高可用是指系統(tǒng)無(wú)中斷的執(zhí)行功能的能力，代表了系統(tǒng)的可用程度，是進(jìn)行系統(tǒng)設(shè)計(jì)時(shí)必須要遵守的準(zhǔn)則之一。 而高可用的實(shí)現(xiàn)方案，無(wú)外乎就是冗余，就存儲(chǔ)的高可用而言，問(wèn)題不在于如何進(jìn)行數(shù)據(jù)備份，而在于如何規(guī)避數(shù)據(jù)不一致對(duì)業(yè)務(wù)造成的影響。 對(duì)于分布式系統(tǒng)而言，要保證分布式系統(tǒng)中的數(shù)據(jù)一致性就需要一種方案，可以保證數(shù)據(jù)在子系統(tǒng)中始終保持一致，避免業(yè)務(wù)出現(xiàn)問(wèn)題。 這種實(shí)現(xiàn)方案就叫做分布式事務(wù)，要么一起成功，要么一起失敗，必須是一個(gè)整體性的事務(wù)。

1、理論基礎(chǔ)

1.1 CAP

CAP，Consistency Availability Partition tolerance 的簡(jiǎn)寫(xiě)：

Consistency：一致性，對(duì)某個(gè)客戶端來(lái)說(shuō)，讀操作能夠返回最新的寫(xiě)操作結(jié)果。 Availability：可用性，非故障節(jié)點(diǎn)在合理的時(shí)間內(nèi)返回合理的響應(yīng)。 Partition tolerance：分區(qū)容錯(cuò)性，分布式系統(tǒng)中系統(tǒng)肯定部署在多臺(tái)機(jī)器上，無(wú)法保證網(wǎng)絡(luò)做到 100% 的可靠，所以網(wǎng)絡(luò)分區(qū)一定存在，即 P 一定存在。

在出現(xiàn)網(wǎng)絡(luò)分區(qū)后，就出現(xiàn)了可用性和一致性的問(wèn)題，我們必須要在這兩者之間進(jìn)行取舍，因此就有了兩種架構(gòu)：

• CP 架構(gòu)
• AP 架構(gòu)

1.2 BASE理論

BASE 理論指的是基本可用 Basically Available，軟狀態(tài) Soft State，最終一致性 Eventual Consistency，核心思想是即便無(wú)法做到強(qiáng)一致性，但應(yīng)該采用適合的方式保證最終一致性。

BASE，Basically Available Soft State Eventual Consistency 的簡(jiǎn)寫(xiě)： BA：Basically Available 基本可用，分布式系統(tǒng)在出現(xiàn)故障的時(shí)候，允許損失部分可用性，即保證核心可用。 S：Soft State 軟狀態(tài)，允許系統(tǒng)存在中間狀態(tài)，而該中間狀態(tài)不會(huì)影響系統(tǒng)整體可用性。 E：Consistency 最終一致性，系統(tǒng)中的所有數(shù)據(jù)副本經(jīng)過(guò)一定時(shí)間后，最終能夠達(dá)到一致的狀態(tài)。

BASE 理論本質(zhì)上是對(duì) CAP 理論的延伸，是對(duì) CAP 中 AP 方案的一個(gè)補(bǔ)充。

2、分布式事務(wù)協(xié)議

2.1 二階段提交協(xié)議:2PC

2.1.1 概述

二階段提交（Two-phase Commit），是指，為了使基于分布式系統(tǒng)架構(gòu)下的所有節(jié)點(diǎn)在進(jìn)行事務(wù)提交時(shí)保持一致性而設(shè)計(jì)的一種算法（Algorithm）。通常，二階段提交也被稱(chēng)為是一種協(xié)議（Protocol）。

在分布式系統(tǒng)中，每個(gè)節(jié)點(diǎn)雖然可以知曉自己的操作是成功或者失敗，卻無(wú)法知道其他節(jié)點(diǎn)的操作是成功或失敗。

