管理书籍排行榜,听中国有声小说

新聞中心

這里有您想知道的互聯(lián)網(wǎng)營銷解決方案

深度剖析分布式事務(wù)，輕松掌握實現(xiàn)原理與應(yīng)用技巧！

前言

大家好，今天我們來一起探討分布式事務(wù)的相關(guān)知識。相信大家都有多多少少接觸過分布式事務(wù)，因為我們現(xiàn)在寫的代碼可是服務(wù)于億級用戶量級的，那么大的請求量級不可能全部寫在一臺服務(wù)器上面對吧。如果你還沒有研究過分布式事務(wù)，也沒關(guān)系，我們今天再一起來探討一番。我曾經(jīng)接觸過分布式事務(wù)相關(guān)的中間件框架，比如現(xiàn)在很火的阿里開源的一款分布式事務(wù)中間件Seata。目前我在Seata社區(qū)主要做一些RPC以及性能優(yōu)化的相關(guān)工作，所以我可能會對分布式事務(wù)具體實現(xiàn)比較了解。以Seata為契機，我們一起來探討分布式事務(wù)。

什么是事務(wù)？

開始前，先來問大家兩個問題：

第一問題：什么是事務(wù)？

在編寫代碼的時候，我們常常會遇到各種事務(wù)問題。那么，我們該如何清晰明了地描述事務(wù)的概念呢？事務(wù)是指如何確保對一組（多個）數(shù)據(jù)操作在執(zhí)行的過程中，要么全部都能夠成功執(zhí)行，要么全部失敗。而且，一旦事務(wù)成功執(zhí)行，所變更的數(shù)據(jù)不會丟失；若事務(wù)失敗，所有的數(shù)據(jù)變更都要回到事務(wù)開始之前的狀態(tài)。簡單來說，事務(wù)包括多個操作，這些操作要么全部執(zhí)行，要么全部不執(zhí)行。

第一問題：保證事務(wù)的目的是什么？

在理解事務(wù)的概念后，我們需要明確實現(xiàn)事務(wù)的最終目的是什么？如果在一組事務(wù)中，有些操作執(zhí)行了，有些沒執(zhí)行，會產(chǎn)生什么問題呢？舉個例子，如果你給父母轉(zhuǎn)賬1W元，結(jié)果你的賬戶扣了1W元，但是你父母的賬戶卻沒有加上1W元，這時你就會開始懷疑自己賺錢的意義。這種情況就是所謂的“數(shù)據(jù)一致性問題”。

當大家明確了以上兩個問題之后，我才能繼續(xù)往下跟大家繼續(xù)分享今天的這個主題，因為今天這個主題，都是在圍繞著怎么保證事務(wù)一致性的問題展開的。

單進程下完美的解決方案

A（原子性）、C（一致性）、I（隔離性）、D（持久性）。C 是事務(wù)最終的目標，那么A、I、D 就是為實現(xiàn)這個目標努力的打工仔,如果這幾個打工仔不能正常工作的話，那么一致性就得不到保障。

原子性：原子性是指一組操作要么全部執(zhí)行成功，要么全部執(zhí)行失敗。這個概念和事務(wù)十分相似。如果不保證原子性，就可能出現(xiàn)在同一個事務(wù)中，某些操作執(zhí)行成功，而另一些操作執(zhí)行失敗的情況，這會導致數(shù)據(jù)不一致，而且很難恢復(fù)。因此，原子性是保障數(shù)據(jù)一致性的重要特性之一。

隔離性：事務(wù)的隔離性指的是多個事務(wù)之間的操作不會相互影響，它們之間相互隔離。如果沒有隔離性，就好像兩個人在同一張畫布上畫畫，一個畫豬，一個畫狗，最后會畫出一個四不像。也就是說，如果不保證隔離性，一個人修改數(shù)據(jù)時，其他人也可以修改，這會導致數(shù)據(jù)不一致。

