如何選擇分布式事務(wù)解決方案？

作者：阿里技術(shù) 2020-05-28 09:35:05

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分布式 分布式事務(wù)中涉及的參與者分布在異步網(wǎng)絡(luò)中，參與者通過網(wǎng)絡(luò)通信來達(dá)到分布式一致性，網(wǎng)絡(luò)通信不可避免出現(xiàn)失敗、超時(shí)的情況，因此分布式事務(wù)的實(shí)現(xiàn)比本地事務(wù)面臨更多的困難。本文歸納總結(jié)五種分布式事務(wù)解決方案，并剖析其特點(diǎn)。較長(zhǎng)，同學(xué)們可收藏后再看。

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 分布式事務(wù)中涉及的參與者分布在異步網(wǎng)絡(luò)中，參與者通過網(wǎng)絡(luò)通信來達(dá)到分布式一致性，網(wǎng)絡(luò)通信不可避免出現(xiàn)失敗、超時(shí)的情況，因此分布式事務(wù)的實(shí)現(xiàn)比本地事務(wù)面臨更多的困難。本文歸納總結(jié)五種分布式事務(wù)解決方案，并剖析其特點(diǎn)。較長(zhǎng)，同學(xué)們可收藏后再看。

概述

事務(wù)是一組不可分組的操作集合，這些操作要么都成功執(zhí)行，要么都取消執(zhí)行。最典型的需要事務(wù)的場(chǎng)景是銀行賬戶間的轉(zhuǎn)賬：假如 A 賬戶要給 B 賬戶轉(zhuǎn)賬 100 元，那么 A 賬戶要扣減 100 元，B 賬戶要增加 100 元，這兩個(gè)賬戶的數(shù)據(jù)變更都成功才可算作轉(zhuǎn)賬成功。更嚴(yán)格來說，可以用 ACID 四個(gè)特性表述事務(wù)：

• Atomicity：原子性，事務(wù)中的所有操作要么都成功執(zhí)行，要么都取消執(zhí)行，不能存在部分執(zhí)行，部分不執(zhí)行的狀態(tài)。
• Consistency：一致性，舉個(gè)例子簡(jiǎn)單的理解就是，A、B 兩個(gè)賬戶各有 100 元，無(wú)論兩個(gè)賬戶并發(fā)相互轉(zhuǎn)賬多少次，兩個(gè)賬戶的資金總額依然是 200 元。
• Isolation：隔離性，并發(fā)事務(wù)之間的相互影響程度，隔離性也是分級(jí)別的：讀未提交、讀已提交、可重復(fù)讀等。
• Durability：持久性，事務(wù)完成后對(duì)數(shù)據(jù)的更改不會(huì)丟失。

單體數(shù)據(jù)庫(kù)不涉及網(wǎng)絡(luò)交互，所以在多表之間實(shí)現(xiàn)事務(wù)是比較簡(jiǎn)單的，這種事務(wù)我們稱之為本地事務(wù)。

但是單體數(shù)據(jù)庫(kù)的性能達(dá)到瓶頸的時(shí)候，就需要分庫(kù)(分物理實(shí)例)，就會(huì)出現(xiàn)跨庫(kù)(數(shù)據(jù)庫(kù)實(shí)例)的事務(wù)需求;隨著企業(yè)應(yīng)用的規(guī)模越來越大，企業(yè)會(huì)進(jìn)一步進(jìn)行服務(wù)化改造，以滿足業(yè)務(wù)增長(zhǎng)的需求;當(dāng)前微服務(wù)架構(gòu)越來越流行，跨服務(wù)的事務(wù)場(chǎng)景也會(huì)越來越多。

這些都是分布式事務(wù)的需求。分布式事務(wù)是指是指事務(wù)的發(fā)起者、參與者、數(shù)據(jù)資源服務(wù)器以及事務(wù)管理器分別位于分布式系統(tǒng)的不同節(jié)點(diǎn)之上。

概括起來，分布式事務(wù)有三種場(chǎng)景：

• 跨數(shù)據(jù)庫(kù)分布式事務(wù)
• 跨服務(wù)分布式事務(wù)
• 混合式分布式事務(wù)

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分布式事務(wù)中涉及的參與者分布在異步網(wǎng)絡(luò)中，參與者通過網(wǎng)絡(luò)通信來達(dá)到分布式一致性，網(wǎng)絡(luò)通信不可避免出現(xiàn)失敗、超時(shí)的情況，因此分布式事務(wù)的實(shí)現(xiàn)比本地事務(wù)面臨更多的困難。下面介紹幾種常見的分布式事務(wù)解決方案。

分布式事務(wù)模式

XA Specification

最早的分布式事務(wù)產(chǎn)品可能是 AT&T 在 20 世紀(jì) 80 年代推出的 Tuxedo (Transactions for Unix, Extended for Distributed Operations)，Tuxedo 最早是為了電信領(lǐng)域的 OLTP 系統(tǒng)研發(fā)的分布式事務(wù)中間件，后來標(biāo)準(zhǔn)化組織 X/Open 吸收采納了 Tuxedo 的設(shè)計(jì)思想和一些接口，推出了分布式事務(wù)規(guī)范：XA Specification。

XA 規(guī)范中定義了分布式事務(wù)處理模型，這個(gè)模型中包含四個(gè)核心角色：

• RM (Resource Managers)：資源管理器，提供數(shù)據(jù)資源的操作、管理接口，保證數(shù)據(jù)的一致性和完整性。最有代表性的就是數(shù)據(jù)庫(kù)管理系統(tǒng)，當(dāng)然有的文件系統(tǒng)、MQ 系統(tǒng)也可以看作 RM。
• TM (Transaction Managers)：事務(wù)管理器，是一個(gè)協(xié)調(diào)者的角色，協(xié)調(diào)跨庫(kù)事務(wù)關(guān)聯(lián)的所有 RM 的行為。
• AP (Application Program)：應(yīng)用程序，按照業(yè)務(wù)規(guī)則調(diào)用 RM 接口來完成對(duì)業(yè)務(wù)模型數(shù)據(jù)的變更，當(dāng)數(shù)據(jù)的變更涉及多個(gè) RM 且要保證事務(wù)時(shí)，AP 就會(huì)通過 TM 來定義事務(wù)的邊界，TM 負(fù)責(zé)協(xié)調(diào)參與事務(wù)的各個(gè) RM 一同完成一個(gè)全局事務(wù)。
• CRMs (Communication Resource Managers)：主要用來進(jìn)行跨服務(wù)的事務(wù)的傳播。

