鸟瞰 MySQL，唬住面试官！

红太狼 2021-08-01 02:40 283阅读 0赞

本文由读者 muggle 投稿，muggle 是一位具有极客精神的 90 后优秀单身老实猿。muggle 的个人博客地址是 http://muggle.javaboy.org。本文较长，认真读完后相信你一定会有所收获。

# 1. MySQL #

## 1.1 mysql 架构 ##

mysql 分为 server 层和存储引擎

### 1.1.1 server层 ###

*  连接器：管理连接权限验证
 *  查询缓存：命中缓存直接换回查询结果
 *  分析器：分析语法
 *  优化器：生成执行计划，选择索引
 *  执行器：操作索引返回结果

### 1.1.2 存储引擎 ###

存储引擎负责数据的存储和提取；其架构是插件式的。innodb 在 mysql5.5.5 版本开始成为 mysql 默认存储引擎。

各存储引擎比对：

*  InnoDB：支持事务，支持外键，InnoDB 是聚集索引，数据文件是和索引绑在一起的，必须要有主键，通过主键索引效率很高。但是辅助索引需要两次查询，先查询到主键，然后再通过主键查询到数据，不支持全文索引。
 *  MyISAM：不支持事物，不支持外键，MyISAM 是非聚集索引，数据文件是分离的，索引保存的是数据文件的指针。主键索引和辅助索引是独立的，查询效率上 MyISAM 要高于 InnnDB ，因此做读写分离的时候一般选择用 InnoDB 做主机，MyISAM 做从机
 *  Memory：有比较大的缺陷使用场景很少；文件数据都存储在内存中，如果 mysqld 进程发生异常，重启或关闭机器这些数据都会消失。

### 1.1.3 sql 的执行过程 ###

第一步客户端连接上 mysql 数据库的连接器，连接器获取权限，维持管理连接；连接完成后如果你没有后续的指令这个连接就会处于空闲状态，如果太长时间不使用这个连接这个连接就会断开，这个空闲时长默认是 8 小时，由 wait\_timeout 参数控制。

第二步你往 mysql 数据库发送了一条 sql ，这个时候查询缓存开始工作，看看之前有没有执行过这个 sql ，如果有则直接返回缓存数据到客户端，只要对表执行过更新操作缓存都会失效，因此一些很少更新的数据表可考虑使用数据库缓存，对频繁更新的表使用缓存反而弊大于利。使用缓存的方法如以下 sql ，通过 SQL\_CACHE 来指定：

select  SQL_CACHE * from table where xxx=xxx

第三步当未命中缓存的时候，分析器开始工作；分析器判断你是 select 还是 update 还是 insert ，分析你的语法是否正确。

第四步优化器根据你的表的索引和 sql 语句决定用哪个索引，决定 join 的顺序。

第五步执行器执行 sql ，调用存储引擎的接口，扫描遍历表或者插入更新数据。

## 1.2 mysql 日志 ##

### 1.2.1 mysql 日志介绍 ###

mysql 有两个重要日志—— redolog 和 binlog ，redolog 是独属于 innodb 的日志，binlog 则是属于 server 层的日志。下面介绍这两个日志有什么用：当我们更新数据库数据的时候，这两个日志文件也会被更新，记录数据库更新操作。

redolog 又称作重做日志，用于记录事务操作的变化，记录的是数据修改之后的值，不管事务是否提交都会记录下来。它在数据库重启恢复的时候被使用，innodb 利用这个日志恢复到数据库宕机前的状态，以此来保证数据的完整性。redolog 是物理日志，记录的是某个表的数据做了哪些修改，redolog 是固定大小的，也就是说后面的日志会覆盖前面的日志。

binlog 又称作归档日志，它记录了对 MySQL 数据库执行更改的所有操作，但是不包括 SELECT 和 SHOW 这类操作。binlog 是逻辑日志，记录的是某个表执行了哪些操作。binlog 是追加形式的写入日志，后面的日志不会被前面的覆盖。

### 1.2.2 数据更新过程 ###

我们执行一个更新操作是这样的：读取对应的数据到内存—>更新数据—>写 redolog 日志—> redolog 状态为 prepare —>写 binlog 日志—>提交事务—> redolog 状态为 commit ，数据正式写入日志文件。我们发现 redolog 的提交方式为“两段式提交”，这样做的目的是为了数据恢复的时候确保数据恢复的准确性，因为数据恢复是通过备份的 binlog 来完成的，所以要确保 redolog 要和 binlog 一致。

