分布式学习之一：事务

Posted 2021-02-12 596014054-yangdongsheng

事务处理

让我们用最经典的 Use Case：“A帐号向B帐号汇钱”来说明一下，熟悉RDBMS事务的都知道从帐号A到帐号B需要6个操作：

从A帐号中把余额读出来；
对A帐号做减法操作；
把结果写回A帐号中；
从B帐号中把余额读出来；
对B帐号做加法操作；
把结果写回B帐号中；

为了数据的一致性，这6件事，要么都成功做完，要么都不成功，而且这个操作的过程中，对A、B帐号的其它访问必需锁死，所谓锁死就是要排除其它的读写操作，不然会有脏数据的问题，这就是事务。

如果A帐号和B帐号的数据不在同一台服务器上怎么办？我们需要一个跨机器的事务处理。也就是说，如果A的扣钱成功了，但B的加钱不成功，我们还要把A的操作给回滚回去。这在跨机器的情况下，就变得比较复杂了。

如果不考虑性能的话，保证事务并不困难，系统慢一点就行了；除了考虑性能外，我们还要考虑可用性，也就是说，一台机器没了，数据不丢失，服务可由别的机器继续提供。 于是，我们需要重点考虑下面的这么几个情况：

• 容灾：数据不丢、节点的Failover；
• 数据的一致性：事务处理；
• 性能：吞吐量 、 响应时间

要解决数据不丢，只能通过数据冗余的方法，就算是数据分区，每个区也需要进行数据冗余处理。这就是数据副本：当出现某个节点的数据丢失时可以从副本读到，数据副本是分布式系统解决数据丢失异常的唯一手段。所以在数据冗余情况下考虑数据的一致性和性能的问题：

1）要想让数据有高可用性，就得写多份数据。

2）写多份的问题会导致数据一致性的问题。

3）数据一致性的问题又会引发性能问题

这就是软件开发，按下了葫芦起了瓢。

数据一致性可以简单分为三类：

弱一致性（weak），当你写入一个新值后，读操作在数据副本上可能读出来，也可能读不出来
强一致性（strong），新的数据一旦写入，在任意副本任意时刻都能读到新值
最终一致性（eventually），当你写入一个新值后，有可能读不出来，但在某个时间窗口之后保证最终能读出来

2PC协议

在分布式系统中，每个节点虽然可以知晓自己的操作时成功或者失败，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，引入一个作为协调者（coordinator）的组件来统一掌控所有节点（称作参与者）的操作结果，并最终指示这些节点是否要把操作结果进行真正的提交（比如将更新后的数据写入磁盘等等）。

 

两阶段提交（two phase commit, 2PC）的算法如下：

第一阶段（vote）：

1. 协调者问所有的参与者，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，写undo/redo log；
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（commit）：

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”，协调者收集各结点的“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”，协调者收集各结点的“回滚”回应后，取消这个Global Transaction；

 

2PC实现了强一致性，其最大缺点就是它通过阻塞完成，会极大影响性能；另一个问题则在timeout上：

1. 第一阶段中，如果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. 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. 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），这个状态会block整个事务，为此，引入了3PC的概念。

3PC协议

3PC是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。其核心理念是：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。

 

理论上来说，如果第一阶段所有的结点返回成功，那么有理由相信成功提交的概率很大。这样一来，可以降低参与者Cohorts的状态未知的概率。也就是说，一旦参与者收到了PreCommit，意味他知道大家其实都同意修改了。这一点很重要。下面我们来看一下3PC的状态迁移图：（注意图中的虚线，那些F,T是Failuer或Timeout，其中的：状态含义是 q – Query，a – Abort，w – Wait，p – PreCommit，c – Commit）

 

从上图的状态变化图我们可以从虚线（那些F,T是Failuer或Timeout）看到——如果结点处在P状态（PreCommit）的时候发生了F/T的问题，三段提交比两段提交的好处是，三段提交可以继续直接把状态变成C状态（Commit），而两段提交则不知所措。

paxos算法

Paxos是一种民主选举的算法，目的是让整个集群对某个值的变更达成一致，大多数节点的决定会成个整个集群的决定。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（需要集群中的节点是单数）。

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（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。

