6.824：Spanner詳解-創(chuàng)新互聯(lián)

Spanner能夠在遠(yuǎn)地域數(shù)據(jù)分布的情況下，實(shí)現(xiàn)分布式事務(wù)。

成都創(chuàng)新互聯(lián)專業(yè)為企業(yè)提供鼎城網(wǎng)站建設(shè)、鼎城做網(wǎng)站、鼎城網(wǎng)站設(shè)計(jì)、鼎城網(wǎng)站制作等企業(yè)網(wǎng)站建設(shè)、網(wǎng)頁設(shè)計(jì)與制作、鼎城企業(yè)網(wǎng)站模板建站服務(wù)，十余年鼎城做網(wǎng)站經(jīng)驗(yàn)，不只是建網(wǎng)站，更提供有價(jià)值的思路和整體網(wǎng)絡(luò)服務(wù)。

首先是分布式事務(wù)，那么必然引入了二階段提交的機(jī)制，同時(shí)為了避免二階段提交機(jī)制中的短板，事務(wù)協(xié)調(diào)器崩潰導(dǎo)致參與者長時(shí)間阻塞占用鎖的問題，spanner給事務(wù)協(xié)調(diào)器使用的paxos來提高可用性。但是，二階段提交機(jī)制下的事務(wù)的處理性能存在巨大的問題，paper中提及到google的廣告系統(tǒng)使用的數(shù)據(jù)庫為參考，各種事務(wù)的占比中，只讀型事務(wù)的數(shù)量有數(shù)十億，而讀寫型事務(wù)卻僅有數(shù)百萬，關(guān)鍵在于提高只讀型事務(wù)的性能。因此，spanner通過同步時(shí)鐘來實(shí)現(xiàn)了只讀事務(wù)的高效執(zhí)行。

由于數(shù)據(jù)劃分到多個(gè)服務(wù)器上進(jìn)行分片，谷歌的數(shù)據(jù)中心遍布全球，自然這些服務(wù)器也遍布美國，每份數(shù)據(jù)都會在多個(gè)數(shù)據(jù)中心進(jìn)行復(fù)制，這種冗余復(fù)制自然就是使用paxos來實(shí)現(xiàn)。為了讓只讀事務(wù)的高效處理，客戶端每次向服務(wù)器請求數(shù)據(jù)時(shí)，都將選擇距離自己最近的服務(wù)器請求，這有效降低地域距離帶來的延遲，而非向leader請求，同時(shí)，這也使得冗余復(fù)制的那幾個(gè)服務(wù)器將可以并行對只讀事務(wù)處理，大大提高只讀事務(wù)的性能，降低leader的負(fù)擔(dān)。但是，數(shù)據(jù)的最新版本由leader同步給follower，存在少數(shù)replica的數(shù)據(jù)落后的情況，讓客戶端如讀取當(dāng)?shù)氐膔eplica中的數(shù)據(jù)來提高速度的情況下，有可能客戶端會讀取到過時(shí)的數(shù)據(jù)。因此，需要外部一致性，確保每次讀操作都能看到最新的數(shù)據(jù)。

簡單來說，就是spanner針對占少數(shù)的讀寫型事務(wù)，側(cè)重于避免事故帶來的性能問題。spanner要求讀寫型事務(wù)通過二階段提交來保證分布式上的原子提交，以及其中的二階段鎖也是確保了讀寫型事務(wù)間的隔離性，但是spanner用paxos解決了二階段提交中的事務(wù)協(xié)調(diào)器崩潰阻塞的問題，后續(xù)將講解如何引入paxos并進(jìn)行結(jié)合。

spannere針對只讀型事務(wù)，側(cè)重于提高事務(wù)的執(zhí)行性能，要求這些事務(wù)能夠就近讀取本地?cái)?shù)據(jù)中心的數(shù)據(jù)，并要求這個(gè)過程是外部一致性的。后續(xù)將優(yōu)化只讀事務(wù)將其和二階段提交機(jī)制解綁，其中的隔離性和外部一致性都通過引入快照隔離機(jī)制和安全時(shí)間機(jī)制來保證，同時(shí)快照隔離機(jī)制需要時(shí)鐘的同步，時(shí)鐘同步是難以保證的，這將引入start rule、commit wait機(jī)制來解決時(shí)鐘同步的問題。

針對讀寫型事務(wù)的優(yōu)化

spanner使用場景下，數(shù)據(jù)被分片到不同服務(wù)器中，每份數(shù)據(jù)也通過paxos冗余復(fù)制到多臺服務(wù)器上。下面通過一個(gè)例子來講解：

