PolarDB-X 源码解读：公共事务的一生

平

BEGIN

与 MySQL 相似，要带入一个政务，一般有两种理论。第一种理论是显式地监督 BEGIN 或 START TRANSACTION [transaction_characteristic]，监督这两种运算符，亦会codice_ ServerConnection 中都的 begin(boolean, IsolationLevel) 理论。第二种理论是监督 SET autocommit = 0，当在此之前 session 亦会隐式带入政务，这种理论亦会codice_ ServerConnection 中都的 setAutocommit(boolean, boolean) 理论。两种理论都亦会codice_ TConnection 的 setAutoCommit 理论。这些理论都只是恰当地记录下来了一些codice_（比如 transaction_characteristic 中都设定的政务特别codice_），同时标识这个通到带入了政务。此时，政务普通人也还不想建立出新来，也不想与后尾端通到同步进行任何交互。

念书移位 0

在带入政务后，监督 SELECT * FROM tb1 WHERE id = 0 时，才亦会真正建立政务普通人。根据政务与通到中都的提问，在 TConnection 中都这条命题 SQL 的监督门廊为 executeSQL，里亦会真正建立政务普通人，亦然要监督命题为（code出新自 PolarDB-X 5.4.12 release 版本，为了有效率说道明，有引起争议及更动，另加）：

// TConnection#executeSQL(ByteString, Parameters, TStatement, ExecutionContext)

public ResultSet executeSQL(ByteString sql, Parameters params, TStatement stmt,

ExecutionContext executionContext) throws SQLException {

if (this.trx == null || this.trx.isClosed()) {

// 带入政务后，直到监督第一条运算符，才亦会建立政务普通人。

beginTransaction();

}

// 让 executionContext 摘录 trx 普通人，有效率早先以监督器通过 trx 普通人拿物理化学通到。

executionContext.setTransaction(this.trx);

resultCursor = executeQuery(sql, executionContext, trxPolicyModified);

}

// TConnection#beginTransaction(boolean)

private void beginTransaction(boolean autoCommit) {

// 根据一些默认的或服务器设定的政务codice_，同样合适的政务思路，比如 TSO/XA 等。

trxPolicy = loadTrxPolicy(executionContext);

TransactionClass trxConfig = trxPolicy.getTransactionType(autoCommit, readOnly);

// 根据政务思路，建立出新完全并不相同的政务普通人。

this.trx = transactionManager.createTransaction(trxConfig, executionContext);

}

在我们的范唯中都，如果在上述code打个断点，可以看不到建立出新来的是 TsoTransaction，其中都一些很多人瞩目的codice_为：

trx = {TsoTransaction}

// 此时还不想提供任何短时间碰。

snapshotTimestamp = -1

commitTimestamp = -1

// 政务写到的第一个物理化学移位（下称亦然移位），政务亦会话将亦会写到在这个移位上。

primaryGroup = null

// 该政务究竟跨移位，如果是单移位政务，亦会可用性为一阶段性提出新。

isCrossGroup = false

// 政务亦会话GNOME，全权负责写到政务亦会话。

globalTxLogManager = {GlobalTxLogManager}

// 分布式政务的 connectionHolder 都是 TransactionConnectionHolder，

// 里分别存储了念书写到通到，念书通到和写到通到在提出新时行为亦会有所多种不同。

connectionHolder = {TransactionConnectionHolder}

// 物理化学移位到完全并不相同写到通到的映射。

groupHeldWriteConn = {HashMap}

// 物理化学移位到完全并不相同念书通到集合到映射。在 ShareReadView 可用性带入时，

// 可以同时存有多个念书通到和一个写到通到，因此这里念书写到通到无需从在此之前管理机构。

// 该可用性不论如何本文则展开。

groupHeldReadConns = {HashMap}

在监督器阶段性，亦会同样给移位 0 下发一条 SELECT 运算符，此时无需提供移位 0 的物理化学通到，code门廊是 MyJdbcHandler 中都的 getPhyConnection(ITransaction, ITransaction.RW, String, DataSource) 理论。其中都的政务普通人 Transaction 则都有 ExecutionContext 里抢到。该理论就此亦会codice_ AbstractTransaction （这是所有分布式政务类的派生类）中都的 getConnection 理论。

