玩转KafkaIO与Flink微服务架构的分布式事务

Posted 2021-01-14

一、尽量在业务上和技术上避免分布式事务

显而易见，微服务架构十分的流行，特别是对于电商领域来说。他的优点就不多说了，但是随着集群机器的增加，集群的规模也越来越大，随着集群搭载的服务规模也越来越大，导致事务的处理也就越来越复杂，有可能一个事务涉及到n多个服务，可想而知就算再优良的方案也很难处理这么复杂的事务，与其硬着头皮牺牲性能和可靠性，还不如改变业务，再结合技术对事务进行分割，将复杂的事务简单化，将简单的事务消化化。

二、两段式提交（2PC），XA/JTA已经实现了

在分布式系统中，每个节点虽然可以知晓自己的操作是成功或者失败，却无法知道其他节点的操作的成功或失败。当一个事务跨越多个节点时，为了保持事务的ACID特性，需要引入一个作为协调者的组件来统一掌控所有节点（参与者）的操作结果并最终指示这些节点是否需要把操作结果进行真正的提交。算法步骤如下：

第一阶段：

1、协调者会问所有的参与者，是否可以执行提交操作。

2、各个参与者开始事务执行的准备工作，如：为资源上锁，预留资源。

3、参与者响应协调者，如果事务的准备工作成功，则回应“可以提交”，否则回应“拒绝提交”。

第二阶段：

1、如果所有的参与者都回应“可以提交”。那么协调者向所有的参与者发送“正式提交”的命令。参与者完成正式提交并释放所有资源，然后回应“完成”，协调者收集各节点的“完成”回应后结束这个Global Transaction

2、如果有一个参与者回应“拒绝提交”，那么协调者向所有的参与者发送“回滚操作”，并释放所有资源，然后回应“回滚完成”，协调者收集各节点的“回滚”回应后，取消这个Global Transaction。

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我们可以看到，2PC说白了就是第一阶段做Vote，第二阶段做决定的一个算法，也可以看到2PC这个事是强一致性的算法。2PC用的是比较多的，在一些系统设计中，会串联一系列的调用，比如：A -> B -> C -> D，每一步都会分配一些资源或改写一些数据。比如我们B2C网上购物的下单操作在后台会有一系列的流程需要做。如果我们一步一步地做，就会出现这样的问题，如果某一步做不下去了，那么前面每一次所分配的资源需要做反向操作把他们都回收掉，所以，操作起来比较复杂。现在很多处理流程（Workflow）都会借鉴2PC这个算法，使用 try -> confirm的流程来确保整个流程的能够成功完成。? ?另外，我们也可以看到其中的一些问题，

A）其中一个是同步阻塞操作，这个事情必然会非常大地影响性能。?

B）另一个主要的问题是在TimeOut上，比如，

1）如果第一阶段中，参与者没有收到询问请求，或是参与者的回应没有到达协调者。那么，需要协调者做超时处理，一旦超时，可以当作失败，也可以重试。

2）如果第二阶段中，正式提交发出后，如果有的参与者没有收到，或是参与者提交/回滚后的确认信息没有返回，一旦参与者的回应超时，要么重试，要么把那个参与者标记为问题结点剔除整个集群，这样可以保证服务结点都是数据一致性的。

3）糟糕的情况是，第二阶段中，如果参与者收不到协调者的commit/fallback指令，参与者将处于“状态未知”阶段，参与者完全不知道要怎么办，比如：如果所有的参与者完成第一阶段的回复后（可能全部yes，可能全部no，可能部分yes部分no），如果协调者在这个时候挂掉了。那么所有的结点完全不知道怎么办（问别的参与者都不行）。为了一致性，要么死等协调者，要么重发第一阶段的yes/no命令。

两段提交最大的问题就是第3）项，如果第一阶段完成后，参与者在第二阶没有收到决策，那么数据结点会进入“不知所措”的状态，这个状态会block住整个事务。也就是说，协调者Coordinator对于事务的完成非常重要，Coordinator的可用性是个关键。 因些，我们有了三段提交。

三、三段式（3PC）提交（三段式提交实现起来非常的复杂，所以很少被使用）

三段提交的核心理念是：在询问的时候并不锁定资源，除非所有人都同意了，才开始锁资源。他把二段提交的第一个段break成了两段：询问，然后再锁资源。最后真正提交。

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四、Paxos算法

Paxos 算法解决的问题是在一个可能发生上述异常的分布式系统中如何就某个值达成一致，保证不论发生以上任何异常， 都不会破坏决议的一致性。一个典型的场景是，在一个分布式数据库系统中，如果各节点的初始状态一致，每个节点都执行相同的操作序列，那么他们最后能得到一个一致的状态。为保证每个节点执行相同的命令序列，需要在每一条指令上执行一个「一致性算法」以保证每个节点看到的指令一致。一个通用的一致性算法可以应用在许多场景中，是分布式计算中的重要问题。从20世纪80年代起对于一致性算法的研究就没有停止过。

