Seata的实现原理主要围绕其核心架构（TC/TM/RM）和事务模式（如AT、TCC等）展开，通过协调全局事务与分支事务的协作保证数据一致性。以下是核心实现原理的详细解析：
⚙️ 一、核心架构协作机制
Seata通过 TC（事务协调器）、TM（事务管理器）、RM（资源管理器） 三组件协同工作：
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全局事务启动（TM主导）
- TM通过
@GlobalTransactional注解标记事务起点，向TC申请开启全局事务，生成全局唯一 XID 。 - XID通过RPC调用链传播至所有关联服务（如订单服务→库存服务→账户服务）。
- TM通过
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分支事务注册（RM执行）
- 各服务的RM向TC注册分支事务，关联到同一XID的全局事务中。
- RM执行本地事务（如更新数据库），并在提交前记录 回滚日志（undo_log）（AT模式）或调用TCC预留接口（TCC模式）。
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全局事务决议（TC调度）
- TM根据业务结果通知TC提交或回滚全局事务。
- TC驱动所有RM执行最终操作：
- 提交：异步删除undo_log（AT模式）或调用Confirm接口（TCC模式）。
- 回滚：根据undo_log生成反向SQL补偿数据（AT模式）或调用Cancel接口（TCC模式）。
✅ 关键点：XID在调用链中透传，确保所有分支事务归属同一全局事务；TC作为中央调度器维护事务状态。
🔧 二、AT模式（自动补偿）的实现细节
AT模式是Seata的默认模式，通过 SQL解析 + 回滚日志 实现无侵入事务控制：
1. 第一阶段：本地事务提交与日志记录
- SQL拦截与解析
RM拦截业务SQL（如UPDATE product SET stock=stock-1），解析语义并提取操作的数据范围。 - 生成数据镜像
- 查询当前数据快照作为 前镜像（before_image）（修改前的数据）。
- 执行业务SQL，查询修改后数据作为 后镜像（after_image） 。
- 记录undo_log
在同一本地事务中提交业务SQL和undo_log（包含前后镜像的JSON），并向TC申请全局锁（防止其他事务修改同一数据）。
2. 第二阶段：异步提交或补偿回滚
- 提交：TC异步删除undo_log，释放全局锁（毫秒级完成）。
- 回滚：
- RM根据XID和分支ID查找undo_log，对比后镜像与当前数据：
- 若一致，用前镜像生成反向SQL（如
UPDATE product SET stock=stock+1）执行补偿。 - 若不一致（数据被其他事务修改），根据策略（如重试或人工干预）处理。
- 若一致，用前镜像生成反向SQL（如
- 补偿操作在本地事务中完成，确保原子性。
- RM根据XID和分支ID查找undo_log，对比后镜像与当前数据：
⚠️ 隔离性保障：通过全局锁机制实现写隔离。例如：事务A持有数据X的全局锁时，事务B需等待锁释放才能修改X，避免脏写。
🔄 三、其他模式的实现差异
| 模式 | 实现原理 | 适用场景 |
|---|---|---|
| TCC | 业务层手动实现三阶段： |
- Try：预留资源（如冻结库存）
- Confirm：提交资源（实际扣减）
- Cancel：释放资源（解冻库存）
需保证幂等性和空回滚处理。 | 高一致性场景（支付、转账） |
| SAGA | 将长事务拆分为子任务链，每个子事务提交后触发下一个；失败时按逆序调用补偿操作。 | 跨服务长流程（保险理赔、物流） |
| XA | 基于数据库XA协议： - 一阶段：RM执行SQL但不提交，持有数据库锁
- 二阶段：TC通知所有RM提交/回滚
强一致但性能低（同步阻塞）。 | 传统金融系统 |
⚠️ 四、性能与可靠性设计
- 全局锁优化
- 锁冲突时采用退避重试机制，超时自动回滚分支事务。
- 高并发场景建议避免跨服务操作同一行数据。
- 异步化处理
- AT模式二阶段提交异步删除undo_log，减少阻塞。
- 高可用部署
- TC支持集群化（如注册到Nacos），事务日志持久化到数据库（避免单点故障）。
💎 总结
Seata的核心实现围绕 XID全局事务链、分支事务状态管理 及 多模式补偿机制：
- AT模式：通过SQL解析+undo_log实现自动回滚，牺牲部分性能换取低侵入性；
- TCC/SAGA：业务层控制补偿逻辑，性能更高但开发复杂；
- 全局锁与异步设计：平衡一致性与并发性能，适合多数微服务场景。
实际选型需结合业务需求：简单场景用AT，高性能要求用TCC，长流程用SAGA，强一致用XA。
