单机事务到分布式事务

单机事务 事务的四大特性ACID

• 原子性（Atomicity）：事务是一个原子操作单元，其对数据的修改，要么全都执行，要么全都不执行。
• 一致性（Consistent）：在事务开始和完成时，数据都必须保持一致状态。这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改，以保持数据的完整性；事务结束时，所有的内部数据结构（如B树索引或双向链表）也都必须是正确的。
• 隔离性（Isoation）：数据库系统提供一定的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理过程中的中间状态对外部是不可见的，反之亦然。
• 持久性（Durabe）：事务完成之后，它对于数据的修改是永久性的，即使出现系统故障也能够保持。

事务的隔离级别

• 未提交读:脏读(未提交的事务)
• 提交读:不可重复读(更新操作)
• 重复读:幻读(插入操作)
• 串行读

设置隔离级别

// 当前会话
set session transaction isolation level read uncommitted;
// 全局
set global transaction isolation level read uncommitted;

Java控制单机事务

Java典型的是用java.sql.Connection中的setAutoCommit,commit,rollback方法.

全局事务 定义

全局事务是由资源管理器管理和协调的事务。

全局事务是一个DTP模型的事务，所谓DTP模型指的是X/Open DTP(X/Open Distributed Transaction Processing Reference Model)，是X/Open 这个组织定义的一套分布式事务的标准，也就是了定义了规范和API接口，由这个厂商进行具体的实现。

DTP设计三个组件AP,TM,TM和两个协议XA,TX

• AP:应用程序;
• RM:资源管理器,一个DBMS系统，或者消息服务器管理系统，应用程序通过资源管理器对资源进行控制;
• TM:事务管理器;
• XA:AP与TM之间的通信接口;
• TX:RM与TM之间的通信接口

J2EE中全局事务的实现

Java事务API（Java Transaction API，简称JTA ） 是一个Java企业版 的应用程序接口，在Java环境中，允许完成跨越多个XA资源的分布式事务。

下列任一个Java平台的组件都可以参与到一个JTA事务中：JDBC连接、JDO PersistenceManager 对象、JMS 队列、JMS 主题、企业JavaBeans（EJB）、一个用J2EE Connector Architecture 规范编译的资源分配器。

JTA和它的同胞Java事务服务(JTS；Java TransactionService)，为J2EE平台提供了分布式事务服务。不过JTA只是提供了一个接口，并没有提供具体的实现，而是由j2ee服务器提供商 根据JTS规范提供的，常见的JTA实现有以下几种：

• J2EE容器所提供的JTA实现(JBoss)
• 独立的JTA实现:如JOTM，Atomikos.这些实现可以应用在那些不使用J2EE应用服务器的环境里用以提供分布事事务保证。如Tomcat,Jetty以及普通的java应用。

分布式理论 CAP定理

CAP定理是由加州大学伯克利分校Eric Brewer教授提出来的，他指出WEB服务无法同时满足一下3个属性：

• 一致性(Consistency) ： 客户端知道一系列的操作都会同时发生(生效)
• 可用性(Availability) ： 每个操作都必须以可预期的响应结束
• 分区容错性(Partition tolerance) ： 即使出现单个组件无法可用,操作依然可以完成

在分布式系统中,分区容错性是基本的要求.而可用性往往比一致性更重要.因此在CAP定理进行进一步扩充,得到一个BASE理论.

BASE理论

• Basically Available（基本可用）
• Soft state（软状态）
• Eventually consistent（最终一致性）

BASE理论是对CAP中的一致性和可用性进行一个权衡的结果，理论的核心思想就是：我们无法做到强一致，但每个应用都可以根据自身的业务特点，采用适当的方式来使系统达到最终一致性（Eventual consistency）。

分布式事务解决方案 2PC

二阶段提交的算法思路可以概括为：参与者将操作成败通知协调者，再由协调者根据所有参与者的反馈情报决定各参与者是否要提交操作还是中止操作。

两个阶段:

• 准备阶段(投票阶段),写redo和undo日志,但不提交
• 提交阶段（执行阶段）,根据协调者那得到的消息,提交或者回滚.

如果参与者节点的事务操作实际执行成功，则它返回一个”同意”消息；如果参与者节点的事务操作实际执行失败，则它返回一个”中止”消息。

不管最后结果如何，第二阶段都会结束当前事务,并释放所有资源.

提交过程:

所有参与者节点在第一阶段都响应"同意"

1. 协调者节点向所有参与者节点发出”正式提交(commit)”的请求。
2. 参与者节点正式完成操作，并释放在整个事务期间内占用的资源。
3. 参与者节点向协调者节点发送”完成”消息。
4. 协调者节点受到所有参与者节点反馈的”完成”消息后，完成事务。

有参与者节点在第一阶段响应"中止"或超时

1. 协调者节点向所有参与者节点发出”回滚操作(rollback)”的请求。
2. 参与者节点利用之前写入的Undo信息执行回滚，并释放在整个事务期间内占用的资源。
3. 参与者节点向协调者节点发送”回滚完成”消息。
4. 协调者节点受到所有参与者节点反馈的”回滚完成”消息后，取消事务。

2PC的缺点:

1. 同步阻塞问题。执行过程中，所有参与节点都是事务阻塞型的。
2. 单点故障。由于协调者的重要性，一旦协调者发生故障。参与者会一直阻塞下去。尤其在第二阶段，协调者发生故障，那么所有的参与者还都处于锁定事务资源的状态中，而无法继续完成事务操作。（如果是协调者挂掉，可以重新选举一个协调者，但是无法解决因为协调者宕机导致的参与者处于阻塞状态的问题）
3. 数据不一致。在二阶段提交的阶段二中，当协调者向参与者发送commit请求之后，发生了局部网络异常或者在发送commit请求过程中协调者发生了故障，这回导致只有一部分参与者接受到了commit请求。而在这部分参与者接到commit请求之后就会执行commit操作。但是其他部分未接到commit请求的机器则无法执行事务提交。于是整个分布式系统便出现了数据部一致性的现象。
4. 协调者再发出commit消息之后宕机，而唯一接收到这条消息的参与者同时也宕机了。那么即使协调者通过选举协议产生了新的协调者，这条事务的状态也是不确定的，没人知道事务是否被已经提交。

3PC

3PC是2PC的改进版本.有两个改动点:

1. 引入超时机制。同时在协调者和参与者中都引入超时机制。
2. 在第一阶段和第二阶段中插入一个准备阶段。保证了在最后提交阶段之前各参与节点的状态是一致的。

3PC分别是:CanCommit,PreCommit,DoCommit

CanCommit

类似2PC的准备阶段.

1. 事务询问 协调者向参与者发送CanCommit请求。询问是否可以执行事务提交操作。然后开始等待参与者的响应。
2. 响应反馈 参与者接到CanCommit请求之后，正常情况下，如果其自身认为可以顺利执行事务，则返回Yes响应，并进入预备状态。否则反馈No

PreCommit

假如协调者从所有的参与者获得的反馈都是Yes响应，那么就会执行事务的预执行。

1. 发送预提交请求 协调者向参与者发送PreCommit请求，并进入Prepared阶段。
2. 事务预提交 参与者接收到PreCommit请求后，会执行事务操作，并将undo和redo信息记录到事务日志中。
3. 响应反馈 如果参与者成功的执行了事务操作，则返回ACK响应，同时开始等待最终指令。

假如有任何一个参与者向协调者发送了No响应，或者等待超时之后，协调者都没有接到参与者的响应，那么就执行事务的中断。

1. 发送中断请求 协调者向所有参与者发送abort请求。
2. 中断事务 参与者收到来自协调者的abort请求之后（或超时之后，仍未收到协调者的请求），执行事务的中断。

doCommit

与2PC执行阶段类似.不同之处:

在doCommit阶段，如果参与者无法及时接收到来自协调者的doCommit或者rebort请求时，会在等待超时之后，会继续进行事务的提交。（其实这个应该是基于概率来决定的，当进入第三阶段时，说明参与者在第二阶段已经收到了PreCommit请求，那么协调者产生PreCommit请求的前提条件是他在第二阶段开始之前，收到所有参与者的CanCommit响应都是Yes。（一旦参与者收到了PreCommit，意味他知道大家其实都同意修改了）所以，一句话概括就是，当进入第三阶段时，由于网络超时等原因，虽然参与者没有收到commit或者abort响应，但是他有理由相信：成功提交的几率很大。 ）

2PC和3PC的区别

3PC主要解决的单点故障问题，并减少阻塞，因为一旦参与者无法及时收到来自协调者的信息之后，他会默认执行commit。而不会一直持有事务资源并处于阻塞状态。但是这种机制也会导致数据一致性问题，因为，由于网络原因，协调者发送的abort响应没有及时被参与者接收到，那么参与者在等待超时之后执行了commit操作。这样就和其他接到abort命令并执行回滚的参与者之间存在数据不一致的情况。

无论是二阶段提交还是三阶段提交都无法彻底解决分布式的一致性问题。, Google Chubby的作者Mike Burrows说过，世上只有一种一致性算法，那就是Paxos，所有其他一致性算法都是Paxos算法的不完整版。

本地消息表（异步确保）

本地消息表这种实现方式应该是业界使用最多的，其核心思想是将分布式事务拆分成本地事务进行处理.

基本思路:

消息生产方，需要额外建一个消息表，并记录消息发送状态。消息表和业务数据要在一个事务里提交，也就是说他们要在一个数据库里面。然后消息会经过MQ发送到消息的消费方。如果消息发送失败，会进行重试发送。

消息消费方，需要处理这个消息，并完成自己的业务逻辑。此时如果本地事务处理成功，表明已经处理成功了，如果处理失败，那么就会重试执行。如果是业务上面的失败，可以给生产方发送一个业务补偿消息，通知生产方进行回滚等操作。

生产方和消费方定时扫描本地消息表，把还没处理完成的消息或者失败的消息再发送一遍。如果有靠谱的自动对账补账逻辑，这种方案还是非常实用的。

MQ 事务消息

有一些第三方的MQ是支持事务消息的，比如RocketMQ，他们支持事务消息的方式也是类似于采用的二阶段提交，但是市面上一些主流的MQ都是不支持事务消息的，比如 RabbitMQ 和 Kafka 都不支持。

阿里的 RocketMQ 中间件:

1. Prepared消息，会拿到消息的地址。
2. 执行本地事务
3. 通过第一阶段拿到的地址去访问消息，并修改状态。

也就是说在业务方法内要想消息队列提交两次请求，一次发送消息和一次确认消息。如果确认消息发送失败了RocketMQ会定期扫描消息集群中的事务消息，这时候发现了Prepared消息，它会向消息发送者确认，所以生产方需要实现一个check接口，RocketMQ会根据发送端设置的策略来决定是回滚还是继续发送确认消息。这样就保证了消息发送与本地事务同时成功或同时失败。

参考文章

Java中的事务——JDBC事务和JTA事务
分布式事务 2PC && 3PC
聊聊分布式事务，再说说解决方案