對比 5 種分布式事務(wù)方案，還是寵幸了阿里的 Seata（原理 + 實戰(zhàn)）

介紹 Seata 之前在簡單回顧一下分布式事務(wù)的基本概念。

分布式事務(wù)的產(chǎn)生

我們先看看百度上對于分布式事務(wù)的定義：分布式事務(wù)是指事務(wù)的參與者、支持事務(wù)的服務(wù)器、資源服務(wù)器以及事務(wù)管理器分別位于不同的分布式系統(tǒng)的不同節(jié)點之上。

額~ 有點抽象，簡單的畫個圖好理解一下，拿下單減庫存、扣余額來說舉例：

當系統(tǒng)的體量很小時，單體架構(gòu)完全可以滿足現(xiàn)有業(yè)務(wù)需求，所有的業(yè)務(wù)共用一個數(shù)據(jù)庫，整個下單流程或許只用在一個方法里同一個事務(wù)下操作數(shù)據(jù)庫即可。此時做到所有操作要么全部提交 或 要么全部回滾很容易。

分庫分表、SOA

可隨著業(yè)務(wù)量的不斷增長，單體架構(gòu)漸漸扛不住巨大的流量，此時就需要對數(shù)據(jù)庫、表做 分庫分表處理，將應(yīng)用 SOA 服務(wù)化拆分。也就產(chǎn)生了訂單中心、用戶中心、庫存中心等，由此帶來的問題就是業(yè)務(wù)間相互隔離，每個業(yè)務(wù)都維護著自己的數(shù)據(jù)庫，數(shù)據(jù)的交換只能進行 RPC 調(diào)用。

當用戶再次下單時，需同時對訂單庫 order、庫存庫 storage、用戶庫 account 進行操作，可此時我們只能保證自己本地的數(shù)據(jù)一致性，無法保證調(diào)用其他服務(wù)的操作是否成功，所以為了保證整個下單流程的數(shù)據(jù)一致性，就需要分布式事務(wù)介入。

Seata 優(yōu)勢

實現(xiàn)分布式事務(wù)的方案比較多，常見的比如基于 XA 協(xié)議的 2PC、3PC，基于業(yè)務(wù)層的 TCC，還有應(yīng)用消息隊列 + 消息表實現(xiàn)的最終一致性方案，還有今天要說的 Seata 中間件，下邊看看各個方案的優(yōu)缺點。

2PC

基于 XA 協(xié)議實現(xiàn)的分布式事務(wù)，XA 協(xié)議中分為兩部分：事務(wù)管理器和本地資源管理器。其中本地資源管理器往往由數(shù)據(jù)庫實現(xiàn)，比如 Oracle、MYSQL 這些數(shù)據(jù)庫都實現(xiàn)了 XA 接口，而事務(wù)管理器則作為一個全局的調(diào)度者。

兩階段提交（2PC），對業(yè)務(wù)侵?很小，它最?的優(yōu)勢就是對使??透明，用戶可以像使?本地事務(wù)?樣使?基于 XA 協(xié)議的分布式事務(wù)，能夠嚴格保障事務(wù) ACID 特性。

可 2PC的缺點也是顯而易見，它是一個強一致性的同步阻塞協(xié)議，事務(wù)執(zhí)?過程中需要將所需資源全部鎖定，也就是俗稱的 剛性事務(wù)。所以它比較適?于執(zhí)?時間確定的短事務(wù)，整體性能比較差。

一旦事務(wù)協(xié)調(diào)者宕機或者發(fā)生網(wǎng)絡(luò)抖動，會讓參與者一直處于鎖定資源的狀態(tài)或者只有一部分參與者提交成功，導(dǎo)致數(shù)據(jù)的不一致。因此，在?并發(fā)性能?上的場景中，基于 XA 協(xié)議的分布式事務(wù)并不是最佳選擇。

