開源的分布式事務(wù)解決方案-Seata
Seata 是什么?
（1）Seata 是一款開源的分布式事務(wù)解決方案，致力于在微服務(wù)架構(gòu)下提供高性能和簡單易用的分布式事務(wù)服務(wù)。
（2）在 Seata 開源之前，Seata 對應(yīng)的內(nèi)部版本在阿里經(jīng)濟體內(nèi)部一直扮演著分布式一致性中間件的角色，幫助經(jīng)濟體平穩(wěn)的度過歷年的雙11，對各BU業(yè)務(wù)進行了有力的支撐。經(jīng)過多年沉淀與積累，商業(yè)化產(chǎn)品先后在阿里云、金融云進行售賣。
（3）2019.1 為了打造更加完善的技術(shù)生態(tài)和普惠技術(shù)成果，Seata 正式宣布對外開源，未來 Seata 將以社區(qū)共建的形式幫助其技術(shù)更加可靠與完備。
（4）Seata 將為用戶提供了 AT、TCC、SAGA 和 XA 事務(wù)模式，為用戶打造一站式的分布式解決方案。
AT 模式
前提
基于支持本地 ACID 事務(wù)的關(guān)系型數(shù)據(jù)庫。 Java 應(yīng)用，通過 JDBC 訪問數(shù)據(jù)庫。
整體機制
兩階段提交協(xié)議的演變：
一階段：業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)和回滾日志記錄在同一個本地事務(wù)中提交，釋放本地鎖和連接資源。 二階段： 提交異步化，非常快速地完成。 回滾通過一階段的回滾日志進行反向補償。
寫隔離
一階段本地事務(wù)提交前，需要確保先拿到 全局鎖 。 拿不到 全局鎖 ，不能提交本地事務(wù)。 拿 全局鎖 的嘗試被限制在一定范圍內(nèi)，超出范圍將放棄，并回滾本地事務(wù)，釋放本地鎖。
以一個示例來說明：
兩個全局事務(wù) tx1 和 tx2，分別對 a 表的 m 字段進行更新操作，m 的初始值 1000。
tx1 先開始，開啟本地事務(wù)，拿到本地鎖，更新操作 m = 1000 - 100 = 900。本地事務(wù)提交前，先拿到該記錄的 全局鎖 ，本地提交釋放本地鎖。tx2 后開始，開啟本地事務(wù)，拿到本地鎖，更新操作 m = 900 - 100 = 800。本地事務(wù)提交前，嘗試拿該記錄的 全局鎖 ，tx1 全局提交前，該記錄的全局鎖被 tx1 持有，tx2 需要重試等待 全局鎖 。
tx1 二階段全局提交，釋放 全局鎖 。tx2 拿到 全局鎖 提交本地事務(wù)。
如果 tx1 的二階段全局回滾，則 tx1 需要重新獲取該數(shù)據(jù)的本地鎖，進行反向補償?shù)母虏僮鳎瑢崿F(xiàn)分支的回滾。
此時，如果 tx2 仍在等待該數(shù)據(jù)的 全局鎖，同時持有本地鎖，則 tx1 的分支回滾會失敗。分支的回滾會一直重試，直到 tx2 的 全局鎖 等鎖超時，放棄 全局鎖 并回滾本地事務(wù)釋放本地鎖，tx1 的分支回滾最終成功。
因為整個過程 全局鎖 在 tx1 結(jié)束前一直是被 tx1 持有的，所以不會發(fā)生 臟寫 的問題。
讀隔離
在數(shù)據(jù)庫本地事務(wù)隔離級別 讀已提交（Read Committed） 或以上的基礎(chǔ)上，Seata（AT 模式）的默認全局隔離級別是 讀未提交（Read Uncommitted） 。
如果應(yīng)用在特定場景下，必需要求全局的 讀已提交 ，目前 Seata 的方式是通過 SELECT FOR UPDATE 語句的代理。
SELECT FOR UPDATE 語句的執(zhí)行會申請 全局鎖 ，如果 全局鎖 被其他事務(wù)持有，則釋放本地鎖（回滾 SELECT FOR UPDATE 語句的本地執(zhí)行）并重試。這個過程中，查詢是被 block 住的，直到 全局鎖 拿到，即讀取的相關(guān)數(shù)據(jù)是 已提交 的，才返回。
出于總體性能上的考慮，Seata 目前的方案并沒有對所有 SELECT 語句都進行代理，僅針對 FOR UPDATE 的 SELECT 語句。
工作機制
以一個示例來說明整個 AT 分支的工作過程。
業(yè)務(wù)表：product
| Field | Type | Key |
|---|---|---|
| id | bigint(20) | PRI |
| name | varchar(100) | |
| since | varchar(100) |
