分布式一致性协议2PC和3PC

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1、一致性

1.1、简述

　　一致性，是指对每个节点一个数据的更新，整个集群都知道更新，并且是一致的，假设一个具有N个节点的分布式系统，当其满足以下条件时，我们说这个系统满足一致性：

• 全认同：所有N个节点都认同一个结果
• 值合法：该结果必须由N个节点中的过半节点提出
• 可结束：决议过程在一定时间内结束，不会无休止地进行下去

1.2、面临着的问题　

• 消息传递异步无序：现实网络不是一个可靠的信道，存在消息延时、丢失，节点间消息传递做不到同步有序
• 节点宕机：节点持续宕机，不会恢复
• 节点宕机恢复：节点宕机一段时间后恢复，在分布式系统中最常见
• 网络分化：网络链路出现问题，将N个节点隔离成多个部分
• 拜占庭将军问题：节点或宕机或逻辑失败，甚至不按套路出牌抛出干扰决议的信息

2、2PC

2.1、简述

　　2PC(tow phase commit)两阶段提交　　

　　所谓的两个阶段是指：第一阶段：准备阶段(投票阶段)和第二阶段：提交阶段（执行阶段）。我们将提议的节点称为协调者(coordinator)，其他参与决议节点称为参与者(participants, 或cohorts)。

2.2、阶段1

　　在阶段1中，协调者发起一个提议，分别问询各参与者是否接受，如下图：

 2.3、阶段2

　　在阶段2中，协调者根据参与者的反馈，提交或中止事务，如果参与者全部同意则提交，只要有一个参与者不同意就中止。如下图：

2.4、实例

　　下面我们通过一个例子来说明两阶段提交协议的工作过程：

　　A组织B、C和D三个人去爬山：如果所有人都同意去爬山，那么活动将举行；如果有一人不同意去爬山，那么活动将取消。用2PC算法解决该问题的过程如下：

　　首先A将成为该活动的协调者，B、C和D将成为该活动的参与者。

阶段1：　　

　　1)、A发邮件给B、C和D，提出下周三去爬山，问是否同意。那么此时A需要等待B、C和D的邮件。

　　2)、B、C和D分别查看自己的日程安排表。B、C发现自己在当日没有活动安排，则发邮件告诉A它们同意下周三去爬山。由于某种原因， D白天没有查看邮 件。那么此时A、B和C均需要等待。到晚上的时候，D发现了A的邮件，然后查看日程安排，发现周三当天已经有别的安排，那么D回复A说活动取消吧。

阶段2：　　

　　1)、此时A收到了所有活动参与者的邮件，并且A发现D下周三不能去爬山。那么A将发邮件通知B、C和D，下周三爬山活动取消。

　　2)、此时B、C回复A“太可惜了”，D回复A“不好意思”。至此该事务终止。

2.5、优缺

　　在异步环境并且没有节点宕机的模型下，2PC可以满足全认同、值合法、可结束，是解决一致性问题的一种协议。从协调者接收到一次事务请求、发起提议到事务完成，经过2PC协议后增加了2次RTT(propose+commit)，带来的时延增加相对较少。

　　二阶段提交有几个缺点：　

• 同步阻塞问题。执行过程中，所有参与节点都是事务阻塞型的。当参与者占有公共资源时，其他第三方节点访问公共资源不得不处于阻塞状态。
• 单点故障。由于协调者的重要性，一旦协调者发生故障。参与者会一直阻塞下去。尤其在第二阶段，协调者发生故障，那么所有的参与者还都处于锁定事务资源的状态中，而无法继续完成事务操作。（如果是协调者挂掉，可以重新选举一个协调者，但是无法解决因为协调者宕机导致的参与者处于阻塞状态的问题）
• 数据不一致。在二阶段提交的阶段二中，当协调者向参与者发送commit请求之后，发生了局部网络异常或者在发送commit请求过程中协调者发生了故障，这回导致只有一部分参与者接受到了commit请求。而在这部分参与者接到commit请求之后就会执行commit操作。但是其他部分未接到commit请求的机器则无法执行事务提交。于是整个分布式系统便出现了数据不一致性的现象。
• 二阶段无法解决的问题：协调者再发出commit消息之后宕机，而唯一接收到这条消息的参与者同时也宕机了。那么即使协调者通过选举协议产生了新的协调者，这条事务的状态也是不确定的，没人知道事务是否被已经提交。

 2.6、2PC的衍生

　　2PC协议包含协调者和参与者，并且二者都有发生问题的可能性。假如协调者发生问题，我们可以选出另一个协调者来提交事务。例如，班长组织活动，如果班长生病了，我们可以请副班长来组织。如果协调者出问题，那么事务将不会取消。例如，班级活动希望每个人都能去，假如有一位同学不能去了，那么直接取消活动即可。或者，如果大多数人去的话那么活动如期举行（2PC变种）。

