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你好，我是看山。

從單體架構(gòu)到分布式架構(gòu)，從巨石架構(gòu)到微服務(wù)架構(gòu)。系統(tǒng)之間的交互越來越復(fù)雜，系統(tǒng)間的數(shù)據(jù)交互量級也是指數(shù)級增長。作為一個系統(tǒng)，我們要保證邏輯的自洽和數(shù)據(jù)的自洽。

數(shù)據(jù)自洽有兩方面要求：

• 拋開代碼，數(shù)據(jù)能夠自己驗(yàn)證自己的準(zhǔn)確性，也就是數(shù)據(jù)彼此之間不矛盾
• 所有數(shù)據(jù)準(zhǔn)確且符合期望

為了實(shí)現(xiàn)這兩點(diǎn)，需要實(shí)現(xiàn)數(shù)據(jù)的一致性，為了實(shí)現(xiàn)一致性，就需要用到事務(wù)。

需要注意一下，本文所設(shè)計(jì)的數(shù)據(jù)一致性，不是多數(shù)據(jù)副本之間保持?jǐn)?shù)據(jù)一致性，而是系統(tǒng)之間的業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)保持一致性。

本地事務(wù)

在早期的系統(tǒng)中，我們可以通過關(guān)系型數(shù)據(jù)庫的事務(wù)保證數(shù)據(jù)的一致性。這種事務(wù)有四個基本要素：ACID。

• A(Atomicity，原子性)：整個事務(wù)中的所有操作，要么全部完成，要么全部失敗，不可能停滯在中間某個環(huán)節(jié)。事務(wù)在執(zhí)行過程中發(fā)生錯誤，會被回滾(Rollback)到事務(wù)開始前的狀態(tài)，就像這個事務(wù)從來沒有執(zhí)行過一樣。
• C(Consistency，一致性)：一個事務(wù)可以封裝狀態(tài)改變(除非它是一個只讀的)。事務(wù)必須始終保持系統(tǒng)處于一致的狀態(tài)，不管在任何給定的時間并發(fā)事務(wù)有多少。
• I(Isolation，隔離性)：隔離狀態(tài)執(zhí)行事務(wù)，使它們好像是系統(tǒng)在給定時間內(nèi)執(zhí)行的唯一操作。如果有兩個事務(wù)，運(yùn)行在相同的時間內(nèi)，執(zhí)行相同的功能，事務(wù)的隔離性將確保每一事務(wù)在系統(tǒng)中認(rèn)為只有該事務(wù)在使用系統(tǒng)。這種屬性有時稱為串行化，為了防止事務(wù)操作間的混淆，必須串行化或序列化請求，使得在同一時間僅有一個請求用于同一數(shù)據(jù)。
• D(Durability，持久性)：在事務(wù)完成以后，該事務(wù)對數(shù)據(jù)庫所作的更改便持久的保存在數(shù)據(jù)庫之中，并不會被回滾。

這四個要素是關(guān)系型數(shù)據(jù)庫的根本。無論系統(tǒng)多么復(fù)雜，只要使用同一個關(guān)系型數(shù)據(jù)庫，我們就可以借助事務(wù)保證數(shù)據(jù)一致性?；趯﹃P(guān)系型數(shù)據(jù)庫的信任，我們可以認(rèn)為本地事務(wù)是可靠的，開發(fā)過程中不需要額外的工作。從架構(gòu)的角度，關(guān)系型數(shù)據(jù)庫也是一個單獨(dú)的系統(tǒng)，那關(guān)系型數(shù)據(jù)庫與應(yīng)用之間也是形成了分布式。所以我們先研究一下這種簡單的分布式系統(tǒng)如何實(shí)現(xiàn) ACID。

首先，A(原子性)和 D(持久性)是彼此之間密不可分的兩個屬性：原子性保證了事務(wù)的所有操作，要么全部完成，要么全部失敗，不可能停滯在中間某個環(huán)節(jié);持久性保證了一旦事務(wù)完成，該事務(wù)對數(shù)據(jù)庫所作的更改便持久的保存在數(shù)據(jù)庫之中，不會因?yàn)槿魏卧蚨鴮?dǎo)致其修改的內(nèi)容被撤銷或丟失。