## 1.3 mysql 的 mvcc ##

事务隔离级别在此略过，相信大部分小伙伴都知道相关的知识了，在这里单单只介绍 mysql 实现事务隔离的原理—— mvcc(多版本并发控制)。在学习 mvcc 之前我需要先介绍快照读和当前读。

### 1.3.1 快照读和当前读 ###

快照读就是一个 `select` 语句，形如：

select * from table

在 `Repeatableread` 事务隔离级别下，快照读的特点是获取当前数据库的快照数据，对于所有未 commit 的数据都不可见，快照读不会对数据上锁。

当前读是对所读数据上悲观锁使其他当前读无法操作数据。当前读 sql 包括:

select 	
    ...	
     lock in share mode	
    select 	
    ...	
     	
    for	
     update	
    insert	
    update	
    delete

其中后面三个 sql 都是给数据库上排他锁（X锁），而第一个 sql 是给数据库上共享锁（S锁）。X 锁是一旦某个当前读到这个锁，其他当前读则没有对这个事务读写的权利，其他当前读会被阻塞住。而 S 锁是当一个当前读对某条数据上 S 锁，其他当前读可以对该数据也上 S 锁但不能上 X 锁，拿到 S 锁的当前读可以读数据不能改数据。（关于数据库悲观锁乐观锁并发章节会介绍）。

### 1.3.2 mvcc 原理 ###

innodb 实现快照读和当前读悲观锁的技术就是 mvcc 。innodb 在插入一条数据的时候会在后面跟上两个隐藏的列，这两个列，一个保存了这个行的创建时系统版本号，一个保存的是行的删除的系统版本号。每开始一个新的事务，系统版本号就会自动递增，事务开始时刻的系统版本号会作为事务的 ID。innodb 更新一条数据是设置旧数据删除版本号，然后插入一条新的数据并设置创建版本号，然后删除旧的数据。那么怎么保证快照读是读取到未 commit 的数据呢，两个条件：

*  InnoDB 只查找创建版本早于当前事务版本的数据行，即，行的系统版本号小于或等于事务的系统版本号，这样可以确保事务读取的行，要么是在事务开始前已经存在的，要么是事务自身插入或者修改过的。
 *  行的删除版本，要么未定义，要么大于当前事务版本号。这样可以确保事务读取到的行，在事务开始之前未被删除。只有符合上述两个条件的纪录，才能作为查询结果返回。

而数据库锁也是通过比对版本号来决定是否阻塞某个事物。

## 1.4 mysql 索引 ##

### 1.4.1 索引介绍 ###

索引按数据结构分可分为哈希表，有序数组，搜索树，跳表：

*  哈希表适用于只有等值查询的场景
 *  有序数组适用于有等值查询和范围查询的场景，但有序数组索引的更新代价很大，所以最好用于静态数据表
 *  搜索树的搜索效率稳定，不会出现大幅波动，而且基于索引的顺序扫描时，也可以利用双向指针快速左右移动，效率非常高
 *  跳表可以理解为优化的哈希索引

innodb 使用了 B+ 树索引模型，而且是多叉树。虽然二叉树是索引效率最高的，但是索引需要写入磁盘，如果使用二叉树磁盘 io 会变得很频繁。在 innodb 索引中分为主键索引（聚簇索引）和非主键索引（二级索引）。主键索引保存了该行数据的全部信息，二级索引保存了该行数据的主键；所以使用二级索引的时候会先查出主键值，然后回表查询出数据，而使用主键索引则不需要回表。

对二级索引而言可使用覆盖索引来优化 sql，看下面两条 sql

select * from table where key = 1 ;	
    select id from table where key = 1 ;

key 是一个二级索引，第一条 sql 是先查询出 id ，然后根据 id 回表查询出真正的数据。而第二条查询索引后直接返回数据不需要回表。第二条 sql 索引 key 覆盖了我们的查询需求，称作覆盖索引