3PC

三段提交（3PC）是二階段提交（2PC）的一種改進版本 ，為解決兩階段提交協(xié)議的阻塞問題，上邊提到兩段提交，當協(xié)調(diào)者崩潰時，參與者不能做出最后的選擇，就會一直保持阻塞鎖定資源。

2PC 中只有協(xié)調(diào)者有超時機制，3PC 在協(xié)調(diào)者和參與者中都引入了超時機制，協(xié)調(diào)者出現(xiàn)故障后，參與者就不會一直阻塞。而且在第一階段和第二階段中又插入了一個準備階段（如下圖，看著有點啰嗦），保證了在最后提交階段之前各參與節(jié)點的狀態(tài)是一致的。

雖然 3PC 用超時機制，解決了協(xié)調(diào)者故障后參與者的阻塞問題，但與此同時卻多了一次網(wǎng)絡(luò)通信，性能上反而變得更差，也不太推薦。

TCC

所謂的 TCC 編程模式，也是兩階段提交的一個變種，不同的是 TCC 為在業(yè)務(wù)層編寫代碼實現(xiàn)的兩階段提交。TCC 分別指 Try、Confirm、Cancel ，一個業(yè)務(wù)操作要對應(yīng)的寫這三個方法。

以下單扣庫存為例，Try 階段去占庫存，Confirm 階段則實際扣庫存，如果庫存扣減失敗 Cancel 階段進行回滾，釋放庫存。

TCC 不存在資源阻塞的問題，因為每個方法都直接進行事務(wù)的提交，一旦出現(xiàn)異常通過則 Cancel 來進行回滾補償，這也就是常說的補償性事務(wù)。

原本一個方法，現(xiàn)在卻需要三個方法來支持，可以看到 TCC 對業(yè)務(wù)的侵入性很強，而且這種模式并不能很好地被復(fù)用，會導(dǎo)致開發(fā)量激增。還要考慮到網(wǎng)絡(luò)波動等原因，為保證請求一定送達都會有重試機制，所以考慮到接口的冪等性。

消息事務(wù)（最終一致性）

消息事務(wù)其實就是基于消息中間件的兩階段提交，將本地事務(wù)和發(fā)消息放在同一個事務(wù)里，保證本地操作和發(fā)送消息同時成功。下單扣庫存原理圖：

• 訂單系統(tǒng)向 MQ 發(fā)送一條預(yù)備扣減庫存消息，MQ 保存預(yù)備消息并返回成功 ACK

• 接收到預(yù)備消息執(zhí)行成功 ACK，訂單系統(tǒng)執(zhí)行本地下單操作，為防止消息發(fā)送成功而本地事務(wù)失敗，訂單系統(tǒng)會實現(xiàn) MQ 的回調(diào)接口，其內(nèi)不斷的檢查本地事務(wù)是否執(zhí)行成功，如果失敗則 rollback 回滾預(yù)備消息；成功則對消息進行最終 commit 提交。

• 庫存系統(tǒng)消費扣減庫存消息，執(zhí)行本地事務(wù)，如果扣減失敗，消息會重新投，一旦超出重試次數(shù)，則本地表持久化失敗消息，并啟動定時任務(wù)做補償。

基于消息中間件的兩階段提交方案，通常用在高并發(fā)場景下使用，犧牲數(shù)據(jù)的強一致性換取性能的大幅提升，不過實現(xiàn)這種方式的成本和復(fù)雜度是比較高的，還要看實際業(yè)務(wù)情況。

