分布式事务入门 —— 概述

1、本地事务

关于本地事务相关概念请参考《数据库事务Transaction》和《MySQL实现架构、事务概述、锁机制》。在这两篇文章中，主要讲解了本地事务的基本概念、ACID特性和隔离级别等内容。

2、分布式事务

在传统的单节点应用中，本地事务就可以满足需求了。但随着互联网时代的到来，数据量的急剧增加、服务复杂程度越来越高，为了解决这些问题，分库分表、微服务架构等技术或思想就应用而生了，这个时候，多个服务资源或多个数据库资源就需要在同一个事务中进行管理了，但是本地事务却对此无能为力，所以分布式事务就出现了。

2.1、应用场景

1、跨库事务

跨库事务指的是，一个应用某个功能需要操作多个库，不同的库中存储不同的业务数据。下图演示了一个服务同时操作2个库的情况：

2、分库分表

通常一个库数据量比较大或者预期未来的数据量比较大，都会进行水平拆分，也就是分库分表。如下图，将数据库B拆分成了2个库：

3、服务化(SOA)

微服务架构是目前一个比较一个比较火的概念。对比比较复杂的应用系统，一般会拆分成不同的独立服务，以简化业务逻辑。拆分后，独立服务之间通过RPC框架来进行远程调用，实现彼此的通信。下图演示了一个3个服务之间彼此调用的架构：

上述内容来自《分布式事务概述》。

2.2、CAP原理

C – Consistent ，一致性。具体是指，操作成功以后，所有的节点，在同一时间，看到的数据都是完全一致的。所以，一致性，说的就是数据一致性。
A – Availability ，可用性。指服务一致可用，在规定的时间内完成响应。
P – Partition tolerance ，分区容错性。指分布式系统在遇到某节点或网络分区故障的时候，仍然能够对外提供服务。

CAP原理指出，这3个指标不能同时满足，最多只能满足其中的两个。

我们之所以使用分布式系统，就是为了在某个节点不可用的情况下，整个服务对外还是可用的，这正是满足P（分区容错性）。如果我们的服务不满足P（分区容错性），那么我们的系统也就不是分布式系统了，所以，在分布式系统中，P（分布容错性）总是成立的。

A和B是两个数据节点，A向B同步数据，并且作为一个整体对外提供服务。由于我们的系统保证了P（分区容错性），那么A和B的同步，我们允许出现故障。接下来我们再保证A（可用性），也就是说A和B同步出现问题时，客户端还能够访问我们的系统，那么客户端既可能访问A也可能访问B，这时，A和B的数据是不一致的，所以C（一致性）不能满足。

如果我们满足C（一致性），也就是说客户端无论访问A还是访问B，得到的结果都是一样的，那么现在A和B的数据不一致，需要等到A和B的数据一致以后，也就是同步恢复以后，才可对外提供服务。这样我们虽然满足了C（一致性），却不能满足A（可用性）。

所以，我们的系统在满足P（分区容错性）的同时，只能在A（可用性）和C（一致性）当中选择一个不能CAP同时满足。我们的分布式系统只能是AP或者CP。

2.3、X/Open DTP模型（Distributed Transaction Processing）

1、模型元素
在《Distributed Transaction Processing: Reference Model》第3版中，规定了构成DTP模型的5个基本元素：

应用程序(Application Program ，简称AP)：用于定义事务边界(即定义事务的开始和结束)，并且在事务边界内对资源进行操作。
资源管理器(Resource Manager，简称RM)：如数据库、文件系统等，并提供访问资源的方式。
事务管理器(Transaction Manager ，简称TM)：负责分配事务唯一标识，监控事务的执行进度，并负责事务的提交、回滚等。
通信资源管理器(Communication Resource Manager，简称CRM)：控制一个TM域(TM domain)内或者跨TM域的分布式应用之间的通信。
通信协议(Communication Protocol，简称CP)：提供CRM提供的分布式应用节点之间的底层通信服务。

其中由于通信资源管理器(Communication Resource Manager)和通信协议(Communication Protocol)是一对好基友，从Communication Protocol的简称CP上就可以看出来，两个元素的关系不一般，因此有的文章在介绍DTP模型元素时，只提到了通信资源管理器…

2、模型实例(Instance of the Model)

