作者：旺德
事務的概念在這篇文章中描述過，在分布式系統中，讀寫位於多個節點的數據，如果依舊想保證ACID特性，就必須實現分布式事務。而其實現關鍵則是適當的提交協議，目前最簡潔，且使用最廣泛的無疑是兩階段提交協議（2PC）。
1.實現分布式事務關鍵組件
單機系統通過事務管理器（transaction manager，TM）實現本地事務。分布式系統中，需要協調多個節點的事務管理器，共同提交成功或失敗，因此需要事務協調者（transaction coordinator，TC）。一個分布式事務管理器，可以粗略地劃分為這兩個子系統。這兩個子系統根據自己在事務執行中扮演的角色，也可稱之為參與者與協調者。
本地事務管理器負責本機事務並發控制和異常恢復等功能，事務協調者負責開啟事務，將事務劃分為多個子事務分發到相應的節點執行，並協調事務完成（一起提交成功或失敗）。在實現中，TM和TC可以實現在同一個進程中，也可以部署在不同的節點。
2.經典兩階段提交協議
兩階段提交的流程比較簡單。當分布式事務T執行完成，即事務執行的各節點都告知協調者TC，事務已經執行完成，TC便開啟兩階段提交流程。
Phase 1 Prepare：
1.TC寫本地日誌，並持久化。TC向所有參與者發送PrepareT消息。
2.各參與者TM收到Prepare T消息，根據自身情況，決定是否提交事務。
如果決定提交，TM寫日誌並持久化，向TC發送Ready T消息。如果決定不提交，TM寫日誌並持久化，向TC發送Abort T消息，本地也進入事務abort流程。Phase 2 Commit :1.當TC收到所有節點的回應，或者等待超時，決定事務commit或abort。
如果所有參與者回應Ready T，則TC先寫日誌並持久化，再向所有參與者發送Commit T消息。如果收到至少一個參與者Abort T回應，或者在超時時間內有參與者未回應，則TC先寫日誌，再向所有參與者發送Abort T消息。2.參與者收到TC的消息後，寫或日誌並持久化。
兩階段提交協議可以保證分布式事務執行的一個關鍵點：參與者在向協調者發生Ready T消息前，隨時都可以自己決定是否abort，一旦這個消息發送，那麼這個事務就進入ready狀態，commit和abort完全由協調者控制。Ready T消息本質上是參與者向協調者發送的一個鄭重的、不可逆的承諾。為了保證這一個承諾，參與者需要在發送Ready T消息前將所有必要的信息持久化，否則如果參與者在發送Ready T後異常宕機，重啟後可能無法遵守以上承諾。在第二階段，當協調者寫了或日誌，整個事務的命運就被決定了，不會再發生變化了。
為了優化2PC性能，減少關鍵路徑的持久化和RPC次數是關鍵，一種對經典2PC的優化思路如下：
協調者無狀態，不再持久化日誌，但是為了方便宕機重啟後恢復事務狀態，需要向每個參與者發送事務的參與者名單並持久化。這樣即使協調者宕機，參與者也可以方便地詢問其他參與者事務狀態了。該思路相當於參與者在協調者宕機時，自己擔當起協調者詢問事務狀態的任務。
只要所有參與者prepare成功，事務一定會成功提交。因此為了減少提交延時，協調者可以在收到所有參與者prepare成功後就返回客戶端成功，但如此，讀請求可能會因為提交未完成而等待，從而增大讀請求的延時。反過來，如果協調者確認所有參與者都提交成功才返回客戶端成功，提交延時比較長，但會減少讀請求延時。
3.兩階段提交協議異常處理
兩階段提交協議的正常流程較為簡單，但它還需要考慮分布式系統中各種異常問題（節點失敗，網絡分區等）。
1.如果協調者檢測到參與者失敗：
如果參與者在發送Ready T前失敗，則協調者認為該節點事務Abort，並開始abort流程。如果參與者在發送Ready T後失敗，證明參與者本地事務已經持久化，協調者忽視參與者失敗，繼續事務流程。2.如果參與者在事務提交過程中失敗，其恢復過程，需要根據參與者日誌內容，決定本地事務狀態。
