分布事务和分布式锁

分布式事务

1 两阶段提交

二阶段提交协议（Two-phase Commit，即 2PC）是常用的分布式事务解决方案，即将事务的提交过程分为两个阶段来进行处理：准备阶段和提交阶段

阶段 1：准备阶段

  • 协调者向所有参与者发送事务内容，询问是否可以提交事务，并等待所有参与者答复。
  • 各参与者执行事务操作，将 undo 和 redo 信息记入事务日志中（但不提交事务）。
  • 如参与者执行成功，给协调者反馈 yes，即可以提交；如执行失败，给协调者反馈 no，即不可提交

阶段 2：提交阶段

  • 如果协调者收到了参与者的失败消息或者超时，直接给每个参与者发送回滚(rollback)消息；否则，发送提交(commit)消息。
  • 参与者根据协调者的指令执行提交或者回滚操作，释放所有事务处理过程中使用的锁资源

2 三阶段提交

三阶段提交协议，是二阶段提交协议的改进版本，与二阶段提交不同的是，引入超时机制。同时在协调者和参与者中都引入超时机制

阶段 1：canCommit

  • 协调者向参与者发送 commit 请求，参与者如果可以提交就返回 yes 响应(参与者不执行事务操作)，否则返回 no 响应：
  • 协调者向所有参与者发出包含事务内容的 canCommit 请求，询问是否可以提交事务，并等待所有参与者答复
  • 参与者收到 canCommit 请求后，如果认为可以执行事务操作，则反馈 yes 并进入预备状态，否则反馈 no

阶段 2：preCommit

  • 协调者根据阶段 1 canCommit 参与者的反应情况来决定是否可以进行基于事务的 preCommit 操作。根据响应情况，有以下两种可能
  • 情况 1：阶段 1 所有参与者均反馈 yes，参与者预执行事务
    • 协调者向所有参与者发出 preCommit 请求，进入准备阶段
    • 参与者收到 preCommit 请求后，执行事务操作，将 undo 和 redo 信息记入事务日志中（但不提交事务）
    • 各参与者向协调者反馈 ack 响应或 no 响应，并等待最终指令
  • 情况 2：阶段 1 任何一个参与者反馈 no，或者等待协调者超时，无法收到所有参与者的反馈，即中断事务
    • 协调者向所有参与者发出 abort 请求
    • 无论收到协调者发出的 abort 请求，或者在等待协调者请求过程中出现超时，参与者均会中断事务

阶段 3：do Commit

  • 该阶段进行真正的事务提交，分为以下三种情况
  • 情况 1：阶段 2 所有参与者均反馈 ack 响应，执行真正的事务提交
    • 如果协调者处于工作状态，则向所有参与者发出 do Commit 请求，参与者收到 do Commit 请求后，会正式执行事务提交，并释放整个事务期间占用的资源
    • 各参与者向协调者反馈 ack 完成的消息，协调者收到所有参与者反馈的 ack 消息后，即完成事务提交
  • 情况 2：阶段 2 任何一个参与者反馈 no，或者等待超时后协调者尚无法收到所有参与者的反馈，即中断事务
    • 如果协调者处于工作状态，向所有参与者发出 abort 请求，参与者使用阶段 1 中的 undo 信息执行回滚操作，并释放整个事务期间占用的资源
    • 各参与者向协调者反馈 ack 完成的消息，协调者收到所有参与者反馈的 ack 消息后，即完成事务中断
  • 情况 3：协调者与参与者网络出现问题
    • 参与者在协调者发出　do Commit　或 abort 请求等待超时，仍会继续执行事务提交

3 TCC

  • Try阶段：需要做资源的检查和预留。在扣钱场景下，Try 要做的事情是就是检查账户可用余额是否充足，再冻结账户的资金。Try 方法执行之后，账号余额虽然还是100，但是其中 30 元已经被冻结了，不能被其他事务使用
  • Confirm阶段： 扣减 Try 阶段冻结的资金，Confirm 方法执行之后，账号在一阶段中冻结的 30 元已经被扣除，账号 A 余额变成 70 元
  • Cancel阶段：回滚的话，就需要在 Cancel 方法内释放一阶段 Try 冻结的 30 元，使账号的回到初始状态，100 元全部可用

4 saga

Saga是一个长活事务，可被分解成可以交错运行的子事务集合，每个子事务有相应的执行模块和补偿模块，当saga事务中的任意一个本地事务出错了，可以通过调用相关事务对应的补偿方法恢复，达到事务的最终一致性。