Seata

Seata 也是從兩段提交演變而來的一種分布式事務(wù)解決方案，提供了 AT、TCC、SAGA 和 XA 等事務(wù)模式，這里重點介紹 AT模式。

既然 Seata 是兩段提交，那我們看看它在每個階段都做了點啥？下邊我們還以下單扣庫存、扣余額舉例。

先介紹 Seata 分布式事務(wù)的幾種角色：

• Transaction Coordinator(TC): ?全局事務(wù)協(xié)調(diào)者，用來協(xié)調(diào)全局事務(wù)和各個分支事務(wù)（不同服務(wù)）的狀態(tài)， 驅(qū)動全局事務(wù)和各個分支事務(wù)的回滾或提交。
• Transaction Manager?: ?事務(wù)管理者，業(yè)務(wù)層中用來開啟/提交/回滾一個整體事務(wù)（在調(diào)用服務(wù)的方法中用注解開啟事務(wù)）。
• Resource Manager(RM): ?資源管理者，一般指業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)庫代表了一個分支事務(wù)（Branch Transaction），管理分支事務(wù)與 TC 進行協(xié)調(diào)注冊分支事務(wù)并且匯報分支事務(wù)的狀態(tài)，驅(qū)動分支事務(wù)的提交或回滾。

Seata 實現(xiàn)分布式事務(wù)，設(shè)計了一個關(guān)鍵角色 UNDO_LOG （回滾日志記錄表），我們在每個應(yīng)用分布式事務(wù)的業(yè)務(wù)庫中創(chuàng)建這張表，這個表的核心作用就是，將業(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，備份在 UNDO_LOG 表中，以便業(yè)務(wù)異常能隨時回滾。

第一個階段

比如：下邊我們更新 user 表的 name 字段。

update?user?set?name?=?'小富最帥'?where?name?=?'程序員內(nèi)點事'

首先 Seata 的 JDBC 數(shù)據(jù)源代理通過對業(yè)務(wù) SQL 解析，提取 SQL 的元數(shù)據(jù)，也就是得到 SQL 的類型（UPDATE），表（user），條件（where name = '程序員內(nèi)點事'）等相關(guān)的信息。

先查詢數(shù)據(jù)前鏡像，根據(jù)解析得到的條件信息，生成查詢語句，定位一條數(shù)據(jù)。

select??name?from?user?where?name?=?'程序員內(nèi)點事'

緊接著執(zhí)行業(yè)務(wù) SQL，根據(jù)前鏡像數(shù)據(jù)主鍵查詢出后鏡像數(shù)據(jù)

select?name?from?user?where?id?=?1

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，將業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)的更新和回滾日志在同一個本地事務(wù)中提交，分別插入到業(yè)務(wù)表和 UNDO_LOG 表中。

回滾記錄數(shù)據(jù)格式如下：包括 afterImage 后鏡像、beforeImage 前鏡像、 branchId 分支事務(wù)ID、xid 全局事務(wù)ID

{
????"branchId":641789253,
????"xid":"xid:xxx",
????"undoItems":[
????????{
????????????"afterImage":{
????????????????"rows":[
????????????????????{
????????????????????????"fields":[
????????????????????????????{
????????????????????????????????"name":"id",
????????????????????????????????"type":4,
????????????????????????????????"value":1
????????????????????????????}
????????????????????????]
????????????????????}
????????????????],
????????????????"tableName":"product"
????????????},
????????????"beforeImage":{
????????????????"rows":[
????????????????????{
????????????????????????"fields":[
????????????????????????????{
????????????????????????????????"name":"id",
????????????????????????????????"type":4,
????????????????????????????????"value":1
????????????????????????????}
????????????????????????]
????????????????????}
????????????????],
????????????????"tableName":"product"
????????????},
????????????"sqlType":"UPDATE"
????????}
????]
}

這樣就可以保證，任何提交的業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)的更新一定有相應(yīng)的回滾日志。

在本地事務(wù)提交前，各分支事務(wù)需向 全局事務(wù)協(xié)調(diào)者 TC 注冊分支 ( Branch Id) ，為要修改的記錄申請 全局鎖 ，要為這條數(shù)據(jù)加鎖，利用 SELECT FOR UPDATE 語句。而如果一直拿不到鎖那就需要回滾本地事務(wù)。TM 開啟事務(wù)后會生成全局唯一的 XID，會在各個調(diào)用的服務(wù)間進行傳遞。