眾所周知，數(shù)據(jù)必須寫入到磁盤后才能保證持久化，僅僅保存在內(nèi)存中，一旦出現(xiàn)系統(tǒng)崩潰、主機(jī)斷電等情況，數(shù)據(jù)就會丟失。所以，關(guān)鍵是“寫入磁盤”要實(shí)現(xiàn)原子性和持久性，然而這個動作存在中間態(tài)：正在寫入。所以，現(xiàn)代的關(guān)系型數(shù)據(jù)庫通常采用追加日志記錄的方式。將修改數(shù)據(jù)所需的全部信息(包括修改什么數(shù)據(jù)、數(shù)據(jù)物理上位于哪個內(nèi)存頁和磁盤塊中、從什么值改成什么值，等等)，以順序追加的形式記錄到磁盤中。只有在日志記錄全部落盤，數(shù)據(jù)庫在日志中看到代表事務(wù)成功提交的“提交記錄”后，才會根據(jù)日志上的信息對真正的數(shù)據(jù)進(jìn)行修改。修改完成后，再在日志中加入一條“結(jié)束記錄”表示事務(wù)已完成持久化，這種事務(wù)實(shí)現(xiàn)方法被稱為“提交日志”。

本地事務(wù)

我們能夠通過日志保證一個事務(wù)的原子性和持久性，那如果出現(xiàn)多個事務(wù)訪問同一個資源呢?作為程序猿都知道，多個線程/進(jìn)程訪問同一個資源，這個資源就稱為臨界資源，想要解決臨界資源占用沖突的方式很簡單，就是加鎖。關(guān)系型數(shù)據(jù)庫為我們準(zhǔn)備了三種鎖：

• 寫鎖(Write Lock)：同一個時刻，只有有一個事務(wù)對數(shù)據(jù)加寫鎖，所以寫鎖也被稱為排它鎖(exclusive Lock)。數(shù)據(jù)被加了寫鎖后，其他事務(wù)不能寫入數(shù)據(jù)，也不能對其添加讀鎖(注意，是不能加讀鎖，但是可以讀取數(shù)據(jù))。
• 讀鎖(Read Lock)：同一時刻，多個事務(wù)可以對數(shù)據(jù)添加讀鎖，所以讀鎖也被稱為共享鎖(Shared Lock)。數(shù)據(jù)庫被添加讀鎖后，數(shù)據(jù)不能被添加寫鎖。
• 范圍鎖(Range Lock)：對一個范圍的數(shù)據(jù)添加寫鎖，這個范圍的數(shù)據(jù)不能被寫入。也可以算作寫鎖的批量行為。

根據(jù)這三種鎖的不同組合，我們可以實(shí)現(xiàn)四種不同的事務(wù)隔離級別：

• 可串行化(Serializable)：寫入的時候加寫鎖，讀取的時候加讀鎖，范圍讀寫的時候加范圍鎖。
• 可重復(fù)度(Repeatable Read)：寫入的時候加寫鎖，讀取的時候加讀鎖，范圍讀寫的時候不加鎖，這樣會出現(xiàn)讀取相同范圍數(shù)據(jù)的時候，返回結(jié)果不同，即幻讀(Phantom Read)。
• 讀已提交(Read Committed)：寫入的時候加寫鎖，讀取的時候加讀鎖，讀取完成后立馬釋放讀鎖。這樣會出現(xiàn)同一個事務(wù)多次讀取相同數(shù)據(jù)，返回結(jié)果不同，即不可重復(fù)讀(Non-Repeatable Read)。
• 讀未提交(Read Uncommitted)：寫入的時候加寫鎖，讀取的時候不加鎖。這樣就會讀取到另一個還未提交的事務(wù)寫入的數(shù)據(jù)，即臟讀(Dirty Read)。

全局事務(wù)