每个Saga由一系列sub-transaction Ti 组成

  • 每个Ti 都有对应的补偿动作Ci，补偿动作用于撤销Ti造成的结果
  • 可以看到，和TCC 相比，Saga没有“预留”动作，它的 Ti 就是直接提交到库。
  • saga 不保证 acid，只保持服务的基本可用和数据的最终一致性，事务隔离性差，要保证数据不被脏读需要在业务上进行相应的逻辑处理。可以再业务层加入锁隔离相关联的操作
  • Saga的执行顺序有两种：
    • T1, T2, T3, …, Tn
    • T1, T2, …, Tj, Cj,…, C2, C1，其中 0<j<n
  • Saga定义了两种恢复策略：
    • backward recovery，向后恢复，补偿所有已完成的事务，如果任一子事务失败。即上面提到的第二种执行顺序，其中j是发生错误的sub-transaction，这种做法的效果是撤销掉之前所有成功的sub-transation，使得整个Saga的执行结果撤销。
    • forward recovery，向前恢复，重试失败的事务，假设每个子事务最终都会成功。适用于必须要成功的场景，执行顺序是类似于这样的：T1, T2, …, Tj(失败), Tj(重试),…, Tn，其中j是发生错误的sub-transaction。该情况下不需要 Ci。

5 seata

Seata 是一款开源的分布式事务解决方案，致力于提供高性能和简单易用 的分布式事务服务。Seata 将为用户提供了 AT、TCC、SAGA 和 XA 事 务模式，为用户打造一站式的分布式解决方案(AT模式是阿里首推的模式)

AT模式（阿里分布式框架seata）

一阶段：提交

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  • 在一阶段，Seata 会拦截“业务 SQL”，首先解析SQL语义，找到“业务 SQL”要更新的业务数据，在业务数据被更新前，将其保存成“before image”，然后执行“业务 SQL”更新业务数据，在业务数据更新之后，再将其保存成“after image”，最后生成行锁。以上操作全部在一个数据库事务内完成，这样保证了一阶段操作的原子性

二阶段提交或回滚

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  • 二阶段如果是提交的话，因为“业务 SQL”在一阶段已经提交至数据库， 所以 Seata 框架只需将一阶段保存的快照数据和行锁删掉，完成数据清理即可

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  • 二阶段如果是回滚的话，Seata 就需要回滚一阶段已经执行的“业务 SQL”，还原业务数据
  • 回滚方式便是用“before image”还原业务数据；但在还原前要首先要校验脏写，对比“数据库当前业务数据”和 “after image”，如果两份数据完全一致就说明没有脏写，可以还原业务数据，如果不一致就说明有脏写，出现脏写就需要转人工处理

6 事务消息

  • 本地消息事务表 + 消息队列
    • 1 在同一个事务中完成订单数据和单独的消息表入库
      • 通过 cancal 将增量消息放入消息队列
      • 主动线程轮询查询增量消息放入消息队列，增量可以通过缓存已发送过的消息表最大ID筛选
    • 2 消费者消费过后，标记事务消息的成功与失败
  • 本地消息事务表 + 消息队列 + kafka 事务API。initTransactions 和 commitTransaction 范围需要大于包括数据库的事务操作范围
    • 在同一个数据库事务中完成订单数据和单独的消息表入库（处理中）
    • 数据库事务提交后，成功再提交 kafka 事务 commitTransaction。失败则 abortTransaction
    • 事务消息的补偿，为防止队列消息投递失败。定期查询状态是处理中的事务表消息，重新投递
    • 消费者消费过后，标记事务消息的成功与失败
// 初始化事务，需要注意确保transation.id属性被分配
void initTransactions();
// 开启事务
void beginTransaction() throws ProducerFencedException;
// 为Consumer提供的在事务内Commit Offsets的操作
void sendOffsetsToTransaction(Map<TopicPartition, OffsetAndMetadata> offsets,
                              String consumerGroupId) throws ProducerFencedException;
// 提交事务
void commitTransaction() throws ProducerFencedException;
// 放弃事务，类似于回滚事务的操作
void abortTransaction() throws ProducerFencedException;
  • RocketMQ事务消息也是类似kafka，但是更加完善，采用了2PC（两阶段提交）+ 补偿机制（事务状态回查）的思想来实现了提交事务消息，同时增加一个补偿逻辑来处理二阶段超时或者失败的消息

