seata AT模式流程

Seata 是一款阿里开源的分布式事务解决方案，致力于提供高性能和简单易用的分布式事务服务。Seata 将为用户提供了 AT、TCC、SAGA 和 XA 事务模式，为用户打造一站式的分布式解决方案，github地址：https://github.com/seata/seata。

关于分布式事务模式，seata可分为如下几种：

• AT：Auto Transaction，基于支持本地ACID事务的关系型数据库，对业务无侵入；
• MT：Manual Transaction，不依赖于底层数据资源的事务支持，需自定义prepare/commit/rollback操作，对业务有侵入；
• XA：基于数据库的XA实现，目前最新版seata已实现该模式。
• TCC：TCC模式，对业务有侵入。

由于目前seata场景中使用AT模式较多，因此本文主要分析AT模式流程。

AT模式的前提是基于支持本地 ACID 事务的关系型数据库和Java应用基于JDBC访问数据库。AT模式是二阶段提交协议的演变：

• 一阶段：业务数据和回滚日志记录在同一个本地事务中提交，释放本地锁和连接资源。
• 二阶段：commit异步化快速完成；rollback通过一阶段的回滚日志进行反向补偿。

读写隔离

写隔离保证是通过全局锁来保证的，一阶段事务提交前必须要拿到全局锁，否则不能提交本地事务，获取全局锁过程中不能无限等待，超时后放弃，并回滚本地事务，释放本地锁（避免产生死锁）。

这里思考下，插入操作该如何保证写隔离呢？其实插入操作中也是需要获取全局锁的，毕竟分布式事务中分支插入数据后，全局事务未commit时该插入数据不能被其他事务修改。

比如两个全局事务tx1和tx2，分别对a表的m字段做更新操作，m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 。此时会有以下两种情况：

• tx1 二阶段全局提交，释放 全局锁 。tx2 拿到 全局锁 提交本地事务。
• 如果 tx1 的二阶段全局回滚，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（回滚时获取本地锁是没有超时机制的）。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。

隔离级别

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），因为分支事务在阶段一就已经提交了，如果其他分支事务还未提交，那么从已提交事务的数据库读取数据能看到更新后的数据，因为此时全局事务还未全部提交，所以是未提交读。

如果应用在特定场景下，必须要求全局的 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。出于总体性能上的考虑，Seata 目前的方案并没有对所有 SELECT 语句都进行代理，仅针对 FOR UPDATE 的 SELECT 语句。

工作机制

一阶段：

1. 解析 SQL：得到 SQL 的类型（UPDATE），表（product），条件（where name = 'TXC'）等相关的信息。
2. 查询前镜像：根据解析得到的条件信息，生成查询语句，定位数据。
3. 执行业务 SQL：执行业务更新SQL。
4. 查询后镜像：根据前镜像的结果，通过 主键 定位数据。
5. 插入回滚日志：把前后镜像数据以及业务 SQL 相关的信息组成一条回滚日志记录，插入到 UNDO_LOG 表中。
6. 提交前，向 TC 注册分支：申请 product 表中，主键值等于 1 的记录的 全局锁 。
7. 本地事务提交：业务数据的更新和前面步骤中生成的 UNDO LOG 一并提交。
8. 将本地事务提交的结果上报给 TC。

一阶段在分支事务提交前向TC注册分支，进行一次通信。

二阶段-回滚：

1. 收到 TC 的分支回滚请求，开启一个本地事务，执行如下操作。
2. 通过 XID 和 Branch ID 查找到相应的 UNDO LOG 记录。
3. 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。
4. 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。
5. 提交本地事务。并把本地事务的执行结果（即分支事务回滚的结果）上报给 TC。

二阶段-提交：

1. 收到 TC 的分支提交请求，把请求放入一个异步任务的队列中，马上返回提交成功的结果给 TC。
2. 异步任务阶段的分支提交请求将异步和批量地删除相应 UNDO LOG 记录。

既然说到了undolog，seata中是如何记录的呢？

UNDO_LOG Table，MySQL示例如下：

DROP TABLE IF EXISTS `undo_log`;
-- 注意此处0.3.0+ 增加唯一索引 ux_undo_log
CREATE TABLE `undo_log` (
  `id` bigint(20) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
  `branch_id` bigint(20) NOT NULL,
  `xid` varchar(100) NOT NULL,
  `context` varchar(128) NOT NULL,
  `rollback_info` longblob NOT NULL,
  `log_status` int(11) NOT NULL,
  `log_created` datetime NOT NULL,
  `log_modified` datetime NOT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`),
  UNIQUE KEY `ux_undo_log` (`xid`,`branch_id`)
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=1 DEFAULT CHARSET=utf8;

关于seata事务的思考

一般的事务操作有插入、更新、删除几种，下面分别看下个各情况的执行流程：

• 插入操作：查询前镜像为空，查询后镜像非空，回滚时直接删除新插入数据即可。
• 更新操作：查询前后镜像都非空，回滚直接恢复到查询前镜像即可；
• 删除操作：查询前镜像非空，查询后镜像为空，回滚时直接插入原来数据即可，因为二阶段未执行完成时全局锁未释放，所以该过程中其他业务不会插入具有相同id的记录。

注意：回滚数据时，会对比当前数据和undolog是否一致，如果不一致表示有其他事务进行了数据更新操作，此时时不能直接进行回滚数据的。