當(dāng)一個(gè)事務(wù)跨越多個(gè)節(jié)點(diǎn)時(shí)，為了保持事務(wù)的 ACID 特性，需要引入一個(gè)作為協(xié)調(diào)者的組件來(lái)統(tǒng)一掌控所有節(jié)點(diǎn)（稱(chēng)作參與者）的操作結(jié)果并最終指示這些節(jié)點(diǎn)是否要把操作結(jié)果進(jìn)行真正的提交（比如將更新后的數(shù)據(jù)寫(xiě)入磁盤(pán)等等）。

因此，二階段提交的算法思路可以概括為：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報(bào)決定各參與者是否要提交操作還是中止操作。

2.1.2 二階段提交過(guò)程

• 投票階段

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投票階段執(zhí)行流程：

1. 協(xié)調(diào)者向所有參與者詢問(wèn)是否可以執(zhí)行提交操作，并開(kāi)始等待各參與者的響應(yīng)。
2. 參與者執(zhí)行事務(wù)操作，如果執(zhí)行成功就返回 Yes 響應(yīng)，如果執(zhí)行失敗就返回 No 響應(yīng)。
3. 如果協(xié)調(diào)者接受參與者響應(yīng)超時(shí)，也會(huì)認(rèn)為執(zhí)行事務(wù)操作失敗。

• 提交階段

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提交階段執(zhí)行流程：

1. 如果第一階段匯總所有參與者都返回 Yes 響應(yīng)，協(xié)調(diào)者向所有參與者發(fā)出提交請(qǐng)求，所有參與者提交事務(wù)。
2. 如果第一階段中有一個(gè)或者多個(gè)參與者返回 No 響應(yīng)，協(xié)調(diào)者向所有參與者發(fā)出回滾請(qǐng)求，所有參與者進(jìn)行回滾操作。

2.1.3 優(yōu)缺點(diǎn)

• 優(yōu)點(diǎn) 盡量保證了數(shù)據(jù)的強(qiáng)一致，但不是 100% 一致
• 缺點(diǎn) 單點(diǎn)故障，由于協(xié)調(diào)者的重要性，一旦協(xié)調(diào)者發(fā)生故障，參與者會(huì)一直阻塞，尤其是在第二階段，協(xié)調(diào)者發(fā)生故障，那么所有的參與者都處于鎖定事務(wù)資源的狀態(tài)中，而無(wú)法繼續(xù)完成事務(wù)操作。 同步阻塞，由于所有節(jié)點(diǎn)在執(zhí)行操作時(shí)都是同步阻塞的，當(dāng)參與者占有公共資源時(shí)，其他第三方節(jié)點(diǎn)訪問(wèn)公共資源不得不處于阻塞狀態(tài)。 數(shù)據(jù)不一致，在第二階段中，當(dāng)協(xié)調(diào)者向參與者發(fā)送提交事務(wù)請(qǐng)求之后，發(fā)生了局部網(wǎng)絡(luò)異常或者在發(fā)送提交事務(wù)請(qǐng)求過(guò)程中協(xié)調(diào)者發(fā)生了故障，這會(huì)導(dǎo)致只有一部分參與者接收到了提交事務(wù)請(qǐng)求。
  而在這部分參與者接到提交事務(wù)請(qǐng)求之后就會(huì)執(zhí)行提交事務(wù)操作。但是其他部分未接收到提交事務(wù)請(qǐng)求的參與者則無(wú)法提交事務(wù)。從而導(dǎo)致分布式系統(tǒng)中的數(shù)據(jù)不一致。

2.2 三階段提交協(xié)議:3PC

2.2.1 概述

三階段提交（Three-phase commit），是為解決兩階段提交協(xié)議的缺點(diǎn)而設(shè)計(jì)的。與兩階段提交不同的是，三階段提交是“非阻塞”協(xié)議。

