分布式理論

1. 說(shuō)說(shuō)CAP原則？

CAP原則又稱CAP定理，指的是在一個(gè)分布式系統(tǒng)中，Consistency（一致性）、 Availability（可用性）、Partition tolerance（分區(qū)容錯(cuò)性）這3個(gè)基本需求，最多只能同時(shí)滿足其中的2個(gè)。

CAP原則

2. 為什么CAP不可兼得呢？

首先對(duì)于分布式系統(tǒng)，分區(qū)是必然存在的，所謂分區(qū)指的是分布式系統(tǒng)可能出現(xiàn)的字區(qū)域網(wǎng)絡(luò)不通，成為孤立區(qū)域的的情況。

分區(qū)

那么分區(qū)容錯(cuò)性（P）就必須要滿足，因?yàn)槿绻獱奚謪^(qū)容錯(cuò)性，就得把服務(wù)和資源放到一個(gè)機(jī)器，或者一個(gè)“同生共死”的集群，那就違背了分布式的初衷。那么滿足分區(qū)容錯(cuò)的基礎(chǔ)上，能不能同時(shí)滿足一致性和可用性？假如現(xiàn)在有兩個(gè)分區(qū)N1和N2，N1和N2分別有不同的分區(qū)存儲(chǔ)D1和D2，以及不同的服務(wù)S1和S2。

在滿足一致性 的時(shí)候，N1和N2的數(shù)據(jù)要求值一樣的，D1=D2。

在滿足可用性的時(shí)候，無(wú)論訪問(wèn)N1還是N2，都能獲取及時(shí)的響應(yīng)。

分區(qū)的服務(wù)

假如現(xiàn)在有這樣的場(chǎng)景：

用戶訪問(wèn)了N1，修改了D1的數(shù)據(jù)。

用戶再次訪問(wèn)，請(qǐng)求落在了N2。此時(shí)D1和D2的數(shù)據(jù)不一致。

接下來(lái)：

保證一致性：此時(shí)D1和D2數(shù)據(jù)不一致，要保證一致性就不能返回不一致的數(shù)據(jù)，可用性無(wú)法保證。

保證可用性：立即響應(yīng)，可用性得到了保證，但是此時(shí)響應(yīng)的數(shù)據(jù)和D1不一致，一致性無(wú)法保證。

所以，可以看出，分區(qū)容錯(cuò)的前提下，一致性和可用性是矛盾的。

3. CAP對(duì)應(yīng)的模型和應(yīng)用？

CA without P理論上放棄P（分區(qū)容錯(cuò)性），則C（強(qiáng)一致性）和A（可用性）是可以保證的。實(shí)際上分區(qū)是不可避免的，嚴(yán)格上CA指的是允許分區(qū)后各子系統(tǒng)依然保持CA。CA模型的常見(jiàn)應(yīng)用：

集群數(shù)據(jù)庫(kù)

xFS文件系統(tǒng)

CP without A放棄A（可用），相當(dāng)于每個(gè)請(qǐng)求都需要在Server之間強(qiáng)一致，而P（分區(qū)）會(huì)導(dǎo)致同步時(shí)間無(wú)限延長(zhǎng)，如此CP也是可以保證的。很多傳統(tǒng)的數(shù)據(jù)庫(kù)分布式事務(wù)都屬于這種模式。CP模型的常見(jiàn)應(yīng)用：

分布式數(shù)據(jù)庫(kù)

分布式鎖

AP wihtout C要高可用并允許分區(qū)，則需放棄一致性。一旦分區(qū)發(fā)生，節(jié)點(diǎn)之間可能會(huì)失去聯(lián)系，為了高可用，每個(gè)節(jié)點(diǎn)只能用本地?cái)?shù)據(jù)提供服務(wù)，而這樣會(huì)導(dǎo)致全局?jǐn)?shù)據(jù)的不一致性。現(xiàn)在眾多的NoSQL都屬于此類。AP模型常見(jiàn)應(yīng)用：

Web緩存

DNS

舉個(gè)大家更熟悉的例子，像我們熟悉的注冊(cè)中心ZooKeeper、Eureka、Nacos中：

ZooKeeper 保證的是 CP

Eureka 保證的則是 AP

Nacos 不僅支持 CP 也支持 AP

4. BASE理論了解嗎？

BASE（Basically Available、Soft state、Eventual consistency）是基于CAP理論逐步演化而來(lái)的，核心思想是即便不能達(dá)到強(qiáng)一致性（Strong consistency），也可以根據(jù)應(yīng)用特點(diǎn)采用適當(dāng)?shù)姆绞絹?lái)達(dá)到最終一致性（Eventual consistency）的效果。

BASE的主要含義：

Basically Available（基本可用）

什么是基本可用呢？假設(shè)系統(tǒng)出現(xiàn)了不可預(yù)知的故障，但還是能用，只是相比較正常的系統(tǒng)而言，可能會(huì)有響應(yīng)時(shí)間上的損失，或者功能上的降級(jí)。

Soft State（軟狀態(tài)）

什么是硬狀態(tài)呢？要求多個(gè)節(jié)點(diǎn)的數(shù)據(jù)副本都是一致的，這是一種“硬狀態(tài)”。軟狀態(tài)也稱為弱狀態(tài)，相比較硬狀態(tài)而言，允許系統(tǒng)中的數(shù)據(jù)存在中間狀態(tài)，并認(rèn)為該狀態(tài)不影響系統(tǒng)的整體可用性，即允許系統(tǒng)在多個(gè)不同節(jié)點(diǎn)的數(shù)據(jù)副本存在數(shù)據(jù)延時(shí)。

Eventually Consistent（最終一致性）

上面說(shuō)了軟狀態(tài)，但是不應(yīng)該一直都是軟狀態(tài)。在一定時(shí)間后，應(yīng)該到達(dá)一個(gè)最終的狀態(tài)，保證所有副本保持?jǐn)?shù)據(jù)一致性，從而達(dá)到數(shù)據(jù)的最終一致性。這個(gè)時(shí)間取決于網(wǎng)絡(luò)延時(shí)、系統(tǒng)負(fù)載、數(shù)據(jù)復(fù)制方案設(shè)計(jì)等等因素。

分布式鎖

單體時(shí)代，可以直接用本地鎖來(lái)實(shí)現(xiàn)對(duì)競(jìng)爭(zhēng)資源的加鎖，分布式環(huán)境下就要用到分布式鎖了。

5. 有哪些分布式鎖的實(shí)現(xiàn)方案呢？

常見(jiàn)的分布式鎖實(shí)現(xiàn)方案有三種：MySQL分布式鎖、ZooKepper分布式鎖、Redis分布式鎖。

分布式鎖

5.1 MySQL分布式鎖如何實(shí)現(xiàn)呢？

用數(shù)據(jù)庫(kù)實(shí)現(xiàn)分布式鎖比較簡(jiǎn)單，就是創(chuàng)建一張鎖表，數(shù)據(jù)庫(kù)對(duì)字段作唯一性約束。加鎖的時(shí)候，在鎖表中增加一條記錄即可；釋放鎖的時(shí)候刪除記錄就行。如果有并發(fā)請(qǐng)求同時(shí)提交到數(shù)據(jù)庫(kù)，數(shù)據(jù)庫(kù)會(huì)保證只有一個(gè)請(qǐng)求能夠得到鎖。這種屬于數(shù)據(jù)庫(kù) IO 操作，效率不高，而且頻繁操作會(huì)增大數(shù)據(jù)庫(kù)的開(kāi)銷，因此這種方式在高并發(fā)、高性能的場(chǎng)景中用的不多。

5.2 ZooKeeper如何實(shí)現(xiàn)分布式鎖？

ZooKeeper也是常見(jiàn)分布式鎖實(shí)現(xiàn)方法。ZooKeeper的數(shù)據(jù)節(jié)點(diǎn)和文件目錄類似，例如有一個(gè)lock節(jié)點(diǎn)，在此節(jié)點(diǎn)下建立子節(jié)點(diǎn)是可以保證先后順序的，即便是兩個(gè)進(jìn)程同時(shí)申請(qǐng)新建節(jié)點(diǎn)，也會(huì)按照先后順序建立兩個(gè)節(jié)點(diǎn)。

ZooKeeper如何實(shí)現(xiàn)分布式鎖

所以我們可以用此特性實(shí)現(xiàn)分布式鎖。以某個(gè)資源為目錄，然后這個(gè)目錄下面的節(jié)點(diǎn)就是我們需要獲取鎖的客戶端，每個(gè)服務(wù)在目錄下創(chuàng)建節(jié)點(diǎn)，如果它的節(jié)點(diǎn)，序號(hào)在目錄下最小，那么就獲取到鎖，否則等待。釋放鎖，就是刪除服務(wù)創(chuàng)建的節(jié)點(diǎn)。ZK實(shí)際上是一個(gè)比較重的分布式組件，實(shí)際上應(yīng)用沒(méi)那么多了，所以用ZK實(shí)現(xiàn)分布式鎖，其實(shí)相對(duì)也比較少。

5.3 Redis怎么實(shí)現(xiàn)分布式鎖？

Redis實(shí)現(xiàn)分布式鎖，是當(dāng)前應(yīng)用最廣泛的分布式鎖實(shí)現(xiàn)方式。Redis執(zhí)行命令是單線程的，Redis實(shí)現(xiàn)分布式鎖就是利用這個(gè)特性。實(shí)現(xiàn)分布式鎖最簡(jiǎn)單的一個(gè)命令：setNx(set if not exist)，如果不存在則更新：

setNx?resourceName?value??

加鎖了之后如果機(jī)器宕機(jī)，那我這個(gè)鎖就無(wú)法釋放，所以需要加入過(guò)期時(shí)間，而且過(guò)期時(shí)間需要和setNx同一個(gè)原子操作，在Redis2.8之前需要用lua腳本，但是redis2.8之后redis支持nx和ex操作是同一原子操作。

Redission

當(dāng)然，一般生產(chǎn)中都是使用Redission客戶端，非常良好地封裝了分布式鎖的api，而且支持RedLock。

分布式事務(wù)

6.什么是分布式事務(wù)?

分布式事務(wù)是相對(duì)本地事務(wù)而言的，對(duì)于本地事務(wù)，利用數(shù)據(jù)庫(kù)本身的事務(wù)機(jī)制，就可以保證事務(wù)的ACID特性。

ACID

而在分布式環(huán)境下，會(huì)涉及到多個(gè)數(shù)據(jù)庫(kù)。

多數(shù)據(jù)庫(kù)

分布式事務(wù)其實(shí)就是將對(duì)同一庫(kù)事務(wù)的概念擴(kuò)大到了對(duì)多個(gè)庫(kù)的事務(wù)。目的是為了保證分布式系統(tǒng)中的數(shù)據(jù)一致性。分布式事務(wù)處理的關(guān)鍵是：

需要記錄事務(wù)在任何節(jié)點(diǎn)所做的所有動(dòng)作；

事務(wù)進(jìn)行的所有操作要么全部提交，要么全部回滾。

7.分布式事務(wù)有哪些常見(jiàn)的實(shí)現(xiàn)方案？

分布式常見(jiàn)的實(shí)現(xiàn)方案有 2PC、3PC、TCC、本地消息表、MQ消息事務(wù)、最大努力通知、SAGA事務(wù) 等等。

7.1 說(shuō)說(shuō)2PC兩階段提交？

說(shuō)到2PC，就不得先說(shuō)分布式事務(wù)中的 XA 協(xié)議。在這個(gè)協(xié)議里，有三個(gè)角色：

AP（Application）：應(yīng)用系統(tǒng)（服務(wù)）

TM（Transaction Manager）：事務(wù)管理器（全局事務(wù)管理）

RM（Resource Manager）：資源管理器（數(shù)據(jù)庫(kù)）

XA協(xié)議

XA協(xié)議采用兩階段提交方式來(lái)管理分布式事務(wù)。XA接口提供資源管理器與事務(wù)管理器之間進(jìn)行通信的標(biāo)準(zhǔn)接口。兩階段提交的思路可以概括為：參與者將操作成敗通知協(xié)調(diào)者，再由協(xié)調(diào)者根據(jù)所有參與者的反饋情況決定各參與者是否要提交操作還是回滾操作。

2PC

準(zhǔn)備階段：事務(wù)管理器要求每個(gè)涉及到事務(wù)的數(shù)據(jù)庫(kù)預(yù)提交(precommit)此操作，并反映是否可以提交

提交階段：事務(wù)協(xié)調(diào)器要求每個(gè)數(shù)據(jù)庫(kù)提交數(shù)據(jù)，或者回滾數(shù)據(jù)。

優(yōu)點(diǎn)：盡量保證了數(shù)據(jù)的強(qiáng)一致，實(shí)現(xiàn)成本較低，在各大主流數(shù)據(jù)庫(kù)都有自己實(shí)現(xiàn)，對(duì)于MySQL是從5.5開(kāi)始支持。缺點(diǎn):

單點(diǎn)問(wèn)題：事務(wù)管理器在整個(gè)流程中扮演的角色很關(guān)鍵，如果其宕機(jī)，比如在第一階段已經(jīng)完成，在第二階段正準(zhǔn)備提交的時(shí)候事務(wù)管理器宕機(jī)，資源管理器就會(huì)一直阻塞，導(dǎo)致數(shù)據(jù)庫(kù)無(wú)法使用。

同步阻塞：在準(zhǔn)備就緒之后，資源管理器中的資源一直處于阻塞，直到提交完成，釋放資源。

數(shù)據(jù)不一致：兩階段提交協(xié)議雖然為分布式數(shù)據(jù)強(qiáng)一致性所設(shè)計(jì)，但仍然存在數(shù)據(jù)不一致性的可能，比如在第二階段中，假設(shè)協(xié)調(diào)者發(fā)出了事務(wù)commit的通知，但是因?yàn)榫W(wǎng)絡(luò)問(wèn)題該通知僅被一部分參與者所收到并執(zhí)行了commit操作，其余的參與者則因?yàn)闆](méi)有收到通知一直處于阻塞狀態(tài)，這時(shí)候就產(chǎn)生了數(shù)據(jù)的不一致性。

7.2 3PC（三階段提交）了解嗎？

三階段提交（3PC）是二階段提交（2PC）的一種改進(jìn)版本 ，為解決兩階段提交協(xié)議的單點(diǎn)故障和同步阻塞問(wèn)題。三階段提交有這么三個(gè)階段：CanCommit，PreCommit，DoCommit三個(gè)階段

3PC

CanCommit：準(zhǔn)備階段。協(xié)調(diào)者向參與者發(fā)送commit請(qǐng)求，參與者如果可以提交就返回Yes響應(yīng)，否則返回No響應(yīng)。

PreCommit：預(yù)提交階段。協(xié)調(diào)者根據(jù)參與者在準(zhǔn)備階段的響應(yīng)判斷是否執(zhí)行事務(wù)還是中斷事務(wù)，參與者執(zhí)行完操作之后返回ACK響應(yīng)，同時(shí)開(kāi)始等待最終指令。

DoCommit：提交階段。協(xié)調(diào)者根據(jù)參與者在準(zhǔn)備階段的響應(yīng)判斷是否執(zhí)行事務(wù)還是中斷事務(wù)：

如果所有參與者都返回正確的ACK響應(yīng)，則提交事務(wù)

如果參與者有一個(gè)或多個(gè)參與者收到錯(cuò)誤的ACK響應(yīng)或者超時(shí)，則中斷事務(wù)

如果參與者無(wú)法及時(shí)接收到來(lái)自協(xié)調(diào)者的提交或者中斷事務(wù)請(qǐng)求時(shí)，在等待超時(shí)之后，會(huì)繼續(xù)進(jìn)行事務(wù)提交

可以看出，三階段提交解決的只是兩階段提交中單體故障和同步阻塞的問(wèn)題，因?yàn)榧尤肓顺瑫r(shí)機(jī)制，這里的超時(shí)的機(jī)制作用于 預(yù)提交階段 和 提交階段。如果等待 預(yù)提交請(qǐng)求 超時(shí)，參與者直接回到準(zhǔn)備階段之前。如果等到提交請(qǐng)求超時(shí)，那參與者就會(huì)提交事務(wù)了。無(wú)論是2PC還是3PC都不能保證分布式系統(tǒng)中的數(shù)據(jù)100%一致。

7.3 TCC了解嗎？

TCC（Try Confirm Cancel） ，是兩階段提交的一個(gè)變種，針對(duì)每個(gè)操作，都需要有一個(gè)其對(duì)應(yīng)的確認(rèn)和取消操作，當(dāng)操作成功時(shí)調(diào)用確認(rèn)操作，當(dāng)操作失敗時(shí)調(diào)用取消操作，類似于二階段提交，只不過(guò)是這里的提交和回滾是針對(duì)業(yè)務(wù)上的，所以基于TCC實(shí)現(xiàn)的分布式事務(wù)也可以看做是對(duì)業(yè)務(wù)的一種補(bǔ)償機(jī)制。

TCC下單減庫(kù)存

Try：嘗試待執(zhí)行的業(yè)務(wù)。訂單系統(tǒng)將當(dāng)前訂單狀態(tài)設(shè)置為支付中，庫(kù)存系統(tǒng)校驗(yàn)當(dāng)前剩余庫(kù)存數(shù)量是否大于1，然后將可用庫(kù)存數(shù)量設(shè)置為庫(kù)存剩余數(shù)量-1，。

Confirm：確認(rèn)執(zhí)行業(yè)務(wù)，如果Try階段執(zhí)行成功，接著執(zhí)行Confirm 階段，將訂單狀態(tài)修改為支付成功，庫(kù)存剩余數(shù)量修改為可用庫(kù)存數(shù)量。

Cancel：取消待執(zhí)行的業(yè)務(wù)，如果Try階段執(zhí)行失敗，執(zhí)行Cancel 階段，將訂單狀態(tài)修改為支付失敗，可用庫(kù)存數(shù)量修改為庫(kù)存剩余數(shù)量。

TCC 是業(yè)務(wù)層面的分布式事務(wù)，保證最終一致性，不會(huì)一直持有資源的鎖。

優(yōu)點(diǎn)： 把數(shù)據(jù)庫(kù)層的二階段提交交給應(yīng)用層來(lái)實(shí)現(xiàn)，規(guī)避了數(shù)據(jù)庫(kù)的 2PC 性能低下問(wèn)題

缺點(diǎn)：TCC 的 Try、Confirm 和 Cancel 操作功能需業(yè)務(wù)提供，開(kāi)發(fā)成本高。TCC 對(duì)業(yè)務(wù)的侵入較大和業(yè)務(wù)緊耦合，需要根據(jù)特定的場(chǎng)景和業(yè)務(wù)邏輯來(lái)設(shè)計(jì)相應(yīng)的操作

7.4 本地消息表了解嗎？

本地消息表的核心思想是將分布式事務(wù)拆分成本地事務(wù)進(jìn)行處理。例如，可以在訂單庫(kù)新增一個(gè)消息表，將新增訂單和新增消息放到一個(gè)事務(wù)里完成，然后通過(guò)輪詢的方式去查詢消息表，將消息推送到MQ，庫(kù)存服務(wù)去消費(fèi)MQ。

本地消息表

執(zhí)行流程：

訂單服務(wù)，添加一條訂單和一條消息，在一個(gè)事務(wù)里提交

訂單服務(wù)，使用定時(shí)任務(wù)輪詢查詢狀態(tài)為未同步的消息表，發(fā)送到MQ，如果發(fā)送失敗，就重試發(fā)送

庫(kù)存服務(wù)，接收MQ消息，修改庫(kù)存表，需要保證冪等操作

如果修改成功，調(diào)用rpc接口修改訂單系統(tǒng)消息表的狀態(tài)為已完成或者直接刪除這條消息

如果修改失敗，可以不做處理，等待重試

訂單服務(wù)中的消息有可能由于業(yè)務(wù)問(wèn)題會(huì)一直重復(fù)發(fā)送，所以為了避免這種情況可以記錄一下發(fā)送次數(shù)，當(dāng)達(dá)到次數(shù)限制之后報(bào)警，人工接入處理；庫(kù)存服務(wù)需要保證冪等，避免同一條消息被多次消費(fèi)造成數(shù)據(jù)不一致。本地消息表這種方案實(shí)現(xiàn)了最終一致性，需要在業(yè)務(wù)系統(tǒng)里增加消息表，業(yè)務(wù)邏輯中多一次插入的DB操作，所以性能會(huì)有損耗，而且最終一致性的間隔主要有定時(shí)任務(wù)的間隔時(shí)間決定

7.5 MQ消息事務(wù)了解嗎？

消息事務(wù)的原理是將兩個(gè)事務(wù)通過(guò)消息中間件進(jìn)行異步解耦。訂單服務(wù)執(zhí)行自己的本地事務(wù)，并發(fā)送MQ消息，庫(kù)存服務(wù)接收消息，執(zhí)行自己的本地事務(wù)，乍一看，好像跟本地消息表的實(shí)現(xiàn)方案類似，只是省去 了對(duì)本地消息表的操作和輪詢發(fā)送MQ的操作，但實(shí)際上兩種方案的實(shí)現(xiàn)是不一樣的。消息事務(wù)一定要保證業(yè)務(wù)操作與消息發(fā)送的一致性，如果業(yè)務(wù)操作成功，這條消息也一定投遞成功。

MQ消息事務(wù)

執(zhí)行流程：

發(fā)送prepare消息到消息中間件

發(fā)送成功后，執(zhí)行本地事務(wù)

如果事務(wù)執(zhí)行成功，則commit，消息中間件將消息下發(fā)至消費(fèi)端

如果事務(wù)執(zhí)行失敗，則回滾，消息中間件將這條prepare消息刪除

消費(fèi)端接收到消息進(jìn)行消費(fèi)，如果消費(fèi)失敗，則不斷重試

消息事務(wù)依賴于消息中間件的事務(wù)消息，例如我們熟悉的RocketMQ就支持事務(wù)消息（半消息），也就是只有收到發(fā)送方確定才會(huì)正常投遞的消息。這種方案也是實(shí)現(xiàn)了最終一致性，對(duì)比本地消息表實(shí)現(xiàn)方案，不需要再建消息表，對(duì)性能的損耗和業(yè)務(wù)的入侵更小。

7.6 最大努力通知了解嗎？

最大努力通知相比實(shí)現(xiàn)會(huì)簡(jiǎn)單一些，適用于一些對(duì)最終一致性實(shí)時(shí)性要求沒(méi)那么高的業(yè)務(wù)，比如支付通知，短信通知。以支付通知為例，業(yè)務(wù)系統(tǒng)調(diào)用支付平臺(tái)進(jìn)行支付，支付平臺(tái)進(jìn)行支付，進(jìn)行操作支付之后支付平臺(tái)會(huì)去同步通知業(yè)務(wù)系統(tǒng)支付操作是否成功，如果不成功，會(huì)一直異步重試，但是會(huì)有一個(gè)最大通知次數(shù)，如果超過(guò)這個(gè)次數(shù)后還是通知失敗，就不再通知，業(yè)務(wù)系統(tǒng)自行調(diào)用支付平臺(tái)提供一個(gè)查詢接口，供業(yè)務(wù)系統(tǒng)進(jìn)行查詢支付操作是否成功。

最大努力通知

執(zhí)行流程：

業(yè)務(wù)系統(tǒng)調(diào)用支付平臺(tái)支付接口， 并在本地進(jìn)行記錄，支付狀態(tài)為支付中

支付平臺(tái)進(jìn)行支付操作之后，無(wú)論成功還是失敗，同步給業(yè)務(wù)系統(tǒng)一個(gè)結(jié)果通知

如果通知一直失敗則根據(jù)重試規(guī)則異步進(jìn)行重試，達(dá)到最大通知次數(shù)后，不再通知

支付平臺(tái)提供查詢訂單支付操作結(jié)果接口

業(yè)務(wù)系統(tǒng)根據(jù)一定業(yè)務(wù)規(guī)則去支付平臺(tái)查詢支付結(jié)果

8.你們用什么？能說(shuō)一下Seata嗎？

我們用比較常用的是Seata——自己去實(shí)現(xiàn)分布式事務(wù)調(diào)度還是比較麻煩的。Seata 的設(shè)計(jì)目標(biāo)是對(duì)業(yè)務(wù)無(wú)侵入，因此它是從業(yè)務(wù)無(wú)侵入的兩階段提交（全局事務(wù)）著手，在傳統(tǒng)的兩階段上進(jìn)行改進(jìn)，他把一個(gè)分布式事務(wù)理解成一個(gè)包含了若干分支事務(wù)的全局事務(wù)。而全局事務(wù)的職責(zé)是協(xié)調(diào)它管理的分支事務(wù)達(dá)成一致性，要么一起成功提交，要么一起失敗回滾。也就是一榮俱榮一損俱損~

全局事務(wù)和分支事務(wù)

Seata 中存在這么幾種重要角色：

TC（Transaction Coordinator）：事務(wù)協(xié)調(diào)者。管理全局的分支事務(wù)的狀態(tài)，用于全局性事務(wù)的提交和回滾。

TM（Transaction Manager）：事務(wù)管理者。用于開(kāi)啟、提交或回滾事務(wù)。

RM（Resource Manager）：資源管理器。用于分支事務(wù)上的資源管理，向 TC 注冊(cè)分支事務(wù)，上報(bào)分支事務(wù)的狀態(tài)，接收 TC 的命令來(lái)提交或者回滾分支事務(wù)。

Seata工作流程

S'eata整體執(zhí)行流程：

服務(wù)A中的 TM 向 TC 申請(qǐng)開(kāi)啟一個(gè)全局事務(wù)，TC 就會(huì)創(chuàng)建一個(gè)全局事務(wù)并返回一個(gè)唯一的 XID

服務(wù)A中的 RM 向 TC 注冊(cè)分支事務(wù)，然后將這個(gè)分支事務(wù)納入 XID 對(duì)應(yīng)的全局事務(wù)管轄中

服務(wù)A開(kāi)始執(zhí)行分支事務(wù)

服務(wù)A開(kāi)始遠(yuǎn)程調(diào)用B服務(wù)，此時(shí) XID 會(huì)根據(jù)調(diào)用鏈傳播

服務(wù)B中的 RM 也向 TC 注冊(cè)分支事務(wù)，然后將這個(gè)分支事務(wù)納入 XID 對(duì)應(yīng)的全局事務(wù)管轄中

服務(wù)B開(kāi)始執(zhí)行分支事務(wù)

全局事務(wù)調(diào)用處理結(jié)束后，TM 會(huì)根據(jù)有誤異常情況，向 TC 發(fā)起全局事務(wù)的提交或回滾

TC 協(xié)調(diào)其管轄之下的所有分支事務(wù)，決定是提交還是回滾

分布式一致性算法

9.分布式算法paxos了解么 ？

Paxos 有點(diǎn)類似前面說(shuō)的 2PC，3PC，但比這兩種算法更加完善。在很多多大廠都得到了工程實(shí)踐，比如阿里的 OceanBase 的 分布式數(shù)據(jù)庫(kù)， Google 的 chubby 分布式鎖 。

Paxos算法是什么？

Paxos 算法是 基于消息傳遞 且具有 高效容錯(cuò)特性 的一致性算法，目前公認(rèn)的解決 分布式一致性問(wèn)題 最有效的算法之一。

Paxos算法的工作流程？

角色

在Paxos中有這么幾個(gè)角色：

Proposer（提議者） : 提議者提出提案，用于投票表決。

Accecptor（接受者） : 對(duì)提案進(jìn)行投票，并接受達(dá)成共識(shí)的提案。

Learner（學(xué)習(xí)者） : 被告知投票的結(jié)果，接受達(dá)成共識(shí)的提案。

在實(shí)際中，一個(gè)節(jié)點(diǎn)可以同時(shí)充當(dāng)不同角色。

Paxos的三種角色

提議者提出提案，提案=編號(hào)+value，可以表示為[M,V]，每個(gè)提案都有唯一編號(hào)，而且編號(hào)的大小是趨勢(shì)遞增的。

算法流程

Paxos算法包含兩個(gè)階段，第一階段**Prepare(準(zhǔn)備)、第二階段Accept(接受)**。

Paxos算法流程

Prepare(準(zhǔn)備)階段

提議者提議一個(gè)新的提案 P[Mn,?]，然后向接受者的某個(gè)超過(guò)半數(shù)的子集成員發(fā)送編號(hào)為Mn的準(zhǔn)備請(qǐng)求

如果一個(gè)接受者收到一個(gè)編號(hào)為Mn的準(zhǔn)備請(qǐng)求，并且編號(hào)Mn大于它已經(jīng)響應(yīng)的所有準(zhǔn)備請(qǐng)求的編號(hào)，那么它就會(huì)將它已經(jīng)批準(zhǔn)過(guò)的最大編號(hào)的提案作為響應(yīng)反饋給提議者，同時(shí)該接受者會(huì)承諾不會(huì)再批準(zhǔn)任何編號(hào)小于Mn的提案。

總結(jié)一下，接受者在收到提案后，會(huì)給與提議者兩個(gè)承諾與一個(gè)應(yīng)答：

兩個(gè)承諾：

承諾不會(huì)再接受提案號(hào)小于或等于 Mn 的 Prepare 請(qǐng)求

承諾不會(huì)再接受提案號(hào)小于Mn 的 Accept 請(qǐng)求

一個(gè)應(yīng)答：

不違背以前作出的承諾的前提下，回復(fù)已經(jīng)通過(guò)的提案中提案號(hào)最大的那個(gè)提案所設(shè)定的值和提案號(hào)Mmax，如果這個(gè)值從來(lái)沒(méi)有被任何提案設(shè)定過(guò)，則返回空值。如果不滿足已經(jīng)做出的承諾，即收到的提案號(hào)并不是決策節(jié)點(diǎn)收到過(guò)的最大的，那允許直接對(duì)此 Prepare 請(qǐng)求不予理會(huì)。

Accept(接受)階段

如果提議者收到來(lái)自半數(shù)以上的接受者對(duì)于它發(fā)出的編號(hào)為Mn的準(zhǔn)備請(qǐng)求的響應(yīng)，那么它就會(huì)發(fā)送一個(gè)針對(duì)[Mn,Vn]的接受請(qǐng)求給接受者，注意Vn的值就是收到的響應(yīng)中編號(hào)最大的提案的值，如果響應(yīng)中不包含任何提案，那么它可以隨意選定一個(gè)值。

如果接受者收到這個(gè)針對(duì)[Mn,Vn]提案的接受請(qǐng)求，只要該接受者尚未對(duì)編號(hào)大于Mn的準(zhǔn)備請(qǐng)求做出響應(yīng)，它就可以通過(guò)這個(gè)提案。

當(dāng)提議者收到了多數(shù)接受者的接受應(yīng)答后，協(xié)商結(jié)束，共識(shí)決議形成，將形成的決議發(fā)送給所有學(xué)習(xí)節(jié)點(diǎn)進(jìn)行學(xué)習(xí)。所以Paxos算法的整體詳細(xì)流程如下：

Paxos詳細(xì)流程

算法的流程模擬，可以查看參考[13]。

Paxos算法有什么缺點(diǎn)嗎？怎么優(yōu)化？

前面描述的可以稱之為Basic Paxos 算法，在單提議者的前提下是沒(méi)有問(wèn)題的，但是假如有多個(gè)提議者互不相讓，那么就可能導(dǎo)致整個(gè)提議的過(guò)程進(jìn)入了死循環(huán)。Lamport 提出了 Multi Paxos 的算法思想。Multi Paxos算法思想，簡(jiǎn)單說(shuō)就是在多個(gè)提議者的情況下，選出一個(gè)Leader（領(lǐng)導(dǎo)者），由領(lǐng)導(dǎo)者作為唯一的提議者，這樣就可以解決提議者沖突的問(wèn)題。

10.說(shuō)說(shuō)Raft算法？

Raft算法是什么？

Raft 也是一個(gè) 一致性算法，和 Paxos 目標(biāo)相同。但它還有另一個(gè)名字 - 易于理解的一致性算法。Paxos 和 Raft 都是為了實(shí)現(xiàn) 一致性 產(chǎn)生的。這個(gè)過(guò)程如同選舉一樣，參選者 需要說(shuō)服 大多數(shù)選民 (Server) 投票給他，一旦選定后就跟隨其操作。Paxos 和 Raft 的區(qū)別在于選舉的 具體過(guò)程 不同。

Raft算法的工作流程？

Raft算法的角色

Raft 協(xié)議將 Server 進(jìn)程分為三種角色：

Leader（領(lǐng)導(dǎo)者）

Follower（跟隨者）

Candidate（候選人）

就像一個(gè)民主社會(huì)，領(lǐng)導(dǎo)者由跟隨者投票選出。剛開(kāi)始沒(méi)有 領(lǐng)導(dǎo)者，所有集群中的 參與者 都是 跟隨者。那么首先開(kāi)啟一輪大選。在大選期間 所有跟隨者 都能參與競(jìng)選，這時(shí)所有跟隨者的角色就變成了 候選人，民主投票選出領(lǐng)袖后就開(kāi)始了這屆領(lǐng)袖的任期，然后選舉結(jié)束，所有除 領(lǐng)導(dǎo)者 的 候選人 又變回 跟隨者 服從領(lǐng)導(dǎo)者領(lǐng)導(dǎo)。這里提到一個(gè)概念 「任期」，用術(shù)語(yǔ) Term 表達(dá)。三類角色的變遷圖如下：

Raft三種角色變遷圖

Leader選舉過(guò)程

Raft 使用心跳（heartbeat）觸發(fā)Leader選舉。當(dāng)Server啟動(dòng)時(shí)，初始化為Follower。Leader向所有Followers周期性發(fā)送heartbeat。如果Follower在選舉超時(shí)時(shí)間內(nèi)沒(méi)有收到Leader的heartbeat，就會(huì)等待一段隨機(jī)的時(shí)間后發(fā)起一次Leader選舉。Follower將其當(dāng)前term加一然后轉(zhuǎn)換為Candidate。它首先給自己投票并且給集群中的其他服務(wù)器發(fā)送 RequestVote RPC 。結(jié)果有以下三種情況：

贏得了多數(shù)（超過(guò)1/2）的選票，成功選舉為L(zhǎng)eader；

收到了Leader的消息，表示有其它服務(wù)器已經(jīng)搶先當(dāng)選了Leader；

沒(méi)有Server贏得多數(shù)的選票，Leader選舉失敗，等待選舉時(shí)間超時(shí)（Election Timeout）后發(fā)起下一次選舉。

Leader選舉

選出 Leader 后，Leader 通過(guò) 定期 向所有 Follower 發(fā)送 心跳信息 維持其統(tǒng)治。若 Follower 一段時(shí)間未收到 Leader 的 心跳，則認(rèn)為 Leader 可能已經(jīng)掛了，然后再次發(fā)起 選舉 過(guò)程。

分布式設(shè)計(jì)

11.說(shuō)說(shuō)什么是冪等性？

什么是冪等性？

冪等性是一個(gè)數(shù)學(xué)概念，用在接口上：用在接口上就可以理解為：同一個(gè)接口，多次發(fā)出同一個(gè)請(qǐng)求，請(qǐng)求的結(jié)果是一致的。簡(jiǎn)單說(shuō)，就是多次調(diào)用如一次。

什么是冪等性問(wèn)題？

在系統(tǒng)的運(yùn)行中，可能會(huì)出現(xiàn)這樣的問(wèn)題：

用戶在填寫(xiě)某些form表單時(shí)，保存按鈕不小心快速點(diǎn)了兩次，表中竟然產(chǎn)生了兩條重復(fù)的數(shù)據(jù)，只是id不一樣。

開(kāi)發(fā)人員在項(xiàng)目中為了解決接口超時(shí)問(wèn)題，通常會(huì)引入了重試機(jī)制。第一次請(qǐng)求接口超時(shí)了，請(qǐng)求方?jīng)]能及時(shí)獲取返回結(jié)果（此時(shí)有可能已經(jīng)成功了），于是會(huì)對(duì)該請(qǐng)求重試幾次，這樣也會(huì)產(chǎn)生重復(fù)的數(shù)據(jù)。

mq消費(fèi)者在讀取消息時(shí)，有時(shí)候會(huì)讀取到重復(fù)消息，也會(huì)產(chǎn)生重復(fù)的數(shù)據(jù)。

這些都是常見(jiàn)的冪等性問(wèn)題。在分布式系統(tǒng)里，只要下游服務(wù)有寫(xiě)（保存、更新）的操作，都有可能會(huì)產(chǎn)生冪等性問(wèn)題。PS:冪等和防重有些不同，防重強(qiáng)調(diào)的防止數(shù)據(jù)重復(fù)，冪等強(qiáng)調(diào)的是多次調(diào)用如一次，防重包含冪等。