一個(gè)讀寫型事務(wù)，一個(gè)銀行的轉(zhuǎn)賬事務(wù)，賬戶Y轉(zhuǎn)賬給賬戶X一塊錢，X賬戶的數(shù)據(jù)和Y賬戶的數(shù)據(jù)分別保存在不同的服務(wù)器上，但是這些數(shù)據(jù)都會經(jīng)過復(fù)制到多臺服務(wù)器上。

服務(wù)器2號為X數(shù)據(jù)所屬分片的leader，服務(wù)器1號為Y數(shù)據(jù)所屬分片的leader

這個(gè)轉(zhuǎn)賬事務(wù)的步驟為先讀取x和y的值，后續(xù)再對x和y進(jìn)行修改值

客戶端先向leader發(fā)起一個(gè)DC2和DC1發(fā)起GET讀取數(shù)據(jù)的請求，此時(shí)這兩個(gè)leader也會分別對x和y數(shù)據(jù)上一個(gè)讀鎖

客戶端后續(xù)在本地進(jìn)行計(jì)算，得出更新的值，向DC2和DC1發(fā)起PUT更新數(shù)據(jù)的請求。由于需要進(jìn)行原子性提交，因此需要事務(wù)協(xié)調(diào)器，客戶端從與本事務(wù)相關(guān)的那些分片的leader中選擇一臺服務(wù)器作為事務(wù)協(xié)調(diào)器。被選中的服務(wù)器作為事務(wù)協(xié)調(diào)器，因?yàn)楸旧碜鳛閘eader有follower進(jìn)行復(fù)制數(shù)據(jù)，因此即使發(fā)生了崩潰，follower也會立刻頂替變?yōu)閘eader，同時(shí)也會接替事務(wù)協(xié)調(diào)器的工作。

本次客戶端將DC1作為事務(wù)協(xié)調(diào)器，此時(shí)DC1不僅作為paxos中的一個(gè)leader，還作為當(dāng)前事務(wù)的事務(wù)協(xié)調(diào)器，并將該paxos組的id發(fā)送出去。

后續(xù)客戶端將PUT請求，將更新的值發(fā)送給X和Y的leader

X和Y的leader接受到PUT請求后，就會立刻進(jìn)行l(wèi)og replication，將prepare消息同步到日志中。當(dāng)log replicaition到大多數(shù)節(jié)點(diǎn)后，leader即可確保該事務(wù)能夠不受故障影響，確保被執(zhí)行，便可回復(fù)yes給事務(wù)協(xié)調(diào)器，而DC1本身作為事務(wù)協(xié)調(diào)器，就是發(fā)送給自身一個(gè)yes回復(fù)。

此外客戶端也會給DC1發(fā)送一個(gè)yes回復(fù)，因?yàn)镈C1作為事務(wù)協(xié)調(diào)器。

當(dāng)事務(wù)協(xié)調(diào)器收到了全部的yes回復(fù)后，即可進(jìn)行commit該事務(wù)，但是事務(wù)協(xié)調(diào)器會先將該commit消息在本paxos組中進(jìn)行l(wèi)og replication，后續(xù)再發(fā)送commit消息給其他參與者。我們需要確保事務(wù)協(xié)調(diào)器不會忘記它所做的決定。當(dāng)這些commit消息被提交到了不同的shard paxos的日志中后，每個(gè)shard即可執(zhí)行這些寫操作，并將數(shù)據(jù)寫入，并釋放鎖。

可以看到讀寫型事務(wù)涉及到大量的跨數(shù)據(jù)中心溝通，而谷歌的數(shù)據(jù)中心分布在全球各地，較遠(yuǎn)的數(shù)據(jù)中心的消息來往溝通會耗費(fèi)大量的時(shí)間，因此這一個(gè)事務(wù)的執(zhí)行開銷一般就會比較大。但是數(shù)據(jù)被大量分片，因此只要事務(wù)之間沒有數(shù)據(jù)沖突的存在，那么就可以并行執(zhí)行大量的無沖突事務(wù)，這樣也彌補(bǔ)了性能的問題，但是單個(gè)讀寫型事務(wù)的延遲還是沒法解決的，因此一般來說spanner方案下，所有的replica一般也都是放在同個(gè)城市內(nèi)或者是跨鎮(zhèn)的，paper中也展示了鄰近的數(shù)據(jù)中心完成事務(wù)的執(zhí)行時(shí)間僅需14毫秒左右。這個(gè)性能湊活，但還是十分慢。

性能優(yōu)化這塊，spanner針對占據(jù)事務(wù)比例絕大多數(shù)的只讀型事務(wù)進(jìn)行了特別的優(yōu)化，大大提高了處理速度。