一个DTP模型实例，至少有3个组成部分：AP、RMs、TM。如上图所示，一般用于跨库事务处理，即当个应用操作多个库，在这里就是一个AP需要操作多个RM上的资源。AP通过TM来声明一个全局事务，然后操作不同的RM上的资源，最后通知TM来提交或者回滚全局事务。

如果分布式事务中需要跨多个服务，类似于前面提到的SOA场景，这个时候就需要引入通信资源管理器CRM，如下所示：

2.4、XA规范

XA规范的最主要的作用是，就是定义了RM-TM的交互接口。

XA Interface

XA规范中定义的RM 和 TM交互的接口如下图所示：

2.5、BASE原理

BASE是Basically Available（基本可用）, Soft-state（软状态）, Eventually consistent（最终一致）的缩写。

Basically Available，基本可用是指分布式系统在出现故障的时候，允许损失部分可用性，即保证核心可用。电商大促时，为了应对访问量激增，部分用户可能会被引导到降级页面，服务层也可能只提供降级服务。这就是损失部分可用性的体现。
软状态（ Soft State）
软状态是指允许系统存在中间状态，而该中间状态不会影响系统整体可用性。分布式存储中一般一份数据至少会有两到三个副本，允许不同节点间副本同步的延时就是软状态的体现。mysql replication的异步复制也是一种体现。
最终一致性（ Eventual Consistency）
最终一致性是指系统中的所有数据副本经过一定时间后，最终能够达到一致的状态。弱一致性和强一致性相反，最终一致性是弱一致性的一种特殊情况。

BASE模型是传统ACID模型的反面，不同与ACID，BASE强调牺牲高一致性，从而获得可用性，数据允许在一段时间内的不一致，只要保证最终一致就可以了。

在分布式事务的解决方案中，它们都是依赖了ACID或者BASE的模型而实现的。像基于XA协议的两阶段提交和实物补偿机制就是基于ACID实现的。而基于本地消息表和基于MQ的最终一致方案都是通过BASE原理实现的。

2.6、两阶段提交协议(2PC，Two Phase Commit)

基于XA协议的两阶段提交，由一个事务管理器（TM）和多个资源管理器（RM）组成，然后提交分为两个阶段：prepare和commit。

在第一个阶段，事务管理器（TM）通知资源管理器（RM）提交它们的事务分支，如果RM判断可以提交，就返回肯定答复，否则，就返回否定答复。发送否定答复前，需要回滚当前分支的事务。对于mysql数据库来说，在第一阶段，事务管理器向所有涉及到的数据库服务器发出prepare”准备提交”请求，数据库收到请求后执行数据修改和日志记录等处理，处理完成后只是把事务的状态改成”可以提交”,然后把结果返回给事务管理器。

在第二个阶段，事务管理器（TM）根据第一阶段各个资源管理器（RM）返回的结果，决定是提交事务，还是回滚事务。如果所有的RM都prepare成功，那么TM通知所有的RM进行提交；如果有RM prepare失败的话，则TM通知所有RM回滚自己的事务分支。对于mysql数据库来说，如果第一阶段中所有数据库都prepare成功，那么事务管理器向数据库服务器发出”确认提交”请求，数据库服务器把事务的”可以提交”状态改为”提交完成”状态，然后返回应答。如果在第一阶段内有任何一个数据库的操作发生了错误，或者事务管理器收不到某个数据库的回应，则认为事务失败，回撤所有数据库的事务。数据库服务器收不到第二阶段的确认提交请求，也会把”可以提交”的事务回撤。

XA规范对两阶段提交协议有2点优化：

只读断言
在Phase 1中，RM可以断言“我这边不涉及数据增删改”来答复TM的prepare请求，从而让这个RM脱离当前的全局事务，从而免去了Phase 2。这种优化发生在其他RM都完成prepare之前的话，使用了只读断言的RM早于AP其他动作（比如说这个RM返回那些只读数据给AP）前，就释放了相关数据的上下文（比如读锁之类的），这时候其他全局事务或者本地事务就有机会去改变这些数据，结果就是无法保障整个系统的可序列化特性——通俗点说那就会有脏读的风险。
一阶段提交
如果需要增删改的数据都在同一个RM上，TM可以使用一阶段提交——跳过两阶段提交中的Phase 1，直接执行Phase 2。这种优化的本质是跳过Phase 1，RM自行决定了事务分支的结果，并且在答复TM前就清除掉事务分支信息。对于这种优化的情况，TM实际上也没有必要去可靠的记录全局事务的信息，在一些异常的场景下，此时TM可能不知道事务分支的执行结果。