AT 分支事務(wù)的業(yè)務(wù)邏輯：
update?product?set?name?=?'GTS'?where?name?=?'TXC';
一階段
過程：
解析 SQL：得到 SQL 的類型（UPDATE），表（product），條件（where name = 'TXC'）等相關(guān)的信息。 查詢前鏡像：根據(jù)解析得到的條件信息，生成查詢語句，定位數(shù)據(jù)。
select?id,?name,?since?from?product?where?name?=?'TXC';
得到前鏡像：
| id | name | since |
|---|---|---|
| 1 | TXC | 2014 |
執(zhí)行業(yè)務(wù) SQL：更新這條記錄的 name 為 'GTS'。 查詢后鏡像：根據(jù)前鏡像的結(jié)果，通過 主鍵 定位數(shù)據(jù)。
select?id,?name,?since?from?product?where?id?=?1;
得到后鏡像：
| id | name | since |
|---|---|---|
| 1 | GTS | 2014 |
插入回滾日志：把前后鏡像數(shù)據(jù)以及業(yè)務(wù) SQL 相關(guān)的信息組成一條回滾日志記錄，插入到 UNDO_LOG表中。
{
?"branchId":?641789253,
?"undoItems":?[{
??"afterImage":?{
???"rows":?[{
????"fields":?[{
?????"name":?"id",
?????"type":?4,
?????"value":?1
????},?{
?????"name":?"name",
?????"type":?12,
?????"value":?"GTS"
????},?{
?????"name":?"since",
?????"type":?12,
?????"value":?"2014"
????}]
???}],
???"tableName":?"product"
??},
??"beforeImage":?{
???"rows":?[{
????"fields":?[{
?????"name":?"id",
?????"type":?4,
?????"value":?1
????},?{
?????"name":?"name",
?????"type":?12,
?????"value":?"TXC"
????},?{
?????"name":?"since",
?????"type":?12,
?????"value":?"2014"
????}]
???}],
???"tableName":?"product"
??},
??"sqlType":?"UPDATE"
?}],
?"xid":?"xid:xxx"
}
提交前，向 TC 注冊分支：申請 product表中，主鍵值等于 1 的記錄的 全局鎖 。本地事務(wù)提交：業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)的更新和前面步驟中生成的 UNDO LOG 一并提交。 將本地事務(wù)提交的結(jié)果上報給 TC。
二階段-回滾
收到 TC 的分支回滾請求，開啟一個本地事務(wù)，執(zhí)行如下操作。 通過 XID 和 Branch ID 查找到相應(yīng)的 UNDO LOG 記錄。 數(shù)據(jù)校驗：拿 UNDO LOG 中的后鏡與當前數(shù)據(jù)進行比較，如果有不同，說明數(shù)據(jù)被當前全局事務(wù)之外的動作做了修改。這種情況，需要根據(jù)配置策略來做處理，詳細的說明在另外的文檔中介紹。 根據(jù) UNDO LOG 中的前鏡像和業(yè)務(wù) SQL 的相關(guān)信息生成并執(zhí)行回滾的語句：
update?product?set?name?=?'TXC'?where?id?=?1;
提交本地事務(wù)。并把本地事務(wù)的執(zhí)行結(jié)果（即分支事務(wù)回滾的結(jié)果）上報給 TC。
二階段-提交
收到 TC 的分支提交請求，把請求放入一個異步任務(wù)的隊列中，馬上返回提交成功的結(jié)果給 TC。 異步任務(wù)階段的分支提交請求將異步和批量地刪除相應(yīng) UNDO LOG 記錄。
附錄
回滾日志表