下圖是 XA 規(guī)范中定義的事務(wù)模型圖，其中：發(fā)起分布式事務(wù)的 TM 實(shí)例稱之為 root 節(jié)點(diǎn)，其他的 TM 實(shí)例可以統(tǒng)稱為事務(wù)的參與者。事務(wù)發(fā)起者負(fù)責(zé)開啟整個(gè)全局事務(wù)，事務(wù)參與者各自負(fù)責(zé)執(zhí)行自己的事務(wù)分支。如果TM實(shí)例發(fā)起了對(duì)其他 TM 實(shí)例的服務(wù)調(diào)用，那么發(fā)起者就被成為 Superior，被調(diào)用這就被稱之為 Subordinate 節(jié)點(diǎn)。

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圖源：《Distributed Transaction Processing:Reference Model, Version 3》 Page 32,Figure 3-2

XA 規(guī)范中分布式事務(wù)是構(gòu)建在 RM 本地事務(wù)(此時(shí)本地事務(wù)被看作分支事務(wù))的基礎(chǔ)上的，TM 負(fù)責(zé)協(xié)調(diào)這些分支事務(wù)要么都成功提交、要么都回滾。XA 規(guī)范把分布式事務(wù)處理過程劃分為兩個(gè)階段，所以又叫兩階段提交協(xié)議(two phrase commit)：

1)預(yù)備階段

TM 記錄事務(wù)開始日志，并詢問各個(gè) RM 是否可以執(zhí)行提交準(zhǔn)備操作。

RM 收到指令后，評(píng)估自己的狀態(tài)，嘗試執(zhí)行本地事務(wù)的預(yù)備操作：預(yù)留資源，為資源加鎖、執(zhí)行操作等，但是并不提交事務(wù)，并等待 TM 的后續(xù)指令。如果嘗試失敗則告知 TM 本階段執(zhí)行失敗并且回滾自己的操作，然后不再參與本次事務(wù)(以 MySQL 為例，這個(gè)階段會(huì)完成資源的加鎖，redo log 和 undo log 的寫入)。

TM 收集 RM 的響應(yīng)，記錄事務(wù)準(zhǔn)備完成日志。

2)提交/回滾階段

這個(gè)階段根據(jù)上個(gè)階段的協(xié)調(diào)結(jié)果發(fā)起事務(wù)的提交或者回滾操作。

如果所有 RM 在上一個(gè)步驟都返回執(zhí)行成功，那么：

• TM 記錄事務(wù) commit 日志，并向所有 RM 發(fā)起事務(wù)提交指令。
• RM 收到指令后，提交事務(wù)，釋放資源，并向 TM 響應(yīng)“提交完成”。
• 如果 TM 收到所有 RM 的響應(yīng)，則記錄事務(wù)結(jié)束日志。

如果有 RM 在上一個(gè)步驟中返回執(zhí)行失敗或者超時(shí)沒有應(yīng)答，則 TM 按照?qǐng)?zhí)行失敗處理，那么：

• 記錄事務(wù) abort 日志，向所有 RM 發(fā)送事務(wù)回滾指令。
• RM 收到指令后，回滾事務(wù)，釋放資源，并向 TM 響應(yīng)回滾完成。
• 如果 TM 收到所有 RM 的響應(yīng)，則記錄事務(wù)結(jié)束日志。

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針對(duì)部分場(chǎng)景，XA 規(guī)范還定義了如下優(yōu)化措施：

• 如果 TM 發(fā)現(xiàn)整個(gè)事務(wù)只涉及到一個(gè) RM，那么就會(huì)將整個(gè)過程退化為一階段提交。
• 如果 RM 收到的 AP 的數(shù)據(jù)操作是只讀操作，那么它可以在階段 1 就將事務(wù)完成并告知 TM 其不再參與階段 2 的過程。會(huì)有臟讀的風(fēng)險(xiǎn)。
• 如果 RM 在階段1完成后，長(zhǎng)時(shí)間等不到階段 2 的指令，那么其可以自動(dòng)提交或者回滾本地事務(wù)。這叫做 Heuristic Completion，注意這種場(chǎng)景有可能會(huì)破壞事務(wù)的一致性，產(chǎn)生異常。

XA 規(guī)范中詳細(xì)定義了各個(gè)核心組件之間的交互接口，以 TM 和 RM 的交互接口為例，如下圖，一次完整的全局事務(wù)，TM 和 RM 之間的交互還是比較頻繁的：

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事務(wù)的執(zhí)行過程中，宕機(jī)和網(wǎng)絡(luò)超時(shí)都有可能發(fā)生，針對(duì)這些異常場(chǎng)景，不同 XA 規(guī)范的實(shí)現(xiàn)，對(duì)異常處理做法可能不同，可參考如下：