三階段提交在兩階段提交的第一階段與第二階段之間插入了一個(gè)準(zhǔn)備階段，使得原先在兩階段提交中，參與者在投票之后，由于協(xié)調(diào)者發(fā)生崩潰或錯(cuò)誤，而導(dǎo)致參與者處于無(wú)法知曉是否提交或者中止的“不確定狀態(tài)”所產(chǎn)生的可能相當(dāng)長(zhǎng)的延時(shí)的問(wèn)題得以解決。

2.2.2 三階段提交過(guò)程

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詢問(wèn)階段：CanCommit 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)。

準(zhǔn)備階段：PreCommit 協(xié)調(diào)者根據(jù)參與者在詢問(wèn)階段的響應(yīng)判斷是否執(zhí)行事務(wù)還是終端事務(wù)： 如果所有參與者都返回 Yes，則執(zhí)行事務(wù)。 如果參與者有一個(gè)或多個(gè)參與者返回 No 或者超時(shí)，則中斷事務(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

提交階段：DoCommit 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)，會(huì)在等待超時(shí)之后，會(huì)繼續(xù)進(jìn)行事務(wù)提交。 協(xié)調(diào)者收到所有參與者的 ACK 響應(yīng)，完成事務(wù)。

2.2.3 解決二階段提交時(shí)的問(wèn)題：

三階段提交解決了二階段提交中存在的由于協(xié)調(diào)者和參與者同時(shí)掛掉可能導(dǎo)致的數(shù)據(jù)一致性問(wèn)題和單點(diǎn)故障問(wèn)題，并減少阻塞。 因?yàn)橐坏﹨⑴c者無(wú)法及時(shí)收到來(lái)自協(xié)調(diào)者的信息之后，他會(huì)默認(rèn)執(zhí)行提交事務(wù)（三階段），而不會(huì)一直持有事務(wù)資源并處于阻塞狀態(tài)（二階段會(huì)）。

2.2.4 三階段提交的問(wèn)題：

在提交階段如果發(fā)送的是中斷事務(wù)請(qǐng)求，但是由于網(wǎng)絡(luò)問(wèn)題，導(dǎo)致部分參與者沒(méi)有接到請(qǐng)求。
那么參與者會(huì)在等待超時(shí)之后執(zhí)行提交事務(wù)操作，這樣這些由于網(wǎng)絡(luò)問(wèn)題導(dǎo)致提交事務(wù)的參與者的數(shù)據(jù)就與接受到中斷事務(wù)請(qǐng)求的參與者存在數(shù)據(jù)不一致的問(wèn)題。

所以無(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。

2.3 ZAB——zookeeper 原子廣播協(xié)議

2.3.1 概述

ZAB 協(xié)議全稱(chēng)是Zookeeper Atomic Broadcast，是為分布式協(xié)調(diào)服務(wù) Zookeeper 專(zhuān)門(mén)設(shè)計(jì)的一種支持 崩潰恢復(fù) 和 原子廣播 協(xié)議。 ZAB 協(xié)議滿足CP，在選舉過(guò)程中，是不能對(duì)外提供服務(wù)的。

2.3.3 消息廣播

ZAB 協(xié)議的消息廣播過(guò)程（即數(shù)據(jù)同步過(guò)程）使用的是一個(gè)原子廣播協(xié)議，類(lèi)似一個(gè) 二階段提交過(guò)程。對(duì)于客戶端發(fā)送的寫(xiě)請(qǐng)求，全部由 Leader 接收，Leader 將請(qǐng)求封裝成一個(gè)事務(wù) Proposal，將其發(fā)送給所有 Follwer ，然后，根據(jù)所有 Follwer 的反饋，如果超過(guò)半數(shù)成功響應(yīng)，則執(zhí)行 commit 操作（先提交自己，再發(fā)送 commit 給所有 Follwer）。