### 1.4.2 普通索引和唯一索引 ###

innoDB 是按数据页来读写数据的，当要读取一条数据的时候是先将本页数据全部读入内存，然后找到对应数据，而不是直接读取，每页数据的默认大小为 16KB。

当一个数据页需要更新的时候，如果内存中有该数据页就直接更新，如果没有该数据页则在不影响数据一致性的前提下将；更新操作先缓存到 `change buffer` 中，在下次查询需要访问这个数据页的时候再写入更新操作除了查询会将 `change buffer` 写入磁盘，后台线程线程也会定期将 `change buffer` 写入到磁盘中。对于唯一索引来说所有的更新操作都要先判断这个操作是否会违反唯一性约束，因此唯一索引的更新无法使用 `change buffer` 而普通索引可以，唯一索引更新比普通索引更新多一个唯一性校验的过程。

### 1.4.3 联合索引 ###

两个或更多个列上的索引被称作联合索引（复合索引）。联合索引可减少索引开销，以联合索引 (a,b,c) 为例，建立这样的索引相当于建立了索引 a、ab、abc 三个索引—— Mysql 从左到右的使用索引中的字段，一个查询可以只使用索引中的一部份，但只能是最左侧部分，而且当最左侧字段是常量引用时，索引就十分有效，这就是 **最左前缀原则**。由最左前缀原则可知，组合索引是有顺序的，那么哪个索引放在前面就比较有讲究了。对于组合索引还有一个知识点—— **索引下推**，假设有组合索引（a，b，c）有如下 sql:

selet * from table where a = xxx and b = xxx

这个 sql 会进行两次筛选第一次查出 `a=xxx` 数据 再从 `a=xxx` 中查出 `b=xxx` 的数据。使用索引下推和不使用索引下推的区别在于不使用索引下推会先查出 `a=xxx` 数据的主键然后根据查询出的主键回表查询出全行数据，再在全行数据上查出 `b=xxx` 的数据；而索引下推的执行过程是先查出 `a=xxx` 数据的主键，然后在这些主键上二次查询 `b=xxx` 的主键，然后回表。

索引下推的特点：

*  innodb 引擎的表，索引下推只能用于二级索引
 *  索引下推一般可用于所查询字段不全是联合索引的字段，查询条件为多条件查询且查询条件子句字段全是联合索引。

### 1.4.4 优化器与索引 ###

在索引建立之后，一条语句可能会命中多个索引，这时，就会交由优化器来选择合适的索引。优化器选择索引的目的，是找到一个最优的执行方案，并用最小的代价去执行语句。那么优化器是怎么去确定索引的呢？优化器会优先选择扫描行数最少的索引，同时还会结合是否使用临时表、是否排序等因素进行综合判断。MySQL 在开始执行 sql 之前，并不知道满足这个条件的记录有多少条，而只能根据 mysql 的统计信息来估计，而统计信息是通过数据采样得出来的。

### 1.4.5 其他索引知识点 ###

有时候需要索引很长的字符列，这会让索引变得很大很慢还占内存。通常可以以开始的部分字符作为索引，这就是 **前缀索引**。这样可以大大节约索引空间，从而提高索引效率，但这样也会降低索引的选择性。

**脏页**对数据库的影响：

当内存数据页和磁盘的数据不一致的时候我们称这个内存页为脏页，内存数据写入磁盘后数据一致，称为干净页。当要读入数据而数据库没有内存的时候，这个时候需要淘汰内存中的数据页——干净页可以直接淘汰掉，而脏页需要先刷入磁盘再淘汰。如果一个查询要淘汰的脏页太多会导致查询的时间变长。为了减少脏页对数据库性能影响，innodb 会控制脏页的比例和脏页刷新时机。

## 1.5 mysql 语法分析及优化 ##

### 1.5.1 count(\*) ###

`count(*)` 对 innodb 而言，它需要把数据从磁盘中读取出来然后累计计数；而 MyISAM 引擎把一个表的总行数存在了磁盘上，所以执行 `count(*)` 会直接返回这个数，如果有 where 条件则和 innodb一样。那么如何优化 `count(*)` ？一个思路是使用缓存，但是需要注意双写一致的问题（双写一致性后文缓存章节会做介绍）。还可以专门设计一张表用以存储 `count(*)` 。