• TM 在階段 1 中詢問 RM 前宕機(jī)，恢復(fù)后無(wú)需做任何操作。
• TM 在階段 1 中詢問 RM 后宕機(jī)，可能只有部分 RM 收到了階段 1 的請(qǐng)求，因此此時(shí)需要向 RM 發(fā)起回滾請(qǐng)求。
• TM 在階段 1 中詢問 RM 完畢，但是在就準(zhǔn)備完成日志時(shí)宕機(jī)，因不清楚宕機(jī)前的事務(wù)協(xié)商的結(jié)果，因此恢復(fù)后需要向 RM 發(fā)起回滾請(qǐng)求。
• TM 在階段 1 中記錄完畢事務(wù)準(zhǔn)備完成日志后宕機(jī)，恢復(fù)后可以根據(jù)日志發(fā)起提交或者回滾的指令。
• TM 在階段 2 中記錄 commit/abort 日志前宕機(jī)，恢復(fù)后可以根據(jù)日志發(fā)起提交或者回滾指令。
• TM 在階段 2 中記錄事務(wù)結(jié)束日志前宕機(jī)，恢復(fù)后可以根據(jù)日志發(fā)起提交或者回滾指令。
• TM 在階段 2 中記錄事務(wù)結(jié)束日志后宕機(jī)，恢復(fù)后無(wú)需做任何操作。
• 階段 1 中，RM 有超時(shí)情況時(shí)，TM 按失敗處理，給所有 RM 發(fā)送回滾指令。
• 階段 2 中，RM 有超時(shí)情況是，TM 需要對(duì)超時(shí)的 RM 持續(xù)重復(fù)發(fā)送指令。

特點(diǎn)剖析

XA 兩階段提交協(xié)議設(shè)計(jì)上是要像本地事務(wù)一樣實(shí)現(xiàn)事務(wù)的 ACID 四個(gè)特性：

• 原子性：在 prepare 和 commit 階段保證事務(wù)是原子性的。
• 一致性：XA 協(xié)議實(shí)現(xiàn)的是強(qiáng)一致性。
• 隔離性：XA 事務(wù)在完成之前一直持有資源的鎖，所以可以做到寫隔離。
• 持久性：基于本地事務(wù)實(shí)現(xiàn)，所以這一點(diǎn)沒有問題。

XA 是出現(xiàn)最早的分布式事務(wù)規(guī)范，主流數(shù)據(jù)庫(kù) Oracle、MySQL、SQLServer 等都支持 XA 規(guī)范，J2EE 中的 JTA 規(guī)范也是參照 XA 規(guī)范編寫的，與 XA 規(guī)范兼容。

XA 是在資源管理層面實(shí)現(xiàn)的分布式事務(wù)模型，對(duì)業(yè)務(wù)的入侵度較低。

XA 兩階段提交協(xié)議可以覆蓋分布式事務(wù)的三種場(chǎng)景，但是全局事務(wù)的執(zhí)行過程中，RM 一直持有資源的鎖，如果參與的 RM 過多，尤其是跨服務(wù)的場(chǎng)景下，網(wǎng)絡(luò)通信的次數(shù)和時(shí)間會(huì)急劇變多，所以阻塞的時(shí)間更長(zhǎng)，系統(tǒng)的吞吐能力變得很差，事務(wù)死鎖出現(xiàn)的概率也會(huì)變大，所以并不適合微服務(wù)架構(gòu)場(chǎng)景中的跨服務(wù)的分布式事務(wù)模式。

每一個(gè) TM 域來說，由于 TM 是單點(diǎn)，存在單點(diǎn)故障風(fēng)險(xiǎn)，如果 TM 在階段1之后掛掉，會(huì)導(dǎo)致參與的 RM 長(zhǎng)時(shí)間收不到階段 2 的請(qǐng)求而長(zhǎng)期持有資源的鎖，影響業(yè)務(wù)的吞吐能力。同時(shí)一次完整的全局事務(wù)，TM 和 RM 之間的交互多達(dá) 8 次，太繁瑣，非常影響系統(tǒng)的處理性能。

XA 兩階段協(xié)議可能會(huì)造成腦裂的異常，假如 TM 在階段 2 通知 RM 提交事務(wù)時(shí)，如果指令發(fā)出后就宕機(jī)了，而只有部分 RM 收到了提交請(qǐng)求，那么當(dāng) TM 恢復(fù)的時(shí)候，就無(wú)法協(xié)調(diào)本次事務(wù)所有的 RM 本地事務(wù)的一致性了。

XA 要處理的異常場(chǎng)景非常多，對(duì)框架的實(shí)現(xiàn)有一定的挑戰(zhàn)，開源的實(shí)現(xiàn)，可以參考：Atomikos，Bitronix。

針對(duì) XA 兩階段提交中的問題，有人提出了三階段提交的改進(jìn)方案，三階段提交方案主要解決了單點(diǎn)故障問題，并在 RM 側(cè)也引入了超時(shí)機(jī)制，以避免資源的長(zhǎng)時(shí)間鎖定。但是三階段提交方案依然無(wú)法避免腦裂的異常情況出現(xiàn)，實(shí)際應(yīng)用案例很少，感興趣的同學(xué)可以自行找相關(guān)資料了解。

TCC

TCC (Try、Commit、Cancel) 是一種補(bǔ)償型事務(wù)，該模型要求應(yīng)用的每個(gè)服務(wù)提供 try、confirm、cancel 三個(gè)接口，它的核心思想是通過對(duì)資源的預(yù)留(提供中間態(tài))，盡早釋放對(duì)資源的加鎖，如果事務(wù)可以提交，則完成對(duì)預(yù)留資源的確認(rèn)，如果事務(wù)要回滾，則釋放預(yù)留的資源。

TCC 也是一種兩階段提交協(xié)議，可以看作 2PC/XA 的一種變種，但是不會(huì)長(zhǎng)時(shí)間持有資源鎖。

TCC 模型將事務(wù)的提交劃分為兩個(gè)階段：

1)階段 1

完成業(yè)務(wù)檢查(一致性)、預(yù)留業(yè)務(wù)資源(準(zhǔn)隔離性)，即 TCC 中的 try。

2)階段 2

如果 try 階段所有業(yè)務(wù)資源都預(yù)留成功，則執(zhí)行 confirm 操作，否則執(zhí)行 cancel 操作：

• confirm：不做任何業(yè)務(wù)檢查，僅僅使用預(yù)留的資源執(zhí)行業(yè)務(wù)操作，如果失敗會(huì)一直重試。
• cancel：取消執(zhí)行業(yè)務(wù)操作，釋放預(yù)留的資源，如果失敗會(huì)一直重試。

