分布式3PC理论
目录
为什么需要 3PC？
核心结论
3PC的优缺点
3PC与 Paxos / Raft 对比
本篇文章内容的前置知识为 分布式2PC理论，如果不了解，可点击链接学习
分布式2PC理论-CSDN博客
为什么需要 3PC？
1) 2PC 的根本问题：阻塞 + 不确定
2PC 两阶段：投票(prepare)→提交(commit)
一旦协调者在关键窗口宕机或网络分区，参与者会进入不确定状态——既不能提交也不敢回滚，只能无限等待协调者的最终决定。这带来两类问题：
阻塞：协调者挂了或网络中断，参与者无法自决，业务线程/锁资源被长期占用
进退两难：参与者贸然提交会破坏原子性；贸然回滚也可能与其他节点的提交相冲突
工程副作用：长时间占锁、长事务、资源饥饿、吞吐下降，甚至雪崩。
直观例子：协调者收齐所有YES后挂了。2PC 里参与者都已准备就绪，但没有最终指令，谁也不敢动，导致系统卡死。
2) 3PC 的设计目标：在可判定超时的条件下非阻塞
3PC（Three-Phase Commit）的目标不是更强一致，而是降低阻塞：
在一个同步或部分同步网络（消息延迟有明确上限 Δ）下，引入超时与一个缓冲阶段，让参与者在协调者失联时能自行做决定，不再无限等待。
3PC的关键前提假设（很重要）：
故障模型为停机型（Fail-Stop）：节点故障后只会停止服务，不会发送错误消息（即不作恶）
消息延迟有上限：网络传输、节点处理的延迟不会超过 Δ，因此超时可作为协调者失联的有效判定依据
无严重网络分区：若出现分区（部分节点断连），3PC 的一致性可能被破坏（见第 5 节）
同步网络：消息从发起到接收的延迟，一定≤某个明确的固定值 Δ，且节点处理消息的速度也有上限，全程可预判。
部分同步网络：大部分时候消息延迟≤Δ，但允许偶尔超出（可恢复），核心是多数情况下能按同步网络的规则决策。
3) 3PC 的核心改动：把 2PC 的准备再切半
3PC 的核心改动是将 2PC 的 Prepare 阶段拆分为 CanCommit（预询问）和 PreCommit（预提交）两个阶段，再保留 DoCommit（正式提交）阶段，通过三阶段日志 + 超时自决规则，将 2PC 的单一不确定窗口拆分为两个可安全决策的窗口。
| 阶段 | 协调者行为 | 参与者行为 | 超时规则（核心） |
|---|---|---|---|
| 1. CanCommit（预询问） | 向所有参与者发送是否可提交请求，等待反馈 | 仅自检（不占锁、不持久化关键日志），若可行返回 YES，否则返回NO | 协调者：超时未收齐YES → 宣告Abort 参与者超时未收到协调者后续指令 → 直接Abort（安全，因未占资源） |
| 2. PreCommit（预提交） | 仅当收齐所有YES时，发送预提交请求；否则发送Abort | 收到预提交后，持久化预提交完成日志（占锁、预留资源），返回ACK；收到Abort则直接回滚 | 协调者：超时未收齐ACK → 发送Abort 参与者超时未收到DoCommit指令 → 自主Commit（安全，因所有节点已通过预询问） |
| 3. DoCommit（正式提交） | 收齐预提交ACK后，发送正式提交请求；若中途发现异常（如参与者回滚），则发送Abort | 收到Commit则执行提交、释放资源、删除锁；收到Abort则回滚。返回ACK给协调者 |
非阻塞的本质在于两条超时自决规则：
3PC 通过阶段拆分，让参与者在任何超时场景下都有安全决策：
CanCommit 阶段超时：在 CanCommit 等不到协调者/指令，直接 ABORT
PreCommit 阶段超时：在 PreCommit 等不到DoCommit ，自主 COMMIT
这把 2PC 的唯一不确定窗口拆成两个：
PreCommit 之前超时 → 放弃（保证不会有人已提交）
PreCommit 之后超时 → 提交（保证大家都具备提交条件）
阶段1：CanCommit（预询问）
协调者 → 参与者：能提交吗？
参与者自检资源/逻辑，可行则回 YES，否则 NO
——超时策略：收不齐 YES => 协调者宣告 ABORT；参与者也可安全放弃阶段2：PreCommit（预提交）
条件：收齐所有 YES
协调者 → 参与者：进入“可提交态”，先落本地日志/锁资源，但还不写入最终提交；参与者回 ACK
——关键：一旦进入 PreCommit，大家都“随时可完成提交”阶段3：DoCommit（正式提交）
协调者 → 参与者：执行提交；参与者提交并释放资源，回 ACK4) 3PC 如何缓解 2PC 的典型故障场景
用三个场景对比：