对于 count(主键 id )来说，InnoDB 引擎会遍历整张表，把每一行的 id 值都取出来，返回给 server 层。server 层拿到 id 后，判断是不可能为空的，就按行累加。对于 count(1) 来说，InnoDB 引擎遍历整张表，但不取值。server 层对于返回的每一行，放一个数字“1” 进去，判断是不可能为空的，按行累加。单看这两个用法的差别的话，你能对比出来，count(1) 执行得要比 count(主键 id)快。因为从引擎 返回 id 会涉及到解析数据行，以及拷贝字段值的操作。对于 count(字段)来说：如果这个“字段”是定义为 not null 的话，一行行地从记录里面读出这个字段，判断不能为 null，按行累加；如果这个“字段”定义允许为 null，那么执行的时候，判断到有可能是 null，还要把值取出来再 判断一下，不是 null 才累加。而对于 count(\*) 来说，并不会把全部字段取出来，而是专门做了优化，不取值，按行累加。所以排序效率：

> count(\*)=count(1)>count(id)>count(字段)

### 1.5.2 order by ###

Mysql 会给每个线程分配一块内存用于做排序处理，称为 `sort_buffer` ,一个包含排序的 sql 执行过程为：申请排序内存 `sort_buffer` ,然后一条条查询出整行数据，然后将需要的字段数据放入到排序内存中，染回对排序内存中的数据做一个快速排序，然后返回到客户端。当数据量过大，排序内存盛不下的时候就会利用磁盘临时文件来辅助排序。当我们排序内存盛不下数据的时候，mysql 会使用 `rowid` 排序来优化。rowid 排序相对于全字段排序，不会把所有字段都放入 sort\_buffer，所以在 sort buffer 中进行排序之后还得回表查询。在少数情况下，可以使用联合索引+索引覆盖的方式来优化 order by。

### 1.5.3 join ###

在了解 `join` 之前我们应该先了解 **驱动表**这个概念——当两表发生关联的时候就会有驱动表和被驱动表之分，驱动表也叫外表（R 表），被驱动表也叫做内表（S 表）。一般我们将小表当做驱动表（指定了联接条件时，满足查询条件的记录行数少的表为「驱动表」,未指定联接条件时，行数少的表为「驱动表」；MySQL 内部优化器也是这么做的）。

假设有这样一句 sql（xxx 为索引）:

select * from table1 left join tablet2 on table1.xxx=table2.xxx

这条语句执行过程是先遍历表 table1 ，然后根据从表 table1 中取出的每行数据中的 xxx 值，去表 table2 中查找满足条件的 记录。这个过程就跟我们写程序时的嵌套查询类似，并且能够用上被驱动表的索引，这种查询方式叫 `NLJ` 。当 xxx 不是索引的时候，再使用 `NLJ` 的话就会对 table2 做多次的全表扫描（每从 table1 取一条数据就全表扫描一次 table2），扫描数暴涨。这个时候 mysql 会采用另外一个查询策略。Mysql 会先把 table1 的数据读入到一个 `join_buffer` 的内存空间里面去，然后依次取出 table2 的每一行数据，跟 `join_buffer` 中的数据做对比，满足 join 条件的作为结果集的一部分返回。

我们在使用 `join` 的时候,要遵循以下几点：

*  小表驱动大表。
 *  被驱动表走索引的情况下（走  `NLJ` 查询方式）的时候才考虑用join

### 1.5.4 sql 的优化 ###

1） 在 mysql 中，如果对字段做了函数计算，就用不上索引了。

如以下 sql(data 为索引):

select * from tradelog where month ( data )= 1 ;

优化器对这样的 sql 会放弃走搜索树，因为它无法知道 data 的区间。

2）隐式的类型转换会导致索引失效。

如以下 sql:

select * from table where xxx = 110717 ;

其中 xxx 为 `varchar` 型，在 mysql 中，字符串和数字做比较的话，将字符串转换成数字再进行比较，这里相当于使用了 `CAST(xxx ASsigned)` 导致无法走索引。