針對只讀型事務(wù)的優(yōu)化

spanner對只讀型事務(wù)，消除了兩個(gè)會帶來巨大開銷的問題。

1、消除了客戶端和數(shù)據(jù)中心的遠(yuǎn)距離帶來的通信延遲，spanner使得客戶端僅需向本地?cái)?shù)據(jù)中心讀取數(shù)據(jù)即可；

2、只讀事務(wù)執(zhí)行過程中，無需使用二階段提交機(jī)制和二階段鎖，從而避免了繁雜的跨數(shù)據(jù)中心的網(wǎng)絡(luò)通信溝通，以及避免了占用鎖對讀寫型事務(wù)造成處理速度上的影響。

從paper中的結(jié)果可以看到，這使得只讀事務(wù)的延遲相比讀寫型事務(wù)快了10倍多。

由于只讀事務(wù)并不會對數(shù)據(jù)進(jìn)行修改，因此無需要求它和讀寫型事務(wù)一樣遵守嚴(yán)格的有序性。

只讀型事務(wù)的正確執(zhí)行有兩個(gè)約束：

1、只讀型事務(wù)和讀寫型事務(wù)并行執(zhí)行的執(zhí)行結(jié)果必須是有序、線性一致性的，即執(zhí)行的結(jié)果就和事務(wù)有序執(zhí)行的結(jié)果一樣，即只讀型事務(wù)能夠看到在該事務(wù)之前的讀寫型事務(wù)的結(jié)果，但不能看到后續(xù)讀寫型事務(wù)的結(jié)果。例如，一個(gè)只讀型事務(wù)夾在兩個(gè)讀寫型事務(wù)之間，這個(gè)只讀事務(wù)應(yīng)該能夠看到第一個(gè)讀寫型事務(wù)的結(jié)果，但不應(yīng)該看到第二讀寫型事務(wù)的執(zhí)行結(jié)果，由于只讀型事務(wù)并不會占據(jù)鎖，因此有可能第二個(gè)讀寫型事務(wù)雖然開始比只讀型事務(wù)慢，但是并行執(zhí)行下，有可能第二個(gè)讀寫型事務(wù)反而先完成執(zhí)行，此時(shí)，需要確保只讀型事務(wù)讀取不到第二個(gè)讀寫型事務(wù)的結(jié)果。

如圖所示的情況下，T1和T2為讀寫型事務(wù)，T3為只讀型事務(wù)，如果不采取措施，那么T3事務(wù)讀取返回的結(jié)果為，x為T1事務(wù)修改的結(jié)果，而y為T2事務(wù)修改的結(jié)果，然而正確的返回結(jié)果應(yīng)該讀取T1事務(wù)修改的x、y值。

2、外部一致性，要求一個(gè)只讀事務(wù)能夠看到正確的最新版本的數(shù)據(jù)，需要避免只讀事務(wù)看到的是過時(shí)的數(shù)據(jù)。

快照隔離(Snapshot Isolation)

該機(jī)制建立在所有的機(jī)器都有一個(gè)同步的時(shí)鐘的前提條件下，每個(gè)機(jī)器根據(jù)這個(gè)同步時(shí)鐘給每個(gè)事務(wù)都分配了一個(gè)時(shí)間戳。

讀寫型事務(wù)的時(shí)間戳就是提交的時(shí)間，只讀型事務(wù)的時(shí)間戳就是事務(wù)開始的時(shí)間

所有的事務(wù)的執(zhí)行順序應(yīng)該嚴(yán)格按照這個(gè)時(shí)間戳的順序來執(zhí)行，因此，如果每臺服務(wù)器能夠按照遵守時(shí)間戳，并給出時(shí)間戳順序的執(zhí)行結(jié)果，那就是正確的。

每個(gè)replica在處理讀寫型事務(wù)時(shí)，進(jìn)行數(shù)據(jù)保存時(shí)，都應(yīng)該保存了該數(shù)據(jù)的多個(gè)版本，這個(gè)版本是以時(shí)間戳來標(biāo)識。

因此，只讀事務(wù)在進(jìn)行處理時(shí)，即便碰到了上面圖片的問題，T1事務(wù)提交時(shí)間假設(shè)為10，T3只讀事務(wù)的開始時(shí)間假設(shè)為15，T2事務(wù)的提交時(shí)間為20，但是T3事務(wù)執(zhí)行Ry操作的時(shí)間為21，在21這個(gè)時(shí)間，T3事務(wù)在讀取y的數(shù)值時(shí)，看到有時(shí)間戳為10和20兩個(gè)版本的結(jié)果，根據(jù)T3事務(wù)的時(shí)間戳為15，會讀取時(shí)間戳為10的那個(gè)版本的數(shù)值并返回。