两阶段提交协议(2PC)存在的问题

同步阻塞
两阶段提交执行过程中，所有的参与者都需要听从协调者的统一调度，期间处于阻塞状态而不能从事其他操作，这样效率极其低下。
存在数据不一致
在第二阶段提交时，如果出现异常（超时或失败），这个时候可能会导致一部分资源管理接收到了commit请求，提交了事务，一部分资源管理器没有接收到commit请求，导致回滚，最后出现了数据不一致性。
事务管理器的单点故障
由于事务管理器的重要性，一旦协调者TM发生故障。参与者RM会一直阻塞下去。

2.7、三阶段提交协议(3PC，Three-phase commit)

三阶段提交（3PC)，是二阶段提交（2PC）的改进版本。与两阶段提交相比，主要有以下两点不同：

引入超时机制。同时在协调者和参与者中都引入超时机制。
在第一阶段和第二阶段中插入一个准备阶段。保证了在最后提交阶段之前各参与节点的状态是一致的。

三阶段提交有CanCommit、PreCommit、DoCommit三个阶段，如上所示。

CanCommit阶段

3PC的CanCommit阶段其实和2PC的准备阶段很像。事务管理器（协调者）向资源管理器（参与者）发送commit请求，参与者如果可以提交就返回Yes响应，否则返回No响应。

1.事务询问协调者向参与者发送CanCommit请求。询问是否可以执行事务提交操作。然后开始等待参与者的响应。

2.响应反馈参与者接到CanCommit请求之后，正常情况下，如果其自身认为可以顺利执行事务，则返回Yes响应，并进入预备状态。否则反馈No。

PreCommit阶段

协调者根据参与者的反应情况来决定是否可以继续事务的PreCommit操作。根据响应情况，有以下两种可能：

第一种情况：假如协调者从所有的参与者获得的反馈都是Yes响应，那么就会执行事务的预执行。

发送预提交请求协调者向参与者发送PreCommit请求，并进入Prepared阶段。
事务预提交参与者接收到PreCommit请求后，会执行事务操作，并将undo和redo信息记录到事务日志中。
响应反馈如果参与者成功的执行了事务操作，则返回ACK响应，同时开始等待最终指令。

第二种情况：假如有任何一个参与者向协调者发送了No响应，或者等待超时之后，协调者都没有接到参与者的响应，那么就执行事务的中断。

发送中断请求协调者向所有参与者发送abort请求。
中断事务参与者收到来自协调者的abort请求之后（或超时之后，仍未收到协调者的请求），执行事务的中断。

doCommit阶段

该阶段进行真正的事务提交，也可以分为以下两种情况：

第一种情况：执行提交

发送提交请求协调接收到参与者发送的ACK响应，那么他将从预提交状态进入到提交状态。并向所有参与者发送doCommit请求。
事务提交参与者接收到doCommit请求之后，执行正式的事务提交。并在完成事务提交之后释放所有事务资源。
响应反馈事务提交完之后，向协调者发送Ack响应。
完成事务协调者接收到所有参与者的ack响应之后，完成事务。

第二种情况：中断事务协调者没有接收到参与者发送的ACK响应（可能是接受者发送的不是ACK响应，也可能响应超时），那么就会执行中断事务。

发送中断请求协调者向所有参与者发送abort请求
事务回滚参与者接收到abort请求之后，利用其在阶段二记录的undo信息来执行事务的回滚操作，并在完成回滚之后释放所有的事务资源。
反馈结果参与者完成事务回滚之后，向协调者发送ACK消息
中断事务协调者接收到参与者反馈的ACK消息之后，执行事务的中断。

2.8、2PC与3PC的区别

相对于2PC，3PC主要解决的单点故障问题，并减少阻塞，因为一旦参与者无法及时收到来自协调者的信息之后，他会默认执行commit。而不会一直持有事务资源并处于阻塞状态。但是这种机制也会导致数据一致性问题，因为，由于网络原因，协调者发送的abort响应没有及时被参与者接收到，那么参与者在等待超时之后执行了commit操作。这样就和其他接到abort命令并执行回滚的参与者之间存在数据不一致的情况。