廣播流程：

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• 客戶端發(fā)起一個(gè)寫(xiě)操作請(qǐng)求。
• Leader 服務(wù)器將客戶端的請(qǐng)求轉(zhuǎn)化為事務(wù) Proposal 提案，同時(shí)為每個(gè) Proposal 分配一個(gè)全局的ID，即zxid。然后將需要廣播的Proposal 依次放到隊(duì)列中，并且根據(jù) FIFO 策略進(jìn)行消息發(fā)送。
• Follower 接收到 Proposal 后，會(huì)首先將其以事務(wù)日志的方式寫(xiě)入本地磁盤(pán)中，寫(xiě)入成功后向 Leader 反饋一個(gè) Ack 響應(yīng)消息。
• Leader 接收到超過(guò)半數(shù)以上 Follower 的 Ack 響應(yīng)消息后，即認(rèn)為消息發(fā)送成功，可以發(fā)送 commit 消息。
• Leader 向所有 Follower 廣播 commit 消息，同時(shí)自身也會(huì)完成事務(wù)提交。Follower 接收到 commit 消息后，會(huì)將上一條事務(wù)提交。

注意： 1、 Leader 服務(wù)器與每一個(gè) Follower 服務(wù)器之間都維護(hù)了一個(gè)單獨(dú)的 FIFO 消息隊(duì)列進(jìn)行收發(fā)消息，使用隊(duì)列消息可以做到異步解耦。 Leader 和 Follower 之間只需要往隊(duì)列中發(fā)消息即可 2、Leader 在收到客戶端請(qǐng)求之后，會(huì)將這個(gè)請(qǐng)求封裝成一個(gè)事務(wù)，并給這個(gè)事務(wù)分配一個(gè)全局遞增的唯一 ID，稱(chēng)為事務(wù)ID（ZXID），ZAB 協(xié)議需要保證事務(wù)的順序，因此必須將每一個(gè)事務(wù)按照 ZXID 進(jìn)行先后排序然后處理 3、可以認(rèn)為這是一種簡(jiǎn)化版本的 2PC，2PC的單點(diǎn)問(wèn)題（Leader崩潰）這里也會(huì)遇到，ZAB是通過(guò)崩潰恢復(fù)來(lái)解決的

2.3.3 崩潰恢復(fù)

所謂崩潰恢復(fù)，是指當(dāng)leader崩潰（單點(diǎn)故障）后，重新選舉leader并且數(shù)據(jù)保持一致性（數(shù)據(jù)同步）。

• leader選舉：
  選舉是通過(guò)投票來(lái)的，主要分為以下幾個(gè)階段，

1. 發(fā)起投票：首輪投票，每個(gè)節(jié)點(diǎn)發(fā)出一個(gè)投票，先投票給自己，然后再把投票結(jié)果廣播到集群中別的節(jié)點(diǎn)，其他機(jī)器。投票內(nèi)容包含節(jié)點(diǎn)的myid（zookeeper安裝時(shí)要設(shè)置的值，表示當(dāng)前節(jié)點(diǎn)id）和zxid（事務(wù)id），比如ZK1的投票為(1, 0)，ZK2的投票為(2, 0)
2. 驗(yàn)證投票：每個(gè)節(jié)點(diǎn)都投票給自己并且廣播之后，那么節(jié)點(diǎn)就會(huì)收到別的節(jié)點(diǎn)的投票結(jié)果，在收到投票后可以驗(yàn)證投票的有效性，如檢查是否是本輪投票、是否來(lái)自LOOKING狀態(tài)的服務(wù)器，
3. 變更投票：驗(yàn)證完收到的投票結(jié)果后，處理投票，針對(duì)每一個(gè)投票，服務(wù)器都需要將別人的投票和自己的投票進(jìn)行比較，規(guī)則如下 · 優(yōu)先檢查ZXID。ZXID比較大的服務(wù)器優(yōu)先作為L(zhǎng)eader； · 如果ZXID相同，那么就比較myid。myid較大的服務(wù)器作為L(zhǎng)eader服務(wù)器； 根據(jù)以上規(guī)則變更自己的投票，然后廣播第二輪投票，還是同樣的過(guò)程，先驗(yàn)證投票，然后變更投票，變更完成以后統(tǒng)計(jì)票倉(cāng)（本輪投票過(guò)程中接收到的別的節(jié)點(diǎn)的投票信息）中，是否有超過(guò)半數(shù)的相同投票，如果有，則其就是新的leader，選舉結(jié)束；如果沒(méi)有，則繼續(xù)發(fā)起投票，知道選出leader。

