假如没有分布式事务
在一系列微服务系统当中，假如不存在分布式事务，会发生什么呢？让我们以互联网中常用的交易业务为例子：
上图中包含了库存和订单两个独立的微服务，每个微服务维护了自己的数据库。在交易系统的业务逻辑中，一个商品在下单之前需要先调用库存服务，进行扣除库存，再调用订单服务，创建订单记录。
正常情况下，两个数据库各自更新成功，两边数据维持着一致性。
但是，在非正常情况下，有可能库存的扣减完成了，随后的订单记录却因为某些原因插入失败。这个时候，两边数据就失去了应有的一致性。
什么是分布式事务？
分布式事务用于在分布式系统中保证不同节点之间的数据一致性。分布式事务的实现有很多种，最具有代表性的是由Oracle Tuxedo系统提出的XA分布式事务协议。
XA协议包含两阶段提交（2PC/tow phase commit）和三阶段提交（3PC）两种实现，这里我们重点介绍两阶段提交的具体过程。
XA两阶段提交
在XA协议中包含着两个角色：事务协调者（coordinator）和事务参与者(participants, 或cohorts)。让我们来看一看他们之间的交互流程：
第一阶段：
在XA分布式事务的第一阶段，作为事务协调者的节点会首先向所有的参与者节点发送Prepare请求。
在接到Prepare请求之后，每一个参与者节点会各自执行与事务有关的数据更新，写入Undo Log和Redo Log。如果参与者执行成功，暂时不提交事务，而是向事务协调节点返回“完成”消息。
当事务协调者接到了所有参与者的返回消息，整个分布式事务将会进入第二阶段。
第二阶段：
在XA分布式事务的第二阶段，如果事务协调节点在之前所收到都是正向返回，那么它将会向所有事务参与者发出Commit请求。
接到Commit请求之后，事务参与者节点会各自进行本地的事务提交，并释放锁资源。当本地事务完成提交后，将会向事务协调者返回“完成”消息。
当事务协调者接收到所有事务参与者的“完成”反馈，整个分布式事务完成。
以上所描述的是XA两阶段提交的正向流程，接下来我们看一看失败情况的处理流程：
第一阶段：
第二阶段：
在XA的第一阶段，如果某个事务参与者反馈失败消息，说明该节点的本地事务执行不成功，必须回滚。
于是在第二阶段，事务协调节点向所有的事务参与者发送Abort请求。接收到Abort请求之后，各个事务参与者节点需要在本地进行事务的回滚操作，回滚操作依照Undo Log来进行。
在异步环境(asynchronous)并且没有节点宕机(fail-stop)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。但如果再加上节点宕机(fail-recover)的考虑，2PC是否还能解决一致性问题呢？
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coordinator如果在发起提议后宕机，那么participant将进入阻塞(block)状态、一直等待coordinator回应以完成该次决议。这时需要另一角色把系统从不可结束的状态中带出来，我们把新增的这一角色叫协调者备份(coordinator watchdog)。coordinator宕机一定时间后，watchdog接替原coordinator工作，通过问询(query) 各participant的状态，决定阶段2是提交还是中止。这也要求 coordinator/participant 记录(logging)历史状态，以备coordinator宕机后watchdog对participant查询、coordinator宕机恢复后重新找回状态。 从coordinator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(latency)增加相对较少。
XA三阶段提交
3PC(three phase commit)即三阶段提交，既然2PC可以在异步网络+节点宕机恢复的模型下实现一致性，那还需要3PC做什么，3PC是什么鬼？
在2PC中，一个participant的状态只有它自己和coordinator知晓，假如coordinator提议后自己宕机了，并且在watchdog启用前，一个participant也宕机了。。其他participant就会进入既不能回滚、又不能强制commit的阻塞状态，直到participant宕机恢复。这引出两个疑问：
能不能去掉阻塞，使系统可以在commit/abort前回滚(rollback)到决议发起前的初始状态 当次决议中，participant间能不能相互知道对方的状态，又或者participant间根本不依赖对方的状态
coordinator 接收完participant的反馈之后，进入阶段2，给各个participant发送准备提交(prepare to commit)指令。participant接到准备提交指令后可以锁资源，但要求相关操作必须可回滚。coordinator接收完确认(ACK)后进入阶段3、进行commit/abort，3PC的阶段3与2PC的阶段2无异。协调者备份(coordinator watchdog)、状态记录(logging)同样应用在3PC。 participant如果在不同阶段宕机，我们来看看3PC如何应对：
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阶段1: coordinator或watchdog未收到宕机participant的vote，直接中止事务；宕机的participant恢复后，读取logging发现未发出赞成vote，自行中止该次事务