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TCC 模式中，事務(wù)的發(fā)起者和參與者都需要記錄事務(wù)日志，事務(wù)的發(fā)起者需要記錄全局事務(wù)和各個(gè)分支事務(wù)的狀態(tài)和信息;事務(wù)的參與者需要記錄分支事務(wù)的狀態(tài)。

TCC 事務(wù)在執(zhí)行過程中的任意環(huán)節(jié)，均可能發(fā)生宕機(jī)、重啟、網(wǎng)絡(luò)中斷等異常情況，此時(shí)事務(wù)處于非原子狀態(tài)和非最終一致狀態(tài)，此時(shí)就需要根據(jù)主事務(wù)記錄和分支事務(wù)記錄的日志，去完成剩余分支事務(wù)的提交或者回滾，使整個(gè)分布式事務(wù)內(nèi)所有參展達(dá)到最終一致的狀態(tài)，實(shí)現(xiàn)事務(wù)的原子性。

舉例

我們以一個(gè)簡(jiǎn)單的電商系統(tǒng)為例，小明在淘寶上花 100 元買了一本書，獲贈(zèng) 10 個(gè)積分，產(chǎn)品上有如下幾個(gè)操作：

訂單系統(tǒng)創(chuàng)建商品訂單

支付系統(tǒng)接受小明的支付

庫(kù)存系統(tǒng)扣減產(chǎn)品庫(kù)存

會(huì)員系統(tǒng)給小明賬戶增加會(huì)員積分

這幾個(gè)動(dòng)作需要作為一個(gè)事務(wù)執(zhí)行，要同時(shí)成功或者同時(shí)撤銷。

如果采用 TCC 事務(wù)模式，那么各個(gè)系統(tǒng)需要改造為如下狀態(tài)：

1)訂單系統(tǒng)

• try：創(chuàng)建一個(gè)訂單，狀態(tài)顯示為“待支付”
• confirm：更新訂單的狀態(tài)為“已完成”
• cancel：更新訂單的狀態(tài)為“已取消”

2)支付系統(tǒng)

• try：假設(shè)小明賬戶中有 1000 元，凍結(jié)小明賬戶中的 100 元，此時(shí)小明看到的余額依然是 1000 元。
• confirm：將賬戶余額變?yōu)?900 元，并清除凍結(jié)記錄。
• concel：清除凍結(jié)記錄。

3)庫(kù)存系統(tǒng)

• try：假設(shè)庫(kù)存中還生 10 本書，凍結(jié)其中的一本書，現(xiàn)實(shí)庫(kù)存依然有 10 本書。
• confirm：將剩余庫(kù)存更新為 9 本書，并清除凍結(jié)記錄。
• cancel：清除凍結(jié)記錄。

4)會(huì)員系統(tǒng)

• try：假設(shè)小明原因積分 3000 分，給小明賬戶預(yù)增加 10 積分，賬戶顯示的積分依然是 3000 分。
• confirm：將賬戶積分更新為 3010，并清除預(yù)增加記錄。
• cancel：清除預(yù)增加記錄。

特點(diǎn)剖析

TCC 事務(wù)具備事務(wù)的四個(gè)特性：

• 原子性：事務(wù)發(fā)起方協(xié)調(diào)各個(gè)分支事務(wù)全部提交或者全部回滾。
• 一致性：TCC 事務(wù)提供最終一致性。
• 隔離型：通過 try 預(yù)分配資源的方式來實(shí)現(xiàn)數(shù)據(jù)的隔離。
• 持久性：交由各個(gè)分支事務(wù)來實(shí)現(xiàn)。

TCC 事務(wù)模型對(duì)業(yè)務(wù)方侵入較大，需要業(yè)務(wù)方把功能的實(shí)現(xiàn)上由一個(gè)接口拆分為三個(gè)，開發(fā)成本較高。

同時(shí) TCC 事務(wù)為了解決異步網(wǎng)絡(luò)中的通信失敗或超時(shí)帶來的異常情況，要求業(yè)務(wù)方在設(shè)計(jì)實(shí)現(xiàn)上要遵循三個(gè)策略：

• 允許空回滾：原因是異常發(fā)生在階段 1 時(shí)，部分參與方?jīng)]有收到 try 請(qǐng)求從而觸發(fā)整個(gè)事務(wù)的 cancel 操作，try 失敗或者沒有執(zhí)行 try 操作的參與方收到 cancel 請(qǐng)求時(shí)，要進(jìn)行空回滾操作。
• 保持冪等性：原因是異常發(fā)生在階段 2 時(shí)，比如網(wǎng)絡(luò)超時(shí)，則會(huì)重復(fù)調(diào)用參與方的 confirm/cancel 方法，因此需要這兩個(gè)方法實(shí)現(xiàn)上保證冪等性。
• 防止資源懸掛：原因網(wǎng)絡(luò)異常導(dǎo)致兩個(gè)階段無(wú)法保證嚴(yán)格的順序執(zhí)行，出現(xiàn)參與方側(cè) try 請(qǐng)求比 cancel 請(qǐng)求更晚到達(dá)的情況，cancel 會(huì)執(zhí)行空回滾而確保事務(wù)的正確性，但是此時(shí) try 方法也不可以再被執(zhí)行。

TCC 事務(wù)將分布式事務(wù)從資源層提到業(yè)務(wù)層來實(shí)現(xiàn)，可以讓業(yè)務(wù)靈活選擇資源的鎖定粒度，并且全局事務(wù)執(zhí)行過程中不會(huì)一直持有鎖，所以系統(tǒng)的吞吐量比 2PC/XA 模式要高很多。

支持 TCC 事務(wù)的開源框架有：ByteTCC、Himly、TCC-transaction。

Saga

Saga 并不是一個(gè)新概念，其相關(guān)論文在 1987 年就發(fā)布了，和 XA 兩階段提交規(guī)范出現(xiàn)的時(shí)間差不多。

Saga 和 TCC 一樣，也是一種補(bǔ)償事務(wù)，但是它沒有 try 階段，而是把分布式事務(wù)看作一組本地事務(wù)構(gòu)成的事務(wù)鏈。

事務(wù)鏈中的每一個(gè)正向事務(wù)操作，都對(duì)應(yīng)一個(gè)可逆的事務(wù)操作。Saga 事務(wù)協(xié)調(diào)器負(fù)責(zé)按照順序執(zhí)行事務(wù)鏈中的分支事務(wù)，分支事務(wù)執(zhí)行完畢，即釋放資源。如果某個(gè)分支事務(wù)失敗了，則按照反方向執(zhí)行事務(wù)補(bǔ)償操作。

假如一個(gè) Saga 的分布式事務(wù)鏈有 n 個(gè)分支事務(wù)構(gòu)成，[T1,T2,...,Tn]，那么該分布式事務(wù)的執(zhí)行情況有三種：

• T1,T2,...,Tn：n 個(gè)事務(wù)全部執(zhí)行成功了。
• T1,T2,...,Ti,Ci,...,C2,C1：執(zhí)行到第 i (i<=n) 個(gè)事務(wù)的時(shí)候失敗了，則按照 i->1 的順序依次調(diào)用補(bǔ)償操作。如果補(bǔ)償失敗了，就一直重試。補(bǔ)償操作可以優(yōu)化為并行執(zhí)行。
• T1,T2,...,Ti (失敗),Ti (重試),Ti (重試),...,Tn：適用于事務(wù)必須成功的場(chǎng)景，如果發(fā)生失敗了就一直重試，不會(huì)執(zhí)行補(bǔ)償操作。

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舉例

假如國(guó)慶節(jié)小明要出去玩，從北京出發(fā)，先去倫敦，在倫敦游玩三天，再去巴黎，在巴黎游玩三天，然后再返回北京。整個(gè)行程中涉及不同航空公司的機(jī)票預(yù)訂以及倫敦和巴黎當(dāng)?shù)氐木频觐A(yù)訂，小明的計(jì)劃是如果任何一張機(jī)票或酒店預(yù)訂不上，就取消本次出行計(jì)劃。假如綜合旅游出行服務(wù)平臺(tái)提供這種一鍵下單的功能，那么這就是一個(gè)長(zhǎng)事務(wù)，用 Saga 模式編排服務(wù)的話，就如下圖所示：任何一個(gè)環(huán)節(jié)失敗的話，就通過補(bǔ)償操作取消前面的行程預(yù)訂。

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特點(diǎn)剖析

Saga 事務(wù)是可以保障事務(wù)的三個(gè)特性：

• 原子性：Saga 協(xié)調(diào)器可以協(xié)調(diào)事務(wù)鏈中的本地事務(wù)要么全部提交，要么全部回滾。
• 一致性：Saga 事務(wù)可以實(shí)現(xiàn)最終一致性。
• 持久性：基于本地事務(wù)，所以這個(gè)特性可以很好實(shí)現(xiàn)。

但是 Saga 不保證事務(wù)隔離性的，本地事務(wù)提交后變更就對(duì)其他事務(wù)可見了。其他事務(wù)如果更改了已經(jīng)提交成功的數(shù)據(jù)，可能會(huì)導(dǎo)致補(bǔ)償操作失敗。比如扣款失敗，但是錢已經(jīng)花掉了，業(yè)務(wù)設(shè)計(jì)上需要考慮這種場(chǎng)景并從業(yè)務(wù)設(shè)計(jì)上規(guī)避這種問題。

Saga 事務(wù)和 TCC 事務(wù)一樣，對(duì)業(yè)務(wù)實(shí)現(xiàn)要求高，要求業(yè)務(wù)設(shè)計(jì)實(shí)現(xiàn)上遵循三個(gè)策略：

• 允許空補(bǔ)償：網(wǎng)絡(luò)異常導(dǎo)致事務(wù)的參與方只收到了補(bǔ)償操作指令，因?yàn)闆]有執(zhí)行過正常操作，因此要進(jìn)行空補(bǔ)償。
• 保持冪等性：事務(wù)的正向操作和補(bǔ)償操作都可能被重復(fù)觸發(fā)，因此要保證操作的冪等性。
• 防止資源懸掛：網(wǎng)絡(luò)異常導(dǎo)致事務(wù)的正向操作指令晚于補(bǔ)償操作指令到達(dá)，則要丟棄本次正常操作，否則會(huì)出現(xiàn)資源懸掛問題。

雖然 Saga 和 TCC 都是補(bǔ)償事務(wù)，但是由于提交階段不同，所以兩者也是有不同的：

• Saga 是不完美補(bǔ)償，補(bǔ)償操作會(huì)留下之前原始事務(wù)操作的痕跡，需要考慮對(duì)業(yè)務(wù)上的影響。
• TCC 是完美補(bǔ)償，補(bǔ)償操作會(huì)徹底清理之前的原始事務(wù)操作，用戶是感知不到事務(wù)取消之前的狀態(tài)信息的。
• TCC 的事務(wù)可以更好的支持異步化，但是 Saga 模式一般在補(bǔ)償階段比較適合異步化。

Saga 模式非常適合于業(yè)務(wù)流程長(zhǎng)的長(zhǎng)事務(wù)的場(chǎng)景，實(shí)現(xiàn)上對(duì)業(yè)務(wù)侵入低，所以非常適合微服務(wù)架構(gòu)的場(chǎng)景。同時(shí) Saga 采用的是一階段提交模式，不會(huì)對(duì)資源長(zhǎng)時(shí)間加鎖，不存在“木桶效應(yīng)”，所以采用這種模式架構(gòu)的系統(tǒng)性能高、吞吐高。

阿里巴巴的 Seata 開源項(xiàng)目和華為的 ServiceComb 開源項(xiàng)目都支持 Saga 模式。

基于消息的分布式事務(wù)