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由上面規(guī)則可知，通常那臺(tái)服務(wù)器上的數(shù)據(jù)越新（ZXID會(huì)越大），其成為L(zhǎng)eader的可能性越大，也就越能夠保證數(shù)據(jù)的恢復(fù)。如果ZXID相同，則SID越大機(jī)會(huì)越大。

• 數(shù)據(jù)同步：
  上面的leader選舉結(jié)束后，只有當(dāng)新的leader和follower同步數(shù)據(jù)之后，才能對(duì)外提供服務(wù)。
  同步分為以下幾個(gè)階段：

1. 所有follower上報(bào)自己最后接收的事務(wù)的任期epoch（每個(gè)Proposal都包含了一個(gè)epoch值，用來(lái)代表當(dāng)前的Leader 周期）；leader比較所有的任期，選取最大的epoch，加1后作為當(dāng)前的任期E=E+1，并且將任期epoch廣播給所有follower；follower將任期改為leader發(fā)過(guò)來(lái)的值之后，返回給leader當(dāng)前follewer節(jié)點(diǎn)上的事務(wù)隊(duì)列L；
2. leader從隊(duì)列集合中選取任期最大的隊(duì)列，如果有多個(gè)隊(duì)列任期都是最大，則選取事務(wù)編號(hào)n最大的隊(duì)列Lmax（通常就是leader節(jié)點(diǎn)自己的事務(wù)隊(duì)列，因?yàn)檫x舉leader時(shí)，就是選出的事務(wù)zxid最大的節(jié)點(diǎn)），并將其廣播給各個(gè)follower，follower接收隊(duì)列替換自己的事務(wù)隊(duì)列，并且執(zhí)行隊(duì)列中的事務(wù)（執(zhí)行過(guò)跳過(guò)，未執(zhí)行執(zhí)行），執(zhí)行完以后反饋給leader 表明自己已經(jīng)完成同步（追上來(lái)了），leader 收到過(guò)半反饋后，發(fā)送commit 消息；follower 接收到commit 消息后，提交事務(wù)； 至此各個(gè)節(jié)點(diǎn)的數(shù)據(jù)達(dá)成一致，zookeeper恢復(fù)正常服務(wù)。

注意：在zk選舉中，通過(guò)投票已經(jīng)確認(rèn)leader服務(wù)器是最大的zxid的節(jié)點(diǎn)了，所以同步過(guò)程沒(méi)有那么復(fù)雜。 同步階段主要是利用 Leader 前一階段獲得的最新 Proposal 歷史，同步集群中所有的副本。只有當(dāng)超過(guò)半數(shù)的節(jié)點(diǎn)都同步完成，準(zhǔn) Leader 才會(huì)成為真正的 Leader。Follower 只會(huì)處理 zxid 比自己 lastZxid 大的 Proposal。

3、最終一致性分布式事務(wù)方案

3.1 本地消息表

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，在訂單系統(tǒng)新增一條消息表，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)存系統(tǒng)去消費(fèi) MQ。

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執(zhí)行流程：

1. 訂單系統(tǒng)，添加一條訂單和一條消息，在一個(gè)事務(wù)里提交。
2. 訂單系統(tǒng)，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。
3. 庫(kù)存系統(tǒng)，接收 MQ 消息，修改庫(kù)存表，需要保證冪等操作。
4. 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。