3）索引列参与了计算不会走索引

4）like %xxx 不会走索引，like xxx% 会走索引

5）在 where 子句中使用 or ，在 innodb 中不会走索引，而 MyISAM 会。

## 1.6执行计划和慢查询日志 ##

### 1.6.1 执行计划 ###

在查询 sql 之前加上 `explain` 可查看该条 sql 的执行计划,如：

EXPLAIN SELECT * FROM table

我们可以通过分析这个执行计划来知道我们 sql 的运行情况。SQL结果会得到一个表，现对各列进行解释：

1）id：查询中执行 select 子句或操作表的顺序。

2）select\_type：查询中每个 select 子句的类型（简单 到复杂）包括：

*  SIMPLE：查询中不包含子查询或者UNION；
 *  PRIMARY：查询中包含复杂的子部分；
 *  SUBQUERY：在SELECT或WHERE列表中包含了子查询，该子查询被标记为SUBQUERY；
 *  DERIVED：衍生，在FROM列表中包含的子查询被标记为DERIVED；
 *  UNION：若第二个SELECT出现在UNION之后，则被标记为UNION；
 *  UNION RESULT：从UNION表获取结果的SELECT被标记为UNION RESULT；

3） type：表示 MySQL 在表中找到所需行的方式，又称“访问类型”，包括：

*  ALL：Full Table Scan， MySQL 将遍历全表以找到匹配的行；
 *  index：Full Index Scan，index 与 ALL 区别为 index 类型只遍历索引树；
 *  range：索引范围扫描，对索引的扫描开始于某一点，返回匹配值域的行，常见于 between < > 等查询；
 *  ref：非唯一性索引扫描，返回匹配某个单独值的所有行。常见于使用非唯一索引即唯一索引的非唯一前缀进行的查找；
 *  eq\_ref：唯一性索引扫描，对于每个索引键，表中只有一条记录与之匹配。常见于主键或唯一索引扫描；
 *  onst 和 system：当 MySQL 对查询某部分进行优化，并转换为一个常量时，使用这些类型访问。如将主键置于 where 列表中，MySQL 就能将该查询转换为一个常量，system 是 const 类型的特例，当查询的表只有一行的情况下， 使用 system；
 *  NULL：MySQL 在优化过程中分解语句，执行时甚至不用访问表或索引。

4）possible\_keys：指出 MySQL 能使用哪个索引在表中找到行，查询涉及到的字段上若存在索引，则该索引将被列出，但不一定被查询使用。

5）key：显示 MySQL 在查询中实际使用的索引，若没有使用索引，显示为 NULL。

6）key\_len：表示索引中使用的字节数，可通过该列计算查询中使用的索引的长度。

7）ref：表示上述表的连接匹配条件，即哪些列或常量被用于查找索引列上的值。

8）rows：表示上述表的连接匹配条件，即哪些列或常量被用于查找索引列上的值。

9）Extra：其他重要信息 包括：

*  Using index：该值表示相应的 select 操作中使用了覆盖索引；
 *  Using where：MySQL 将用 where 子句来过滤结果集；
 *  Using temporary：表示 MySQL 需要使用临时表来存储结果集，常见于排序和分组查询；
 *  Using filesort：MySQL 中无法利用索引完成的排序操作称为“文件排序”。

### 1.6.2 慢查询日志 ###

mysql 支持慢查询日志功能—— mysql 会将查询时间过长的 sql 相关信息写入日志。这个查询时间阀值由参数 `long_query_time` 指定， `long_query_time` 的默认值为 10，运行 10S 以上的查询 sql 会被记录到慢查询日志中。默认情况下，Mysql 数据库并不启动慢查询日志，需要我们手动来设置这个参数。慢查询日志支持将日志记录写入文件，也支持将日志记录写入数据库表。

可通过以下 sql 查看慢查询日志是否开启：

show variables like '%slow_query_log%' ;

通过以下 sql 开启慢查询：

set global slow_query_log = 1 ;

使用 sql 修改慢查询日志设置只对当前数据库生效，如果 MySQL 重启后则会失效。如果要永久生效，就必须修改配置文件 my.cnf。

通过以下 sql 查看修改慢查询的阈值：

show variables like 'long_query_time%' ; 	
    set global long_query_time = 4 ;

## 1.7 主从备份 ##

### 1.7.1 主从备份原理 ###

主从复制是指一台服务器充当主数据库服务器，另一台或多台服务器充当从数据库服务器，主服务器中的数据自动复制到从服务器之中。通过这种手段我们可以做到读写分离，主库写数据，从库读数据，从而提高数据库的可用。MySQL 主从复制涉及到三个线程，一个运行在主节点（log dump thread），其余两个(I/O thread, SQL thread)运行在从节点。

