为什么需要分布式事务

A、B、C三个人聚餐吃自助，付款方式是AA制。只有三个人都付款成功，聚餐这件事才能完成，但是A、B、C三个人只能掌控自己的钱包，假如此时C没付款，而A、B付款了，那么他俩成功进去吃自助了，但是对于聚餐这件事来说是不成功的。本地事务相当于只能控制自己的钱包，分布式事务相当于控制三个人的钱包，三个人要么都给钱完成聚餐，要么就取消聚餐这件事。

分布式事务的相关理论

CAP理论

主要说的就是是在一个分布式系统中， Consistency（一致性）、 Availability（可用性）、Partition tolerance（分区容错性），三者不可得兼。以下举例说明为啥三者不能同时满足：

1. 当库存服务减库存以后，那么需要将数据同步到其他的服务上，这是为了保证数据一致性C，但是网络是不可靠的，所以我们系统就需要保证分区容错性P，也就是我们必须容忍网络所带来的的一些问题，此时如果我们想保证C那么就需要舍弃A，也就是说我们在保证C的情况下，就必须舍弃A，也就是CP无法保证高可用。
2. 如果为了保证A，高可用的情况下，也就是必须在限定时间内给出响应，同样由于网络不可靠P，订单服务就有可能无法拿到新的数据，但是也要给用户作出响应，那么也就无法保证C一致性。所以 AP是无法保证强一致性的。
3. 如果我们想保证CA，也就是高可用和一致性，也就是必须保证网络良好才能实现，那么也就是说我们需要将库存、订单、用户放到一起，但是这种情况也就丧失了P这个保证，这个时候系统也就不是分布式系统了。
4. 总结：在分布式系统中，p是必然的存在的，所以我们只能在C和A之间进行取舍，在这种条件下就诞生了BASE理论

BASE理论

BASE是Basically Available（基本可用）、Soft state（软状态）和 Eventually consistent（最终一致

性）三个短语的缩写。BASE理论是对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

分布式实践的总结，是基于CAP定理逐步演化而来的。BASE理论的核心思想是：即使无法做到强一致

性，但每个应用都可以根据自身业务特点，采用适当的方式来使系统达到最终一致性。

• 基本可用 ：是指分布式系统在出现不可预知故障的时候，允许损失部分可用性—-注意，这绝不等价

于系统不可用。比如：

（1）响应时间上的损失。正常情况下，一个在线搜索引擎需要在0.5秒之内返回给用户相应的查询

结果，但由于出现故障，查询结果的响应时间增加了1~2秒

（2）系统功能上的损失：正常情况下，在一个电子商务网站上进行购物的时候，消费者几乎能够

顺利完成每一笔订单，但是在一些节日大促购物高峰的时候，由于消费者的购物行为激增，为了保

护购物系统的稳定性，部分消费者可能会被引导到一个降级页面

• 软状态 ：指允许系统中的数据存在中间状态，并认为该中间状态的存在不会影响系统的整体可用性，

即允许系统在不同节点的数据副本之间进行数据同步的过程存在延时

• 最终一致性 ：强调的是所有的数据副本，在经过一段时间的同步之后，最终都能够达到一个一致的状

态。因此，最终一致性的本质是需要系统保证最终数据能够达到一致，而不需要实时保证系统数据

的强一致性。

Seata 是什么?

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。

1. TC (Transaction Coordinator) - 事务协调者：维护全局和分支事务的状态，驱动全局事务提交或回滚。
2. TM (Transaction Manager) - 事务管理器：定义全局事务的范围，开始全局事务、提交或回滚全局事务。
3. RM (Resource Manager) - 资源管理器：管理分支事务处理的资源，与TC交谈以注册分支事务和报告分支事务的状态，并驱动分支事务提交或回滚。
4. XID：全局事务id，会在微服务的调用链路中传播，贯穿整个事务。

AT模式

AT模式是一种无侵入的分布式事务解决方案，基于 支持本地 ACID 事务 的 关系型数据库：

• 一阶段 prepare 行为：在本地事务中，一并提交业务数据更新和相应回滚日志记录。
• 二阶段 commit 行为：马上成功结束，自动 异步批量清理回滚日志。
• 二阶段 rollback 行为：通过回滚日志，自动 生成补偿操作，完成数据回滚。

举例：

update product set name = 'GTS' where name = 'TXC';

