锁释放

RedissonFairLock.unlockInnerAsync()方法
这和加锁的逻辑没有太大区别

也就是说在客户端A他释放锁的时候，也会走while true的脚本逻辑，看一下有序集合中的元素的timeout时间如果小于了当前时间，就认为他的那个排队就过期了，就删除他，让他后面重新尝试获取锁的时候重排序

while true的逻辑，比如说客户端B或者客户端C，他们用的是tryAcquire()方法，他们其实设置了一个获取锁超时的时间，比如说他们在队列里排队，但是尝试获取锁超过了20秒，人家就不再尝试获取锁了

此时他们还是在队列和有序集合里占了一个坑位，while true的逻辑就可以保证说剔除掉这种不再尝试获取锁的客户端，有序集合里的timeout分数就不会刷新了，随着时间的推移，肯定就会剔除掉他

如果客户端宕机了，也会导致他就不会重新尝试来获取锁，也就不会刷新有序集合中的timeout分数，不会延长timeout分数，while true的逻辑也可以剔除掉这种宕机的客户端在队列里的占用

因为网络延迟等各种因素在里面，可能会在等待锁时间过长的时候，触发各个客户端的排队的顺序的重排序，有的客户端如果在队列里等待时间过长了，那么其实是可以触发一次队列的重排序的

他在这里发布一个锁被释放的消息，肯定在他的源码中是有一些人是订阅了这个释放锁的消息的，此时他们就可以得到一个锁被释放掉的通知

排队加锁

如果客户端A释放了锁，删除了锁key之后，客户端B和客户端C是如何按照顺序依次加锁的。
要记得，刚才我们经历了队列重拍，排在队头的是客户端C，后面是客户端B
假设锁被释放掉了之后，如果客户端B先来尝试加锁

客户端B加锁失败

10:00:40，锁已经被释放了，客户端B来尝试重新加锁

10:01:04 <= 10:00:40？不成立

exists anyLock = 0，当前锁不存在；exists redisson_lock_queue:{anyLock} = 0，要不然就是队列不存在，但是现在队列是存在的；lindex redisson_lock_queue:{anyLock} 0 = UUID_02:threadId_02，队列存在，但是排在队列头部的不是客户端B的线程

所以上面整体条件不成立，无法加锁

ttl = 10:01:04 - 10:00:40 = 24000毫秒
timeout = 24000 + 10:00:40 + 5000 = 10:01:09

zadd指令，刷新一下客户端B在有序集合中的timeout分数，10:01:09

哪怕是锁释放掉了，其他各个客户端来尝试重新加锁也是不行的，因为此时排在队头的不是这个客户端也不行，此时只会重新计算timeout分数刷新一下有序集合中的timeout分数罢了

客户端C加锁成功

此时客户端C来尝试加锁会如何？

anyLock锁key不存在的；队列是存在的；队列的队头就是客户端C，所以此时加锁的条件成立了，进入加锁的逻辑

lpop redisson_lock_queue:{anyLock}，将队列中的第一个元素弹出来
zrem redisson_lock_timeout:{anyLock} UUID_03:threadId_03，将有序集合中的客户端C的线程id的元素给删除掉
hset anyLock UUID_03:threadId_03 1，加锁
pexpire anyLock 30000，设置生存时间为30000毫秒

完成加锁，而且客户端C从队列中出队，此时排在队头的就是客户端B了

获取锁超时，其他客户端获取不到锁，一定会在java代码里进入一个while true死循环，一定时间内没有获取到锁，就返回false标识获取锁失败，过了一段时间，只要没有刷新有序集合中的timeout分数，就会自然被lua脚本里的while true逻辑给清理掉

超时自动释放锁，不会开启lock watchdog后台定时调度的任务