主节点 binary log dump 线程：

当从节点连接主节点时，主节点会创建一个 `logdump` 线程，用于发送 `binlog` 的内容。在读取 `binlog` 中的操作时，此线程会对主节点上的 `binlog` 加锁，当读取完成，甚至在发动给从节点之前，锁会被释放。

从节点I/O线程: 用于从库将主库的 `binlog` 复制到本地的 `relay log` 中，首先，从库库会先启动一个工作线程，称为IO工作线程，负责和主库建立一个普通的客户端连接。如果该进程追赶上了主库，它将进入睡眠状态，直到主库有新的事件产生通知它，他才会被唤醒，将接收到的事件记录到 `relay log` (中继日志)中。

从节点 SQL 线程:

SQL 线程负责读取 `relay log` 中的内容，解析成具体的操作并执行，最终保证主从数据的一致性。

### 1.7.2 主从备份延迟 ###

主备延迟最直接的表现是，备库消费中继日志（ `relay log` ）的速度，比主库生产 `binlog` 的速度要慢。可能导致的原因有：

*  大事务，主库上必须等事务执行完成才会写入 binlog，再传给备库，当一个事物用时很久的时候，在从库上会因为这个事物的执行产生延迟。
 *  从库压力大。

主备延迟当然是不好的，那么有哪些办法尽量减小主备延迟呢？有下面几个办法：

*  一主多从——多接几个从库，让这些从库来分担读的压力。这样方法适用于从库读压力大的时候。
 *  通过 binlog 输出到外部系统，比如 Hadoop 这类系统，让外部系统提供统计类查询的能力

## 1.8 分布式事务 ##

由于篇幅问题，这里不再对分布式事物的概念做普及，直接介绍两种分布式事务: XA 分布式事务和 TCC 分布式事务。

### 1.8.1 XA 分布式事务 ###

XA 是两阶段提交的强一致性事物。在 MySQL 5.7.7 版本中，Oracle 官方将 MySQL XA 一直存在的一个 “bug” 进行了修复，使得MySQL XA 的实现符合了分布式事务的标准。

XA 事务中的角色：

*  资源管理器（resource manager）：用来管理系统资源，是通向事务资源的途径。数据库就是一种资源管理器。资源管理还应该具有管理事务提交或回滚的能力。
 *  事务管理器（transaction manager）：事务管理器是分布式事务的核心管理者。事务管理器与每个资源管理器（resource manager）进行通信，协调并完成事务的处理。事务的各个分支由唯一命名进行标识。

XA 规范的基础是两阶段提交协议：

在第一阶段，交易中间件请求所有相关数据库准备提交（预提交）各自的事务分支，以确认是否所有相关数据库都可以提交各自的事务分支。当某一数据库收到预提交后，如果可以提交属于自己的事务分支，则将自己在该事务分支中所做的操作固定记录下来，并给交易中间件一个同意提交的应答，此时数据库将不能再在该事务分支中加入任何操作，但此时数据库并没有真正提交该事务，数据库对共享资源的操作还未释放（处于锁定状态）。如果由于某种原因数据库无法提交属于自己的事务分支，它将回滚自己的所有操作，释放对共享资源上的锁，并返回给交易中间件失败应答。

在第二阶段，交易中间件审查所有数据库返回的预提交结果，如所有数据库都可以提交，交易中间件将要求所有数据库做正式提交，这样该全局事务被提交。而如果有任一数据库预提交返回失败，交易中间件将要求所有其它数据库回滚其操作，这样该全局事务被回滚。

mysql 允许多个数据库实例参与一个全局的事务。MySQL XA 的命令集合如下：

-- 开启一个事务，并将事务置于 ACTIVE 状态，此后执行的 SQL 语句都将置于该是事务中。	
    XA START xid	
    -- 将事务置于 IDLE 状态，表示事务内的 SQL 操作完成。	
    XA END xid	
    -- 事务提交的准备动作，事务状态置于 PREPARED 状态。事务如果无法完成提交前的准备操作，该语句会执行失败。	
    XA PREPARE xid	
    -- 事务最终提交，完成持久化。	
    XA COMMIT xid	
    -- 事务回滚终止	
    XA ROLLBACK xid	
    -- 查看 MySQL中存在的 PREPARED 状态的 xa 事务。	
    XA RECOVER