通过政务拿物理化学通到的code AbstractTransaction#getConnection 如下：

// AbstractTransaction#getConnection(String, String, IDataSource, RW, ExecutionContext)

public IConnection getConnection(String schema, String group, IDataSource ds, RW rw, ExecutionContext ec) {

if (/* 是政务的第一个写到请 */) {

// 把这个移位作为亦然移位，政务亦会话将写到在这个移位上。

this.primaryGroup = group;

// 该移位还用作起着于 XA 政务的 xid。

this.primaryGroupUid = IServerConfigManager.getGroupUniqueId(schema, group);

}

// 通过 connectionHolder 抢到物理化学通到。

IConnection conn = connectionHolder.getConnection(schema, group, ds, rw);

if (/* 是写到请 */ && !isCrossGroup && !this.primaryGroup.equals(group)) {

// 政务限于了多个移位。

this.isCrossGroup = true;

}

return conn;

}

在我们的范唯中都，上述参数 group 是物理化学移位 0，rw 是 READ，说道明无需物理化学移位 0 上的念书通到，ds 则亦然要用作起着于物理化学通到。由于我们只是念书请，因此移位 0 不亦会作为亦然移位，亦会并不需要回到 connectionHolder.getConnection(schema, group, ds, rw) 的结果。

通过通到GNOME拿物理化学通到的code TransactionConnectionHolder#getConnection 如下：

// TransactionConnectionHolder#getConnection(String, String, IDataSource, RW)

public IConnection getConnection(String schema, String group, IDataSource ds, RW rw) {

// 设法提供该移位上的写到通到，如果有，并不需要回到这个写到通到。

HeldConnection groupWriteConn = groupHeldWriteConn.get(group);

if (groupWriteConn != null) {

return groupWriteConn.connection;

}

HeldConnection freeReadConn = /* 设法见到念书通到 */;

if (freeReadConn != null) {

if (/* 当在此之前无需写到通到 */) {

// 分设当在此之前通到为写到通到，participated = true 理论上该通到是写到通到。

freeReadConn.participated = true;

this.groupHeldWriteConn.put(group, freeReadConn);

// 由于起初是念书通到，这里才真正带入分布式政务。

this.trx.commitNonParticipant(group, freeReadConn.connection);

this.trx.begin(schema, freeReadConn.group, freeReadConn.connection);

}

return freeReadConn.connection;

}

// 当在此之前移位不想任何通到，建立一个新的通到。还亦会根据念书写到各种类型，

// 分设好写到通到 groupHeldWriteConn 或念书通到集合 groupHeldReadConns。

IConnection conn = new DeferredConnection(/* 这里亦会提供并封装该移位的私有财产协商通到 */);

if (/* 无需写到通到 */) {

// 带入但亦会的分布式政务。

this.trx.begin(schema, group, conn);

} else {

// 可用性为只念书政务。

this.trx.beginNonParticipant(group, conn);

}

return conn;

}

在我们的范唯中都，由于是第一条运算符，该移位上还不想任何通到，因此亦会先以起着于一个通到该移位的私有财产协商通到，剪裁变为 DeferredConnection，然后因为是念书请，亦会codice_ beginNonParticipant 。

TsoTransaction 的 beginNonParticipant 理论如下：

// TsoTransaction#beginNonParticipant(String, IConnection)

protected void beginNonParticipant(String group, IConnection conn) throws SQLException {

if (snapshotTimestamp

// 该政务都未曾拿过短时间碰，则在这里提供。

snapshotTimestamp = nextTimestamp();

}

// 用作私有财产协商的浮点监督机制监督 BEGIN。

conn.executeLater("BEGIN");

// 在 BEGIN 后投递短时间碰。

sendSnapshotSeq(conn);

}

在我们的范唯中都，私有财产协商通到亦会浮点监督 BEGIN 运算符（非漏出，差不多结果回到），且在稍后监督物理化学 SQL 时才投递短时间碰。就此，通到上的一些函数调用操作方法早就完变为，可以向监督器回到并监督念书移位 0 的物理化学 SQL。