    • 正常事务消息的发送及提交
      • a、 生产者发送half消息到Broker服务端（半消息）半消息是一种特殊的消息类型，该状态的消息暂时不能被Consumer消费
      • b、Broker服务端将消息持久化之后，给生产者响应消息写入结果（ACK响应）；
      • c、生产者根据发送结果执行本地事务逻辑（如果写入失败，此时half消息对业务不可见，本地逻辑不执行）；
      • d、生产者根据本地事务执行结果向Broker服务端提交二次确认（Commit 或是 Rollback），Broker服务端收到 Commit 状态则将半事务消息标记为可投递，订阅方最终将收到该消息；Broker服务端收到 Rollback 状态则删除半事务消息，订阅方将不会接收该消息
    • 事务消息的补偿流程
      • a、在网络闪断或者是应用重启的情况下，可能导致生产者发送的二次确认消息未能到达Broker服务端，经过固定时间后，Broker服务端将会对没有Commit/Rollback的事务消息（pending状态的消息）进行“回查”；
      • b、生产者收到回查消息后，检查回查消息对应的本地事务执行的最终结果；
      • c、生产者根据本地事务状态，再次提交二次确认给Broker，然后Broker重新对半事务消息Commit或者Rollback

分布式锁

1 redis 的实现方案

  • 1：set ex | px nx
    • 锁可以自动过期
    • 加锁和加失效时间两是原子性操作
    • 缺点：如果需要回滚删除锁，易出现 bug 引起误删其他线程加上的锁
    • 缺点：锁过期释放了，业务还没执行完，无法延迟过期时间
  • 2：set ex | px nx 。value 是当前线程独有的唯一随机值，需要校验 value 再删除
    • 锁可以自动过期
    • 加锁和加失效时间是原子性的操作
    • 可防止锁被别的线程误删
    • 缺点：锁过期释放了，业务还没执行完，无法延迟过期时间
  • 3: redission
    • Redisson 可以解决 锁过期释放，业务没执行完的问题
    • 只要线程一加锁成功，就会启动一个watch dog看门狗，它是一个后台线程，会每隔10秒检查一下，如果线程1还持有锁，那么就会不断的延长锁key的生存时间。因此，Redisson就是使用Redisson解决了锁过期释放，业务没执行完问题
  • 4：Redlock
    • redis 如果是单 master 的，线程 A 在Redis的master节点上拿到了锁，但是加锁的key还没同步到slave节点。恰好这时，master节点发生故障，一个slave节点就会升级为master节点。线程 B 就可以获取同个key的锁啦，但线程 A 也已经拿到锁了，锁的安全性就没了
    • 多个Redis master部署，以保证它们不会同时宕掉。并且这些master节点是完全相互独立的，相互之间不存在数据同步
    • 然后在多台 Redis master 同时请求加锁，但加锁 redis 机器超过一半。并且加锁使用的时间小于锁的有效期，则加锁成功。

2 数据库的实现方案

  • 单点故障：数据库可以多搞个数据库备份
  • 没有失效时间：每次加锁时，插入一个期待的有效时间
    • A：定时任务，隔一段时间清理时间失效锁
    • B：下次加锁时则先判断当前时间是否大于锁的有效时间，以此判断锁是否失效
  • 不可重入：在数据加锁时加入一个幂等唯一值字段，下次获取时，先判断这个字段是否一致，一致则说明是当前操作重入操作

3 zookeeper

  • zookeeper 临时顺序节点：临时节点的生命周期和客户端会话绑定。也就是说，如果客户端会话失效，那么这个节点就会自动被清除掉（可解决分布式锁的自动失效）。另外，在临时节点下面不能创建子节点
  • zookeeper 监视器：zookeeper创建一个节点时，会注册一个该节点的监视器，当节点状态发生改变时，watch会被触发，zooKeeper将会向客户端发送一条通知
  • zookeeper 分布式锁原理
    • 创建临时有序节点，每个线程均能创建节点成功，但是其序号不同，只有序号最小的可以拥有锁，其它线程只需要监听比自己序号小的节点状态即可
    • 1: 在指定的节点下创建一个锁目录lock
    • 2: 线程 X 进来获取锁在lock目录下，并创建临时有序节点
    • 3: 线程 X 获取lock目录下所有子节点，并获取比自己小的兄弟节点，如果不存在比自己小的节点，说明当前线程序号最小，顺利获取锁
    • 4: 此时线程Y进来创建临时节点并获取兄弟节点，判断自己是否为最小序号节点，发现不是，于是设置监听（watch）比自己小的节点（这里是为了发生上面说的羊群效应）
    • 5: 线程X执行完逻辑，删除自己的节点，线程Y监听到节点有变化，进一步判断自己是已经是最小节点，顺利获取锁
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