简单说来，Paxos的目的是让整个集群的结点对某个值的变更达成一致。Paxos算法基本上来说是个民主选举的算法——大多数的决定会成个整个集群的统一决定。任何一个点都可以提出要修改某个数据的提案，是否通过这个提案取决于这个集群中是否有超过半数的结点同意（所以Paxos算法需要集群中的结点是单数）

这个算法有两个阶段（假设这个有三个结点：A，B，C）：

第一阶段：Prepare阶段

A把申请修改的请求Prepare Request发给所有的结点A，B，C。注意，Paxos算法会有一个Sequence Number（你可以认为是一个提案号，这个数不断递增，而且是唯一的，也就是说A和B不可能有相同的提案号），这个提案号会和修改请求一同发出，任何结点在“Prepare阶段”时都会拒绝其值小于当前提案号的请求。所以，结点A在向所有结点申请修改请求的时候，需要带一个提案号，越新的提案，这个提案号就越是 ? ? ? 最大的。如果接收结点收到的提案号n大于其它结点发过来的提案号，这个结点会回应Yes（本结点上最新的被批准提案号），并保证不接收其它<n的提案。这样一来，结点上在Prepare阶段里总是会对最新的提案做承诺。

优化：在上述 prepare 过程中，如果任何一个结点发现存在一个更高编号的提案，则需要通知 提案人，提醒其中断这次提案。

第二阶段：Accept阶段

如果提案者A收到了超过半数的结点返回的Yes，然后他就会向所有的结点发布Accept Request（同样，需要带上提 案号n），如果没有超过半数的话，那就返回失败。

当结点们收到了Accept Request后，如果对于接收的结点来说，n是最大的了，那么，它就会修改这个值，如果发现自己有一个更大的提案号，那么，结点就会拒绝修改。

我们可以看以，这似乎就是一个“两段提交”的优化。其实，2PC/3PC都是分布式一致性算法的残次版本，Google Chubby的作者Mike Burrows说过这个世界上只有一种一致性算法，那就是Paxos，其它的算法都是残次品。

五、补偿性的TCC类型

所谓的TCC编程模式，也是两阶段提交的一个变种。TCC提供了一个编程框架，将整个业务逻辑分为三块：Try、Confirm和Cancel三个操作。以在线下单为例，Try阶段会去扣库存，Confirm阶段则是去更新订单状态，如果更新订单失败，则进入Cancel阶段，会去恢复库存。总之，TCC就是通过代码人为实现了两阶段提交，不同的业务场景所写的代码都不一样，复杂度也不一样，因此，这种模式并不能很好地被复用。

六、消息事务+最终一致性（异步确保型）

所谓的消息事务就是基于消息中间件的两阶段提交，本质上是对消息中间件的一种特殊利用，它是将本地事务和发消息放在了一个分布式事务里，保证要么本地操作成功成功并且对外发消息成功，要么两者都失败，开源的RocketMQ就支持这一特性，具体原理如下：

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1、A系统向消息中间件发送一条预备消息

2、消息中间件保存预备消息并返回成功

3、A执行本地事务

4、A发送提交消息给消息中间件

通过以上4步完成了一个消息事务。对于以上的4个步骤，每个步骤都可能产生错误，下面一一分析：

步骤一出错，则整个事务失败，不会执行A的本地操作

步骤二出错，则整个事务失败，不会执行A的本地操作

步骤三出错，这时候需要回滚预备消息，怎么回滚？答案是A系统实现一个消息中间件的回调接口，消息中间件会去不断执行回调接口，检查A事务执行是否执行成功，如果失败则回滚预备消息

步骤四出错，这时候A的本地事务是成功的，那么消息中间件要回滚A吗？答案是不需要，其实通过回调接口，消息中间件能够检查到A 执行成功了，这时候其实不需要A发提交消息了，消息中间件可以自己对消息进行提交，从而完成整个消息事务

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。原理如下：

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虽然上面的方案能够完成A和B的操作，但是A和B并不是严格一致的，而是最终一致的，我们在这里牺牲了一致性，换来了性能的大幅度提升。当然，这种玩法也是有风险的，如果B一直执行不成功，那么一致性会被破坏，具体要不要玩，还是得看业务能够承担多少风险。

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七、最大努力通知型

按规律进行通知，不保证数据一定能通知成功，但会提供可查询操作接口进行核对。这种方案主要用在与第三方系统通讯时，比如：调用微信或支付宝支付后的支付结果通知。这种方案也是结合MQ进行实现，例如：通过MQ发送http请求，设置最大通知次数。达到通知次数后即不再通知。

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