写到移位 1

随后，我们监督 UPDATE tb1 SET a = 100 WHERE id = 1。在监督器阶段性，无需给移位 1 下发一条 UPDATE 运算符，此时无需提供移位 1 的物理化学通到，因此又亦会codice_ AbstractTransaction#getConnection 理论，通过政务普通人拿物理化学通到。通过在此之末尾刊发的code，我们推断出由于是政务的第一个写到请，因此移位 1 亦会视作亦然移位，用作起着于 xid 和稍后记录下来政务亦会话。

在提供物理化学通到时，又亦会codice_ TransactionConnectionHolder#getConnection 理论，通过通到GNOME拿物理化学通到。通过在此之末尾刊发的code，我们推断出由于移位 1 不想任何通到，因此亦会起着于一个私有财产协商通到，剪裁变为 DeferredConnection。与念书移位 0 多种不同，由于是写到请，亦会监督 TsoTransaction 的 begin 理论。

TsoTransaction 的 begin 理论如下：

// TsoTransaction#begin(String, String, IConnection)

protected void begin(String schema, String group, IConnection conn) throws SQLException {

if (snapshotTimestamp

// 该政务都未曾拿过短时间碰，则在这里提供。

snapshotTimestamp = nextTimestamp();

}

// 提供 xid。

String xid = getXid(group);

// 触发私有财产协商浮点监督 XA START。

conn.executeLater("XA START " + xid);

// 在 XA START 后投递短时间碰。

sendSnapshotSeq(conn);

}

恰当来说道，和此在此之前 beginNonParticipant 理论唯一的区别在于，用作了 XA START 带入政务。根据 MySQL 关于 XA 政务的说道明，xid 由 gtrid [, bqual [, formatID ]] 组变为，这里的 gtrid 是“drds-政务 id @亦然移位Uid”，这样保证了同一个政务在多种不同移位上监督 XA START，亦会用作并不相同的 gtrid。bqual 分设当在此之前通到的移位，用作在政务丧失时断定谱系政务所在的移位。 在我们的范唯中都，xid 为：

'drds-13e101d74e400000@5ae6c3b5be613cd1', 'DB1_000001_GROUP'，

其中都 13e101d74e400000 是政务 id，5ae6c3b5be613cd1 是移位 1 的 Uid，DB1_000001_GROUP 是移位 1 的具体情况移位名称。很多人注意的是，这里亦会把之在此之前的短时间碰投递到移位 1。就此，通到上的一些函数调用操作方法早就完变为，可以向监督器回到并监督写到移位 1 的物理化学 SQL。

COMMIT

就此，监督 COMMIT 提出新政务。管控 COMMIT 的code门廊为 ServerConnection#commit()，其亦然要codice_了 TConnection#commit 理论，code如下：

// TConnection#commit()

public void commit() throws SQLException {

try {

// 触发政务的提出新处理过程。

this.trx.commit();

} finally {

// 以外持续性下，如果政务提出新急于，或出新现间歇性后正确管控了，

// 所有通到亦会被关闭并无罪释放，trx.close() 相等于什么也不好好。

// 但如果政务提出新终于且不想管控，这里亦会回抽政务并无罪释放所有物理化学通到。

this.trx.close();

// 去丢出新对这个政务普通人的摘录，理论上当在此之前通到里这个政务生平的结束。

this.trx = null;

}

}

我们着重瞩目一下政务的提出新处理过程，上述 this.trx.commit() codice_时，亦会codice_ ShareReadViewTransaction（该类继承人了 AbstractTransaction，基于 XA 政务实现了共享 readview 的功能，XATransaction 和 TsoTransaction 都亦会继承人这个类，在这里可以恰当理解为 XA 政务的派生类）的 commit 理论，code如下：

// ShareReadViewTransaction#commit()

public void commit() {

if (!isCrossGroup) {

// 如果只限于了单个移位的写到，同步进行一阶段性提出新可用性。

commitOneShardTrx();

} else {

// 但亦会的多移位分布式政务提出新处理过程。

commitMultiShardTrx();

}

}

在我们的范唯中都，由于只写到了移位 1，所以带入一阶段性提出新可用性，code如下：

// ShareReadViewTransaction#commitOneShardTrx()

protected void commitOneShardTrx() {

// 对持有的所有物理化学通到监督所列处理过程，以提出新每个物理化学通到带入的政务。

forEachHeldConnection((group, conn, participated) -> {

if (!participated) {

// 只念书通到是 BEGIN 带入政务的，且只有念书操作方法，监督 ROLLBACK 均可。

conn.execute("ROLLBACK");