MySQL 在 XA 事务中扮演的是参与者的角色，被事务协调器所支配。XA 事务比普通本地事务多了一个 `PREPARE` 状态，普通事务是 begin-> commit 而分布式事务是 begin->PREPARE 等其他数据库事务都到 PREPARE 状态的时候再 PREPARE->commit。分布式事务 sql 示例：

xa start 'aaa' ;	
    insert into table ( xxx ) values ( xxx ); 	
    xa end 'aaa' ; 	
    xa prepare 'aaa';	
    xa commit 'aaa';

XA 事务存在的问题：

*  单点问题:事务管理器在整个流程中扮演的角色很关键，如果其宕机，比如在第一阶段已经完成，在第二阶段正准备提交的时候事务管理器宕机，资源管理器就会一直阻塞，导致数据库无法使用。
 *  同步阻塞:在准备就绪之后，资源管理器中的资源一直处于阻塞状态，直到提交完成才能释放资源。
 *  数据不一致:两阶段提交协议虽然为分布式数据强一致性所设计，但仍然存在数据不一致性的可能，比如在第二阶段中，假设协调者发出了事务 commit 的通知，但是因为网络问题该通知仅被一部分参与者所收到并执行了 commit 操作，其余的参与者则因为没有收到通知一直处于阻塞状态，这时候就产生了数据的不一致性。

### 1.8.2 TCC 分布式事务 ###

TCC 又被称作柔性事务，通过事务补偿机制来达到事务的最终一致性，它不是强一致性的事务。TCC 将事务分为两个阶段，或者说是由两个事务组成的。相对于 XA 事务来说 TCC 的并发性更好，XA 是全局性的事务，而 TCC 是由两个本地事务组成。

假设我们购买一件商品，后台需要操作两张表——积分表加积分而库存表扣库存，这两张表存在于两个数据库中，使用 TCC 事务执行这一事务：

1）TCC 实现阶段一：Try

在 try 阶段并不是直接减库存加积分，而是将相关数据改变为预备的状态。库存表先锁定一个库存，锁定的方式可以预留一个锁定字段，当这个字段为一的时候表示这个商品被锁定。积分表加一个数据，这个数据也是被锁定状态，锁定方式和库存表一样。其 sql 形如：

update stock set lock = 1 where id = 1 ;	
    insert into credits (lock,...)values (1,...)

这两条 sql 如果都执行成功则进入 Confirm 阶段，如果执行不成功则进入 Cancel 阶段

2）TCC 实现阶段二：Confirm

这一阶段正式减库存加积分订单状态改为已支付。执行 sql 将锁定的库存扣除，为累加积分累加，以及一些其他的逻辑。

3）TCC 实现阶段三：Cancel

当 try 阶段执行不成功，就会执行这一阶段，这个阶段将锁定的库存还原，锁定的积分删除掉。退回到事务执行前的状态。

TCC 事务原理很简单，使用起来却不简单。首先 TCC 事务对系统侵入性很大，其次是让业务逻辑变得复杂。在实际使用中我们必须依赖 TCC 事务中间件才能让 TCC 事务得以实现。通常一个 TCC 事务实现大概是这样子的：某个服务向外暴露了一个服务，这个服务对外正常调用，其他服务并不能感知到 TCC 事务的存在，而其服务内部，分别实现了 Try,Confirm,Cancel 三个接口，注册到 TCC 中间件上去。当调用这个服务的时候，其事务操作由该服务和 TCC 中间件共同完成。

而 TCC 事务中间件还要做好其他事情，比如确保 Confirm 或者 Cancel 执行成功，如果发现某个服务的 Cancel 或者 Confirm 一直没成功，会不停的重试调用他的 Cancel 或者 Confirm 逻辑，务必要他成功！即使在尝试多次后无法成功也能通知到系统需要人工排查异常。TCC 事务还要考虑一些异常情况的处理，比如说订单服务突然挂了，然后再次重启，TCC 分布式事务框架要能够保证之前没执行完的分布式事务继续执行。TCC 分布式事务框架还需要做好日志的记录，保存下来分布式事务运行的各个阶段和状态，以便系统上线后能够排查异常，恢复数据。目前开源的 TCC 事务框架有： `Seata` `ByteTCC` `tcc-transaction` 等。

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