一阶段

• 解析 SQL：得到 SQL 的类型（UPDATE），表（product），条件（where name = 'TXC'）等相关的信息。
• 查询前镜像：根据解析得到的条件信息，生成查询语句，定位数据。

select id, name, since from product where name = 'TXC';得到前镜像：

• 3.执行业务 SQL：更新这条记录的 name 为 'GTS'。
• 4.查询后镜像：根据前镜像的结果，通过 主键 定位数据。

select id, name, since from product where id = 1; 得到后镜像：

• 插入回滚日志：把前后镜像数据以及业务 SQL 相关的信息组成一条回滚日志记录，插入到 UNDO_LOG 表中。
• 提交前，向 TC 注册分支：申请 product 表中，主键值等于 1 的记录的 全局锁 。
• 本地事务提交：业务数据的更新和前面步骤中生成的 UNDO LOG 一并提交。
• 将本地事务提交的结果上报给 TC。

二阶段-回滚

• 收到 TC 的分支回滚请求，开启一个本地事务，执行如下操作。
• 通过 XID 和 Branch ID 查找到相应的 UNDO LOG 记录。
• 数据校验：拿 UNDO LOG 中的后镜与当前数据进行比较，如果有不同，说明数据被当前全局事务之外的动作做了修改。这种情况，需要根据配置策略来做处理，详细的说明在另外的文档中介绍。
• 根据 UNDO LOG 中的前镜像和业务 SQL 的相关信息生成并执行回滚的语句：update product set name = 'TXC' where id = 1;
• 提交本地事务。并把本地事务的执行结果（即分支事务回滚的结果）上报给 TC。

二阶段-提交

• 收到 TC 的分支提交请求，把请求放入一个异步任务的队列中，马上返回提交成功的结果给 TC。
• 异步任务阶段的分支提交请求将异步和批量地删除相应 UNDO LOG 记录。

TCC模式

TCC 模式，不依赖于底层数据资源的事务支持：

• 一阶段 prepare 行为：调用 自定义 的 prepare 逻辑。
• 二阶段 commit 行为：调用 自定义 的 commit 逻辑。
• 二阶段 rollback 行为：调用 自定义 的 rollback 逻辑。

所谓 TCC 模式，是指支持把 自定义 的分支事务纳入到全局事务的管理中。

TCC 模式需要用户根据自己的业务场景实现 Try【检查资源与预留】、Confirm【执行的业务操作提交】 和 Cancel【预留资源释放】 三个操作；事务发起方在一阶段执行 Try 方式，在二阶段提交执行 Confirm 方法，二阶段回滚执行 Cancel 方法。

以转账举例：Try 方法作为一阶段准备方法，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余额是否充足，预留转账资金。

预留的方式就是冻结 A 账户的 转账资金。Try 方法执行之后，账号 A 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。

二阶段 Confirm 方法执行真正的扣钱操作。Confirm 会使用 Try 阶段冻结的资金，执行账号扣款。Confirm 方法执行之后，账号 A 在一阶段中冻结的 30 元已经被扣除，账号 A 余额变成 70 元 。

如果二阶段是回滚的话，就需要在 Cancel 方法内释放一阶段 Try 冻结的 30 元，使账号 A 的回到初始状态，100 元全部可用。

用户接入 TCC 模式，最重要的事情就是考虑如何将业务模型拆成 2 阶段，实现成 TCC 的 3 个方法，并且保证 Try 成功 Confirm 一定能成功。相对于 AT 模式，TCC 模式对业务代码有一定的侵入性，但是 TCC 模式无 AT 模式的全局行锁，TCC 性能会比 AT 模式高很多。

Saga 模式

Saga模式是SEATA提供的长事务解决方案，在Saga模式中，业务流程中每个参与者都提交本地事务，当出现某一个参与者失败则补偿前面已经成功的参与者，一阶段正向服务和二阶段补偿服务都由业务开发实现。

基于状态机引擎的 Saga 实现：

目前SEATA提供的Saga模式是基于状态机引擎来实现的，机制是：

• 通过状态图来定义服务调用的流程并生成 json 状态语言定义文件
• 状态图中一个节点可以是调用一个服务，节点可以配置它的补偿节点
• 状态图 json 由状态机引擎驱动执行，当出现异常时状态引擎反向执行已成功节点对应的补偿节点将事务回滚

注意: 异常发生时是否进行补偿也可由用户自定义决定

• 可以实现服务编排需求，支持单项选择、并发、子流程、参数转换、参数映射、服务执行状态判断、异常捕获等功能