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在分布式系统中，如kafka、spark、flink等构成系统的任何节点都是被定义为可以彼此独立失败的。比如在 Kafka 中，broker 可能会 crash，在 producer 推送数据至 topic 的过程中也可能会遇到网络问题。根据 producer 处理此类故障所采取的提交策略类型，有如下三种(以kafka为例)：
at-least-once：如果 producer 收到来自 Kafka broker 的确认（ack）或者 acks = all，则表示该消息已经写入到 Kafka。但如果 producer ack 超时或收到错误，则可能会重试发送消息，客户端会认为该消息未写入 Kafka。如果 broker 在发送 Ack 之前失败，但在消息成功写入 Kafka 之后，此重试将导致该消息被写入两次，因此消息会被不止一次地传递给最终 consumer，这种策略可能导致重复的工作和不正确的结果。
at-most-once：如果在 ack 超时或返回错误时 producer 不重试，则该消息可能最终不会写入 Kafka，因此不会传递给 consumer。在大多数情况下，这样做是为了避免重复的可能性，业务上必须接收数据传递可能的丢失。
exactly-once：即使 producer 重试发送消息，消息也会保证最多一次地传递给最终consumer。该语义是最理想的，但也难以实现，因为它需要消息系统本身与生产和消费消息的应用程序进行协作。
理想状况，网络良好，代码没有错误，则 Kafka 可以保证 exactly-once，但生产环境错综复杂，故障几乎无法避免，主要有：
1 框架自身故障(Broker)：Kafka 作为一个高可用、持久化系统，保证每条消息被持久化并且冗余多份（假设是 n 份），所以 Kafka 可以容忍 n-1 个 broker 故障，意味着一个分区只要至少有一个 broker 可用，分区就可用。Kafka 的副本协议保证了只要消息被成功写入了主副本，它就会被复制到其他所有的可用副本（ISR）。
2 客户端发送框架失败（Producer 到 Broker 的 RPC）：Kafka 的持久性依赖于生产者接收broker 的 ack 。没有接收成功 ack 不代表生产请求本身失败了。broker 可能在写入消息后，发送 ack 给生产者的时候挂了，甚至 broker 也可能在写入消息前就挂了。由于生产者没有办法知道错误是什么造成的，所以它就只能认为消息没写入成功，并且会重试发送。在一些情况下，这会造成同样的消息在 Kafka 分区日志中重复，进而造成消费端多次收到这条消息。
3 客户端也失败(Producer)：Exactly-once delivery 也必须考虑客户端失败的情况。但是如何去区分客户端是真的挂了（永久性宕机）还是说只是暂时丢失心跳？追求正确性的话，broker 应该丢弃由 zombie producer 发送的消息。 consumer 也是如此，一旦新的客户端实例已经启动，它必须能够从失败实例的任何状态中恢复，并从安全点( safe checkpoint )开始处理，这意味着消费的偏移量必须始终与生成的输出保持同步。
4 框架发送消费端失败（Broker到 Consumer 的 RPC）
3.1、依赖业务控制
对生产者：
每个分区只有一个生产者写入消息，当出现异常或超时，生产者查询此分区最后一个消息，用于决定后续操作时重传还是继续发送。
为每个消息增加唯一主键，生产者不做处理，由消费者根据主键去重。
对消费者：
关闭自动提交 offset 的功能，不使用 Offsets Topic 这个内部 Topic 记录其 offset，而是由消费者自动保存 offset。将 offset 和消息处理放在一个事务里面，事务执行成功认为消息被消费，否则事务回滚需要重新处理。当出现消费者重启或者 Rebalance 操作，可以从数据库找到对应的 offset，然后调用 KafkaConsumer.seek() 设置消费者位置，从此 offset 开始消费。
3.2、依赖 Kafka
3.2.1、幂等性：每个分区中精确一次且有序（Idempotence: Exactly-once in order semantics per partition）
Kafka 在0.11.0.0之前的版本中只支持 At Least Once 和 At Most Once 语义，尚不支持 Exactly Once 语义。
Kafka 0.11.0.0版本引入了幂等语义。 一个幂等性的操作就是一种被执行多次造成的影响和只执行一次造成的影响一样的操作。
如果出现导致生产者重试的错误，同样的消息，仍由同样的生产者发送多次，将只被写到 Kafka broker 的日志中一次。
对于单个分区，幂等生产者不会因为生产者或 broker 故障而产生多条重复消息。
想要开启这个特性，获得每个分区内的精确一次语义，也就是说没有重复，没有丢失，并且有序的语义，只需要 producer 配置 enable.idempotence=true。
这个特性是怎么实现的呢？每个新的 Producer 在初始化的时候会被分配一个唯一的 PID，该PID对用户完全透明而不会暴露给用户。在底层，它和 TCP 的工作原理有点像，每一批发送到 Kafka 的消息都将包含 PID 和一个从 0 开始单调递增序列号。
Broker 将使用这个序列号来删除重复的发送。和只能在瞬态内存中的连接中保证不重复的 TCP 不同，这个序列号被持久化到副本日志，所以，即使分区的 leader 挂了，其他的 broker 接管了leader，新 leader 仍可以判断重新发送的是否重复了。这种机制的开销非常低：每批消息只有几个额外的字段。这种特性比非幂等的生产者只增加了可忽略的性能开销。
如果消息序号比 Broker 维护的序号大 1 以上，说明中间有数据尚未写入，也即乱序，此时 Broker 拒绝该消息。
如果消息序号小于等于 Broker 维护的序号，说明该消息已被保存，即为重复消息，Broker直接丢弃该消息。
总结来说，producer 端发送消息时，生成全局唯一自增pid，和broker中数据的pid进行对比，多则删除，少则通知producer端重新发送。
3.2.2、事务：跨分区原子写入
上述幂等设计只能保证单个 Producer 对于同一个 <Topic, Partition> 的 Exactly Once 语义。