隨著系統(tǒng)規(guī)模不斷擴(kuò)大，業(yè)務(wù)量不斷增加。單體應(yīng)用不再滿足需求，我們會拆分系統(tǒng)，然后拆分?jǐn)?shù)據(jù)庫。此時，同一個請求中，就會出現(xiàn)同時訪問多個數(shù)據(jù)庫的情況。為了解決這種情況的數(shù)據(jù)一致性問題，X/Open 組織在 1991 年(那個時候我還小)提出了一套 X/Open XA 的處理事務(wù)的架構(gòu)。XA 的核心內(nèi)容是定義了全局的事務(wù)管理器(Transaction Manager，用于協(xié)調(diào)全局事務(wù))和局部的資源管理器(Resource Manager，用于驅(qū)動本地事務(wù))之間的通信接口，在一個事務(wù)管理器和多個資源管理器(Resource Manager)之間形成通信橋梁，通過協(xié)調(diào)多個數(shù)據(jù)源的一致動作，實(shí)現(xiàn)全局事務(wù)的統(tǒng)一提交或者統(tǒng)一回滾。與 XA 架構(gòu)配套的是兩階段提交協(xié)議(2PC，Two Phase Commitment Protocol)。在這個協(xié)議中，最關(guān)鍵的點(diǎn)就是，多個數(shù)據(jù)庫的活動，均由一個事務(wù)協(xié)調(diào)器的組件來控制。具體的分為 5 個步驟：

1. 應(yīng)用程序調(diào)用事務(wù)管理器中的提交方法
2. 事務(wù)管理器將聯(lián)絡(luò)事務(wù)中涉及的每個數(shù)據(jù)庫，并通知它們準(zhǔn)備提交事務(wù)(這是第一階段的開始)
3. 接收到準(zhǔn)備提交事務(wù)通知后，數(shù)據(jù)庫必須確保能在被要求提交事務(wù)時提交事務(wù)，或在被要求回滾事務(wù)時回滾事務(wù)。如果數(shù)據(jù)庫無法準(zhǔn)備事務(wù)，它會以一個否定響應(yīng)來回應(yīng)事務(wù)管理器。
4. 事務(wù)管理器收集來自各數(shù)據(jù)庫的所有響應(yīng)。
5. 在第二階段，事務(wù)管理器將事務(wù)的結(jié)果通知給每個數(shù)據(jù)庫。如果任一數(shù)據(jù)庫做出否定響應(yīng)，則事務(wù)管理器會將一個回滾命令發(fā)送給事務(wù)中涉及的所有數(shù)據(jù)庫。如果數(shù)據(jù)庫都做出肯定響應(yīng)，則事務(wù)管理器會指示所有的資源管理器提交事務(wù)。一旦通知數(shù)據(jù)庫提交，此后的事務(wù)就不能失敗了。通過以肯定的方式響應(yīng)第一階段，每個資源管理器均已確保，如果以后通知它提交事務(wù)，則事務(wù)不會失敗。

2PC

兩階段提交協(xié)議實(shí)現(xiàn)簡單，但存在幾個明顯缺陷：

• 單點(diǎn)問題：事務(wù)管理器在兩段提交中具有舉足輕重的作用，事務(wù)管理器等待資源管理器回復(fù)時可以有超時機(jī)制，允許資源管理器宕機(jī)，但資源管理器等待事務(wù)管理器指令時無法做超時處理。一旦宕機(jī)的不是其中某個資源管理器，而是事務(wù)管理器的話，所有資源管理器都會受到影響。如果事務(wù)管理器一直沒有恢復(fù)，沒有正常發(fā)送 Commit 或者 Rollback 的指令，那所有資源管理器都必須一直等待。
• 性能問題：兩段提交過程中，所有資源管理器相當(dāng)于被綁定成為一個統(tǒng)一調(diào)度的整體，期間要經(jīng)過兩次遠(yuǎn)程服務(wù)調(diào)用，三次數(shù)據(jù)持久化(準(zhǔn)備階段寫重做日志，事務(wù)管理器做狀態(tài)持久化，提交階段在日志寫入 Commit Record)，整個過程將持續(xù)到資源管理器集群中最慢的那一個處理操作結(jié)束為止，這決定了兩段式提交的性能通常都較差。
• 一致性風(fēng)險：盡管提交階段時間很短，但這仍是一段明確存在的危險期。如果事務(wù)管理器在發(fā)出準(zhǔn)備指令后，根據(jù)收到各個資源管理器發(fā)回的信息確定事務(wù)狀態(tài)是可以提交的，事務(wù)管理器會先持久化事務(wù)狀態(tài)，并提交自己的事務(wù)，如果這時候網(wǎng)絡(luò)斷開，無法再通過網(wǎng)絡(luò)向所有資源管理器發(fā)出 Commit 指令的話，就會導(dǎo)致部分?jǐn)?shù)據(jù)(事務(wù)管理器的)已提交，但部分?jǐn)?shù)據(jù)(資源管理器的)既未提交，也沒有辦法回滾，產(chǎn)生了數(shù)據(jù)不一致的問題。