有了這樣的機制，本地事務(wù)分支（Branch Transaction）便可以在全局事務(wù)的第一階段提交，并馬上釋放本地事務(wù)鎖定的資源。相比于傳統(tǒng)的 XA 事務(wù)在第二階段釋放資源，Seata 降低了鎖范圍提高效率，即使第二階段發(fā)生異常需要回滾，也可以快速 從UNDO_LOG 表中找到對應(yīng)回滾數(shù)據(jù)并反解析成 SQL 來達到回滾補償。

最后本地事務(wù)提交，業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)的更新和前面生成的 UNDO LOG 數(shù)據(jù)一并提交，并將本地事務(wù)提交的結(jié)果上報給全局事務(wù)協(xié)調(diào)者 TC。

第二個階段

第二階段是根據(jù)各分支的決議做提交或回滾：

如果決議是全局提交，此時各分支事務(wù)已提交并成功，這時 全局事務(wù)協(xié)調(diào)者（TC） 會向分支發(fā)送第二階段的請求。收到 TC 的分支提交請求，該請求會被放入一個異步任務(wù)隊列中，并馬上返回提交成功結(jié)果給 TC。異步隊列中會異步和批量地根據(jù) Branch ID 查找并刪除相應(yīng) UNDO LOG 回滾記錄。

如果決議是全局回滾，過程比全局提交麻煩一點，RM 服務(wù)方收到 TC 全局協(xié)調(diào)者發(fā)來的回滾請求，通過 XID 和 Branch ID 找到相應(yīng)的回滾日志記錄，通過回滾記錄生成反向的更新 SQL 并執(zhí)行，以完成分支的回滾。

注意：這里刪除回滾日志記錄操作，一定是在本地業(yè)務(wù)事務(wù)執(zhí)行之后

上邊說了幾種分布式事務(wù)各自的優(yōu)缺點，下邊實踐一下分布式事務(wù)中間 Seata 感受一下。

Seata 實踐

Seata 是一個需獨立部署的中間件，所以先搭 Seata Server，這里以最新的 seata-server-1.4.0 版本為例，下載地址：https://seata.io/en-us/blog/download.html

解壓后的文件我們只需要關(guān)心 \seata\conf 目錄下的 file.conf 和 ?registry.conf 文件。

Seata Server

file.conf

file.conf 文件用于配置持久化事務(wù)日志的模式，目前提供 file、db、redis 三種方式。

注意：在選擇 db 方式后，需要在對應(yīng)數(shù)據(jù)庫創(chuàng)建 globalTable（持久化全局事務(wù)）、branchTable（持久化各提交分支的事務(wù)）、 lockTable（持久化各分支鎖定資源事務(wù)）三張表。

--?the?table?to?store?GlobalSession?data
--?持久化全局事務(wù)
CREATE?TABLE?IF?NOT?EXISTS?`global_table`
(
????`xid`???????????????????????VARCHAR(128)?NOT?NULL,
????`transaction_id`????????????BIGINT,
????`status`????????????????????TINYINT??????NOT?NULL,
????`application_id`????????????VARCHAR(32),
????`transaction_service_group`?VARCHAR(32),
????`transaction_name`??????????VARCHAR(128),
????`timeout`???????????????????INT,
????`begin_time`????????????????BIGINT,
????`application_data`??????????VARCHAR(2000),
????`gmt_create`????????????????DATETIME,
????`gmt_modified`??????????????DATETIME,
????PRIMARY?KEY?(`xid`),
????KEY?`idx_gmt_modified_status`?(`gmt_modified`,?`status`),
????KEY?`idx_transaction_id`?(`transaction_id`)
)?ENGINE?=?InnoDB
??DEFAULT?CHARSET?=?utf8;

