex =
new InterProcessMutex(client, "/mutex");
;
for (int i = 0; i < 10; i++) {
FutureTaskScheduler.add(() -> {
try {
//获取互斥锁
zkMutex.acquire();
for (int j = 0; j < 10; j++) {
//公共的资源变量累加
count++;
}
try {
Thread.sleep(1000);
} catch (InterruptedException e) {
e.printStackTrace();
}
log.info("count = " + count);
//释放互斥锁
zkMutex.release();
} catch (Exception e) {
e.printStackTrace();
}
});
}
Thread.sleep(Integer.MAX_VALUE);
}
ZooKeeper分布式锁的优点和缺点
总结一下ZooKeeper分布式锁：
（1）优点：ZooKeeper分布式锁（如InterProcessMutex），能有效的解决分布式问题，不可重入问题，使用起来也较为简单。
（2）缺点：ZooKeeper实现的分布式锁，性能并不太高。为啥呢？
因为每次在创建锁和释放锁的过程中，都要动态创建、销毁瞬时节点来实现锁功能。大家知道，ZK中创建和删除节点只能通过Leader服务器来执行，然后Leader服务器还需要将数据同不到所有的Follower机器上，这样频繁的网络通信，性能的短板是非常突出的。
总之，在高性能，高并发的场景下，不建议使用ZooKeeper的分布式锁。而由于ZooKeeper的高可用特性，所以在并发量不是太高的场景，推荐使用ZooKeeper的分布式锁。
在目前分布式锁实现方案中，比较成熟、主流的方案有两种：
（1）基于Redis的分布式锁
（2）基于ZooKeeper的分布式锁
两种锁，分别适用的场景为：
（1）基于ZooKeeper的分布式锁，适用于高可靠（高可用）而并发量不是太大的场景；
（2）基于Redis的分布式锁，适用于并发量很大、性能要求很高的、而可靠性问题可以通过其他方案去弥补的场景。
总之，这里没有谁好谁坏的问题，而是谁更合适的问题。
最后对本章的内容做个总结：在分布式系统中，ZooKeeper是一个重要的协调工具。本章介绍了分布式命名服务、分布式锁的原理以及基于ZooKeeper的参考实现。本章的那些实战案例，建议大家自己去动手掌握，无论是应用实际开始、还是大公司面试，都是非常有用的。另外，主流的分布式协调中间件，也不仅仅只有Zookeeper，还有非常著名的Etcd中间件。但是从学习的层面来说，二者之间的功能设计、核心原理都是差不多的，掌握了Zookeeper，Etcd的上手使用也是很容易的。