能夠發(fā)現(xiàn)問題，就能夠想到辦法解決。我們高中老師說了，只要意識不滑坡，辦法總比困難多。所以又發(fā)展出了三階段提交協(xié)議(3PC，Three Phase Commitment Protocol)，能夠緩解單點(diǎn)問題和準(zhǔn)備階段的性能問題。這個協(xié)議把 2PC 中的準(zhǔn)備階段拆分為 CanCommit 和 PreCommit，把提交階段改名為 DoCommit。CanCommit 是詢問階段，讓每個資源管理器根據(jù)自身情況判斷該事務(wù)是否有可能完成。

3PC 本質(zhì)是通過一次問詢，如果大家都說自己可以，那成事的可能性很大，減少了準(zhǔn)備階段直接鎖定資源的重操作。由于事務(wù)失敗回滾概率變小的原因，在三段式提交中，如果在 PreCommit 階段之后發(fā)生了事務(wù)管理器宕機(jī)，即資源管理器沒有能等到 DoCommit 的消息的話，默認(rèn)的操作策略將是提交事務(wù)而不是回滾事務(wù)或者持續(xù)等待，這就相當(dāng)于避免了事務(wù)管理器單點(diǎn)問題的風(fēng)險。

3PC

分布式事務(wù)

說到分布式事務(wù)，不得不提 CAP 理論：任何分布式系統(tǒng)只可同時滿足一致性(Consistency)、可用性(Availability)、分區(qū)容錯性(Partition tolerance)中的兩點(diǎn)，沒法三者兼顧。

CAP 理論

• 一致性(Consistency)：數(shù)據(jù)在任何時刻、任何分布式節(jié)點(diǎn)中所看到的都是符合預(yù)期的。
• 可用性(Availability)：系統(tǒng)不間斷地提供服務(wù)的能力，可用性是由可靠性(Reliability)和可維護(hù)性(Serviceability)計(jì)算得出的比例值?？煽啃酝ㄟ^平均無故障時間(Mean Time Between Failure，MTBF)來度量;可維護(hù)性通過平均可修復(fù)時間(Mean Time To Repair，MTTR)來度量?？捎眯院饬肯到y(tǒng)可以正常使用的時間與總時間之比，公式為：A=MTBF/(MTBF+MTTR)。
• 分區(qū)容錯性(Partition Tolerance)：分布式環(huán)境中部分節(jié)點(diǎn)因網(wǎng)絡(luò)原因而彼此失聯(lián)后，系統(tǒng)仍能正確地提供服務(wù)的能力。

CAP 理論定義是經(jīng)過幾次修改的，修改后的定義本質(zhì)沒有區(qū)別，只是在邏輯上更加嚴(yán)謹(jǐn)。本文為了好理解，使用了最容易讓大眾接收并理解的定義。

