从单点到分布式

本文梳理从单点到分布式遇到的概念及问题，包括：

• 单点问题
• 主从
• 集群
• 负载均衡
• 分布式
• 分布式理论：CAP，BASE
• 一致性：2PC，3PC，TCC，消息事务，Paxos，Raft

在架构风格：万金油CS与分层中提到了CS架构风格。可以说CS架构风格是分布式架构的起点，所以我们从CS架构风格开始。

最简单的CS架构就是一个Client+一个Server！Client和Server之间建立连接，然后Server对Client的请求进行响应。

对于这个最简单的CS架构，有一个很明显的问题：「单点问题」

即当这唯一的一个Server挂掉以后，Client就无法获得响应了。那怎么解决单点问题呢？非常简单，冗余。

冗余的方法有两种：主从和集群！

主从、集群和分布式

下面举个例子来说明，主从、集群和分布式的区别！

假设我老婆开了家饭店。因为没钱，早期客户也不是很多，所以就一个人张罗。这就是一个单点。因为如果我老婆有什么事情，那就没法开店了。

可是我家有两个小孩，老是生病，三天两头的要跑医院，老是关门也不是办法。所以，在老婆有事的时候，我就去开店。我和我老婆就是「主备关系」。

但是呢，我也要上班，我不可能老是去开店。所以我们都没空的时候，就让我丈母娘帮忙开店。现在我、我老婆和丈母娘之间的关系还是「主备关系」！为什么？因为我们没有同时开店，只是在其他人都有事的时候才来开店的。也就是说同时只有一个服务对外提供服务。

一段时间后，饭店生意很好。老婆一个人有点忙不过来了。于是我就干脆辞职和老婆一起开店。我们做的事情相同。于是我们就组成了「集群」。我们同时对外提供相同的服务。

此时如果我老婆有事，那我又变成了一个单点服务。

再后来，我们两个人也忙不过来了。我们就又招了个服务员。服务员主要工作就是帮忙点菜、收拾碗筷之类的。我们就专心的做饭、收钱。现在我和我老婆之间还是集群，因为我们的工作一样。而我、我老婆和服务员就组成了分布式。我们三个人组成了完整的服务。

但是呢，现在服务员出现了单点问题。当这个服务员请假的话，我们又忙不过来了。于是我们又招了一个服务员。这两个服务员之间又组成了集群。

最后，饭店越开越大。我们招了服务员、收银、厨师、洗碗工、清洁员.....组成了一个大的分布式系统。

而我和我老婆则出去浪去了。

三者的区别

从上面的例子，我们可以看出，主从、集群和分布式之间的区别：

• 主从：同时只有一台服务对外提供服务。当这台服务器挂掉以后，另外一个服务器对外提供服务。
• 集群：所有服务器同时对外提供服务。有一台或几台服务器挂掉以后，可能有部分客户端会受到影响（看负载均衡算法）
• 分布式：所有的服务组合成一个完成的系统对外提供服务。如果有一个或多个服务挂掉，那对应的那部分功能就没法使用。每个服务都可以通过集群来确保可用性。

新的问题

虽然主从和集群解决了单点的问题。但是从主从到集群、再到分布式，系统间通信成指数级增长，也引入了各种其它问题。

在单点CS架构下，只有Client和Server之间存在网络通信，Server内部并不存在网络通信。而变成分布式以后，Server间也需要通过网络通信。由于网络的不稳定，可能会出现各种问题。同时由于节点数的增加，Server本身出问题的几率也就提高了，主要可能出现：

• 通信异常：由于网络的不稳定性，可能导致服务间的通信出现异常
• 网络分区：由于「通信异常」，可能导致服务间的数据不同步，或者部分服务无法对外服务。就是说，可能客户端访问到的响应有差异。
• 响应超时：一般来说，正常的调用会返回成功或失败的状态，但是网络通信可能出现超时。超时分为
• 发送超时：请求并没有到达服务端
• 响应超时：请求到达了服务端，但是服务端的响应并没有返回到客户端
• 处理方式：如果请求是幂等的，那可以再次请求。如果不是幂等的，那需要一些补偿措施。
• 节点故障：服务节点宕机，无法对外提供服务。
• 节点选择：即Client到哪个节点去获取数据。这就涉及到负载均衡算法，一般的负载均衡算法有(这里不展开)
• 随机
• 轮询
• 加权随机
• 加权轮询
• 源地址Hash
• 一致性Hash

实际上在分布式系统中，要解决的问题是：「在网络不可靠的情况下，如何保证数据一致性」？

处理方式有两种：

• 想办法保证强一致性
• 不保证强一致性，但保证最终一致性

强一致性方案

保证强一致性的思路其实很简单，就是「假设网络在大部分情况下都是正常的，批量的去操作这一批节点，要么全部成功，要么全部失败」！

操作方式有：

• 2PC（两阶段提交）
• 事务补偿TCC（可以说是业务层面的2PC）
• 3PC（三阶段提交）
• Sagas：将分布式长事务拆分成多个短事务，由Sagas引擎来协调，具体没有研究。可参考最后的参考资料。

2PC和3PC都引入了一个「协调者」来协调各个节点（参与者）：

• 客户端提交操作到协调者
• 协调者与参与者通信，确保各个参与者的操作
• 如果所有参与者操作成功，协调者返回客户端成功
• 否则协调者返回客户端失败

具体流程见下文。

2PC

流程：

• 提交请求阶段（commit-request phase） ：
• 协调者向所有参与者询问是否可以执行提交操作，然后开始等待各参与者的响应
• 参与者直接就开始执行事务操作，并将Undo信息和Redo信息写入日志
• 如果参与者的事务操作执行成功，则返回一个「同意」消息；否则返回一个「终止」消息
• 提交阶段（commit phase） ：
• 当协调者从所有参与者获得的响应消息都为「同意」：
• 协调者向所有参与者发出「正式提交」的请求
• 参与者提交事务，并释放事务占用的资源
• 参与者向协调者发送「完成」消息
• 协调者收到所有参与者反馈的「完成」消息后，完成事务
• 如果任一参与者在第一阶段返回「终止」消息，或者协调者在第一阶段超时之前无法获取所有参与者的响应消息：
• 协调者向所有参与者发出「回滚操作」的请求
• 参与者利用之前写入的Undo信息执行回滚操作，并释放在整个事务期间占用的资源
• 参与者向协调者发送「回滚完成」消息
• 协调者收到所有参与者反馈的「回滚完成」消息后，取消事务

举例：

假设两个Server(s1,s2)向三个注册中心节点注册(c1,c2,c3)，如果是2PC，流程如下：

• s1向c1,c2,c3发送「提交请求」，c1,c2,c3接收到了消息，将s1信息保存，并写入Undo和Redo日志，返回「成功」
• 此时s2向c1,c2,c3发送「提交请求」，但是c1,c2,c3目前被锁定了，所以只能等待
• s1收到所有的「成功」消息，向c1,c2,c3发送「确认提交」请求，c1,c2,c3提交事务，返回「完成」，s1事务结束
• s2超时没等到所有的「成功」消息，事务回滚。

问题：

二阶段提交的问题很明显：

• 节点阻塞：在请求阶段，节点就执行了事务操作，并进入阻塞状态。这会导致几个连锁问题：
• 节点本身阻塞，在这个事务结束之前，这个节点不响应其它请求（上面的例子就是这种情况）
• 如果节点占用了公共资源，其它想要访问公共资源的第三方节点也会进入阻塞状态
• 如果在第二阶段出现网络故障，则节点会一直阻塞（可使用超时机制）
• 数据不一致：在第二阶段提交事务时，可能网络故障了，只有部分节点提交了数据。这就导致了数据不一致。
• 超时失败：第二阶段，参与者执行完成了，并全部返回完成，但是协调者没有接收到，导致执行了回滚操作
• 所有参与者都回滚了，事务执行失败（实际事务都执行成功了，但是没有接收到响应）
• 部分参与者回滚，又导致了数据不一致

所以2PC并不能保证真正的一致性。

事务补偿TCC

TCC将整个业务逻辑分为三块：Try、Confirm和Cancel三个操作：

• Try：对业务系统做检测及资源预留。类似2PC的阶段一
• Confirm：对业务系统做确认提交。默认只要Try成功，Confirm一定成功。
• Cancel：在业务执行错误时，执行的业务取消，释放预留资源

举例：

还是假设两个Server(s1,s2)向三个注册中心节点注册(c1,c2,c3)，如果是TCC，流程如下：

• s1向c1,c2,c3发送「Try请求」，c1,c2,c3接收到了消息，锁定服务列表信息，返回「成功」
• 此时s2向c1,c2,c3发送「Try请求」，锁定失败，可以等待或重试
• s1收到所有的「成功」消息，向c1,c2,c3发送「Confirm提交」请求，c1,c2,c3提交事务，返回「完成」，s1事务结束

问题：

TCC的主要问题是适用性问题，因为是业务层的事务管理，所以需要针对具体的业务进行具体的Try/Confirm/Cancel的实现。

3PC

为了解决2PC的阻塞问题，就有了三阶段提交。三阶段提交将二阶段提交的「请求阶段」拆分为「CanCommit阶段」和「PreCommit阶段」。具体流程如下：

• CanCommit阶段： 协调者向参与者发送提交请求，参与者如果可以提交就返回「是」，否则返回「否」。（注意，这里并不会执行事务，所以也不会阻塞）
• PreCommit阶段：
• 如果参与者都返回「是」，则进行事务的预执行：
• 协调者向参与者发送PreCommit请求，并进入Prepared阶段
• 参与者接收到PreCommit请求后，执行事务操作，并将undo和redo信息记录到事务日志中
• 如果参与者执行成功，则返回「完成」消息，并等待最终指令
• 假如有任何一个参与者向协调者发送了「否」，或者等待超时，那么就中断事务：
• 协调者向所有参与者发送终止请求
• 参与者收到终止请求后（或超时仍未收到协调者的请求），则终止事务
• DoCommit阶段：该阶段提交事务，也分为两种情况:
• 如果协调者接收到所有参与者返回的「完成」，则从PreCommit状态进入DoCommit状态，同时向所有参与者发送doCommit请求
• 参与者接收到doCommit请求之后，提交事务，并在完成之后释放所有的资源
• 事务提交完之后，向协调者发送「提交完成」响应
• 协调者接收到所有参与者的「提交完成」响应之后，完成事务
• 如果协调者没有接收到所有参与者发送的「提交完成」响应（参与者返回的不是「提交完成」响应或者超时没有返回任何信息），则终止事务

举例：

依然假设两个Server(s1,s2)向三个注册中心节点注册(c1,c2,c3)，如果是3PC，流程如下：

• s1向c1,c2,c3发送「CanCommit请求」，c1,c2,c3接收到了消息，返回「OK」
• 此时s2向c1,c2,c3发送「CanCommit请求」，c1,c2,c3接收到了消息，也返回「OK」
• s1收到所有的「成功」消息，向c1,c2,c3发送「PreCommit请求」，c1,c2,c3将s1信息保存，并写入Undo和Redo日志，返回「成功」
• s2收到所有的「成功」消息，向c1,c2,c3发送「PreCommit请求」，c1,c2,c3返回「失败」
• s1收到所有的「成功」消息，向c1,c2,c3发送「DoCommit请求」，c1,c2,c3提交事务，释放资源，返回成功。事务完成
• s2收到「失败」消息，事务回滚

问题：

3PC同样会出现数据不一致的情况，在第三阶段协调者终止事务，但是参与者没有接收到，则可能导致数据不一致。

最终一致性

可以看到，强一致性在任何一个节点出现问题后，事务都会失败。在事务要求不是很高的情况下，并不一定要保证强一致性，只要保证最终一致性就可以了。保证最终一致性的思路是基于CAP定理和BASE理论。

CAP定理

在《JDBC的架构设计》中提到了本地事务的ACID特性：

• 原子性（Atomicity）：事务作为一个整体被执行，包含在其中的对数据库的操作要么全部被执行，要么都不执行
• 一致性（Consistency）：事务应确保数据库的状态从一个一致状态转变为另一个一致状态。一致状态的含义是数据库中的数据应满足完整性约束
• 隔离性（Isolation）：多个事务并发执行时，一个事务的执行不应影响其他事务的执行
• 持久性（Durability）：已被提交的事务对数据库的修改应该永久保存在数据库中

CAP里也有一个A和一个C。但是实际两者之间并没有什么关系。CAP中的C、A、P分别是：

• 一致性（Consistency）：这里的一致性指的是数据在多个副本之间保持强一致
• 可用性（Availability）：指系统可以对外提供服务，这是一个架构属性。关于架构属性可参考之前的文章《什么是架构属性》
• 分区容错性（Partition tolerance）：这里的分区指的是「网络分区」。指的是除非整个网络环境都发生了故障，否则系统在遇到任何网络分区故障的时候，仍然能够对外提供满足一致性和可用性的服务

CAP定理，说的是「对于一个分布式系统来说，不可能同时满足一致性、可用性和分区容错性。最多只能满足其中两项」！

那我们应该满足哪两项呢？这个都知道了，就是「分区容错性」和「可用性」，同时保证「最终一致性」！那为什么呢？

我们来假设：

• 假如放弃可用性：即系统遇到任何问题，就对外不可用。上面说了，分布式系统网络间通信数量大大增加，如果网络一波动，系统就不可用。那实际可用性还不如单点应用。那还要搞分布式干嘛？
• 假如放弃分区容错性：避免网络分区的方法就是将数据集中管理，又变成了单点应用了。
• 假如放弃强一致性：强一致性指的是像数据库事务那样，操作完了以后，所有的数据都是一致的。但是在分布式系统里面，如果出现了网络分区或者网络延时，那么是无法保证强一致性的。虽然放弃了强一致性，但是可以使用各种手段来保证最终一致性。就是说当网络故障恢复后，或者网络通信结束后，保证各个副本的数据一致。

BASE理论

BASE理论是CAP的实践理论。其核心思想是：「根据CAP定理，我们知道系统是无法做到强一致性的，但系统可以根据自身的业务特点，采用适当的方式来使系统达到最终一致。」

BASE包括：

• 基本可用（Basically Available）：在系统出现故障时，相对于正常的系统来说，可能有某些服务降级，但是还是能正常对外提供服务。服务降级包括：
• 响应时间：即比正常系统响应时间慢
• 功能：某些功能可能不可用。比如18年双11，淘宝的地址服务就挂了，但是不影响用户败家，只是不能修改地址而已。
• 软状态（Soft State）：指系统在最终一致之前的中间状态（即数据在一部分节点中，但还没有同步到所有的节点），该状态不影响系统的整体可用性。
• 最终一致性（Eventually Consistent）：系统从软状态中，经过一段时间，最终需要达到数据一致。这个「时间」取决于网络延时、系统负载、数据复制方案等因素。

可以看出，现在的主要问题就是「如何保证最终一致性」？

最终一致性方案

保证最终一致性的方法有：

• 消息事务
• Paxos算法
• Raft

消息事务

消息事务的原理很简单，通过消息队列来保障最终一致性，大致流程为：

• 在提交事务时，需要提交一份数据到消息队列。两者要么全部成功，要么全部失败
• 消息队列消费端消费消息，执行后续的任务
• 如果执行成功则结束
• 如果因为网络原因执行失败，则重试。如果因为业务原因执行失败，则可以写入一个补偿消息。消息生产方进行数据回滚

举例：

还是假设Server(s1,s2)向三个注册中心节点注册(c1,c2,c3)，消息事务流程如下：

• s1向c1和消息队列提交注册信息，提交成功
• s2向c1和消息队列提交注册信息，提交成功
• c2,c3监听到消息队列的消息，依次执行注册信息
• 执行成功则c1,c2,c3的服务列表最终都是一致的
• 如果c2执行s2失败，则需要向消息队列发送一个撤销操作，c1,c2接收到消息后，撤销s2的信息，s2接收到消息后，事务失败。

Paxos算法

普遍认为Paxos比较难理解，即使Lamport不使用任何公式写的《Paxos Made Simple》论文也都比较难以理解。

我觉得《Paxos Made Simple》难以理解的原因有两个：

• 论文中没有明确「提案」和「Value」之间的关系，前面说「Value」，后面又说「提案」。实际上「提案」包括了「提案编号」和「提案值」（也就是Value），提案编号是一个全序ID，即全局唯一且是递增的。
• 论文里面描述的Paxos算法分为两个阶段，但是这里的两个阶段和2PC里所说的两阶段意义是不同的。2PC中的两个阶段是它的完整流程就是两个阶段，而Paxos里的两个阶段是交替执行的，直到达到最终一致。也就是说，对一次Paxos计算来说，可能要经过多次的阶段一、阶段二，才会达到最终一致

论文中对Paxos算法的流程描述如下：

阶段一：

• Proposer选择一个提案号n，向大部分的Acceptor发送携带了提案号n的prepare请求
• 如果Acceptor接收到了prepare请求，请求携带的提案号n大于它所响应的prepare请求所携带的提案号，那么它会返回一个响应，这个响应包含了它所通过的最大编号的提案(如果存在的话)
• ，并保证以后都不会再接收提案号小于n的请求了
• 阶段二：
• 如果Proposer接收到了大部分Acceptor的响应，然后Proposer就发送accept请求给Acceptor，这个accept请求包含了提案号n和值v，这个v是前面Acceptor返回的最大编号的提案里的值，如果Acceptor没有返回任何提案，则v由Proposer自定义
• 如果Acceptor接收到了提案号为n的accept请求，如果它没有响应任何提案号大于n的prepare请求，它就接收这个提案

它主要保证了，在一次提案提交过程中（也就是一个Paxos计算中）：

• 只有提案被提交了，那么它里面的值才能被选中
• 最终只能有一个值被选中
• 如果某个进程获取到了某个值，那么这个值一定是被选中的那个值

举例

下面我还是以注册中心的流程，来阐述BasicPaxos算法（MultiPaxos这里不讨论）！

在这里Server可以说是Proposer，注册中心则是Acceptor，Client则是Learner。

假设有三个Server,P1[192.168.1.1],P2[192.168.1.2],P3[192.168.1.3]。五个注册中心节点A1,A2,A3,A4,A5。三个客户端L1,L2,L3。现在P1,P2都是第一次注册到注册中心（第一次计算）：

• P1,P2从全局ID生成器那里分别获取一个提案编号，P1[100],P2[101]
• P1携带提案编号100向A1,A3,A5发送prepare请求。但是因为网络不太好,A1,A3成功接收，但是A5发送失败了。A1,A3接收到了提案，记录下提案编号100，并保证以后不会再同意编号小于100的提案。因为是第一次接收提案，所以A1,A3都没有值返回。
• P2携带提案编号101向A1,A2,A5发送prepare请求。都发送成功了。A2,A5是第一次接收到提案，所以直接记录下提案编号101，并保证以后不会再同意编号小于101的提案。因为是第一次接收提案，所以A2,A5都没有值返回。对于A1来说，因为已经接收到P1的提案，但是101大于100，所以记录下101，并保证以后不会再同意编号小于101的提案。虽然A1接收了P1的prepare请求，但是并没有接收到任何值，所以也没有返回。
• P1接收到了A1,A3的响应，但是没有满足大多数。所以它重新获取了一个提案编号120，准备重新发送。
• 在此之前，P2接收到了A1,A2,A5的响应，将自己的IP作为值，并携带编号101一起[101,[192.168.1.2]]，向A1,A2,A5发送accept请求。A1,A2,A5都接收了这个提案，并记录了下来。
• P1重新向A1,A3,A5发送prepare请求[120]。因为120大于A1,A3,A5所记录的提案号，所以A1,A3,A5都记录下来这个提案编号。由于A1,A5已经记录了P2的值，所以返回P2的值给P1。A3没有返回。
• P1接收到了A1,A3,A5的响应，开始发送accept请求，但是A1,A5返回了P2的值，所以P1只能发送[120,[192.168.1.2]]到A1,A3,A5。
• 第一次计算结束，目前A1,A3,A5记录的是[120,[192.168.1.2]]。A2记录的是[101,[192.168.1.2]]，虽然编号不一样，但是值是一样的。A4则可以通过学习得到最终的服务列表。

但是P1明显没有注册上去，所以它又开始了第二次注册尝试(第二次Paxos计算），这时呢，P3也开始注册了：

• P1,P3从全局ID生成器那里分别获取一个提案编号，P1[210],P3[211]
• P1携带提案编号210向A1,A3,A5发送prepare请求。A1,A3,A5接收到了提案，记录下提案编号210，并保证以后不会再同意编号小于210的提案。因为这里是新的一次Paxos计算，所以这里实际还是第一次接收数据，所以不会返回提案值。
• P3携带提案编号211向A2,A4,A5发送prepare请求。因为211大于210，所以A2,A4,A5接收到了提案，记录下提案编号211，并保证以后不会再同意编号小于211的提案。这里也不会返回提案值。
• P1接收到了响应，开始发送access请求[210,[192.168.1.1]]到A1,A3,A5。A1,A3接收了这个提案，但是A5的提案号现在是211，它不接收这个提案。
• P3接收到了响应，开始发送access请求[211,[192.168.1.3]]到A2,A4,A5。A2,A4,A5接收了这个提案。
• P1重新获取了新的ID220，再次向A1,A3,A5发送prepare请求，A1,A3,A5都同意了。A1,A3返回[210,[192.168.1.1]]，A5返回[211,[192.168.1.3]]
• P1接收到响应，只能发送[220,[192.168.1.3]]的prepare请求到A1,A3,A5。A1,A3,A5全部同意。
• 至此第二次计算结束，目前A1,A3,A5记录的是[220,[192.168.1.3]]。P3,A2,A4记录的是[211,[192.168.1.3]]，虽然编号不一样，但是值是一样的。P2则通过学习可以得到最终的服务列表。

