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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。
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