事务(本地事务与分布式事务)

事务

1 本地事务
- 1.1 事务的特性
- 1.2 事务的隔离级别
- 1.3 事务的传播属性
2 分布式事务
- 2.1 分布式事务基础
- - 2.1.1 CAP定理
  - 2.1.2 BASE定理
- 2.2 分布式事务的解决方案
- - 2.2.1 两阶段提交（2PC）
  - 2.2.2 TCC补偿式事务
  - 2.2.3 消息事务+最终一致性

1 本地事务

1.1 事务的特性

事务的概念：事务是逻辑上一组操作，组成这组操作各个逻辑单元，要么一起成功，要么一起失败。

事务的四个特性（ACID）：
（1）原子性(atomicity)：“原子”的本意是“不可再分”，事务的原子性表现为一个事务中涉及到的多个操作在逻辑上缺一不可。事务的原子性要求事务中的所有操作要么都执行，要么都不执行。
（2）一致性(consistency)：一致指的是数据的一致，具体是指：所有数据都处于满足业务规则的一致性状态。一致性原则要求：一个事务中不管涉及到多少个操作，都必须保证事务执行之前数据是正确的，事务执行之后数据仍然是正确的。如果一个事务在执行的过程中，其中某一个或某几个操作失败了，则必须将其他所有操作撤销，将数据恢复到事务执行之前的状态，这就是回滚。
（3）隔离性(isolation)：在应用程序实际运行过程中，事务往往是并发执行的，所以很有可能有许多事务同时处理相同的数据，因此每个事务都应该与其他事务隔离开来，防止数据损坏。隔离性原则要求多个事务在并发执行过程中不会互相干扰。
（4）持久性(durability)：持久性原则要求事务执行完成后，对数据的修改永久的保存下来，不会因各种系统错误或其他意外情况而受到影响。通常情况下，事务对数据的修改应该被写入到持久化存储器中。

1.2 事务的隔离级别

事务并发引起一些读的问题：

脏读一个事务可以读取另一个事务未提交的数据
不可重复读一个事务可以读取另一个事务已提交的数据单条记录前后不匹配
虚读（幻读）一个事务可以读取另一个事务已提交的数据读取的数据前后多了点或者少了点

并发写：使用mysql默认的锁机制（独占锁）

解决读问题：设置事务隔离级别

read uncommitted(0)
read committed(2)
repeatable read(4)
Serializable(8)

隔离级别越高，性能越低。

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一般情况下：脏读是不可允许的，不可重复读和幻读是可以被适当允许的。

1.3 事务的传播属性

Spring中的7个事务传播行为:

事务行为	说明
PROPAGATION_REQUIRED	支持当前事务，假设当前没有事务。就新建一个事务
PROPAGATION_SUPPORTS	支持当前事务，假设当前没有事务，就以非事务方式运行
PROPAGATION_MANDATORY	支持当前事务，假设当前没有事务，就抛出异常
PROPAGATION_REQUIRES_NEW	新建事务，假设当前存在事务。把当前事务挂起
PROPAGATION_NOT_SUPPORTED	以非事务方式运行操作。假设当前存在事务，就把当前事务挂起
PROPAGATION_NEVER	以非事务方式运行，假设当前存在事务，则抛出异常
PROPAGATION_NESTED	如果当前存在事务，则在嵌套事务内执行。如果当前没有事务，则执行与PROPAGATION_REQUIRED类似的操作。

2 分布式事务

2.1 分布式事务基础

2.1.1 CAP定理

分布式存储系统的CAP原理（分布式系统的三个指标）：
（1）Consistency（一致性）：在分布式系统中的所有数据备份，在同一时刻是否同样的值。对于数据分布在不同节点上的数据来说，如果在某个节点更新了数据，那么在其他节点如果都能读取到这个最新的数据，那么就称为强一致，如果有某个节点没有读取到，那就是分布式不一致。

（2） Availability（可用性）：在集群中一部分节点故障后，集群整体是否还能响应客户端的读写请求。（要求数据需要备份）

（3）Partition tolerance（分区容忍性）：大多数分布式系统都分布在多个子网络。每个子网络就叫做一个区（partition）。分区容错的意思是，区间通信可能失败。

CAP理论就是说在分布式存储系统中，最多只能实现上面的两点。而由于当前的网络硬件肯定会出现延迟丢包等问题，所以分区容忍性是我们无法避免的。所以我们只能在一致性和可用性之间进行权衡，没有系统能同时保证这三点。要么选择CP、要么选择AP。
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2.1.2 BASE定理

BASE是对CAP中一致性和可用性权衡的结果，其来源于对大规模互联网系统分布式实践的结论，是基于CAP定理逐步演化而来的，其核心思想是即使无法做到强一致性（Strong consistency），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）。接下来看看BASE中的三要素：