基于消息的分布式事務(wù)模式核心思想是通過消息系統(tǒng)來通知其他事務(wù)參與方自己事務(wù)的執(zhí)行狀態(tài)。

消息系統(tǒng)的引入更有效的將事務(wù)參與方解耦，各個(gè)參與方可以異步執(zhí)行。

該種模式的難點(diǎn)在于解決本地事務(wù)執(zhí)行和消息發(fā)送的一致性：兩者要同時(shí)執(zhí)行成功或者同時(shí)取消執(zhí)行。

實(shí)現(xiàn)上主要有兩種方式：

• 基于事務(wù)消息的方案
• 基于本地消息的方案

基于事務(wù)消息的分布式事務(wù)

普通消息是無(wú)法解決本地事務(wù)執(zhí)行和消息發(fā)送的一致性問題的。因?yàn)橄l(fā)送是一個(gè)網(wǎng)絡(luò)通信的過程，發(fā)送消息的過程就有可能出現(xiàn)發(fā)送失敗、或者超時(shí)的情況。超時(shí)有可能發(fā)送成功了，有可能發(fā)送失敗了，消息的發(fā)送方是無(wú)法確定的，所以此時(shí)消息發(fā)送方無(wú)論是提交事務(wù)還是回滾事務(wù)，都有可能不一致性出現(xiàn)。

解決這個(gè)問題，需要引入事務(wù)消息，事務(wù)消息和普通消息的區(qū)別在于事務(wù)消息發(fā)送成功后，處于 prepared 狀態(tài)，不能被訂閱者消費(fèi)，等到事務(wù)消息的狀態(tài)更改為可消費(fèi)狀態(tài)后，下游訂閱者才可以監(jiān)聽到次消息。

本地事務(wù)和事務(wù)消息的發(fā)送的處理流程如下：

• 事務(wù)發(fā)起者預(yù)先發(fā)送一個(gè)事務(wù)消息。
• MQ 系統(tǒng)收到事務(wù)消息后，將消息持久化，消息的狀態(tài)是“待發(fā)送”，并給發(fā)送者一個(gè) ACK 消息。
• 事務(wù)發(fā)起者如果沒有收到 ACK 消息，則取消本地事務(wù)的執(zhí)行;如果收到了 ACK 消息，則執(zhí)行本地事務(wù)，并給 MQ 系統(tǒng)再發(fā)送一個(gè)消息，通知本地事務(wù)的執(zhí)行情況。
• MQ 系統(tǒng)收到消息通知后，根據(jù)本地事務(wù)的執(zhí)行情況更改事務(wù)消息的狀態(tài)，如果成功執(zhí)行，則將消息更改為“可消費(fèi)”并擇機(jī)下發(fā)給訂閱者;如果事務(wù)執(zhí)行失敗，則刪除該事務(wù)消息。
• 本地事務(wù)執(zhí)行完畢后，發(fā)給 MQ 的通知消息有可能丟失了。所以支持事務(wù)消息的 MQ 系統(tǒng)有一個(gè)定時(shí)掃描邏輯，掃描出狀態(tài)仍然是“待發(fā)送”狀態(tài)的消息，并向消息的發(fā)送方發(fā)起詢問，詢問這條事務(wù)消息的最終狀態(tài)如何并根據(jù)結(jié)果更新事務(wù)消息的狀態(tài)。因此事務(wù)的發(fā)起方需要給 MQ 系統(tǒng)提供一個(gè)事務(wù)消息狀態(tài)查詢接口。
• 如果事務(wù)消息的狀態(tài)是“可發(fā)送”，則 MQ 系統(tǒng)向下游參與者推送消息，推送失敗會(huì)不停重試。
• 下游參與者收到消息后，執(zhí)行本地事務(wù)，本地事務(wù)如果執(zhí)行成功，則給 MQ 系統(tǒng)發(fā)送 ACK 消息;如果執(zhí)行失敗，則不發(fā)送 ACK 消息，MQ 系統(tǒng)會(huì)持續(xù)推送給消息。

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基于本地消息的分布式事務(wù)

基于事務(wù)消息的模式對(duì) MQ 系統(tǒng)要求較高，并不是所有 MQ 系統(tǒng)都支持事務(wù)消息的，RocketMQ 是目前為數(shù)不多的支持事務(wù)小的 MQ 系統(tǒng)。如果所依賴的 MQ 系統(tǒng)不支持事務(wù)消息，那么可以采用本地消息的分布式模式。

該種模式的核心思想是事務(wù)的發(fā)起方維護(hù)一個(gè)本地消息表，業(yè)務(wù)執(zhí)行和本地消息表的執(zhí)行處在同一個(gè)本地事務(wù)中。業(yè)務(wù)執(zhí)行成功，則同時(shí)記錄一條“待發(fā)送”狀態(tài)的消息到本地消息表中。系統(tǒng)中啟動(dòng)一個(gè)定時(shí)任務(wù)定時(shí)掃描本地消息表中狀態(tài)為“待發(fā)送”的記錄，并將其發(fā)送到 MQ 系統(tǒng)中，如果發(fā)送失敗或者超時(shí)，則一直發(fā)送，知道發(fā)送成功后，從本地消息表中刪除該記錄。后續(xù)的消費(fèi)訂閱流程則與基于事務(wù)消息的模式雷同。

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特點(diǎn)剖析

基于消息的分布式事務(wù)模式對(duì) ACID 特性的支持如下：

• 原子性：最終可以實(shí)現(xiàn)分支事務(wù)都執(zhí)行或者都不執(zhí)行。
• 一致性：提供最終一致性。
• 隔離性：不保障隔離性。
• 持久性：由本地事務(wù)來保證。

基于消息的分布式事務(wù)可以將分布式系統(tǒng)之間更有效的解耦，各個(gè)事務(wù)參與方之間的調(diào)用不再是同步調(diào)用。

對(duì) MQ 系統(tǒng)的要求較高，對(duì)業(yè)務(wù)實(shí)現(xiàn)也有一定的侵入性，要么提供事務(wù)消息狀態(tài)查詢接口，要么需要維護(hù)本地消息表。并且原則上只接受下游分支事務(wù)的成功，不接受事務(wù)的回滾，如果失敗就要一直重試，適用于對(duì)最終一致性敏感度較低的業(yè)務(wù)場(chǎng)景，例如跨企業(yè)的系統(tǒng)間的調(diào)用，適用的場(chǎng)景有限。

最大努力通知型分布式事務(wù)

最大努力通知型的分布式事務(wù)解決方案，也是基于 MQ 系統(tǒng)的一種解決方案，但是不要求 MQ 消息可靠。

舉例

假設(shè)小明通過聯(lián)通的網(wǎng)上營(yíng)業(yè)廳為手機(jī)充話費(fèi)，充值方式選擇支付寶支付。整個(gè)操作的流程如下：

• 小明選擇充值金額“50 元”，支付方式“支付寶”。
• 聯(lián)通網(wǎng)上營(yíng)業(yè)廳創(chuàng)建一個(gè)充值訂單，狀態(tài)為“支付中”，并跳轉(zhuǎn)到支付寶的支付頁(yè)面(此時(shí)進(jìn)入了支付寶的系統(tǒng)中)。
• 支付寶驗(yàn)明確認(rèn)小明的支付后，從小明的賬戶中扣除 50 元，并向聯(lián)通的賬戶中增加 50 元。執(zhí)行完畢后向 MQ 系統(tǒng)發(fā)送一條消息，消息的內(nèi)容標(biāo)識(shí)支付是否成功，消息發(fā)送允許失敗。
• 如果消息發(fā)送成功，那么支付寶的通知服務(wù)會(huì)訂閱到該消息，并調(diào)用聯(lián)通的接口通知本次支付的結(jié)果。如果此時(shí)聯(lián)通的服務(wù)掛掉了，導(dǎo)致通知失敗了，則會(huì)按照 5min、10min、30min、1h、...、24h 等遞增的時(shí)間間隔，間隔性重復(fù)調(diào)用聯(lián)通的接口，直到調(diào)用成功或者達(dá)到預(yù)訂的時(shí)間窗口上限后，則不再通知。這就是盡最大努力通知的含義。
• 如果聯(lián)通服務(wù)恢復(fù)正常，收到了支付寶的通知，如果支付成功，則給賬戶充值;如果支付失敗，則取消充值。執(zhí)行完畢后給支付寶通知服務(wù)確認(rèn)響應(yīng)，確認(rèn)響應(yīng)允許失敗，支付寶系統(tǒng)會(huì)繼續(xù)重試。所以聯(lián)通的充值接口需要保持冪等性。
• 如果聯(lián)通服務(wù)故障時(shí)間很久，恢復(fù)正常后，已超出支付寶通知服務(wù)的時(shí)間窗口，則聯(lián)通掃描“支付中”的訂單，主動(dòng)向支付寶發(fā)起請(qǐng)求，核驗(yàn)訂單的支付結(jié)果。

特點(diǎn)剖析

最大努力通知型方案本質(zhì)是通過引入定期校驗(yàn)機(jī)制來對(duì)最終一致性做兜底，對(duì)業(yè)務(wù)侵入性較低、對(duì) MQ 系統(tǒng)要求較低，實(shí)現(xiàn)比較簡(jiǎn)單，適合于對(duì)最終一致性敏感度比較低、業(yè)務(wù)鏈路較短的場(chǎng)景，比如跨平臺(tái)、跨企業(yè)的系統(tǒng)間的業(yè)務(wù)交互。

分布式事務(wù)中間件

阿里巴巴有兩個(gè)分布式事務(wù)中間件可選擇：

• 螞蟻金服團(tuán)隊(duì)開發(fā)的 XTS，金融云產(chǎn)品名稱為 DTX。
• 阿里巴巴中間件團(tuán)隊(duì)開發(fā)的 TXC。

XTS 和 TXC 的功能差不多，都支持 TCC 事務(wù)模式，也都提供了對(duì)業(yè)務(wù)入侵度較低的分布式事務(wù)方案，目前這兩個(gè)團(tuán)隊(duì)?wèi)?yīng)該是在共建開源版的分布式事務(wù)中間件 Seata。此處我們介紹一下 Seata。

Seata

簡(jiǎn)單說一下 Seata (Simple Extensible Autonomous Transaction Architecture) 的歷史：

• 2014 年阿里巴巴就已經(jīng)推出了分布式事務(wù)中間件產(chǎn)品 TXC (Taobao Transaction Constructor)。
• 2016 年，TXC 進(jìn)行了云產(chǎn)品化改造，提供了阿里云的云版本，名字叫做 GTS (Global Transaction Service) 。
• 2019 年，GTS 宣布開源，開源項(xiàng)目的名字叫做 Seata。

Seata 支持 TCC 模式、Saga 模式。但是 Seata 對(duì) TCC 模式的支持提供了一種對(duì)業(yè)務(wù)入侵度為0的解決方案，這種方案叫做 AT (Automatic Transaction) 模式。下面我們重點(diǎn)說一下 AT 模式的運(yùn)行機(jī)制：

• 全局事務(wù)依然是基于各個(gè)分支事務(wù)來完成。Seata Server 協(xié)調(diào)各個(gè)分支事務(wù)要么一起提交，要么一起回滾。
• 各個(gè)分支事務(wù)在運(yùn)行時(shí)，Seata Client 通過對(duì) SQL 執(zhí)行的代理和攔截，通過解析 SQL 定位到行記錄，記錄下 SQL 執(zhí)行前后的行數(shù)據(jù)快照，beforeImage 和 afterImage 共同構(gòu)成了回滾日志，回滾日志記錄在獨(dú)立的表中?；貪L日志的寫入和業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)的更改在在同一個(gè)本地事務(wù)中提交。
• 分支事務(wù)完成后，立即釋放對(duì)本地資源的鎖，然后給 Seata 協(xié)調(diào)器上報(bào)事務(wù)執(zhí)行的結(jié)果。
• Seata 協(xié)調(diào)器匯總各個(gè)分支事務(wù)的完成情況，生成事務(wù)提交或者回滾的決議，將決議下發(fā)給 Seata Client。
• 如果決議是提交事務(wù)，則 Seata Client 異步清理回滾日志;如果決議是回滾事務(wù)，則 Seata Client 根據(jù)回滾日志進(jìn)行補(bǔ)償操作，補(bǔ)償前會(huì)對(duì)比當(dāng)前數(shù)據(jù)快照和 afterImage 是否一致，如果不一致則回滾失敗，需要人工介入。