--?the?table?to?store?BranchSession?data
--?持久化各提交分支的事務(wù)
CREATE?TABLE?IF?NOT?EXISTS?`branch_table`
(
????`branch_id`?????????BIGINT???????NOT?NULL,
????`xid`???????????????VARCHAR(128)?NOT?NULL,
????`transaction_id`????BIGINT,
????`resource_group_id`?VARCHAR(32),
????`resource_id`???????VARCHAR(256),
????`branch_type`???????VARCHAR(8),
????`status`????????????TINYINT,
????`client_id`?????????VARCHAR(64),
????`application_data`??VARCHAR(2000),
????`gmt_create`????????DATETIME(6),
????`gmt_modified`??????DATETIME(6),
????PRIMARY?KEY?(`branch_id`),
????KEY?`idx_xid`?(`xid`)
)?ENGINE?=?InnoDB
??DEFAULT?CHARSET?=?utf8;

--?the?table?to?store?lock?data
--?持久化每個分支鎖表事務(wù)
CREATE?TABLE?IF?NOT?EXISTS?`lock_table`
(
????`row_key`????????VARCHAR(128)?NOT?NULL,
????`xid`????????????VARCHAR(96),
????`transaction_id`?BIGINT,
????`branch_id`??????BIGINT???????NOT?NULL,
????`resource_id`????VARCHAR(256),
????`table_name`?????VARCHAR(32),
????`pk`?????????????VARCHAR(36),
????`gmt_create`?????DATETIME,
????`gmt_modified`???DATETIME,
????PRIMARY?KEY?(`row_key`),
????KEY?`idx_branch_id`?(`branch_id`)
)?ENGINE?=?InnoDB
??DEFAULT?CHARSET?=?utf8;

registry.conf

registry.conf 文件設(shè)置 注冊中心 和 配置中心：

目前注冊中心支持 nacos 、eureka、redis、zk、consul、etcd3、sofa 七種，這里我使用的 eureka作為注冊中心 ；配置中心支持 nacos 、apollo、zk、consul、etcd3 五種方式。

配置完以后在 \seata\bin 目錄下啟動 seata-server 即可，到這 Seata 的服務(wù)端就搭建好了。

Seata Client

Seata Server 環(huán)境搭建完，接下來我們新建三個服務(wù) order-server（下單服務(wù)）、storage-server（扣減庫存服務(wù)）、account-server（賬戶金額服務(wù)），分別服務(wù)注冊到 eureka。

每個服務(wù)的大體核心配置如下：

spring:
????application:
????????name:?storage-server
????cloud:
????????alibaba:
????????????seata:
????????????????tx-service-group:?my_test_tx_group
????datasource:
????????driver-class-name:?com.mysql.jdbc.Driver
????????url:?jdbc:mysql://47.93.6.1:3306/seat-storage
????????username:?root
????????password:?root

#?eureka?注冊中心
eureka:
????client:
????????serviceUrl:
????????????defaultZone:?http://${eureka.instance.hostname}:8761/eureka/
????instance:
????????hostname:?47.93.6.5
????????prefer-ip-address:?true

業(yè)務(wù)大致流程：用戶發(fā)起下單請求，本地 order 訂單服務(wù)創(chuàng)建訂單記錄，并通過 RPC 遠程調(diào)用 storage 扣減庫存服務(wù)和 account 扣賬戶余額服務(wù)，只有三個服務(wù)同時執(zhí)行成功，才是一個完整的下單流程。如果某個服執(zhí)行失敗，則其他服務(wù)全部回滾。

Seata 對業(yè)務(wù)代碼的侵入性非常小，代碼中使用只需用 @GlobalTransactional 注解開啟一個全局事務(wù)即可。

@Override
@GlobalTransactional(name?=?"create-order",?rollbackFor?=?Exception.class)
public?void?create(Order?order)?{

????String?xid?=?RootContext.getXID();

????LOGGER.info("------->交易開始");
????//本地方法
????orderDao.create(order);