既然 CAP 不能兼顧，那我們來看看缺少其中一環(huán)會出現(xiàn)什么情況：

• 選擇 CA 放棄 P：即我們認(rèn)為網(wǎng)絡(luò)可靠不會出現(xiàn)分區(qū)情況，這種可靠是各個節(jié)點(diǎn)之間不會出現(xiàn)網(wǎng)絡(luò)延遲、中斷等情況，顯然是不成立的。
• 選擇 CP 放棄 A：這樣做就是拋棄了可用性，為了保證數(shù)據(jù)一致性，一旦出現(xiàn)網(wǎng)絡(luò)異常，節(jié)點(diǎn)之間的信息同步時間可以無限制地延長。使用 CP 組合的一般用于對數(shù)據(jù)質(zhì)量要求很高的場合，也就是為了保證數(shù)據(jù)完全一致，暫時不提供服務(wù)，直到網(wǎng)絡(luò)完全恢復(fù)，這可能持續(xù)一個不確定的時間，尤其是在系統(tǒng)已經(jīng)表現(xiàn)出高延遲時或者網(wǎng)絡(luò)故障導(dǎo)致失去連接時。
• 選擇 AP 放棄 C：意味著一旦發(fā)生網(wǎng)絡(luò)分區(qū)，優(yōu)先提供服務(wù)可用，放棄數(shù)據(jù)一致性。這是目前分布式系統(tǒng)的主流選擇，因?yàn)榫W(wǎng)絡(luò)本身就是鏈接不同區(qū)域的服務(wù)器的，網(wǎng)絡(luò)又是不可靠的，所以 P 不能被舍棄。同時，我們實(shí)現(xiàn)分布式系統(tǒng)就是為了提高可用性，這是我們的目的，不能舍棄。

這里需要再說明一下，我們選擇 AP 放棄 C 不是放棄數(shù)據(jù)一致，而是暫時放棄強(qiáng)一致性(Strong Consistency)，而是選擇弱一致性，即最終一致性(Eventual Consistency)：系統(tǒng)中的所有數(shù)據(jù)副本經(jīng)過一段時間后，最終能夠達(dá)到一致的狀態(tài)。這里所說的一段時間，也要是用戶可接受范圍內(nèi)的一段時間。

最終一致性也有一個理論支撐：BASE 理論(不得不說，理論界的縮寫真牛啊，ACID 是酸，CAP 是帽子，BASE 是堿)，內(nèi)容主要包括：

• 基本可用(Basically Available)：當(dāng)系統(tǒng)在出現(xiàn)不可預(yù)知故障的時候，允許損失部分可用性。比如，允許響應(yīng)時間增長，允許部分非關(guān)鍵接口降級或熔斷等。
• 軟狀態(tài)(Soft State)：軟狀態(tài)也稱為弱狀態(tài)，和硬狀態(tài)相對。是指允許系統(tǒng)中的數(shù)據(jù)存在中間狀態(tài)，并認(rèn)為該中間狀態(tài)的存在不會影響系統(tǒng)的整體可用性，即允許系統(tǒng)在不同節(jié)點(diǎn)的數(shù)據(jù)副本之間進(jìn)行數(shù)據(jù)同步的過程存在延時。
• 最終一致性(Eventually Consistent)：最終一致性強(qiáng)調(diào)的是系統(tǒng)中所有的數(shù)據(jù)副本，在經(jīng)過一段時間的同步后，最終能夠達(dá)到一個一致的狀態(tài)。因此，最終一致性的本質(zhì)是需要系統(tǒng)保證最終數(shù)據(jù)能夠達(dá)到一致，而不需要實(shí)時保證系統(tǒng)數(shù)據(jù)的強(qiáng)一致性。

在工程實(shí)踐中，最終一致性分為 5 種，這 5 種方式會結(jié)合使用，共同實(shí)現(xiàn)最終一致性：

• 因果一致性(Causal consistency)：如果節(jié)點(diǎn) A 在更新完某個數(shù)據(jù)后通知了節(jié)點(diǎn) B，那么節(jié)點(diǎn) B 之后對該數(shù)據(jù)的訪問和修改都是基于 A 更新后的值。于此同時，和節(jié)點(diǎn) A 無因果關(guān)系的節(jié)點(diǎn) C 的數(shù)據(jù)訪問則沒有這樣的限制。
• 讀己之所寫(Read your writes)：節(jié)點(diǎn) A 更新一個數(shù)據(jù)后，它自身總是能訪問到自身更新過的最新值，而不會看到舊值。
• 會話一致性(Session consistency)：會話一致性將對系統(tǒng)數(shù)據(jù)的訪問過程框定在了一個會話當(dāng)中，系統(tǒng)能保證在同一個有效的會話中實(shí)現(xiàn)“讀己之所寫”的一致性，也就是說，執(zhí)行更新操作之后，客戶端能夠在同一個會話中始終讀取到該數(shù)據(jù)項(xiàng)的最新值。
• 單調(diào)讀一致性(Monotonic read consistency)：如果一個節(jié)點(diǎn)從系統(tǒng)中讀取出一個數(shù)據(jù)項(xiàng)的某個值后，那么系統(tǒng)對于該節(jié)點(diǎn)后續(xù)的任何數(shù)據(jù)訪問都不應(yīng)該返回更舊的值。
• 單調(diào)寫一致性(Monotonic write consistency)：一個系統(tǒng)要能夠保證來自同一個節(jié)點(diǎn)的寫操作被順序的執(zhí)行。