持久性：持久性指的是一旦事務(wù)提交，所產(chǎn)生的數(shù)據(jù)變更不會因為任何意外（比如數(shù)據(jù)庫故障或服務(wù)器宕機）而丟失。因為如果事務(wù)產(chǎn)生的部分數(shù)據(jù)丟失，就會導致數(shù)據(jù)不一致。

單機事務(wù)實現(xiàn)采用ACID模型，通過加鎖實現(xiàn)對需要操作相同數(shù)據(jù)的事務(wù)進行隔離，保證事務(wù)之間的操作不會相互影響，從而實現(xiàn)了隔離性。在事務(wù)提交之前，記錄數(shù)據(jù)修改前的日志（undo log）和事務(wù)需要變更數(shù)據(jù)的日志（redo log），以保證事務(wù)不論在哪個階段都能通過undo log對事務(wù)數(shù)據(jù)進行回滾，把數(shù)據(jù)恢復(fù)到事務(wù)開始之前的狀態(tài)。同時，通過redo log保證事務(wù)在提交后，即使數(shù)據(jù)庫或服務(wù)器出現(xiàn)故障，也能重做未成功寫入磁盤的數(shù)據(jù)，實現(xiàn)了事務(wù)的持久性和原子性。

分布式事務(wù)的誕生

在公司發(fā)展初期，由于用戶量少、數(shù)據(jù)量少，系統(tǒng)的并發(fā)請求并不高，因此只需要將應(yīng)用單點部署即可滿足業(yè)務(wù)需求。但隨著業(yè)務(wù)的快速發(fā)展和復(fù)雜度的增加，幾乎每個公司的系統(tǒng)都會從單體架構(gòu)轉(zhuǎn)向分布式架構(gòu)，特別是微服務(wù)架構(gòu)。

單進程事務(wù)演變成多進程事務(wù)時，場景發(fā)生了改變。之前是一個人獨立完成一項任務(wù)，現(xiàn)在變成了多個人協(xié)作完成同一項任務(wù)。在單進程事務(wù)中，決定權(quán)在自己手中，因此決定回滾或提交事務(wù)較為容易。但在多進程事務(wù)中，如何協(xié)調(diào)多個人的操作以達到一致性，則成為一個難題。因此，需要有一個統(tǒng)一的協(xié)調(diào)者來協(xié)調(diào)多個節(jié)點的操作，以確保多個進程操作的一致性。

比如從圖中看到，假設(shè)在RPC調(diào)用過程中，其中有一個RPC調(diào)用異常了，我們怎么去回滾前面兩個已經(jīng)執(zhí)行成功的事務(wù)呢？

這就不得不涉及到我們應(yīng)該怎么去設(shè)計一個分布式事務(wù)的執(zhí)行模型。

分布式事務(wù)模型：2PC

目前絕大部分分布式事務(wù)框架為 2PC 二階段事務(wù)模型。

2PC協(xié)議的核心思路是協(xié)調(diào)者和參與者通過兩個階段的協(xié)商達成最終操作的一致性。首先，第一階段的目的是確認各個參與者是否具備執(zhí)行事務(wù)的條件。根據(jù)第一階段參與者的響應(yīng)結(jié)果，制定出第二階段的事務(wù)策略。如果第一階段中任意一個參與者不具備事務(wù)執(zhí)行條件，那么第二階段的決策就是回滾事務(wù)。只有在所有參與者都具備事務(wù)執(zhí)行條件的情況下，才進行整體事務(wù)的提交。

但是這個模型也不是萬能的，在遇到異常情況，很可能就會造成數(shù)據(jù)不一致（但是這個不一致，在最后都會有框架驅(qū)動達成最終一致性）

我下面舉兩個例子

參與者掛掉

如果在第一階段，協(xié)調(diào)者發(fā)送Prepare指令給所有的參與者后，參與者掛掉了，那么此時協(xié)調(diào)者因為遲遲收不到參與者的消息而導致超時，所以協(xié)調(diào)者在超時之后會統(tǒng)一發(fā)送abort指令進行事務(wù)回滾。

如果在第二階段，協(xié)調(diào)者發(fā)送commit或者abort指令給所有參與者后，參與者掛掉了，那么協(xié)調(diào)者會在超時之后進行消息重發(fā)，直到參與者恢復(fù)后收到到commit或者abort ，向協(xié)調(diào)者返回成功。

協(xié)調(diào)者掛掉

協(xié)調(diào)者在第一階段發(fā)送Prepare指令后掛掉，那么此時參與者此時會一直得不到協(xié)調(diào)者下一步的指令，那么此時參與者會一直陷入阻塞狀態(tài)，資源也會一直被鎖住，直到協(xié)調(diào)者恢復(fù)之后向參與者發(fā)出下一步的指令。

協(xié)調(diào)者在第二階段掛掉，那么此時協(xié)調(diào)者已向所有者發(fā)出最后階段的指令了，所以收到指令的參與者會完成最后的commit或rollback操作，對于參與者來說事務(wù)已經(jīng)結(jié)束，所以不存在阻塞和鎖的問題，當協(xié)調(diào)者恢復(fù)后，會把事務(wù)日志狀態(tài)標記為結(jié)束。

CAP 定律

強一致性的事務(wù)一致性方案在單機事務(wù)場景下可以完美實現(xiàn)，但在分布式事務(wù)場景下效果并不理想。這是因為單機事務(wù)和分布式事務(wù)所面臨的場景不同。在單機事務(wù)中，只需要考慮數(shù)據(jù)一致性問題。而在分布式事務(wù)場景中，需要同時考慮數(shù)據(jù)一致性、多節(jié)點的可用性、網(wǎng)絡(luò)分區(qū)等多個問題。因此，強一致性的事務(wù)模型始終無法完美解決分布式事務(wù)場景。

由此引出CAP定律，什么是CAP定律呢？

CA組合就是保證一致性和可用性，放棄分區(qū)容忍性，即不進行分區(qū)，不考慮由于網(wǎng)絡(luò)不通或節(jié)點掛掉的問題。那么系統(tǒng)將不是一個標準的分布式系統(tǒng)，我們最常用的關(guān)系型數(shù)據(jù)庫就滿足了CA。

CP組合就是保證一致性和分區(qū)容忍性，放棄可用性。Zookerper就是追求強一致性，放棄了可用性，還有跨行轉(zhuǎn)賬，一次轉(zhuǎn)賬請求要等待雙方銀行系統(tǒng)都完成整個事務(wù)才能完成。

AP組合就是保證可用性和分區(qū)容忍性，放棄一致性。這是分布式系統(tǒng)設(shè)計時的選擇。

BASE 理論

CAP理論表明在分布式系統(tǒng)中，無法同時滿足一致性（Consistency）、可用性（Availability）和分區(qū)容錯性（Partition tolerance）。在分布式系統(tǒng)中，分區(qū)容錯性是必須滿足的，而可用性是分布式系統(tǒng)設(shè)計的主要目標，通常需要犧牲一致性來保證可用性和分區(qū)容錯性。

但是，犧牲一致性并不意味著完全放棄它。所謂犧牲，是指在一段時間內(nèi)，系統(tǒng)可以暫時不保證一致性，但最終還是要恢復(fù)到一致性狀態(tài)，通常被稱為最終一致性?；谧罱K一致性模型，BASE理論提出了一套實踐理論，從基本可用性、軟狀態(tài)和最終一致性三個方面來指導我們進行分布式系統(tǒng)設(shè)計。

Seata介紹

Seata（Simple Extensible Autonomous Transaction Architecture，簡單可擴展自治事務(wù)框架）是 2019 年 1 月份阿里巴巴和螞蟻集團共同開源的分布式事務(wù)解決方案。目前在GitHub已經(jīng)有超過 2 萬+ star，社區(qū)非?；钴S。我在19年7月份的時候正式加入Seata開源社區(qū)。