????//遠程方法?扣減庫存
????storageApi.decrease(order.getProductId(),?order.getCount());

????//遠程方法?扣減賬戶余額
????LOGGER.info("------->扣減賬戶開始order中");
????accountApi.decrease(order.getUserId(),?order.getMoney());
????LOGGER.info("------->扣減賬戶結(jié)束order中");

????LOGGER.info("------->交易結(jié)束");
????LOGGER.info("全局事務(wù) xid：?{}",?xid);
}

前邊說過 Seata AT 模式實現(xiàn)分布式事務(wù)，必須在相關(guān)的業(yè)務(wù)庫中創(chuàng)建 undo_log 表來存數(shù)據(jù)回滾日志，表結(jié)構(gòu)如下：

--?for?AT?mode?you?must?to?init?this?sql?for?you?business?database.?the?seata?server?not?need?it.
CREATE?TABLE?IF?NOT?EXISTS?`undo_log`
(
????`id`????????????BIGINT(20)???NOT?NULL?AUTO_INCREMENT?COMMENT?'increment?id',
????`branch_id`?????BIGINT(20)???NOT?NULL?COMMENT?'branch?transaction?id',
????`xid`???????????VARCHAR(100)?NOT?NULL?COMMENT?'global?transaction?id',
????`context`???????VARCHAR(128)?NOT?NULL?COMMENT?'undo_log?context,such?as?serialization',
????`rollback_info`?LONGBLOB?????NOT?NULL?COMMENT?'rollback?info',
????`log_status`????INT(11)??????NOT?NULL?COMMENT?'0:normal?status,1:defense?status',
????`log_created`???DATETIME?????NOT?NULL?COMMENT?'create?datetime',
????`log_modified`??DATETIME?????NOT?NULL?COMMENT?'modify?datetime',
????PRIMARY?KEY?(`id`),
????UNIQUE?KEY?`ux_undo_log`?(`xid`,?`branch_id`)
)?ENGINE?=?InnoDB
??AUTO_INCREMENT?=?1
??DEFAULT?CHARSET?=?utf8?COMMENT?='AT?transaction?mode?undo?table';

到這環(huán)境搭建的工作就完事了，完整案例會在后邊貼出 GitHub 地址，就不在這占用篇幅了。

測試 Seata

項目中的服務(wù)調(diào)用過程如下圖：

啟動各個服務(wù)后，我們直接請求下單接口看看效果，只要 order 訂單表創(chuàng)建記錄成功，storage 庫存表 used 字段數(shù)量遞增、account 余額表 used 字段數(shù)量遞增則表示下單流程成功。

請求后正向流程是沒問題的，數(shù)據(jù)和預(yù)想的一樣

而且發(fā)現(xiàn) TM 事務(wù)管理者 order-server 服務(wù)的控制臺也打印出了兩階段提交的日志

那么再看看如果其中一個服務(wù)異常，會不會正?；貪L呢？在 account-server 服務(wù)中模擬超時異常，看能否實現(xiàn)全局事務(wù)回滾。

發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)全沒執(zhí)行成功，說明全局事務(wù)回滾也成功了

那看一下 undo_log 回滾記錄表的變化情況，由于 Seata 刪除回滾日志的速度很快，所以要想在表中看見回滾日志，必須要在某一個服務(wù)上打斷點才看的更明顯。

總結(jié)

上邊簡單介紹了 2PC、3PC、TCC、MQ、Seata 這五種分布式事務(wù)解決方案，還詳細的實踐了 Seata 中間件。但不管我們選哪一種方案，在項目中應(yīng)用都要謹慎再謹慎，除特定的數(shù)據(jù)強一致性場景外，能不用盡量就不要用，因為無論它們性能如何優(yōu)越，一旦項目套上分布式事務(wù)，整體效率會幾倍的下降，在高并發(fā)情況下弊端尤為明顯。

有道無術(shù)，術(shù)可成；有術(shù)無道，止于術(shù)

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