场景 A：协调者在收齐 YES 之前宕机
2PC：有人已投 YES，有人还在等，不知道最终态，可能阻塞
3PC：仍处 CanCommit，参与者超时后安全 ABORT（没人进入 PreCommit）
场景 B：协调者在发出 PreCommit 之后、DoCommit 之前宕机
2PC：所有参与者都 prepare 完成，只能无限等最终决定
3PC：大家处于 PreCommit，等不到 DoCommit 就自主 COMMIT（非阻塞）
场景 C：协调者在发出 DoCommit 之后宕机
两者都能依赖持久化日志恢复到一致提交（已收到的提交照常提交，未收到的要么等恢复、要么依据恢复协议补齐）
协调者 DoCommit 后宕机，影响是没法收参与者的最终 ACK、没法统一处理异常，但不影响一致性，因为它已发完 Commit 指令：收到的参与者正常提交，没收到的参与者靠 PreCommit 日志（知道自己该提交），重启 / 超时后也会提交，最终结果一致
重启是因为参与者有可能在 PreCommit 阶段突然宕机，宕机后内存里的状态会丢，重启时只能靠日志找回之前已进入 PreCommit 的状态，才能按规则补提交；若没宕机，超时后直接自主 Commit 即可，不用重启。
5) 3PC 仍然不万能：网络分区下可能不一致
致命边界条件：分区导致有些参与者收到 PreCommit，另一些没收到
收到 PreCommit 的那一侧：按 3PC 规则，超时会 COMMIT
未收到的一侧：按规则会 ABORT
破坏原子性
这就是为什么 3PC 的非阻塞要靠同步/无分区假设；而在真实互联网环境（异步且可能分区），3PC 不能保证强一致
6) 形式化地看：状态机与超时转移
从工程实现角度，3PC 的非阻塞和一致性依赖状态机 + 持久化日志（WAL，Write-Ahead Log） ，确保节点重启后能恢复到正确状态。
参与者的核心状态流转：
Init（初始） → Waiting（CanCommit后，待预提交） → PreCommit（预提交完成） → Commit/Abort（最终态）
状态跃迁规则：
Waiting 状态：超时 / 收到 Abort → 跳转到 Abort；收到 PreCommit → 跳转到 PreCommit
PreCommit 状态：超时 / 收到 Commit → 跳转到 Commit；收到 Abort → 跳转到 Abort
任何状态跃迁前，必须先持久化日志，防止重启后状态丢失
日志的核心作用：幂等恢复
节点宕机重启后，通过读取 WAL 日志确定自身状态：
若日志记录已进入 PreCommit → 直接执行 Commit
若日志记录仅 Waiting → 执行 Abort
若日志记录已 Commit → 无需操作（确保幂等，避免重复提交）
幂等是多次执行同一操作，结果不变；恢复是崩溃后回到崩溃前的正确状态
核心结论
2PC 的痛点是阻塞：卡在 Prepare 后、Commit 前的不确定窗口，只能死等协调者，活性差但异步环境下安全性稳
3PC 的改进是拆窗自救：用 CanCommit+PreCommit 拆分窗口，让参与者能按状态超时自决（Waiting→Abort/PreCommit→Commit），缓解阻塞，但代价是多一轮通信、且分区下可能分叉，需依赖同步 / 部分同步网络
工业界少用 3PC，是因为它解决了 2PC 的阻塞，却引入了分区下的一致性风险，而 Raft/Paxos 等共识协议能在异步 + 分区环境下同时保证安全与活性，更适配复杂场景。
3PC的优缺点
优点：
比 2PC 更少阻塞。
引入超时机制，避免无限等待。
缺点：
实现复杂，消息开销大（多一轮通信）
仍不能完全解决一致性问题（极端网络分区时仍可能矛盾）
在实际工业界应用很少（数据库几乎不用 3PC）
3PC与 Paxos / Raft 对比
3PC：事务原子提交协议，目标是“分布式事务一致性”。
Paxos / Raft：分布式一致性协议，目标是“副本之间达成共识”。
区别：
3PC 偏向数据库事务。
Paxos / Raft 偏向分布式存储、日志复制。
工业界更常用 Raft / Paxos，而不是 3PC。
为啥工业界更爱 Raft/Paxos，不用 3PC？
因为 3PC 的本事太单一，只解决事务原子提交，实际场景中，事务的需求可以用更灵活的方案（如 TCC、Saga）替代，不用死磕 3PC；
而副本共识（同步数据、选主）是所有分布式系统的基础刚需（比如分布式数据库、缓存集群、云服务都要），Raft/Paxos 刚好能稳定解决这个刚需，还能容忍网络分区、节点故障，比 3PC 更通用抗造。