Kafka 现在通过新的事务 API 支持跨分区原子写入。这将允许一个生产者发送一批到不同分区的消息，这些消息要么全部对任何一个消费者可见，要么对任何一个消费者都不可见。这个特性也允许在一个事务中处理消费数据和提交消费偏移量，从而实现端到端的精确一次语义。
为了实现这种效果，应用程序必须提供一个稳定的（重启后不变）唯一的 ID，也即Transaction ID 。 Transactin ID 与 PID 可能一一对应。区别在于 Transaction ID 由用户提供，将生产者的 transactional.id 配置项设置为某个唯一ID。而 PID 是内部的实现对用户透明。
另外，为了保证新的 Producer 启动后，旧的具有相同 Transaction ID 的 Producer 失效，每次 Producer 通过 Transaction ID 拿到 PID 的同时，还会获取一个单调递增的 epoch。由于旧的 Producer 的 epoch 比新 Producer 的 epoch 小，Kafka 可以很容易识别出该 Producer 是老的 Producer 并拒绝其请求。
有了Transaction ID后，Kafka可保证：
跨Session的数据幂等发送。当具有相同Transaction ID的新的Producer实例被创建且工作时，旧的且拥有相同Transaction ID的Producer将不再工作。
跨Session的事务恢复。如果某个应用实例宕机，新的实例可以保证任何未完成的旧的事务要么Commit要么Abort，使得新实例从一个正常状态开始工作。
需要注意的是，上述的事务保证是从Producer的角度去考虑的。从Consumer的角度来看，该保证会相对弱一些。尤其是不能保证所有被某事务Commit过的所有消息都被一起消费，因为：
对于压缩的Topic而言，同一事务的某些消息可能被其它版本覆盖
事务包含的消息可能分布在多个Segment中（即使在同一个Partition内），当老的Segment被删除时，该事务的部分数据可能会丢失
Consumer在一个事务内可能通过seek方法访问任意Offset的消息，从而可能丢失部分消息
Consumer可能并不需要消费某一事务内的所有Partition，因此它将永远不会读取组成该事务的所有消息
许多基于Kafka的应用，尤其是Kafka Stream应用中同时包含Consumer和Producer，前者负责从Kafka中获取消息，后者负责将处理完的数据写回Kafka的其它Topic中。
为了实现该场景下的事务的原子性，Kafka需要保证对Consumer Offset的Commit与Producer对发送消息的Commit包含在同一个事务中。否则，如果在二者Commit中间发生异常，根据二者Commit的顺序可能会造成数据丢失和数据重复：
如果先Commit Producer发送数据的事务再Commit Consumer的Offset，即At Least Once语义，可能造成数据重复。
如果先Commit Consumer的Offset，再Commit Producer数据发送事务，即At Most Once语义，可能造成数据丢失。
5.1 两阶段提交
Kafka的事务机制与《分布式事务（一）两阶段提交及JTA》一文中所介绍的两阶段提交机制看似相似，都分PREPARE阶段和最终COMMIT阶段，但又有很大不同。
Kafka事务机制中，PREPARE时即要指明是PREPARE_COMMIT还是PREPARE_ABORT并且只须在Transaction Log中标记即可，无须其它组件参与。而两阶段提交的PREPARE需要发送给所有的分布式事务参与方，并且事务参与方需要尽可能准备好，并根据准备情况返回Prepared或Non-Prepared状态给事务管理器。
?Kafka事务中，一但发起PREPARE_COMMIT或PREPARE_ABORT则确定该事务最终的结果应该是被COMMIT或ABORT。而分布式事务中，PREPARE后由各事务参与方返回状态，只有所有参与方均返回Prepared状态才会真正执行COMMIT，否则执行ROLLBACK
Kafka事务机制中，某几个Partition在COMMIT或ABORT过程中变为不可用，只影响该Partition不影响其它Partition。两阶段提交中，若唯一收到COMMIT命令参与者Crash，其它事务参与方无法判断事务状态从而使得整个事务阻塞
Kafka事务机制引入事务超时机制，有效避免了挂起的事务影响其它事务的问题
Kafka事务机制中存在多个Transaction Coordinator实例，而分布式事务中只有一个事务管理器
二阶段提交的算法思路可以概括为：协调者询问参与者是否准备好了提交，并根据所有参与者的反馈情况决定向所有参与者发送commit或者rollback指令（协调者向所有参与者发送相同的指令）。
所谓的两个阶段是指
准备阶段
又称投票阶段。在这一阶段，协调者询问所有参与者是否准备好提交，参与者如果已经准备好提交则回复Prepared，否则回复Non-Prepared。
提交阶段
又称执行阶段。协调者如果在上一阶段收到所有参与者回复的Prepared，则在此阶段向所有参与者发送commit指令，所有参与者立即执行commit操作；否则协调者向所有参与者发送rollback指令，参与者立即执行rollback操作。
5.2 Zookeeper
Zookeeper的原子广播协议与两阶段提交以及Kafka事务机制有相似之处，但又有各自的特点
Kafka事务可COMMIT也可ABORT。而Zookeeper原子广播协议只有COMMIT没有ABORT。当然，Zookeeper不COMMIT某消息也即等效于ABORT该消息的更新。
Kafka存在多个Transaction Coordinator实例，扩展性较好。而Zookeeper写操作只能在Leader节点进行，所以其写性能远低于读性能。
Kafka事务是COMMIT还是ABORT完全取决于Producer即客户端。而Zookeeper原子广播协议中某条消息是否被COMMIT取决于是否有一大半FOLLOWER ACK该消息。
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大数据框架exactly-once底层实现原理，看这篇文章就够了
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