3、3PC

3.1、简述

　　三阶段提交（Three-phase commit），是二阶段提交（2PC）的改进版本。与两阶段提交不同的是，三阶段提交有两个改动点。

• 引入超时机制。同时在协调者和参与者中都引入超时机制。
• 在第一阶段和第二阶段中插入一个准备阶段。保证了在最后提交阶段之前各参与节点的状态是一致的。

　　也就是说，除了引入超时机制之外，3PC把2PC的准备阶段再次一分为二，这样三阶段提交就有CanCommit、PreCommit、DoCommit三个阶段。

3.2、CanCommit阶段　　

　　3PC的CanCommit阶段其实和2PC的准备阶段很像。协调者向参与者发送commit请求，参与者如果可以提交就返回Yes响应，否则返回No响应。

• 事务询问 协调者向参与者发送CanCommit请求。询问是否可以执行事务提交操作。然后开始等待参与者的响应。
• 响应反馈 参与者接到CanCommit请求之后，正常情况下，如果其自身认为可以顺利执行事务，则返回Yes响应，并进入预备状态。否则反馈No

3.3、PreCommit阶段

　　协调者根据参与者的反应情况来决定是否可以记性事务的PreCommit操作。根据响应情况，有以下两种可能。

　　1)、假如协调者从所有的参与者获得的反馈都是Yes响应，那么就会执行事务的预执行。　　　　

• 发送预提交请求 协调者向参与者发送PreCommit请求，并进入Prepared阶段。
• 事务预提交 参与者接收到PreCommit请求后，会执行事务操作，并将undo和redo信息记录到事务日志中。
• 响应反馈 如果参与者成功的执行了事务操作，则返回ACK响应，同时开始等待最终指令。

　　2)、假如有任何一个参与者向协调者发送了No响应，或者等待超时之后，协调者都没有接到参与者的响应，那么就执行事务的中断。　　

• 发送中断请求 协调者向所有参与者发送abort请求。
• 中断事务 参与者收到来自协调者的abort请求之后（或超时之后，仍未收到协调者的请求），执行事务的中断。

3.4、doCommit阶段

　　该阶段进行真正的事务提交，也可以分为以下两种情况。

　　1)、执行提交　　

• 发送提交请求 协调接收到参与者发送的ACK响应，那么他将从预提交状态进入到提交状态。并向所有参与者发送doCommit请求。
• 事务提交 参与者接收到doCommit请求之后，执行正式的事务提交。并在完成事务提交之后释放所有事务资源。
• 响应反馈 事务提交完之后，向协调者发送Ack响应。
• 完成事务 协调者接收到所有参与者的ack响应之后，完成事务。

　　2)、中断事务

　　协调者没有接收到参与者发送的ACK响应（可能是接受者发送的不是ACK响应，也可能响应超时），那么就会执行中断事务。　　

• 发送中断请求 协调者向所有参与者发送abort请求。
• 事务回滚 参与者接收到abort请求之后，利用其在阶段二记录的undo信息来执行事务的回滚操作，并在完成回滚之后释放所有的事务资源。
• 反馈结果 参与者完成事务回滚之后，向协调者发送ACK消息。
• 中断事务 协调者接收到参与者反馈的ACK消息之后，执行事务的中断。

3.5、2PC和3PC的区别　　

　　相对于2PC，3PC主要解决的单点故障问题，并减少阻塞，因为一旦参与者无法及时收到来自协调者的信息之后，他会默认执行commit。而不会一直持有事务资源并处于阻塞状态。但是这种机制也会导致数据一致性问题，因为，由于网络原因，协调者发送的abort响应没有及时被参与者接收到，那么参与者在等待超时之后执行了commit操作。这样就和其他接到abort命令并执行回滚的参与者之间存在数据不一致的情况。

　　在2PC中一个参与者的状态只有它自己和协调者知晓，假如协调者提议后自身宕机，在协调者备份启用前一个参与者又宕机，其他参与者就会进入既不能回滚、又不能强制commit的阻塞状态，直到参与者宕机恢复。

　　参与者如果在不同阶段宕机，我们来看看3PC如何应对：　　

• 阶段1: 协调者或协调者备份未收到宕机参与者的vote，直接中止事务；宕机的参与者恢复后，读取logging发现未发出赞成vote，自行中止该次事务。
• 阶段2: 协调者未收到宕机参与者的precommit ACK，但因为之前已经收到了宕机参与者的赞成反馈(不然也不会进入到阶段2)，协调者进行commit；协调者备份可以通过问询其他参与者获得这些信息，过程同理；宕机的参与者恢复后发现收到precommit或已经发出赞成vote，则自行commit该次事务。
• 阶段3: 即便协调者或协调者备份未收到宕机参与者t的commit ACK，也结束该次事务；宕机的参与者恢复后发现收到commit或者precommit，也将自行commit该次事务。

分布式一致性协议2PC和3PC

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