一致性關(guān)系模型

有了理論之后，我們來說一下實(shí)現(xiàn)最終一致性的幾種模式。

可靠事件模式

可靠事件模式屬于事件驅(qū)動架構(gòu)：當(dāng)某個事件發(fā)生時，例如更新一個業(yè)務(wù)實(shí)體，服務(wù)會向消息代理發(fā)布一個事件。消息代理會向訂閱事件的服務(wù)推送事件，當(dāng)訂閱這些事件的服務(wù)接收此事件時，就可以完成自己的業(yè)務(wù)，也可能會引發(fā)更多的事件發(fā)布。

我們通過一個例子來解釋一下這種模式，用戶下單成功后，訂單系統(tǒng)需要通知庫存系統(tǒng)減庫存。

可靠事件模式

1. 訂單系統(tǒng)根據(jù)用戶操作完成下單操作。此時會使用同一個本地事務(wù)保存訂單信息和寫入事件。
2. 另外一個消息服務(wù)會輪詢事件表，將狀態(tài)是“進(jìn)行中”的事件以消息形式發(fā)送到消息服務(wù)中。如果發(fā)送失敗，因?yàn)槭禽喸內(nèi)蝿?wù)，會在下一次輪詢的時候再次發(fā)送。(此處有一些優(yōu)化點(diǎn)，本例為了簡化模型，不展開)
3. 消息服務(wù)向訂閱下單消息的庫存服務(wù)發(fā)送下單成功消息，庫存服務(wù)開始處理。此時會有這么集中情況：

• 庫存服務(wù)扣減庫存成功，消息服務(wù)接收到處理成功響應(yīng)。消息服務(wù)將響應(yīng)結(jié)果返回給訂單服務(wù)，訂單服務(wù)中事件接收器將事件修改為“已完成”。
• 庫存服務(wù)扣減庫存失敗，消息服務(wù)接收到處理失敗響應(yīng)。此時消息服務(wù)會再次向庫存服務(wù)發(fā)送消息，直到得到成功響應(yīng)。如果失敗次數(shù)達(dá)到閾值，可以告警通知人工介入。
• 消息服務(wù)給訂單服務(wù)返回結(jié)果時，發(fā)生失敗，訂單服務(wù)沒有接收到成功響應(yīng)。這個時候，事件輪詢邏輯會再次將事件發(fā)送給消息服務(wù)。這樣，庫存服務(wù)會重復(fù)收到扣減庫存的消息，所以要求庫存服務(wù)做好冪等。庫存服務(wù)發(fā)現(xiàn)消息已經(jīng)處理過，直接返回成功。

這種靠著持續(xù)重試來保證可靠性的解決方案，叫做“最大努力交付”(Best-Effort Delivery)，也是“可靠”兩個字的來源。

可靠事件模式還有一種更普通的形式，被稱為“最大努力一次提交”(Best-Effort 1PC)，指的就是將最有可能出錯或最核心的業(yè)務(wù)以本地事務(wù)的方式完成后，采用不斷重試的方式(不限于消息服務(wù))來促使同一個分布式事務(wù)中的其他關(guān)聯(lián)業(yè)務(wù)全部完成。找到最可能出錯的方式是提前做好出錯概率的先驗(yàn)評估，才能夠知道哪塊最容易出錯。找到最核心的業(yè)務(wù)的方式是找到那種只要成功，其他業(yè)務(wù)必須成功的那塊業(yè)務(wù)。

這里我們再補(bǔ)充兩個概念：

• 業(yè)務(wù)異常：業(yè)務(wù)邏輯產(chǎn)生錯誤的情況，比如賬戶余額不足、商品庫存不足等。
• 技術(shù)異常：非業(yè)務(wù)邏輯產(chǎn)生的異常，如網(wǎng)絡(luò)連接異常、網(wǎng)絡(luò)超時等。