（1）Basically Available（基本可用）基本可用是指分布式系统在出现故障的时候，允许损失部分可用性，即保证核心可用。电商大促时，为了应对访问量激增，部分用户可能会被引导到降级页面，服务层也可能只提供降级服务。这就是损失部分可用性的体现。

（2）Soft state（软状态）软状态是指允许系统存在中间状态，而该中间状态不会影响系统整体可用性。分布式存储中一般一份数据至少会有三个副本，允许不同节点间副本同步的延时就是软状态的体现。mysql replication的异步复制也是一种体现。

（3）Eventually consistent（最终一致性）最终一致性是指系统中的所有数据副本经过一定时间后，最终能够达到一致的状态。弱一致性和强一致性相反，最终一致性是弱一致性的一种特殊情况。

BASE模型是传统ACID模型的反面，不同于ACID，BASE强调牺牲高一致性，从而获得可用性，数据允许在一段时间内的不一致，只要保证最终一致就可以了。

2.2 分布式事务的解决方案

主流的解决方案如下：
（1）基于XA协议的两阶段提交（2PC）
（2）柔性事务-TCC事务
（3）柔性事务-最终一致性

2.2.1 两阶段提交（2PC）

2PC即两阶段提交协议，是将整个事务流程分为两个阶段，准备阶段（Prepare phase）、提交阶段（commit phase），2是指两个阶段，P是指准备阶段，C是指提交阶段。
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第一阶段： 事务协调器要求每个涉及到事务的数据库预提交(precommit)此操作，并反映是否可以提交.

第二阶段： 事务协调器要求每个数据库提交数据。

其中，如果有任何一个数据库否决此次提交，那么所有数据库都会被要求回滚它们在此事务中的那部分信息。

目前主流数据库均支持2PC【2 Phase Commit】

XA 是一个两阶段提交协议，又叫做 XA Transactions。

总的来说，XA协议比较简单，而且一旦商业数据库实现了XA协议，使用分布式事务的成本也比较低。但是，XA也有致命的缺点，那就是性能不理想，特别是在交易下单链路，往往并发量很高，XA无法满足高并发场景。

（1）两阶段提交涉及多次节点间的网络通信，通信时间太长！
（2）事务时间相对于变长了，锁定的资源的时间也变长了，造成资源等待时间也增加好多。
（3） XA目前在商业数据库支持的比较理想，在mysql数据库中支持的不太理想，mysql的XA实现，没有记录prepare阶段日志，主备切换会导致主库与备库数据不一致。许多nosql也没有支持XA，这让XA的应用场景变得非常狭隘。

2.2.2 TCC补偿式事务

TCC 是一种编程式分布式事务解决方案。

TCC 其实就是采用的补偿机制，其核心思想是：针对每个操作，都要注册一个与其对应的确认和补偿（撤销）操作。TCC模式要求从服务提供三个接口：Try、Confirm、Cancel。

Try： 主要是对业务系统做检测及资源预留
Confirm： 真正执行业务，不作任何业务检查；只使用Try阶段预留的业务资源；Confirm操作满足幂等性。
Cancel ：释放Try阶段预留的业务资源；Cancel操作满足幂等性。

整个TCC业务分成两个阶段完成：
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第一阶段： 主业务服务分别调用所有从业务的try操作，并在活动管理器中登记所有从业务服务。当所有从业务服务的try操作都调用成功或者某个从业务服务的try操作失败，进入第二阶段。

第二阶段： 活动管理器根据第一阶段的执行结果来执行confirm或cancel操作。如果第一阶段所有try操作都成功，则活动管理器调用所有从业务活动的confirm操作。否则调用所有从业务服务的cancel操作。

缺点：

Canfirm和Cancel的幂等性很难保证。
这种方式缺点比较多，通常在复杂场景下是不推荐使用的，除非是非常简单的场景，非常容易提供回滚Cancel，而且依赖的服务也非常少的情况。
这种实现方式会造成代码量庞大，耦合性高。而且非常有局限性，因为有很多的业务是无法很简单的实现回滚的，如果串行的服务很多，回滚的成本实在太高。

2.2.3 消息事务+最终一致性

基于消息中间件的两阶段提交往往用在高并发场景下，将一个分布式事务拆成一个消息事务（A系统的本地操作+发消息）+B系统的本地操作，其中B系统的操作由消息驱动，只要消息事务成功，那么A操作一定成功，消息也一定发出来了，这时候B会收到消息去执行本地操作，如果本地操作失败，消息会重投，直到B操作成功，这样就变相地实现了A与B的分布式事务。
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