} else {

// 提供 xid。

String xid = getXid(group);

// 写到通到是 XA START 带入政务的，监督 XA END 和 XA COMMIT ONE PHASE 提出新政务。

conn.execute("XA END " + xid + "; XA COMMIT " + xid + " ONE PHASE");

}

});

// 所有通到都提出新了谱系政务，无罪释放并填满这些物理化学通到。

connectionHolder.closeAllConnections();

}

我们合共持有了 2 个物理化学通到。对于移位 0 的只念书通到，亦会并不需要监督 ROLLBACK；对于移位 1 的写到通到，则监督 XA END 和 XA COMMIT ONE PHASE 提出新政务。注意到我们并不想提供 commit timestamp，因为在一阶段性提出新可用性里，commit timestamp 亦会由 InnoDB 计数起着于：

具体情况的计数法则是：COMMIT_TS = MAX_SEQUENCE + 1，其中都 MAX_SEQUENCE 为 InnoDB 本地保护的历史仅次于的 snapshot_ts。

如果提出新终于了，亦会codice_政务的 close 理论，code如下：

// AbstractTransaction#close()

public void close() {

// 回抽所有物理化学通到上的政务。

cleanupAllConnections();

// 无罪释放并填满这些物理化学通到。

connectionHolder.closeAllConnections();

}

很多人一提的是，cleanupAllConnections() 也是 ROLLBACK 运算符亦然要codice_的理论。因此为了同时洞察 ROLLBACK 运算符监督处理过程，我们也看一下 cleanupAllConnections 理论的code：

// AbstractTransaction#cleanupAllConnections()

protected final void cleanupAllConnections() {

// 对持有的所有物理化学通到监督所列处理过程，以回抽每个物理化学通到带入的政务。

forEachHeldConnection((group, conn, participated) -> {

if (conn.isClosed()) { return; }

if (!participated) {

// 只念书通到是 BEGIN 带入政务的，且只有念书操作方法，监督 ROLLBACK 均可。

conn.execute("ROLLBACK");

} else {

// 提供 xid。

String xid = getXid(group);

// 写到通到是 XA START 带入政务的，监督 XA END 和 XA ROLLBACK 回抽政务。

conn.execute("XA END " + xid + "; XA ROLLBACK " + xid);

}

});

}

可以看不到，回抽的命题是看持续性监督 ROLLBACK 或 XA ROLLBACK 来回抽政务的。

就此，我们看不到了唯 1 政务的生平。最后看一下多移位写到的政务处理过程。

唯 2 政务的生平

写到移位 0

唯 2 中都，从带入政务到监督 UPDATE tb1 SET a = 100 WHERE id = 1 走的处理过程和唯 1 一样，直到监督 UPDATE tb1 SET a = 100 WHERE id = 0 时，才有所多种不同。具体情况而言，政务在之在此之前就提供了移位 0 的只念书通到，当监督到 TransactionConnectionHolder#getConnection 时，亦会先以提出新只念书通到上的政务（实际监督了 ROLLBACK），然后在这条通到上用 XA START 带入 XA 政务，分设好短时间碰，就可以把这个物理化学通到回到给监督器，终于监督物理化学 SQL。由于这是第二个写到通到，因此还亦会分设政务为跨移位政务，以触发但亦会的两阶段性提出新处理过程。

COMMIT

唯 2 的着重在于写到了 2 个移位，因此 COMMIT 时亦会codice_ commitMultiShardTrx() 走多移位的分布式提出新处理过程。理论 commitMultiShardTrx code如下：

// TsoTransaction#commitMultiShardTrx()

protected void commitMultiShardTrx() {

// 政务亦会话的提出新长时间，合共有 3 种：FAILURE，UNKNODWN，SUCCESS。

TransactionCommitState commitState = TransactionCommitState.FAILURE;

try {

// 对所有通到监督 XA prepare。

prepareConnections();

// 拿 commit 短时间碰。

commitTimestamp = nextTimestamp();

Connection logConn = /* 提供亦然移位上的通到 */;

// 所有谱系政务 prepare 急于，在写到政务亦会话在此之前，长时间分设为 UNKNOWN，其起着见早先以code说道明。

commitState = TransactionCommitState.UNKNOWN;