现在P1还是没注册上去，所以再来第三次注册尝试(第二次Paxos计算），现在就它一个注册了：

• P1从全局ID生成器那里获取一个提案编号P1[310]
• P1携带提案编号310向A1,A3,A5发送prepare请求。A1,A3,A5接收到了提案，记录下提案编号310，并保证以后不会再同意编号小于310的提案。因为这里是新的一次Paxos计算，所以这里实际还是第一次接收数据，所以不会返回提案值。
• P1接收到了响应，开始发送access请求[310,[192.168.1.1]]到A1,A3,A5。A1,A3,A5接收了这个提案。
• 其它节点可以通过学习，获得最终的服务列表。

Raft

Raft中也有三个角色：

• Leader（领袖）：处理客户端交互，一般一次只有一个Leader（如果出现网络分区，可能会出现多个Leader，但不影响最终一致性）
• Follower（群众）：默认情况下都是Follower，Leader从Follower中选举出来
• Candidate（候选人）：将要被选为Leader的Follower

Raft也分为两个阶段：

• 选举阶段
• 由选举出来的Learder负责和客户端交互，同步各个Follower

整个过程和美国大选类似：

• 选举阶段（选总统）
• Follower在随机等待一段时间后，转换为Candidate，立即先给自己投一票，然后向其它的Follower拉票，Follower进行投票，投票多的那个就是Leader
• 如果出现了两个Candidate票数相同的，那么就再等待一段时间，由这两个Candidate再次拉票，票数多的就是Leader
• 选出来的Leader通过心跳机制和Follower确立leader地位。如果Leader挂了，则重新选出新的Leader（这个Leader的数据必须是最新的）
• Leader阶段（总统处理国事，并公告）
• Leader接收到Client的消息后，此时为Uncommitted状态
• Leader向所有的Follower复制这个消息，并等待Follower的响应
• 当大多数的Follower返回后，Leader返回Client成功响应。此时为Committed状态
• Leader告知Follower，该数据已提交

举例：

还是假设Server(s1,s2)向三个注册中心节点注册(c1,c2,c3)，Raft流程如下：

• c1,c2,c3先选举出一个Leader，假设c1胜出
• c1和c2,c3建立心跳，并等待Server注册
• s1发送注册信息，c1接收，然后复制给c2和c3
• s2发送注册信息，c1接收，然后复制给c2和c3。这里相当于已经退化成了单CS架构了
• c1接收到c2,c3成功接收s1消息的响应，告知s1，事务成功
• 但是c2接收s2消息失败，此时可以尝试重试，或者回滚事务

一致性方案选择

「强一致性」较「最终一致性」可靠性和性能都较差(Paxos由于逻辑复杂性能也不行)，但是实现简单，「最终一致性」则反之。方案的选择，视具体情况而定：

• 对于需要强一致性的业务来说，则放弃部分性能，使用强一致性。比如转账业务
• 对于性能要求高，但是数据一致性要求并不是太强的业务，可以使用最终一致性。比如大V发微博

参考资料

• 《PaxosMadeSimple》http://lamport.azurewebsites.net/pubs/pubs.html#paxos-simple
• 《Base: An Acid Alternative》https://queue.acm.org/detail.cfm?id=1394128
• Wiki二阶段提交https://zh.wikipedia.org/wiki/%E4%BA%8C%E9%98%B6%E6%AE%B5%E6%8F%90%E4%BA%A4
• Wiki三阶段提交https://zh.wikipedia.org/wiki/%E4%B8%89%E9%98%B6%E6%AE%B5%E6%8F%90%E4%BA%A4
• Wiki XAhttps://zh.wikipedia.org/wiki/X/Open_XA
• Sagashttps://www.cs.cornell.edu/andru/cs711/2002fa/reading/sagas.pdf
• CONSENSUS: BRIDGING THEORY AND PRACTICEhttps://ramcloud.stanford.edu/~ongaro/thesis.pdf