CAP理论

• 一致性（Consistency），一致性指“all nodes see the same data at the same time”，即更新操作成功并返回客户端完成后，所有节点在同一时间的数据完全一致；
• 可用性（Availability），可用性指“Reads and writes always succeed”，即服务一直可用，而且是正常响应时间；
• 分区容错性（Partition tolerance），分区容错性指“the system continues to operate despite arbitrary message loss or failure of part of the system”，即分布式系统在遇到某节点或网络分区故障的时候，仍然能够对外提供满足一致性和可用性的服务；

CAP理论为：一个分布式系统最多只能同时满足一致性（Consistency）、可用性（Availability）和分区容错性（Partition tolerance）这三项中的两项。

对于多数大型互联网应用的场景，主机众多、部署分散，而且现在的集群规模越来越大，所以节点故障、网络故障是常态，而且要保证服务可用性达到N个9，即保证P和A，舍弃C（退而求其次保证最终一致性）。虽然某些地方会影响客户体验，但没达到造成用户流程的严重程度。

但对于银行等金融机构，C必须保证。网络发生故障宁可停止服务，这是保证CA，舍弃P。

ACID理论

数据库事务（Transaction）是指作为单个逻辑工作单元执行的一系列操作，要么完全地执行，要么完全地不执行。

一方面，当多个应用程序并发访问数据库时，事务可以在应用程序间提供一个隔离方法，防止互相干扰。另一方面，事务为数据库操作序列提供了一个从失败恢复正常的方法。

事物有下面4个特性：

• 原子性（Atomicity），事务的原子性是指事务中的操作不可拆分，只允许全部执行或者全部不执行；
• 一致性（Consistency），事务的一致性是指事务的执行不能破坏数据库的一致性，一致性也称为完整性。一个事务在执行后，数据库必须从一个一致性状态转变为另一个一致性状态；
• 隔离型（Isolation），事务的隔离型是指并发的事务相互隔离，不能互相干扰；
• 持久性（Durability），事务的持久性是指事务一旦提交，对数据的状态变更应该被永久保存；

 

实际工作中事务几乎都是并发的，完全做到互相之间不干扰会严重牺牲性能，为了平衡隔离型和性能，SQL92规范定义了四个事务隔离级别：

1. 读未提交（Read Uncommitted），另一个事务修改了数据，但尚未提交，而本事务中的SELECT会读到这些未被提交的数据（脏读）。脏读是指另一个事务修改了数据，但尚未提交，而本事务中的SELECT会读到这些未被提交的数据。
2. 读已提交（Read Committed），本事务读取到的是最新的数据（其他事务提交后的）。问题是，在同一个事务里，前后两次相同的SELECT会读到不同的结果（不可重复读）。不可重复读是指同一个事务执行过程中，另外一个事务提交了新数据，因此本事务先后两次读到的数据结果会不一致。
3. 可重复读（Repeatable Read），在同一个事务里，SELECT的结果是事务开始时间点的状态，同样的SELECT操作读到的结果会是一致的。但是，会有幻读现象。不可重复读保证了同一个事务里，查询的结果都是事务开始时的状态（一致性）。但是，如果另一个事务同时提交了新数据，本事务再更新时，就会发现了这些新数据，貌似之前读到的数据是幻觉，这就是幻读。
4. 串行化（Serializable），所有事务只能一个接一个串行执行，不能并发。

事务隔离级别越高，越能保证数据的一致性，但对并发性能影响越大，一致性和高性能必须有所取舍或折中。

一般情况下，多数应用程序可以选择将数据库的隔离级别设置为读已提交，这样可以避免脏读，也可以得到不错的并发性能。尽管这个隔离级别会导致不可重复度、幻读，但这种个别场合应用程序可以通过主动加锁进行并发控制。

BASE理论

BASE理论是对CAP理论的延伸，核心思想是即使无法做到强一致性（Strong Consistency，CAP的一致性就是强一致性），但应用可以采用适合的方式达到最终一致性（Eventual Consitency）。

• 基本可用（Basically Available），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；
• 软状态（ Soft State），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；
• 最终一致性（ Eventual Consistency），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支持的是大型分布式系统，提出通过牺牲强一致性获得高可用性。