如果日誌中包含日誌，證明事務已經成功提交，REDO(T)。如果日誌中包含日誌，證明事務已經失敗，UNDO(T)。如果日誌中包含日誌，參與者P需向其它節點諮詢當前事務狀態。如果協調者正常，則向告知參與者P，事務已經commit或是abort，參與者依此REDO(T)或UNDO(T)。如果協調者異常，則向其它參與者詢問事務狀態。如果其他參與者收到信息，並已知事務是commit還是abort狀態，需回復參與者P事務狀態。如果所有的參與者現在都不知道該事務的狀態（事務上下文銷毀了，或者自己也處於未決狀態），那麼該事務處於暫時既不能commit也不能abort。需要定期向其它節點問詢事務狀態，直到得到答案。（這是2PC最不想遇到的一個場景）如果日誌中不包含上述幾種日誌，說明該參與者在向協調者發送Ready T消息前就失敗了。由於協調者沒有收到參與者的回應，會超時Abort，因此該參與者在恢復過程中，遇到這種情況也需要abort。3.如果協調者在事務提交過程中失敗。參與者需要根據全局事務狀態（通過與其它參與者通信）決定本地行為。
（事務狀態已經形成決議：）
如果至少有一個參與者中事務T已經提交（參與者包含日誌），說明T必須要提交。如果至少有一個參與者中事務T已經Abort（參與者包含日誌），說明T必須要Abort。（事務狀態未形成決議：）
如果至少有一個參與者沒有進入Ready狀態（參與者不包含日誌）。說明全局還未就提交與否達成協議。有兩種選擇：（1）等待協調者恢復。（2）參與者自行abort。為了減少資源佔用時間，選擇後者居多。如果所有參與者都進入了Ready狀態，且都沒有或日誌（事實上，即使有這些日誌，查日誌也是一種比較費的操作，還需要考慮日誌回收的問題），這種情況下，參與者誰都不知道現在事務的狀態，只能死等協調者恢復。（又到了這個最不想遇到的場景）當參與者均進入ready狀態，等待協調者的下一步指令，協調者在這個時候出現異常，那麼參與者將一直持有系統資源，如果基於鎖實現的並發控制，還會一直持有鎖，導致其他事務等待。這種情況如果持續較舊，會對系統產生巨大的影響。因此2PC最大的問題就是協調者失敗，可能會導致事務阻塞，未決事務的最終狀態，只能等待協調者恢復後才確定。同時在這種情況下，參與者宕機重啟，回放到這類未決事務，也會因為死等而block recovery流程。
4.緩解2PC blocking思路
三階段提交是兩階段提交的延伸，目的是解決2PC block的問題，但是也引入了其它問題。它的解決方式是為參與者引入timeout機制，如果參與者成功PreCommit後，一直收不到協調者最後的DoCommit請求，等待超時自動提交，顯然這樣會引入一致性問題，例如，協調者收到一個參與者PreCommit失敗，打算發abort請求給其它參與者時宕機，顯然此時該分布式事務應該失敗，但一些參與者可能因為超時而提交。
為了解決這個問題，3PC多引進了一個階段，就是第一個階段CanCommit階段，協調者詢問所有參與者是否可以提交，參與者如果狀態正常，就會回應可以提交，但此時並不會佔用任何系統資源。如果協調者及時收到了所有參與者ok的回應，便會認為各個參與者正常，之後的提交應該不會失敗。但是實質上，仍有小概率失敗的可能：某參與者PreCommit失敗後，協調者和參與者都宕機，其它參與者超時自動提交，產生不一致。
因此3PC還有一個關鍵優化是協調者宕機後，迅速找到一個繼任者，繼續未完的流程，儘量保證不會出現參與者超時提交的現象。但是如果出現諸如網絡分區等異常，新的協調者聯繫不上參與者，還是會產生一致性問題。
3PC通過犧牲一定的C(onsistency)來提高A(vailability)，並且增加了網絡開銷，這些都是OLTP系統很難接受的，所以基本沒有系統會採用。
但是協調者高可用，確實可以使block的時間大幅減少，基於諸如Paxos/Raft的一致性協議的高可用方案，可以讓多個節點就commit/abort達成一致後，再去通知參與者，當協調者出現異常，可以迅速選出新的協調者，推進事務至完成。