SeataAT模式入门
Seata架构
Seata将分布式事务理解为一个全局事务，它由若干个分支事务组成，一个分支事务就是一个满足ACID的本地事务。
Seata架构中有三个角色：
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。
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。
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。
刚入门时，可能不太理解这三个角色的关系，举个例子来描述：假设我们有一个下单业务，用户发起下单(Create_Order)后需要进行支付扣款，扣库存。Create_Order需要调用其他两个服务进行数据的更新。
这里OrderService这个微服务就是TM，它发起了全局事务， 库存和支付这两个微服务都是事务的参与者，也就是RM，而全局事务的进行需要TC协调两个RM完成
下图能更直观地感受它们的分工：
(图侵删)
全局事务的执行过程：
- TM向TC申请开启一个全局事务，TC创建全局事务后，会生成一个全局唯一的XID，存入
global_table中。 XID会在全局事务上下文中传播 - RM请求TC将本地事务注册成全局事务的分支事务，该分支事务和全局事务有相同的XID
- TM向TC发起全局提交或回滚
- TC调度XID下的分支事务完成提交或回滚。
AT模式
AT模式是Seata默认模式。它从两阶段提交演化而来，改善了XA模式中资源占用过长导致性能下降的问题。
和XA的区别：AT模式下的第一阶段RM将在执行完事务后，会保存记录一份快照，然后直接提交并释放资源，若第二阶段通知事务需要回滚，再进行反向补偿，修改为提交前的数据。
在这个过程中，Seata做了不少增强：我们的业务Sql实际上不是直接就在DB中运行，而是被Seata的数据源代理拦截，那么Seata做了什么工作呢，我们接下来继续说：
第一阶段：
- Seata拦截业务sql并解析，根据解析到的信息去查询数据库得到更新前的数据镜像，称为before image。
- 再获取一次执行完后的数据，称为after image
- 将before_image和after_image的数据都插入到undo_log表中
- 在事务提交前，向TC注册分支，申请获得数据库被写的行的全局锁
- 提交本地事务和undo_log表，并将本地事务提交结果报告给TC
第二阶段：
- 二阶段提交：若事务全部执行成功，RM就可以删除undo_log表并直接提交了。
- 二阶段回滚收到TC的回滚请求，则根据undo_log表中的
befor_image和业务sql的相关信息生成回滚语句在数据库中执行。 进行数据的回滚。
这样一来，事务就不需要像XA模式一样，一直占用着本地锁了，而是引用了全局锁对数据库的某行进行锁定。接下来我们介绍AT模式下脏写和脏读的问题
AT模式的脏读问题
分布式事务的脏读，脏写问题： 首先我们知道本地事务的脏读是：一个事务没有提交的数据被另外一个事务读到，而全局事务是多个本地事务的集合，如果在全局事务下，某个本地事务提交了，如果没有全局控制，那么这个提交的事务也有可能被其他事务读到，也是一种脏写。这个问题的本质是：全局事务中的某个本地事务完成不代表全局事务也完成
当我们不引入全局锁，来看两个事务：
很明显，线程B就发生了脏读。如何解决？ Seata引入了全局锁的概念：一阶段分支事务提交前，需要申请获得数据库的全局锁（锁定的是被修改的行），在二阶段中如果有其他线程想要修改这一行的数据，除了获取本地锁之外，还需要申请得到全局锁才能修改数据，如下图：
也许有同学会问，如果tx1拥有全局锁，二阶段回滚想要获取本地锁，同时tx2拥有本地锁而想要获取全局锁，那不就死锁了吗？不会，因为Seata给申请锁添加了超时放弃的机制：图中tx2申请全局锁超时后，事务回滚释放了本地锁，tx1获得本地锁成功回滚。
AT模式脏写问题
和脏读类似，如果不引入全局锁，tx1一阶段修改了数据库某条数据并提交，在第二阶段tx2先进入修改了该行。过后tx1如果要利用快照回滚，tx2就发生了脏写。
Seata引入了全局锁后，一阶段本地事务提交前，需要确保先拿到全局锁，只有拿到全局锁才能提交，在二阶段如果需要回滚，全局锁在事务隔离上就派上了用场：
上图中tx2尝试获取全局锁失败后回滚，tx1重试多次后终于拿到本地锁回滚成功。这个过程中由于全局锁一直由tx1持有，不会出现脏写问题。