在整個 Seata 體系下，所有模式（AT、TCC、XA、SAGA）都遵循這套角色模型。

Seata AT 模式

從圖中以及代碼中可以看到，在分布式事務(wù)場景下，只需要在發(fā)起方的方法上面添加注解@GlobalTransaction注解就可以了，完全不「干擾」業(yè)務(wù)的邏輯。

Seata AT 模式：通信交互

可以看出，AT 模式遵循 TC、TM、RM 交互：

首先TM回向TC服務(wù)發(fā)送一個Begin指令開啟全局事務(wù)，TC 返回全局事務(wù)xid；
各個分支事務(wù)向TC服務(wù)發(fā)送Branch Register進行分支事務(wù)注冊；
TM 向TC服務(wù)決議全局提交或者回滾，TC 收到TM最終的二階段指令后，會驅(qū)動各個分支進行提交或者回滾。

可以看出，Seata AT模式是一個 2PC 事務(wù)模型。

Seata AT 模式如何保證對業(yè)務(wù)的無入侵？

1、數(shù)據(jù)源代理

Seata 在數(shù)據(jù)源做了一層代理層，所以我們使用 Seata 時，我們使用的數(shù)據(jù)源實際上用的是 Seata 自帶的數(shù)據(jù)源代理 DataSourceProxy，Seata 在這層代理中加入了很多邏輯，主要是解析 SQL，把業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)在更新前后的數(shù)據(jù)鏡像組織成回滾日志，并將 undo log 日志插入 undo_log 表中，保證每條更新數(shù)據(jù)的業(yè)務(wù) sql 都有對應(yīng)的回滾日志存在。

2、一階段

可以看出，AT模式的分支事務(wù)，必須使用支持ACID的關(guān)系型數(shù)據(jù)且業(yè)務(wù)與回滾日志需要在同一個數(shù)據(jù)庫中，因為業(yè)務(wù)SQL和回滾日志，需要使用本地事務(wù)同時插入數(shù)據(jù)庫中，要么同時成功要么同時失敗。如果分開在不同數(shù)據(jù)庫中，就又會產(chǎn)生分布式事務(wù)問題，這純屬于套娃行為了。

3、二階段提交

當TM決議全局事務(wù)提交，TC會發(fā)送commit指令給各個分支事務(wù)，因為“業(yè)務(wù) SQL”在一階段已經(jīng)提交至數(shù)據(jù)庫，所以 Seata 框架只需將一階段保存的快照數(shù)據(jù)和行鎖刪掉，完成數(shù)據(jù)清理即可。

4、二階段回滾

當TM決議全局事務(wù)回滾，TC會發(fā)送rollback指令給各個分支事務(wù)，回滾方式便是用“before image”還原業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)；但在還原前要首先要校驗臟寫，對比“數(shù)據(jù)庫當前業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)”和 “after image”，如果兩份數(shù)據(jù)完全一致就說明沒有臟寫，可以還原業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)，如果不一致就說明有臟寫，出現(xiàn)臟寫就需要轉(zhuǎn)人工處理。

從整個流程可以看出來，在沒有發(fā)生臟寫的情況下，所有的事務(wù)操作都被Seata數(shù)據(jù)源代理悄悄地處理了。

Seata AT 模式：事務(wù)隔離級別

剛剛我們說到臟寫，那么Seata AT模式是怎么發(fā)生臟寫或者臟讀的呢？這不得不從Seata的默認的事務(wù)隔離級別說起。

想象一個場景：

某個全局事務(wù)事務(wù)下有若干個分支事務(wù)，在全局事務(wù)執(zhí)行過程中（全局事務(wù)還沒執(zhí)行完），某個本地事務(wù)提交了，如果Seata沒有采取任何措施，會造成什么問題？