TCC 模式

TCC(Try-Confirm-Cancel)是一種業(yè)務(wù)侵入式較強(qiáng)的事務(wù)方案，要求業(yè)務(wù)處理過程必須拆分為“預(yù)留業(yè)務(wù)資源”和“確認(rèn)/釋放消費(fèi)資源”兩個子過程，由統(tǒng)一的服務(wù)協(xié)調(diào)調(diào)度不同業(yè)務(wù)系統(tǒng)的子過程。分為以下三個階段：

• Try：嘗試執(zhí)行階段，完成所有業(yè)務(wù)可執(zhí)行性的檢查(保障一致性)，并且預(yù)留好全部需要用到的業(yè)務(wù)資源(保障隔離性)。
• Confirm：確認(rèn)執(zhí)行階段，不進(jìn)行任何業(yè)務(wù)檢查，直接使用 Try 階段準(zhǔn)備的資源來完成業(yè)務(wù)處理。Confirm 階段可能會重復(fù)執(zhí)行，需要滿足冪等性。
• Cancel：取消執(zhí)行階段，釋放 Try 階段預(yù)留的業(yè)務(wù)資源。Cancel 階段可能會重復(fù)執(zhí)行，需要滿足冪等性。

TCC 模式

1.訂單系統(tǒng)創(chuàng)建事務(wù)，生成事務(wù) ID(用于作為識別請求冪等的標(biāo)識)，通過活動管理器記錄活動日志。

2.進(jìn)入 Try 階段

• 調(diào)用賬戶系統(tǒng)，檢查賬戶余額是否充足，如果充足，凍結(jié)需要的金額，此時賬戶余額是臨界資源，需要通過排它鎖或樂觀鎖保證凍結(jié)操作的安全性。
• 調(diào)用庫存系統(tǒng)，檢查商品庫存是否充足，如果充足，鎖定需要的庫存，鎖庫操作也需要加鎖保證安全

3.如果所有業(yè)務(wù)返回成功，記錄活動日志為 Confirm，進(jìn)入 Confirm 階段：

• 調(diào)用賬戶系統(tǒng)，扣減凍結(jié)的金額
• 調(diào)用庫存系統(tǒng)，扣減鎖定的庫存

4.第 3 步操作中如果全部完成，事務(wù)宣告結(jié)束。如果第 3 步中任何一方出現(xiàn)異常，都會根據(jù)活動日志中的記錄，重復(fù)執(zhí)行 Confirm 操作，即進(jìn)行最大努力交付。所以各業(yè)務(wù)系統(tǒng)的 Confirm 操作需要實(shí)現(xiàn)冪等性。

5.如果第 2 步有任何一方失敗(包括業(yè)務(wù)異常和技術(shù)異常)，將活動日志記錄為 Cancel，進(jìn)入 Cancel 階段：

• 調(diào)用賬戶系統(tǒng)，釋放凍結(jié)的金額
• 調(diào)用庫存系統(tǒng)，釋放鎖定的庫存

6.第 5 步操作中如果全部完成，事務(wù)宣告失敗。如果第 5 步中任何一方出現(xiàn)異常(包括業(yè)務(wù)異常和技術(shù)異常)，都會根據(jù)活動日志中的記錄，重復(fù)執(zhí)行 Cacel 操作，即最大努力交付。所以各業(yè)務(wù)系統(tǒng)的 Cancel 操作也需要實(shí)現(xiàn)冪等性。

是不是感覺 TCC 與 2PC 的很像，兩者的區(qū)別在于，TCC 位于業(yè)務(wù)代碼層面，屬于白盒，2PC 位于基礎(chǔ)設(shè)施層面，屬于黑盒。所以 TCC 有更高的靈活性，可以根據(jù)需要，調(diào)整資源鎖定的粒度。