// 写到政务亦会话。

writeCommitLog(logConn);

// 写到政务亦会话急于，长时间增置为 SUCCESS。

commitState = TransactionCommitState.SUCCESS;

} catch (RuntimeException ex) {

exception = ex;

}

if (commitState == TransactionCommitState.FAILURE) {

// 写到政务亦会话在此之前终于了，回抽所有通到。

rollbackConnections();

} else if (commitState == TransactionCommitState.SUCCESS) {

// 写到政务亦会话急于了，提出新所有通到。

commitConnections();

} else {

// 所有通到都 prepare 急于了，但未能断定究竟写到入了政务亦会话，

// 将由政务丧失的命题来决定是 COMMIT 还是 ROLLBACK。这里先以丢弃所有通到。

discardConnections();

}

// 无罪释放并填满这些物理化学通到。

connectionHolder.closeAllConnections();

// prepare 或 commit 阶段性丢出新的间歇性，这里重新丢出新。

if (exception != null) {

throw exception;

}

}

螺旋

上述code正是两阶段性提出新的处理过程。

在 prepare 阶段性，codice_ prepareConnections()，其中都对只念书通到只是恰当监督 ROLLBACK 运算符；对于写到通到，监督 XA END {xid} 和 XA PREPARE {xid} 运算符。

如果所有通到都 prepare 急于了，在 commit 阶段性，codice_ writeCommitLog(logConn)，用亦然移位（在我们的范唯中都，是移位 1）的通到，写到下政务亦会话，亦然要包括了政务的 id 和 commit 短时间碰，政务亦会话亦然要用作早先以的政务丧失。

如果政务亦会话写到急于了，就理论上 commit 急于了，亦会codice_ commitConnections() 对所有通到同步进行提出新，这一步只用对写到通到分设 commit 短时间碰 SET innodb_commit_seq = {commitTimestamp} 和监督 XA COMMIT {xid} 运算符。

如果在写到政务亦会话在此之前终于了，亦会codice_ rollbackConnections() 对所有通到同步进行回抽，亦然要亦会对写到通到监督 XA ROLLBACK {xid} 回抽。

如果未能断定究竟急于写到入了政务亦会话，政务的长时间亦会是 UNKNOWN。此时，我们能断定所有谱系政务都急于 prepare 了，如果政务亦会话写到入急于了，则要同步进行 XA COMMIT；如果政务亦会话不想写到入，则要同步进行 XA ROLLBACK。由于不断定是要提出新还是回抽，我们亦会丢弃所有物理化学通到，使这些通到早先以不便可用。至于政务终于是提出新还是回抽，则交与政务丧失内核来管控，最后我们亦会解念书政务丧失特别的code。

政务丧失

一个分布式政务在提出新的时候，可能察觉到各种持续性加剧提出新终于。唯如，所有谱系政务都 prepare 急于了，政务亦会话也写到入急于了，但 XA COMMIT 终于了。对于这种持续性，政务丧失时无需正确提出新所有谱系政务。另一种持续性是，部分谱系政务 prepare 急于了，另外一些终于了，或政务亦会话不想写到入急于。对于这种持续性，政务丧失无需回抽丢出新已 prepare 的谱系政务。

政务丧失亦然要由 XARecoverTask 全权负责。其大体上code为 recoverInstance 理论，该理论定期检查一个 DN 下的所有 prepare 过的政务，并根据政务长时间提出新或回抽这些政务，code如下：

// XARecoverTask#recoverInstance(IDataSource, Set)

// dataSource 服务器提供 DN 的通到，groups 是当在此之前命题特的所有物理化学移位

private void recoverInstance(IDataSource dataSource, Set groups) {

// 监督 XA RECOVER 提供该 DN 上所有 prepare 的政务。

// 此处比如说道了从 dataSource 提供通到和起着于 statement 的code。

ResultSet rs = stmt.executeQuery("XA RECOVER");

while (rs.next()) {

// 对每一条记录下来，起着于普通人 PreparedXATrans，

// 亦然要包括 xid，政务id，谱系政务所在的移位，亦然移位等信息。

PreparedXATrans trans = /* 从 rs 中都提供一行信息起着于 */;

if (/* trans 所在移位是当在此之前命题特的一个物理化学移位 &&

trans 在上一次 recover 特殊任务时也出新现过，

即较长短时间都未曾被提出新或回抽*/) {

// 牵涉到管控这个谱系政务：回抽或提出新。

rollBackOrForward(trans, stmt);