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AT 模式通過自動(dòng)生成回滾日志的方式，使得業(yè)務(wù)方接入成本低，對(duì)業(yè)務(wù)入侵度很低，但是應(yīng)用 AT 模式也有一些限制：

• AT 模式只支持基于 ACID 事務(wù)的關(guān)系數(shù)據(jù)庫(kù)。
• AT 模式是通過對(duì) SQL 解析來完成的，對(duì) SQL 語(yǔ)法的支持有限，使用復(fù)雜 SQL 時(shí)需要考慮兼容性。
• 目前不支持復(fù)合主鍵，業(yè)務(wù)表在設(shè)計(jì)時(shí)注意添加自增主鍵。
• 全局事務(wù)默認(rèn)的隔離級(jí)別是讀未提交，但是通過 SELECT...FOR UPDATE 等語(yǔ)句，可以實(shí)現(xiàn)讀已提交的隔離級(jí)別。通過全局排它寫鎖，可以做到的隔離級(jí)別介于讀未提交和讀已提交之間。

總結(jié)

單體數(shù)據(jù)庫(kù)事務(wù)很容易滿足事務(wù)的 ACID 四個(gè)特性，提供強(qiáng)一致性保證，但是分布式事務(wù)要完全遵循 ACID 特性會(huì)比較困難。為了追求分布式系統(tǒng)的高可用和高吞吐，分布式事務(wù)的解決方案一般提供的是最終一致性。

我們把提供強(qiáng)一致性的事務(wù)稱之為剛性事務(wù)，把提供最終一致性的事務(wù)稱之為柔性事務(wù)。剛性事務(wù)可以完全滿足 ACID 四個(gè)特性，柔性事務(wù)對(duì)事務(wù)的 ACID 特性的支持情況如下：

• 原子性：完全支持。
• 一致性：只提供最終一致性支持。
• 隔離性：不完全保證，通常為了系統(tǒng)的吞吐和性能，會(huì)一定程度上放棄對(duì)隔離性的要求。
• 持久性：完全支持。

柔性事務(wù)一般遵循的是分布式領(lǐng)域中的 BASE 理論：

• BA：Basic Availability，基本業(yè)務(wù)可用性。
• S：Soft state，柔性狀態(tài)。
• E：Eventual consistency，最終一致性。

BASE 理論，是對(duì) CAP 理論的延伸，是對(duì) CAP 中的一致性和可用性進(jìn)行一個(gè)權(quán)衡的結(jié)果，理論的核心思想就是：我們無(wú)法做到強(qiáng)一致，但每個(gè)應(yīng)用都可以根據(jù)自身的業(yè)務(wù)特點(diǎn)，采用適當(dāng)?shù)姆绞絹硎瓜到y(tǒng)達(dá)到最終一致性。

CAP 理論告訴我們一個(gè)分布式系統(tǒng)無(wú)法同時(shí)滿足一致性, 可用性, 分區(qū)容錯(cuò)性，所以在設(shè)計(jì)上對(duì)這三點(diǎn)做取舍。剛性事務(wù)追求強(qiáng)一致性，所以犧牲了高可用性;柔性事務(wù)通過犧牲一致性換來了系統(tǒng)的高可用性。

在系統(tǒng)選擇分布式方案時(shí)，可以根據(jù)對(duì)一致性的要求進(jìn)行選擇，業(yè)務(wù)上有強(qiáng)一致性要求的場(chǎng)景時(shí)，優(yōu)先考慮 XA 規(guī)范的兩階段提交;業(yè)務(wù)上只需要最終一致性的場(chǎng)景時(shí)，可以在根據(jù)具體場(chǎng)景在柔性事務(wù)方案中進(jìn)行選擇。

參考

[1]分布式事務(wù)中間件TXC(http://mw.alibaba-inc.com/product-txc.html)

[2]彈力設(shè)計(jì)之補(bǔ)償事務(wù)(https://www.jianshu.com/p/8095001d79bb)

[3]分布式事務(wù)中間件ServiceComb

(http://servicecomb.apache.org/cn/docs/distributed-transactions-saga-implementation/)

[4]深入理解兩階段提交(https://sq.163yun.com/blog/article/165554812476866560)[5]Seata(https://seata.io/zh-cn/)

[6]TCC事務(wù)原理

(https://www.cnblogs.com/jajian/p/10014145.html)

[7]TCC事務(wù)異常場(chǎng)景(https://blog.csdn.net/dm_vincent/article/details/92432059

[8]Compensating Transaction Pattern

(https://docs.microsoft.com/en-us/azure/architecture/patterns/compensating-transaction)

[9]基于消息的分布式事務(wù)(https://www.jianshu.com/p/04bad986a4a2)

[10]分布式事務(wù)概述(http://www.tianshouzhi.com/api/tutorials/distributed_transaction/383)

[11]初識(shí)Open/X XA

(https://www.jianshu.com/p/6c1fd2420274)

[12]DTP: XA Specification

(https://pubs.opengroup.org/onlinepubs/009680699/toc.pdf)

[13]DTP Model

(https://pubs.opengroup.org/onlinepubs/009249599/toc.pdf)

【本文為51CTO專欄作者“阿里巴巴官方技術(shù)”原創(chuàng)稿件，轉(zhuǎn)載請(qǐng)聯(lián)系原作者】

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