TCC 在業(yè)務(wù)執(zhí)行過程中可以預(yù)留資源，解決了可靠事件模式的資源隔離問題。但是，TCC 還有兩個明顯缺點(diǎn)：

1. TCC 將基礎(chǔ)設(shè)施層的邏輯上移到業(yè)務(wù)代碼，對業(yè)務(wù)有很高的侵入性，需要更高的開發(fā)成本，開發(fā)成本提升，相對應(yīng)的維護(hù)成本、開發(fā)人員的素質(zhì)等，都會有更高的要求。
2. TCC 要求資源可以鎖定、占用或釋放，但是有的資源屬于外部系統(tǒng)，沒有辦法實(shí)現(xiàn)鎖定。

鑒于上面的兩個缺點(diǎn)，我們看看 SAGA 是否可以彌補(bǔ)。

SAGA 模式

SAGA 在英文中是“長篇故事、長篇記敘、一長串事件”的意思。SAGA 模式的提出遠(yuǎn)早于分布式事務(wù)概念的提出(再次對前輩大佬佩服的五體投地)，它源于 1987 年普林斯頓大學(xué)的 Hector Garcia-Molina 和 Kenneth Salem 在 ACM 發(fā)表的一篇論文《SAGAS》。文中提出了一種提升“長時間事務(wù)”(Long Lived Transaction)運(yùn)作效率的方法，大致思路是把一個大事務(wù)分解為可以交錯運(yùn)行的一系列子事務(wù)集合，后來發(fā)展成將一個分布式環(huán)境中的大事務(wù)分解為一系列本地事務(wù)的設(shè)計(jì)模式。在有的文章中，將這種模式稱為業(yè)務(wù)補(bǔ)償模式，SAGA 是對事務(wù)形式的描述，業(yè)務(wù)補(bǔ)償是對事務(wù)行為的描述，其本質(zhì)是一樣的。

SAGA 模式有兩種實(shí)現(xiàn)：

• 正向恢復(fù)(Forward Recovery)：順序執(zhí)行各個子事務(wù)，如果遇到某個子事務(wù)執(zhí)行失敗，將一直重試該操作，知道成功，然后繼續(xù)執(zhí)行下一個子事務(wù)。比如用戶下單支付成功了，就一定要扣減庫存。
• 反向恢復(fù)(Backward Recovery)：順序執(zhí)行各個子事務(wù)，如果遇到某個子事務(wù)執(zhí)行失敗，將執(zhí)行該子事務(wù)的補(bǔ)償操作(避免因?yàn)榧夹g(shù)異常造成的失敗，補(bǔ)償操作需要冪等)，然后倒序執(zhí)行已經(jīng)成功的子事務(wù)的補(bǔ)償操作。這種一般是可取消的批量操作，比如出行訂票，需要購買飛機(jī)票、訂酒店、買門票，如果買門票失敗了，飛機(jī)票和酒店就可以取消了。

SAGA 模式

根據(jù)這兩種實(shí)現(xiàn)，SAGA 可以分為兩部分：

• 子事務(wù)(Normal Transactions)：大事務(wù)拆分若干個小事務(wù)，將整個事務(wù) T 分解為 n 個子事務(wù)，命名為 T1、T2、…、Tn。每個子事務(wù)都應(yīng)該是或者能被視為是原子行為。如果分布式事務(wù)能夠正常提交，其對數(shù)據(jù)的影響(最終一致性)應(yīng)與連續(xù)按順序成功提交 Ti 等價。
• 補(bǔ)償事務(wù)(Compensating Transactions)：每個子事務(wù)對應(yīng)的補(bǔ)償動作，命名為 C1、C2、…、Cn。

子事務(wù)與補(bǔ)償動作需要滿足一些條件：

• Ti與 Ci必須對應(yīng)
• 補(bǔ)償動作 Ci一定會執(zhí)行成功，即需要實(shí)現(xiàn)最大努力交付。
• Ti與 Ci需要具備冪等性

文末總結(jié)

本文主要總結(jié)了本地事務(wù)、全局事務(wù)、最終一致性等方式實(shí)現(xiàn)數(shù)據(jù)自洽。重點(diǎn)介紹了實(shí)現(xiàn)最終一致性的集中模式：可靠事件模式、TCC 模式、SAGA 模式等。數(shù)據(jù)的一致性一直是個難題，隨著微服務(wù)化之后，數(shù)據(jù)一致性更加困難，有困難不怕，只要不放棄，總會解決的。

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