訂單系統(tǒng)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)存系統(tǒng)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)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由定時(shí)任務(wù)的間隔時(shí)間決定。

3.2 MQ 消息事務(wù)

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。

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從上面可以看出，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。

消息事務(wù)依賴于消息中間件的事務(wù)消息，基于消息中間件第二階段提交實(shí)現(xiàn)的，RocketMQ 就支持事務(wù)消息。RabbitMQ也支持事務(wù)消息

執(zhí)行流程：

1. 發(fā)送 Prepare 消息到消息中間件。
2. 發(fā)送成功后，執(zhí)行本地事務(wù)。
3. 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。
4. 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。
5. 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。

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，不再依賴本地?cái)?shù)據(jù)庫(kù)事務(wù)了，所以這種方案更適用于高并發(fā)的場(chǎng)景。

3.3 最大努力通知

最大努力通知相比前兩種方案實(shí)現(xiàn)簡(jiǎn)單，適用于一些最終一致性要求較低的業(yè)務(wù)，比如支付通知，短信通知這種業(yè)務(wù)。 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)盡量去通知業(yè)務(wù)系統(tǒng)支付操作是否成功，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。

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執(zhí)行流程：

1. 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。
2. 支付平臺(tái)進(jìn)行支付操作之后，無(wú)論成功還是失敗，都需要給業(yè)務(wù)系統(tǒng)一個(gè)結(jié)果通知。
3. 如果通知一直失敗則根據(jù)重試規(guī)則進(jìn)行重試，達(dá)到最大通知次數(shù)后，不再通知。
4. 支付平臺(tái)提供查詢訂單支付操作結(jié)果接口。
5. 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。

這種方案也是實(shí)現(xiàn)了最終一致性。

3.4 補(bǔ)償事務(wù) TCC

TCC，Try-Confirm-Cancel 的簡(jiǎn)稱(chēng)，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(lèi)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。

3.4.1 TCC 第三個(gè)階段：

• Try 階段：對(duì)業(yè)務(wù)系統(tǒng)做檢測(cè)及資源預(yù)留、凍結(jié)。
• Confirm 階段：對(duì)業(yè)務(wù)系統(tǒng)做確認(rèn)提交，Try 階段執(zhí)行成功并開(kāi)始執(zhí)行 Confirm 階段時(shí)，默認(rèn) Confirm 階段是不會(huì)出錯(cuò)的。即：只要 Try 成功，Confirm 一定成功。
• Cancel 階段：在業(yè)務(wù)執(zhí)行錯(cuò)誤，需要回滾的狀態(tài)下執(zhí)行的業(yè)務(wù)取消，預(yù)留資源釋放。

在 Try 階段，是對(duì)業(yè)務(wù)系統(tǒng)進(jìn)行檢查及資源預(yù)覽，比如訂單和存儲(chǔ)操作，需要檢查庫(kù)存剩余數(shù)量是否夠用，并進(jìn)行預(yù)留，預(yù)留操作的話就是新建一個(gè)可用庫(kù)存數(shù)量字段，Try 階段操作是對(duì)這個(gè)可用庫(kù)存數(shù)量進(jìn)行操作。

3.4.2 TCC執(zhí)行流程：

步驟一(Try 階段)：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 2，然后將可用庫(kù)存數(shù)量設(shè)置為庫(kù)存剩余數(shù)量 -2，并且設(shè)置凍結(jié)庫(kù)存為2

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步驟二(Confirm 階段)：如果 Try 階段執(zhí)行成功，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。

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步驟三(Cancel 階段)：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。

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3.4.3 基于 TCC 實(shí)現(xiàn)的分布式事務(wù)框架：

ByteTCC，github.com/liuyangming tcc-transaction：github.com/changmingxi