Seata AT模式
带你读透 SEATA 的 AT 模式 - 简书 (jianshu.com)
分布式事务 Seata AT模式原理与实战 - SegmentFault 思否
总结:
AT模式是对XA模式的优化,原理概括地来说
- 调用链路上的 SQL 操作,当前服务调用完成后,直接 提交,释放资源(连接和本地事务的数据锁定)。
- 业务数据提交的同时,把数据的 回滚日志 一并存放到回滚日志表里,以备全局回滚时使用。
XA模式会一直持有本地锁,这行数据在全局事务提交结束前,一直无法释放。会极大影响吞吐量。
而AT模式会直接提交本地事务,回滚不依靠数据库本身,而是通过seata提供的undolog。
CREATE TABLE `undo_log` ( `id` bigint(20) NOT NULL AUTO_INCREMENT COMMENT 'increment id', `branch_id` bigint(20) NOT NULL COMMENT 'branch transaction id', `xid` varchar(100) NOT NULL COMMENT 'global transaction id', `context` varchar(128) NOT NULL COMMENT 'undo_log context,such as serialization', `rollback_info` longblob NOT NULL COMMENT 'rollback info', `log_status` int(11) NOT NULL COMMENT '0:normal status,1:defense status', `log_created` datetime NOT NULL COMMENT 'create datetime', `log_modified` datetime NOT NULL COMMENT 'modify datetime', `ext` varchar(100) DEFAULT NULL COMMENT 'reserved field', PRIMARY KEY (`id`), UNIQUE KEY `ux_undo_log` (`xid`,`branch_id`) ) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=1 DEFAULT CHARSET=utf8 COMMENT='AT transaction mode undo table';
rollback_info 保存着前后镜像
{ "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" }
第一,利用了 数据库本地事务 的特性,让回滚日志和业务数据的写入保证原子性:只要有业务数据提交成功,就一定有相应的回滚日志数据。
第二,考虑到实际业务的运行过程,绝大部分情况下最终是成功全局提交的。直接本地提交的机制,省去了绝大部分情况下,两阶段提交的开销。
一个典型的事务过程:
- TM 向 TC 申请开启一个全局事务,全局事务创建成功并生成一个全局唯一的 XID。
- XID 在微服务调用链路的上下文中传播。
- RM 向 TC 注册分支事务,将其纳入 XID 对应全局事务的管辖。
- TM 向 TC 发起针对 XID 的全局提交或回滚决议。
- TC 调度 XID 下管辖的全部分支事务完成提交或回滚请求。
- 在业务执行的同时,根据业务数据操作的具体行为,自动生成回滚日志,记录在回滚日志表里。
- 在全局事务回滚时,根据回滚日志,自动生成并执行补偿回滚的数据操作。
- 在全局事务提交时,异步进行回滚日志的自动清理,事务得以马上结束。
执行阶段:
Seata 的 JDBC 数据源代理通过对业务 SQL 的解析,把业务数据在更新前后的数据镜像组织成回滚日志,利用 本地事务 的 ACID 特性,将业务数据的更新和回滚日志的写入在同一个 本地事务 中提交。
这样,可以保证:任何提交的业务数据的更新一定有相应的回滚日志存在。
完成阶段:
- 如果决议是全局提交,此时分支事务此时已经完成提交,不需要同步协调处理(只需要异步清理回滚日志),完成阶段 可以非常快速地结束。
- 如果决议是全局回滚,RM 收到协调器发来的回滚请求,通过 XID 和 Branch ID 找到相应的回滚日志记录,通过回滚记录生成反向的更新 SQL 并执行,以完成分支的回滚。
隔离性和全局锁
- 执行阶段 本地事务提交前,需要确保先拿到 全局锁 。
- 拿不到 全局锁 ,不能提交本地事务。
- 拿 全局锁 的尝试被限制在一定范围内,超出范围将放弃,并回滚本地事务,释放本地锁。
以一个示例来说明:
两个全局事务 tx1 和 tx2,分别对 a 表的 m 字段进行更新操作,m 的初始值 1000。
tx1 先开始,开启本地事务,拿到本地锁,更新操作 m = 1000 - 100 = 900。本地事务提交前,先拿到该记录的 全局锁 ,本地提交释放本地锁。
tx2 后开始,开启本地事务,拿到本地锁,更新操作 m = 900 - 100 = 800。本地事务提交前,尝试拿该记录的 全局锁 ,tx1 全局提交前,该记录的全局锁被 tx1 持有,tx2 需要重试等待 全局锁 。
tx1 完成阶段 全局提交,释放 全局锁 。tx2 拿到 全局锁 提交本地事务。
如果 tx1 的 完成阶段 全局回滚,则 tx1 需要重新获取该数据的本地锁,进行反向补偿的更新操作,实现分支的回滚。
此时,如果 tx2 仍在等待该数据的 全局锁,同时持有本地锁,则 tx1 的分支回滚会失败。分支的回滚会一直重试,直到 tx2 的 全局锁 等锁超时,放弃 全局锁 并回滚本地事务释放本地锁,tx1 的分支回滚最终成功。
因为整个过程 全局锁 在 tx1 结束前一直是被 tx1 持有的,所以不会发生 脏写 的问题。
读隔离
在数据库本地事务隔离级别 读已提交(Read Committed) 或以上的基础上,Seata(AT 模式)的默认全局隔离级别是 读未提交(Read Uncommitted) 。
如果应用在特定场景下,必需要求全局的 读已提交 ,目前 Seata 的方式是通过 SELECT FOR UPDATE 语句的代理。
SELECT FOR UPDATE 语句的执行会申请 全局锁 ,如果 全局锁 被其他事务持有,则释放本地锁(回滚 SELECT FOR UPDATE 语句的本地执行)并重试。这个过程中,查询是被 block 住的,直到 全局锁 拿到,即读取的相关数据是 已提交 的,才返回。
完成阶段-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: