两阶段提交（2 Phase Commit简称2PC）协议是用于在多个节点之间达成一致的通信协议，它是实现“有状态的”分布式系统所必须面对的经典问题之一。本文通过对比经典2PC协议，和Google工程实践的基础上，分析一种优化延迟的2PC协议。为了方便说明，本文主要针对分布式数据库中，跨域sharding的2PC方案的讨论。主要参考文献：Gray J, Lamport L. Consensus on transaction commit[J]. ACM Transactions on Database Systems (TODS), 2006, 31(1): 133-160.
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经典两阶段提交概述
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先来回顾下经典的2PC协议，有两个角色：一个协调者（coordinator）和若干参与者（participant），协议执行可以分为如下几个阶段：
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预处理阶段：严格来说，预处理阶段并不是2PC的一部分，在实际的分布式数据库中，这个阶段由协调者向若干参与者发送SQL请求或执行计划，包括获取行锁，生成redo数据等操作。
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Prepare阶段：客户端向协调者发送事务提交请求，协调者开始执行两阶段提交，向所有的事务参与者发送prepare命令，参与者将redo数据持久化成功后，向协调者应带prepare成功。这里隐含的意思是，参与者一旦应答prepare成功，就保证后续一定能够成功执行commit命令（redolog持久化成功自然保证了后续能够成功commit）。
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Commit阶段
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执行Commit：协调者收到所有参与者应答prepare成功的消息后，执行commit，先在本地持久化事务状态，然后给所有的事务参与者发送commit命令。参与者收到commit命令后，释放事务过程中持有的锁和其他资源，将事务在本地提交（持久化一条commit日志），然后向协调者应答commit成功。协调者收到所有参与者应答commit成功的消息后，向客户端返回成功。
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执行Abort：prepare阶段中如果有参与者返回prepare失败或者超时未应答，那么协调者将执行abort，同样先在本地持久化事务状态，然后给所有参与者发送abort命令。参与者收到abort命令后，释放锁和其他资源，将事务回滚（有必要的情况下还要持久化一条abort日志）。
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经典2PC的局限
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协调者宕机：2PC是一个阻塞式的协议，在所有参与者执行commit/abort之前的任何时间内协调者宕机，都将阻塞事务进程，必须等待协调者恢复后，事务才能继续执行。
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交互延迟：协调者要持久化事务的commit/abort状态后才能发送commit/abort命令，因此全程至少2次RPC延迟（prepare+commit），和3次持久化数据延迟（prepare写日志+协调者状态持久化+commit写日志）。
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Percolator系统的两阶段提交
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概述：percolator是google基于bigtable实现的分布式数据库，在bigtable单行事务的基础上，它使用全局的Timestamp Server来实现分布式的mvcc（后续专门讨论，本文不展开了）；还有2PC协议来实现多行事务。由于bigtable屏蔽了数据sharding的细节，在percolator看来事务修改的每一行记录，都被看作一个参与者，事务没有区分预处理和prepare阶段，可以认为事务开始后，即进入了2PC的prepare阶段。
percolator的2PC协调者并不持久化状态，而是引入primary record的概念，将事务执行过程中修改的第一个record作为primary record，在这个record中记录本次事务的状态，而在事务执行过程中其他被修改的record里面记录primary record的key（这里我觉得priamry record保存单独的表中更优雅，否则priamry record被用户删除的话，并不好处理）。在commit阶段，先在primary record中记录事务状态（包括事务ID，mvcc版本号等），成功后，才将各个参与者的修改提交（包括持久化mvcc版本号，释放行锁等）。在事务执行过程中，如果协调者宕机，那么其他参与者可以通过查询primary record中保存的事务状态来决定回滚或提交本地的修改。
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创新与局限：在仅提供行级事务的bigtable基础上，percolator创新的实现了多行事务和mvcc，primary record的设计简化了2PC协议中对协调者状态的维护，是一套比较优雅的2PC工程实现。但是直接构建在KV基础上的数据库事务，也存在着诸多局限：
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底层KV屏蔽了sharding细节，且不提供交户型的事务上下文机制，对存储引擎的读写只能在一次RPC提交，使得加锁、修改、提交都必须是一次bigtable的提交操作，延迟代价是巨大的。
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尽管primary record的设计简化了2PC的协调者状态维护，但是commit时仍然要等待primary record持久化事务状态成功后，参与者才能进行commit，这一次延迟不可避免。
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2PC协议优化
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通过对经典2PC和percolator实现的分析，可以得到如下几个对2PC的改进思路：
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底存存储需要暴露sharding细节，提供以分区为单位的事务上下文管理机制，使得在预处理过程中，行锁和数据修改为内存操作，避免持久化的代价。
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简化协调者为无状态逻辑
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减少2PC执行关键路径上的持久化和RPC次数
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优化的2PC协议：
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预处理阶段：协调者向若干参与者发送SQL请求或执行计划，一个sharding即对应一个参与者，针对这个事务，在每个参与者中会维护一个通过事务ID索引的事务上下文，用于维护行锁、redo数据等，有必要的情况（redolog过多）下，这个阶段可能会异步的持久化redolog。
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Prepare阶段：协调者收到客户端提交事务的请求，向各个参与者发送prepare命令，命令中携带了当前事务的参与者列表，参与者收到prepare命令后，将事务的redolog、参与者列表、prepare日志持久化后，向协调者和其他参与者发送prepare成功的消息。
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Commit阶段：协调者收到所有参与者应答prepare成功的消息后，即向客户端返回事务提交成功；对于每个参与者，当它确认所有参与者都prepare成功后，将本地事务提交并释放行锁等资源，并异步的持久化一条commit日志，然后向其他参与者发送commit成功的消息。
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Finish阶段：对于每个参与者，当它确认所有参与者都commit成功后，将本地事务上下文释放，并异步的持久化一条finish日志。
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参与者与协调者状态转移图
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宕机处理与事务状态恢复要点
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预处理阶段宕机：无论参与者还是协调者，在这个阶段宕机，事务都无法继续进行，可依靠参与者轮询协调者状态来尽快结束事务释放行锁。
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Prepare阶段宕机：一旦所有参与者完成prepare，无论协调者是否宕机，事务最终都会被提交。对于参与者来说，如果没有持久化prepare日志，那么在回放日志时这个事务会被丢弃；如果已经持久化prepare日志，在日志回放完成后，需要向所有其他参与者查询事务状态。
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Commit阶段宕机：这个阶段已经没有协调者的事了，所以只考虑参与者即可，如果已经持久化commit日志，那么回放日志后，它要在内存中保存这个事务状态，直到确认其他参与者都已完成commit；如果未持久化commit日志， 那么在日志回放完成后，需要向所有其他参与者查询事务状态。
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Finish阶段宕机：同上，这个阶段已经没有协调者的事了，所以只考虑参与者即可，如果已经持久化finish日志，那么在回放过程中自然的释放事务上下文即可；如果未持久化finish日志，那么 它要在内存中保存这个事务状态，直到确认其他参与者都已完成commit。
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事务状态的查询处理：如状态转移图所示，对于其他参与者的状态查询，在检查sharding匹配后，判断如果本地已经没有对应的事务上下文的情况下，按如下逻辑处理：
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收到其他参与者查询Prepare状态的请求：说明对方处于prepare阶段，自己没有这个上下文，说明事务肯定已经abort，所以直接回复事务abort。
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收到其他参与者查询Commit状态的请求：说明对方处理commit阶段，自己已经确认可以finish，说明事务肯定已经正常提交，所以直接回复commit成功。
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延迟分析与协议局限
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预处理阶段的redolog、Commit日志、Finish日志为异步持久化，不影响事务延迟；Prepare日志为同步持久化，需要等待持久化成功才能发送应答。参与者之间的Prepare状态与Commit状态的查询，不影响事务延迟，而协调者只需要等待所有参与者的Prepare应答后即可向客户端返回，因此协议全程只有 一次RPC交互延迟+一次日志持久化延迟。
- 对读事务的影响：各个参与者上的事务，要等所有参与者Prepare成功后才能提交和释放行锁；可能出现协调者先应答了客户端，客户端再来读取时，一些sharding上的行锁还未释放（即事务还未提交），读事务需要等待直到事务提交。
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