傳統(tǒng)意義的臟讀是讀到了未提交的數(shù)據(jù)，Seata 臟讀是讀到了全局事務(wù)下未提交的數(shù)據(jù)，全局事務(wù)可能包含多個本地事務(wù)，某個本地事務(wù)提交了不代表全局事務(wù)提交了。

在絕大部分應(yīng)用在讀已提交的隔離級別下工作是沒有問題的，而實際上，這當中又有絕大多數(shù)的應(yīng)用場景，實際上工作在讀未提交的隔離級別下同樣沒有問題。

在極端場景下，應(yīng)用如果需要達到全局的讀已提交，Seata 設(shè)計了由事務(wù)協(xié)調(diào)器維護的全局寫排他鎖，來保證事務(wù)間的寫隔離，同時，將全局事務(wù)默認定義在讀未提交的隔離級別上。

但是默認情況下，Seata 的全局事務(wù)是工作在讀未提交隔離級別的，保證絕大多數(shù)場景的高效性。

Seata AT 模式：寫隔離

1、提交成功

兩個全局事務(wù) tx1 和 tx2，分別對 a 表的 m 字段進行更新操作，m 的初始值 1000。

tx1 先開始，開啟本地事務(wù)，拿到本地鎖，更新操作 m = 1000 - 100 = 900。本地事務(wù)提交前，先拿到該記錄的全局鎖，本地提交釋放本地鎖。tx2 后開始，開啟本地事務(wù)，拿到本地鎖，更新操作 m = 900 - 100 = 800。本地事務(wù)提交前，嘗試拿該記錄的全局鎖，tx1 全局提交前，該記錄的全局鎖被 tx1 持有，tx2 需要重試等待全局鎖。

tx1 二階段全局提交，釋放全局鎖。tx2 拿到全局鎖提交本地事務(wù)。

2、事務(wù)回滾

如果 tx1 的二階段全局回滾，則 tx1 需要重新獲取該數(shù)據(jù)的本地鎖，進行反向補償?shù)母虏僮?，實現(xiàn)分支的回滾。

此時，如果 tx2 仍在等待該數(shù)據(jù)的全局鎖，同時持有本地鎖，則 tx1 的分支回滾會失敗。分支的回滾會一直重試，直到 tx2 的全局鎖等鎖超時，放棄全局鎖并回滾本地事務(wù)釋放本地鎖，tx1 的分支回滾最終成功。

因為整個過程全局鎖在 tx1 結(jié)束前一直是被 tx1 持有的，所以不會發(fā)生臟寫的問題。

Seata AT 模式：讀隔離

Seata AT模式下的臟讀是指在全局事務(wù)未提交之前，其他業(yè)務(wù)可能會讀取已提交的分支事務(wù)的數(shù)據(jù)。本質(zhì)上，這意味著Seata默認的全局事務(wù)是讀未提交。

在特定場景下，可能需要全局讀取已提交數(shù)據(jù)。目前，Seata將通過代理SELECT FOR UPDATE語句來實現(xiàn)此需求。

執(zhí)行SELECT FOR UPDATE語句將申請全局鎖。如果全局鎖已被其他事務(wù)持有，則Seata將釋放本地鎖并回滾SELECT FOR UPDATE語句的本地執(zhí)行，并進行重試。在此過程中，查詢將被阻塞，直到全局鎖被獲取，并確保讀取的數(shù)據(jù)是已提交的，然后才會返回查詢結(jié)果。

Seata AT 模式：與XA的區(qū)別

seata 的事務(wù)提交方式跟 XA 協(xié)議的兩段式提交在總體上來說基本是一致的，那它們之間有什么不同呢？

我們都知道 XA 協(xié)議它依賴的是數(shù)據(jù)庫層面來保障事務(wù)的一致性，也即是說 XA 的各個分支事務(wù)是在數(shù)據(jù)庫層面上驅(qū)動的，由于 XA 的各個分支事務(wù)需要有 XA 的驅(qū)動程序，一方面會導致數(shù)據(jù)庫與 XA 驅(qū)動耦合，另一方面它會導致各個分支的事務(wù)資源鎖定周期長，這也是它沒有在互聯(lián)網(wǎng)公司流行的重要因素。

前面在將為什么無侵入的時候講到，Seata 在數(shù)據(jù)源做了一層代理層，所以我們使用 Seata 時，我們使用的數(shù)據(jù)源實際上用的是 Seata 自帶的數(shù)據(jù)源代理 DataSourceProxy。

這樣做的好處就是，本地事務(wù)執(zhí)行完可以立即釋放本地事務(wù)鎖定的資源，然后向 TC 上報分支狀態(tài)。

當 TM 決議全局提交時，就不需要同步協(xié)調(diào)處理了，TC 會異步調(diào)度各個 RM 分支事務(wù)刪除對應(yīng)的 undo log 日志即可，這個步驟非常快速地可以完成，XA就做不到，它必須同步等待所有分支處理完之后才認為全局事務(wù)已完成，這個期間被鎖定的資源其它業(yè)務(wù)是不能訪問的，這也就是為什么XA性能這么差的原因。正常的業(yè)務(wù)來說，二階段commit的幾率遠大于rollback，因此Seata AT模式相對于XA性能提升是非常巨大的。

當 TM 決議全局回滾時，RM 收到 TC 發(fā)送的回滾請求，RM 通過 XID 找到對應(yīng)的 undo log 回滾日志，然后執(zhí)行回滾日志完成回滾操作。

如上圖所示，Seata 的 RM 實際上是已中間件的形式放在應(yīng)用層，不用依賴數(shù)據(jù)庫對協(xié)議的支持，完全剝離了分布式事務(wù)方案對數(shù)據(jù)庫在協(xié)議支持上的要求。

TCC 模式

TCC是分布式事務(wù)的一種解決方案，它也是一種2PC模型。

TCC優(yōu)點：

1、性能高：沒有全局鎖，本地事務(wù)鎖在本地操作完成后馬上會釋放，不會像2PC、3PC 一樣整個事務(wù)執(zhí)行的過程都會鎖住資源，所以TCC性能非常高。

2、具備隔離性: 通過隔離資源達到事務(wù)隔離的目的，先預(yù)留資源，再真正使用資源，避免了出現(xiàn)兩個事務(wù)并發(fā)時可能導致的同一個資源被使用多次的問題，適合資源敏感的場景。

3、允許事務(wù)失?。嚎梢赃M行事務(wù)回滾。

TCC缺點：

1、業(yè)務(wù)侵入性強：需要修改原來的結(jié)構(gòu)設(shè)計來預(yù)留資源，需要在原有的方法基礎(chǔ)上把業(yè)務(wù)拆分為Try、Confirm、Cancel三個方法。

TCC適用場景：

有資源隔離性要求、并且對業(yè)務(wù)系統(tǒng)有控制權(quán)，有修改結(jié)構(gòu)的權(quán)限。

Seata TCC 模式：使用效果

如圖所示，參與者需要實現(xiàn)Try、Confirm、Cancel這三個方法，并在Try方法中添加@TwoPhaseBusinessAction注解，填寫二階段commit和rollback的方式到注解參數(shù)中。隨后，使用Dubbo等rpc協(xié)議發(fā)布遠程RPC服務(wù)，在發(fā)起方的方法中添加@GlobalTransactional注解來開啟全局事務(wù)，然后在全局事務(wù)內(nèi)調(diào)用參與者的一階段Try方法。此時，二階段就由Seata框架來驅(qū)動完成。

Seata TCC 模式：通信交互

結(jié)合剛剛的使用例子，我們來看看 Seata 是如何實現(xiàn)TCC模式的，在這張通信交互圖可以看出，它與AT模式一樣遵循 TC、TM、RM 角色模型。