UNDO_LOG Table：不同數(shù)據(jù)庫在類型上會略有差別。
以 MySQL 為例：
| Field | Type |
|---|---|
| branch_id | bigint PK |
| xid | varchar(100) |
| context | varchar(128) |
| rollback_info | longblob |
| log_status | tinyint |
| log_created | datetime |
| log_modified | datetime |
--?注意此處0.7.0+?增加字段?context
CREATE?TABLE?`undo_log`?(
??`id`?bigint(20)?NOT?NULL?AUTO_INCREMENT,
??`branch_id`?bigint(20)?NOT?NULL,
??`xid`?varchar(100)?NOT?NULL,
??`context`?varchar(128)?NOT?NULL,
??`rollback_info`?longblob?NOT?NULL,
??`log_status`?int(11)?NOT?NULL,
??`log_created`?datetime?NOT?NULL,
??`log_modified`?datetime?NOT?NULL,
??PRIMARY?KEY?(`id`),
??UNIQUE?KEY?`ux_undo_log`?(`xid`,`branch_id`)
)?ENGINE=InnoDB?AUTO_INCREMENT=1?DEFAULT?CHARSET=utf8;
TCC 模式
回顧總覽中的描述：一個分布式的全局事務(wù)，整體是 兩階段提交 的模型。全局事務(wù)是由若干分支事務(wù)組成的，分支事務(wù)要滿足 兩階段提交 的模型要求，即需要每個分支事務(wù)都具備自己的：
一階段 prepare 行為 二階段 commit 或 rollback 行為
根據(jù)兩階段行為模式的不同，我們將分支事務(wù)劃分為 Automatic (Branch) Transaction Mode 和 Manual (Branch) Transaction Mode.
AT 模式（參考鏈接 TBD）基于 支持本地 ACID 事務(wù) 的 關(guān)系型數(shù)據(jù)庫：
一階段 prepare 行為：在本地事務(wù)中，一并提交業(yè)務(wù)數(shù)據(jù)更新和相應(yīng)回滾日志記錄。 二階段 commit 行為：馬上成功結(jié)束，自動 異步批量清理回滾日志。 二階段 rollback 行為：通過回滾日志，自動 生成補償操作，完成數(shù)據(jù)回滾。
相應(yīng)的，TCC 模式，不依賴于底層數(shù)據(jù)資源的事務(wù)支持：
一階段 prepare 行為：調(diào)用 自定義 的 prepare 邏輯。 二階段 commit 行為：調(diào)用 自定義 的 commit 邏輯。 二階段 rollback 行為：調(diào)用 自定義 的 rollback 邏輯。
所謂 TCC 模式，是指支持把 自定義 的分支事務(wù)納入到全局事務(wù)的管理中。
Saga 模式
Saga模式是SEATA提供的長事務(wù)解決方案，在Saga模式中，業(yè)務(wù)流程中每個參與者都提交本地事務(wù)，當出現(xiàn)某一個參與者失敗則補償前面已經(jīng)成功的參與者，一階段正向服務(wù)和二階段補償服務(wù)都由業(yè)務(wù)開發(fā)實現(xiàn)。
理論基礎(chǔ)：Hector & Kenneth 發(fā)表論? Sagas （1987）
適用場景：
業(yè)務(wù)流程長、業(yè)務(wù)流程多 參與者包含其它公司或遺留系統(tǒng)服務(wù)，無法提供 TCC 模式要求的三個接口
優(yōu)勢：
一階段提交本地事務(wù)，無鎖，高性能 事件驅(qū)動架構(gòu)，參與者可異步執(zhí)行，高吞吐 補償服務(wù)易于實現(xiàn)
缺點：
不保證隔離性（應(yīng)對方案見用戶文檔）
原文鏈接：http://seata.io/zh-cn/docs/overview/what-is-seata.html
4.中間件等
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