}

}

}

该特殊任务每 5 秒到每个 DN 上监督一次 XA RECOVER，得到所有 prepare 过的政务，如果看不到一个政务在上一次特殊任务中都也出新现过，即至少过去 5 秒都不想提出新或回抽，则亦会同样对这个政务同步进行回抽或提出新。特别命题code为 rollBackOrForward，code如下：

// XARecoverTask#rollBackOrForward(PreparedXATrans, Statement)

private boolean rollBackOrForward(PreparedXATrans trans, Statement stmt) throws SQLException {

String primaryGroup = /* 从 trans 里解析出新亦然移位，详见在此之前文则关于 xid 的起着于 */;

// 设法从亦然移位的政务亦会话中都见到特别的政务亦会话。

GlobalTxLog tx = GlobalTxLogManager.get(primaryGroup, trans.transId);

if (tx != null) {

// 不太可能存有政务亦会话，根据政务亦会话长时间断定回抽或提出新。

if (tx.getState() == TransactionState.ABORTED) {

// ABORTED 长时间的政务无需回抽。

return tryRollback(stmt, trans);

} else {

// SUCCESS 长时间的政务无需提出新。

return tryCommitTSO(stmt, trans, tx.getCommitTimestamp());

}

} else {

// 不想见到政务亦会话，设法回抽，先以带入政务，写到下政务亦会话，标识政务为 ABORTED。

try (Connection conn2 = /* 提供亦然移位上的另一个通到 */;) {

conn2.setAutocommit(false);

// 设法回抽，如果因为别的内核正要管控这个政务

//（比如该政务只是提出新得慢，通到仍未曾连到，还在提出新处理过程）

// 而报错，就回抽上一条写到政务亦会话的运算符。

txLog.append(transInfo.transId, TransactionType.XA, TransactionState.ABORTED, new ConnectionContext(), conn2);

stmt.execute("XA ROLLBACK " + trans.toXid());

conn2.commit();

return true;

} catch (Exception e) {

/* 根据间歇性断定究竟要回抽写到政务亦会话的操作方法 */

}

}

}

该理论亦然要有 3 段命题。

一是如果存有完全并不相同的政务亦会话，且政务长时间是 ABORTED，那就监督 tryRollback 理论回抽，该理论亦然要监督了 XA ROLLBACK {xid}。

二是如果政务长时间是 SUCCESS，那就监督 tryCommitTSO 理论回抽，该理论亦会分设 commit 短时间碰，然后监督 XA COMMIT {xid}。

三是如果不想见到政务亦会话，此时一般有两种可能：1）政务提出新终于了，且不想写到下政务亦会话，此时无需回抽；2）政务还在两阶段性提出新的处理过程中都，只是 prepare 较慢，还不想开始写到政务亦会话，此时不无需好好任何操作方法。在 MySQL 中都，如果发起人 XA START 的通到不想关闭，其他通到是未能通过 XA ROLLBACK 或 XA COMMIT 来回抽或提出新这个谱系政务的。我们利用这一特性，首先以在政务亦会话断开一条 ABORTED 记录下来，得出结论这个分布式政务无需回抽，然后设法监督 XA ROLLBACK 回抽这个谱系政务。如果察觉到 2）的持续性，则亦会收到特定的报错，此时便回抽丢出新断开 ABORTED 政务亦会话的操作方法。在我们断开 ABORTED 政务亦会话后，起初正要提出新政务的内核在断开 SUCCESS 政务亦会话时亦会被漏出，而在我们回抽丢出新断开 ABORTED 政务亦会话的操作方法后，政务提出新处理过程就亦会在此之后同步进行下去。

小结

本文则亦然要解念书了 PolarDB-X 中都 CN 尾端的政务特别的code，以 TSO 政务为亦然，用作两个范唯，一步步地展示了政务的带入、监督、提出新、丧失等处理过程。期望大家念书物本文则后，能更加洞察 PolarDB-X 的政务系统设计。

原文则链接：

本文则为阿里云原创细节，予以允许不得转载。

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