其中TM負責開啟全局事務(wù)，參與者執(zhí)行try方法時會注冊分支事務(wù)，TM決議全局事務(wù)提交或回滾后，TC協(xié)調(diào)者會驅(qū)動全局事務(wù)內(nèi)的參與者進行提交或者回滾。

Seata TCC 模式：實踐例子

如圖所示，Try 方法作為一階段準備方法，需要做資源的檢查和預(yù)留。在扣錢場景下，Try 要做的事情是就是檢查賬戶余額是否充足，預(yù)留轉(zhuǎn)賬資金，預(yù)留的方式就是凍結(jié) A 賬戶的轉(zhuǎn)賬資金。Try 方法執(zhí)行之后，賬號 A 余額雖然還是 100，但是其中 30 元已經(jīng)被凍結(jié)了，不能被其他事務(wù)使用。

二階段 Confirm 方法執(zhí)行真正的扣錢操作。Confirm 會使用 Try 階段凍結(jié)的資金，執(zhí)行賬號扣款。Confirm 方法執(zhí)行之后，賬號 A 在一階段中凍結(jié)的 30 元已經(jīng)被扣除，賬號 A 余額變成 70 元。

如果二階段是回滾的話，就需要在 Cancel 方法內(nèi)釋放一階段 Try 凍結(jié)的 30 元，使賬號 A 的回到初始狀態(tài)，100 元全部可用。

用戶接入 TCC 模式，最重要的事情就是考慮如何將業(yè)務(wù)模型拆成 2 階段，實現(xiàn)成 TCC 的 3 個方法，并且保證 Try 成功 Confirm 一定能成功。相對于 AT 模式，TCC 模式對業(yè)務(wù)代碼有一定的侵入性，但是 TCC 模式無 AT 模式的全局行鎖，TCC 性能會比 AT 模式高很多。

TCC可能會遇到什么樣的問題？

即使我們擁有了一套完備的TCC接口，也不能高枕無憂。在微服務(wù)架構(gòu)下，很可能會遇到網(wǎng)絡(luò)超時、重發(fā)、機器宕機等一系列異常情況，這會導致分布式事務(wù)執(zhí)行出現(xiàn)異常。根據(jù)螞蟻多年的實踐，我們發(fā)現(xiàn)最常見的異常有三種，分別是空回滾、冪等、懸掛。

因此，TCC接口需要解決這三類問題。實際上，Seata框架已經(jīng)支持這三種異常的處理，我們將把這些異常的處理移植到Seata框架中。這樣，業(yè)務(wù)就無需關(guān)注這些異常情況，可以專注于業(yè)務(wù)邏輯。

雖然業(yè)務(wù)無需關(guān)注這些異常，但了解其內(nèi)部實現(xiàn)機制有助于更好地排查問題。接下來，我將為大家一一講解這三類異常出現(xiàn)的原因以及對應(yīng)的解決方案。

Seata TCC 模式：如何防止空回滾？

什么是空回滾？

TCC 服務(wù)在未收到 Try 請求的情況下收到 Cancel 請求，這種場景被稱為空回滾；空回滾在生產(chǎn)環(huán)境經(jīng)常出現(xiàn)，用戶在實現(xiàn)TCC服務(wù)時，應(yīng)允許允許空回滾的執(zhí)行，即收到空回滾時返回成功。

如圖所示，事務(wù)協(xié)調(diào)器在調(diào)用 TCC 服務(wù)的一階段 Try 操作時，可能會出現(xiàn)因為丟包而導致的網(wǎng)絡(luò)超時，此時事務(wù)管理器會觸發(fā)二階段回滾，調(diào)用 TCC 服務(wù)的 Cancel 操作，而 Cancel 操作調(diào)用未出現(xiàn)超時。