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阶段2: coordinator未收到宕机participant的precommit ACK，但因为之前已经收到了宕机participant的赞成反馈(不然也不会进入到阶段2)，coordinator进行commit；watchdog可以通过问询其他participant获得这些信息，过程同理；宕机的participant恢复后发现收到precommit或已经发出赞成vote，则自行commit该次事务
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阶段3: 即便coordinator或watchdog未收到宕机participant的commit ACK，也结束该次事务；宕机的participant恢复后发现收到commit或者precommit，也将自行commit该次事务
因为有了准备提交(prepare to commit)阶段，3PC的事务处理延时也增加了1个RTT，变为3个RTT(propose+precommit+commit)，但是它防止participant宕机后整个系统进入阻塞态，增强了系统的可用性，对一些现实业务场景是非常值得的。
HBase Snapshot的两阶段提交
hbase为指定表执行snapshot操作时，实际上真正执行snapshot的是对应表的所有region。这些region因为分布在多个RegionServer上，所以需要一种机制来保证所有参与执行snapshot的region要么全部完成，要么都没有开始做，不能出现中间状态，比如某些region完成了，某些region未完成。
HBase使用两阶段提交协议（2PC）来保证snapshot的分布式原子性。prepare阶段协调者会向所有参与者发送prepare命令，所有参与者开始获取相应资源（比如锁资源）并执行prepare操作确认可以执行成功，通常核心工作都是在prepare操作中完成的。并返回给协调者prepared应答。协调者接收到所有参与者返回的prepared应答之后（表明所有参与者都已经准备好提交），在本地持久化commit状态，进入commit阶段，协调者会向所有参与者发送commit命令，参与者接收到commit命令之后会执行commit操作并释放资源，通常commit操作都非常简单。
接下来就看看hbase是如何使用2PC协议来构建snapshot架构的，基本步骤如下：
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prepare阶段：HMaster在zookeeper创建一个’/acquired-snapshotname’节点，并在此节点上写入snapshot相关信息（snapshot表信息）。所有regionserver监测到这个节点之后，根据/acquired-snapshotname节点携带的snapshot表信息查看当前regionserver上是否存在目标表，如果不存在，就忽略该命令。如果存在，遍历目标表中的所有region，分别针对每个region执行snapshot操作，注意此处snapshot操作的结果并没有写入最终文件夹，而是写入临时文件夹。regionserver执行完成之后会在/acquired-snapshotname节点下新建一个子节点/acquired-snapshotname/nodex，表示nodex节点完成了该regionserver上所有相关region的snapshot准备工作。
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commit阶段：一旦所有regionserver都完成了snapshot的prepared工作，即都在/acquired-snapshotname节点下新建了对应子节点，hmaster就认为snapshot的准备工作完全完成。master会新建一个新的节点/reached-snapshotname，表示发送一个commit命令给参与的regionserver。所有regionserver监测到/reached-snapshotname节点之后，执行snapshot commit操作，commit操作非常简单，只需要将prepare阶段生成的结果从临时文件夹移动到最终文件夹即可。执行完成之后在/reached-snapshotname节点下新建子节点/reached-snapshotname/nodex，表示节点nodex完成snapshot工作。
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abort阶段：如果在一定时间内/acquired-snapshotname节点个数没有满足条件（还有regionserver的准备工作没有完成），hmaster认为snapshot的准备工作超时。hmaster会新建另一种新的节点/abort-snapshotname，所有regionserver监听到这个命令之后会清理snapshot在临时文件夹中生成的结果。
可以看到，在这个系统中HMaster充当了协调者的角色，RegionServer充当了参与者的角色。HMaster和RegionServer之间的通信通过Zookeeper来完成，同时，事务状态也是记录在Zookeeper上的节点上。HMaster高可用情况下主HMaster宕机了，从HMaster切成主后根据Zookeeper上的状态可以决定事务十分继续提交或者abort。
巨人的肩膀：
https://github.com/wangzhiwubigdata/God-Of-BigData/blob/master/
http://hbasefly.com/2017/09/17/hbase-snapshot/