怎么保證接口冪等性？

接口冪等性

insert前先select在保存數(shù)據(jù)的接口中，在insert前，先根據(jù)requestId等字段先select一下數(shù)據(jù)。如果該數(shù)據(jù)已存在，則直接返回，如果不存在，才執(zhí)行 ?insert操作。

加唯一索引加唯一索引是個(gè)非常簡(jiǎn)單但很有效的辦法，如果重復(fù)插入數(shù)據(jù)的話，就會(huì)拋出異常，為了保證冪等性，一般需要捕獲這個(gè)異常。如果是java程序需要捕獲：DuplicateKeyException異常，如果使用了spring框架還需要捕獲：MySQLIntegrityConstraintViolationException異常。

加悲觀鎖更新邏輯，比如更新用戶賬戶余額，可以加悲觀鎖，把對(duì)應(yīng)用戶的哪一行數(shù)據(jù)鎖住。同一時(shí)刻只允許一個(gè)請(qǐng)求獲得鎖，其他請(qǐng)求則等待。

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????select?*?from?user?id=123?for?update;??

這種方式有一個(gè)缺點(diǎn)，獲取不到鎖的請(qǐng)求一般只能報(bào)失敗，比較難保證接口返回相同值。

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加樂(lè)觀鎖更新邏輯，也可以用樂(lè)觀鎖，性能更好。可以在表中增加一個(gè)timestamp或者version字段，例如version:在更新前，先查詢一下數(shù)據(jù)，將version也作為更新的條件，同時(shí)也更新version：

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update?user?set?amount=amount+100,version=version+1?where?id=123?and?version=1;??

更新成功后，version增加，重復(fù)更新請(qǐng)求進(jìn)來(lái)就無(wú)法更新了。

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建防重表有時(shí)候表中并非所有的場(chǎng)景都不允許產(chǎn)生重復(fù)的數(shù)據(jù)，只有某些特定場(chǎng)景才不允許。這時(shí)候，就可以使用防重表的方式。例如消息消費(fèi)中，創(chuàng)建防重表，存儲(chǔ)消息的唯一ID，消費(fèi)時(shí)先去查詢是否已經(jīng)消費(fèi)，已經(jīng)消費(fèi)直接返回成功。

狀態(tài)機(jī)有些業(yè)務(wù)表是有狀態(tài)的，比如訂單表中有：1-下單、2-已支付、3-完成、4-撤銷等狀態(tài)，可以通過(guò)限制狀態(tài)的流動(dòng)來(lái)完成冪等。

分布式鎖直接在數(shù)據(jù)庫(kù)上加鎖的做法性能不夠友好，可以使用分布式鎖的方式，目前最流行的分布式鎖實(shí)現(xiàn)是通過(guò)Redis，具體實(shí)現(xiàn)一般都是使用Redission框架。

token機(jī)制請(qǐng)求接口之前，需要先獲取一個(gè)唯一的token，再帶著這個(gè)token去完成業(yè)務(wù)操作，服務(wù)端根據(jù)這個(gè)token是否存在，來(lái)判斷是否是重復(fù)的請(qǐng)求。

分布式限流

12.你了解哪些限流算法？

計(jì)數(shù)器

計(jì)數(shù)器比較簡(jiǎn)單粗暴，比如我們要限制1s能夠通過(guò)的請(qǐng)求數(shù)，實(shí)現(xiàn)的思路就是從第一個(gè)請(qǐng)求進(jìn)來(lái)開(kāi)始計(jì)時(shí)，在接下來(lái)的1s內(nèi)，每個(gè)請(qǐng)求進(jìn)來(lái)請(qǐng)求數(shù)就+1，超過(guò)最大請(qǐng)求數(shù)的請(qǐng)求會(huì)被拒絕，等到1s結(jié)束后計(jì)數(shù)清零，重新開(kāi)始計(jì)數(shù)。這種方式有個(gè)很大的弊端：比如前10ms已經(jīng)通過(guò)了最大的請(qǐng)求數(shù)，那么后面的990ms的請(qǐng)求只能拒絕，這種現(xiàn)象叫做“突刺現(xiàn)象”。

漏桶算法

就是桶底出水的速度恒定，進(jìn)水的速度可能快慢不一，但是當(dāng)進(jìn)水量大于出水量的時(shí)候，水會(huì)被裝在桶里，不會(huì)直接被丟棄；但是桶也是有容量限制的，當(dāng)桶裝滿水后溢出的部分還是會(huì)被丟棄的。算法實(shí)現(xiàn)：可以準(zhǔn)備一個(gè)隊(duì)列來(lái)保存暫時(shí)處理不了的請(qǐng)求，然后通過(guò)一個(gè)線程池定期從隊(duì)列中獲取請(qǐng)求來(lái)執(zhí)行。

漏桶算法

令牌桶算法

令牌桶就是生產(chǎn)訪問(wèn)令牌的一個(gè)地方，生產(chǎn)的速度恒定，用戶訪問(wèn)的時(shí)候當(dāng)桶中有令牌時(shí)就可以訪問(wèn)，否則將觸發(fā)限流。實(shí)現(xiàn)方案：Guava RateLimiter限流Guava RateLimiter是一個(gè)谷歌提供的限流，其基于令牌桶算法，比較適用于單實(shí)例的系統(tǒng)。

令牌桶算法

分布式面試題就整理到這里了，主要是偏理論的一些問(wèn)題，分布式其實(shí)是個(gè)很大的類型

編輯：黃飛

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