要想防止空回滾，那么必須在 Cancel 方法中識別這是一個空回滾，Seata 是如何做的呢？

Seata 的做法是新增一個 TCC 事務(wù)控制表，包含事務(wù)的 XID 和 BranchID 信息，在 Try 方法執(zhí)行時插入一條記錄，表示一階段執(zhí)行了，執(zhí)行 Cancel 方法時讀取這條記錄，如果記錄不存在，說明 Try 方法沒有執(zhí)行。

Seata TCC 模式：如何防懸掛？

懸掛指的是二階段 Cancel 方法比一階段 Try 方法優(yōu)先執(zhí)行，由于允許空回滾的原因，在執(zhí)行完二階段 Cancel 方法之后直接空回滾返回成功，此時全局事務(wù)已結(jié)束，但是由于 Try 方法隨后執(zhí)行，這就會造成一階段 Try 方法預(yù)留的資源永遠無法提交和釋放了。

那么懸掛是如何產(chǎn)生的呢？

在圖示中，當事務(wù)協(xié)調(diào)器調(diào)用TCC服務(wù)的一階段Try操作時，由于網(wǎng)絡(luò)擁堵等原因，可能會出現(xiàn)超時的情況。此時，事務(wù)管理器會觸發(fā)二階段回滾，調(diào)用TCC服務(wù)的Cancel操作，但Cancel調(diào)用未超時。之后，被網(wǎng)絡(luò)擁堵延遲的一階段Try數(shù)據(jù)包被TCC服務(wù)收到，導致二階段Cancel請求比一階段Try請求先執(zhí)行，這會導致TCC服務(wù)在執(zhí)行晚到的Try之后，永遠不會再收到二階段的Confirm或Cancel請求，從而導致TCC服務(wù)懸掛的情況。

用戶在實現(xiàn) TCC 服務(wù)時，要允許空回滾，但是要拒絕執(zhí)行空回滾之后 Try 請求，要避免出現(xiàn)懸掛。

Seata 是怎么處理懸掛的呢？

在 TCC 事務(wù)控制表記錄狀態(tài)的字段 status 中增加一個狀態(tài)：

suspended：4

當執(zhí)行二階段 Cancel 方法時，如果發(fā)現(xiàn) TCC 事務(wù)控制表有相關(guān)記錄，說明二階段 Cancel 方法優(yōu)先一階段 Try 方法執(zhí)行，因此插入一條 status=4 狀態(tài)的記錄，當一階段 Try 方法后面執(zhí)行時，判斷 status=4 ，則說明有二階段 Cancel 已執(zhí)行，并返回 false 以阻止一階段 Try 方法執(zhí)行成功。

Seata TCC 模式：如何冪等控制？

冪等問題指的是 TC 重復(fù)進行二階段提交，因此 Confirm/Cancel 接口需要支持冪等處理，即不會產(chǎn)生資源重復(fù)提交或者重復(fù)釋放。

那么冪等問題是如何產(chǎn)生的呢？

參與者執(zhí)行完二階段之后，由于網(wǎng)絡(luò)抖動或者宕機問題，會造成 TC 收不到參與者執(zhí)行二階段的返回結(jié)果，TC 會重復(fù)發(fā)起調(diào)用，直到二階段執(zhí)行結(jié)果成功。

Seata 是如何處理冪等問題的呢？

同樣的也是在 TCC 事務(wù)控制表中增加一個記錄狀態(tài)的字段 status，該字段有有 3 個值，分別為：

tried：1
committed：2
rollbacked：3

二階段 Confirm/Cancel 方法執(zhí)行后，將狀態(tài)改為 committed 或 rollbacked 狀態(tài)。當重復(fù)調(diào)用二階段 Confirm/Cancel 方法時，判斷事務(wù)狀態(tài)即可解決冪等問題。

當前文章：深度剖析分布式事務(wù)，輕松掌握實現(xiàn)原理與應(yīng)用技巧！
分享URL：http://m.fisionsoft.com.cn/article/cdegohi.html