理解TCC、2PC和3PC
2PC
2PC，是Two-Phase Commit的缩写，二阶段提交。 过程如下：
- 阶段一：提交事务请求
- 事务询问 协调者节点向所有参与者节点询问是否可以执行提交操作(vote)，并开始等待各参与者节点的响应。
- 执行事务 参与者节点执行询问发起为止的所有事务操作，并将Undo信息和Redo信息写入日志。（注意：若成功这里其实每个参与者已经执行了事务操作）
- 各参与者向协调者反馈事务询问的响应 3）各参与者节点响应协调者节点发起的询问。如果参与者节点的事务操作实际执行成功，则它返回一个”同意”消息；如果参与者节点的事务操作实际执行失败，则它返回一个”中止”消息。
- 阶段二：执行事务提交 当协调者节点从所有参与者节点获得的相应消息都为”同意”时：
- 发送提交请求 协调者节点向所有参与者节点发出”正式提交(commit)”的请求。
- 事务提交 参与者节点正式完成操作，并释放在整个事务期间内占用的资源。
- 反馈事务提交结果 参与者节点向协调者节点发送”完成”消息。
- 完成事务 协调者节点受到所有参与者节点反馈的”完成”消息后，完成事务。 如果任一参与者节点在第一阶段返回的响应消息为”中止”，或者 协调者节点在第一阶段的询问超时之前无法获取所有参与者节点的响应消息时： 中断事务：
- 发起回滚请求 协调者节点向所有参与者节点发出”回滚操作(rollback)”的请求。
- 事务回滚 参与者节点利用之前写入的Undo信息执行回滚，并释放在整个事务期间内占用的资源。
- 反馈事务回滚结果 参与者节点向协调者节点发送”回滚完成”消息。
- 中断事务 协调者节点受到所有参与者节点反馈的”回滚完成”消息后，取消事务。 不管最后结果如何，第二阶段都会结束当前事务。
2PC的缺点
二阶段提交看起来确实能够提供原子性的操作，但是不幸的事，二阶段提交还是有几个缺点的： 1、同步阻塞问题。执行过程中，所有参与节点都是事务阻塞型的。当参与者占有公共资源时，其他第三方节点访问公共资源不得不处于阻塞状态。
2、单点故障。由于协调者的重要性，一旦协调者发生故障。参与者会一直阻塞下去。尤其在第二阶段，协调者发生故障，那么所有的参与者还都处于锁定事务资源的状态中，而无法继续完成事务操作。（如果是协调者挂掉，可以重新选举一个协调者，但是无法解决因为协调者宕机导致的参与者处于阻塞状态的问题）
3、数据不一致。在二阶段提交的阶段二中，当协调者向参与者发送commit请求之后，发生了局部网络异常或者在发送commit请求过程中协调者发生了故障，这回导致只有一部分参与者接受到了commit请求。而在这部分参与者接到commit请求之后就会执行commit操作。但是其他部分未接到commit请求的机器则无法执行事务提交。于是整个分布式系统便出现了数据部一致性的现象。
4、二阶段无法解决的问题：协调者再发出commit消息之后宕机，而唯一接收到这条消息的参与者同时也宕机了。那么即使协调者通过选举协议产生了新的协调者，这条事务的状态也是不确定的，没人知道事务是否被已经提交。
由于二阶段提交存在着诸如同步阻塞、单点问题、脑裂等缺陷，所以，研究者们在二阶段提交的基础上做了改进，提出了三阶段提交。
3PC
三阶段提交（Three-phase commit），也叫三阶段提交协议（Three-phase commit protocol），是二阶段提交（2PC）的改进版本。
与两阶段提交不同的是，三阶段提交有两个改动点。
1、引入超时机制。同时在协调者和参与者中都引入超时机制。2、在第一阶段和第二阶段中插入一个准备阶段。保证了在最后提交阶段之前各参与节点的状态是一致的。
也就是说，除了引入超时机制之外，3PC把2PC的准备阶段再次一分为二，这样三阶段提交就有CanCommit、PreCommit、DoCommit三个阶段。
CanCommit阶段
3PC的CanCommit阶段其实和2PC的准备阶段很像。协调者向参与者发送commit请求，参与者如果可以提交就返回Yes响应，否则返回No响应。
1.事务询问协调者向参与者发送CanCommit请求。询问是否可以执行事务提交操作。然后开始等待参与者的响应。
2.响应反馈参与者接到CanCommit请求之后，正常情况下，如果其自身认为可以顺利执行事务，则返回Yes响应，并进入预备状态。否则反馈No
PreCommit阶段
协调者根据参与者的反应情况来决定是否可以记性事务的PreCommit操作。根据响应情况，有以下两种可能。
假如协调者从所有的参与者获得的反馈都是Yes响应，那么就会执行事务的预执行。
1.发送预提交请求协调者向参与者发送PreCommit请求，并进入Prepared阶段。
2.事务预提交参与者接收到PreCommit请求后，会执行事务操作，并将undo和redo信息记录到事务日志中。
3.响应反馈如果参与者成功的执行了事务操作，则返回ACK响应，同时开始等待最终指令。
假如有任何一个参与者向协调者发送了No响应，或者等待超时之后，协调者都没有接到参与者的响应，那么就执行事务的中断。
1.发送中断请求协调者向所有参与者发送abort请求。
2.中断事务参与者收到来自协调者的abort请求之后（或超时之后，仍未收到协调者的请求），执行事务的中断。
doCommit阶段
该阶段进行真正的事务提交，也可以分为以下两种情况。
执行提交
1.发送提交请求协调接收到参与者发送的ACK响应，那么他将从预提交状态进入到提交状态。并向所有参与者发送doCommit请求。
2.事务提交参与者接收到doCommit请求之后，执行正式的事务提交。并在完成事务提交之后释放所有事务资源。
3.响应反馈事务提交完之后，向协调者发送Ack响应。
4.完成事务协调者接收到所有参与者的ack响应之后，完成事务。
中断事务协调者没有接收到参与者发送的ACK响应（可能是接受者发送的不是ACK响应，也可能响应超时），那么就会执行中断事务。
1.发送中断请求协调者向所有参与者发送abort请求
2.事务回滚参与者接收到abort请求之后，利用其在阶段二记录的undo信息来执行事务的回滚操作，并在完成回滚之后释放所有的事务资源。
3.反馈结果参与者完成事务回滚之后，向协调者发送ACK消息
4.中断事务协调者接收到参与者反馈的ACK消息之后，执行事务的中断。
2PC与3PC的区别
相对于2PC，3PC主要解决的单点故障问题，并减少阻塞，因为一旦参与者无法及时收到来自协调者的信息之后，他会默认执行commit。而不会一直持有事务资源并处于阻塞状态。但是这种机制也会导致数据一致性问题，因为，由于网络原因，协调者发送的abort响应没有及时被参与者接收到，那么参与者在等待超时之后执行了commit操作。这样就和其他接到abort命令并执行回滚的参与者之间存在数据不一致的情况。
TCC
TCC分别对应Try、Confirm和Cancel三种操作，这三种操作的业务含义如下： Try：预留业务资源 Confirm：确认执行业务操作 Cancel：取消执行业务操作 稍稍对照下关系型数据库事务的三种操作：DML、Commit和Rollback，会发现和TCC有异曲同工之妙。在一个跨应用的业务操作中，Try操作是先把多个应用中的业务资源预留和锁定住，为后续的确认打下基础，类似的，DML操作要锁定数据库记录行，持有数据库资源；Confirm操作是在Try操作中涉及的所有应用均成功之后进行确认，使用预留的业务资源，和Commit类似；而Cancel则是当Try操作中涉及的所有应用没有全部成功，需要将已成功的应用进行取消(即Rollback回滚)。其中Confirm和Cancel操作是一对反向业务操作。
TCC和两阶段分布式事务处理的区别
当讨论2PC时，我们只专注于事务处理阶段，因而只讨论prepare和commit，所以，可能很多人都忘了，使用2PC事务管理机制时也是有业务逻辑阶段的。正是因为业务逻辑的执行，发起了全局事务，这才有其后的事务处理阶段。实际上，使用2PC机制时，以提交为例 一个完整的事务生命周期是：begin -> 业务逻辑 -> prepare -> commit。
再看TCC，也不外乎如此。我们要发起全局事务，同样也必须通过执行一段业务逻辑来实现。该业务逻辑一来通过执行触发TCC全局事务的创建；二来也需要执行部分数据写操作；此外，还要通过执行来向TCC全局事务注册自己，以便后续TCC全局事务commit/rollback时回调其相应的confirm/cancel业务逻辑。所以，使用TCC机制时，以提交为例 一个完整的事务生命周期是：begin -> 业务逻辑(try业务) -> commit(comfirm业务)。
综上，我们可以从执行的阶段上将二者一一对应起来： 1、 2PC机制的业务阶段 等价于 TCC机制的try业务阶段； 2、 2PC机制的提交阶段（prepare & commit） 等价于 TCC机制的提交阶段（confirm）； 3、 2PC机制的回滚阶段（rollback） 等价于 TCC机制的回滚阶段（cancel）。
因此，可以看出，虽然TCC机制中有两个阶段都存在业务逻辑的执行，但其中try业务阶段其实是与全局事务处理无关的。认清了这一点，当我们再比较TCC和2PC时，就会很容易地发现，TCC不是两阶段提交，而只是它对事务的提交/回滚是通过执行一段confirm/cancel业务逻辑来实现，仅此而已。