只讀型事務(wù)被發(fā)起的時(shí)候，應(yīng)該提前攜帶一個(gè)時(shí)間戳，此時(shí)這個(gè)只讀事務(wù)執(zhí)行的時(shí)候，應(yīng)該去找在這個(gè)時(shí)間戳之前的最新的數(shù)據(jù)。

可見圖中，事務(wù)的執(zhí)行順序?yàn)門1、T3、T2，但是T2和T3的事務(wù)是并發(fā)執(zhí)行，在T3執(zhí)行的時(shí)候甚至已經(jīng)可以看到最新版本的數(shù)據(jù)，但是依舊返回舊的數(shù)據(jù)，這樣是否合理呢？

合理的，因?yàn)閮蓚€(gè)事物的并發(fā)執(zhí)行，那么數(shù)據(jù)庫可以允許這兩個(gè)事務(wù)以任意的順序執(zhí)行，只要是結(jié)果是有序執(zhí)行的結(jié)果即可，要么返回T3、T2順序的結(jié)果，要么返回T2、T3順序的結(jié)果，但是Spanner的機(jī)制下，需要嚴(yán)格按照時(shí)間戳來執(zhí)行，因此返回T3、T2順序的執(zhí)行結(jié)果。

可見，Spanner使用快照隔離能夠成功解決了只讀型事務(wù)在沒有鎖協(xié)調(diào)下，和讀寫型事務(wù)達(dá)成有序執(zhí)行，但是還是無法實(shí)現(xiàn)外部一致性。

此外，快照隔離需要記錄多個(gè)版本的數(shù)據(jù)，這會給磁盤和內(nèi)存帶來額外的開銷，但是存儲成本并不昂貴，同時(shí)這些多版本的數(shù)據(jù)，我們僅需保存近期的版本數(shù)據(jù)即可，超過一定時(shí)間范圍的記錄均可丟棄，因此這其實(shí)也不算是一個(gè)特別的問題。

安全時(shí)間（Safe Time)

快照隔離機(jī)制能夠保證事務(wù)的有序執(zhí)行，但是還是無法解決外部一致性的問題，有可能發(fā)起的只讀事務(wù)到達(dá)本地的replica時(shí)，這個(gè)replica處于落后狀態(tài)，還沒同步到最新的讀寫型事務(wù)的提交，那么這個(gè)只讀事務(wù)無法讀取到該事務(wù)時(shí)間戳前的最新版本的數(shù)據(jù)。

針對上面的問題，Spanner提出了安全時(shí)間機(jī)制，由于Leader會嚴(yán)格按照Log Index的順序給follower進(jìn)行l(wèi)og replication并進(jìn)行提交，因此日志中的事務(wù)按照Index來看，時(shí)間戳也是嚴(yán)格遞增的。follower收到時(shí)間戳為15的事務(wù)的提交，那么表明時(shí)間戳15之前的事務(wù)都已經(jīng)接受完畢。

因此，當(dāng)本地replica收到一個(gè)時(shí)間戳為15的只讀型事務(wù)，但是本地只從leader處拿到了時(shí)間戳為13的事務(wù)的日志，那么本地的replica就會推遲回復(fù)這個(gè)只讀事務(wù)，直到它從leader處拿到了時(shí)間戳大于或等于15的事務(wù)日志。當(dāng)然這會帶來一點(diǎn)小延遲。

時(shí)鐘同步問題的解決

在只讀型事務(wù)的優(yōu)化中，提出的快照隔離和安全時(shí)間機(jī)制發(fā)揮作用的前提都是所有機(jī)器的時(shí)鐘都是同步的，但是在分布式系統(tǒng)中，想要實(shí)現(xiàn)所有機(jī)器的時(shí)鐘完美同步是不可能的。

時(shí)間是由政府實(shí)驗(yàn)室里的那些價(jià)格昂貴的高精度時(shí)鐘定義，我們只能從那兒獲取時(shí)間，而獲取這些時(shí)間的數(shù)值需要通過一定途徑傳輸獲取，但是這個(gè)數(shù)據(jù)傳輸?shù)倪^程必然需要花費(fèi)一定的時(shí)間，并且這個(gè)傳輸過程的延遲對于不同服務(wù)器也是不同的。

對于讀寫型事務(wù)而言，這類事務(wù)采用了二階段鎖和二階段提交機(jī)制，根本無需時(shí)鐘同步來解決什么問題。

因此，我們這里需要針對只讀型事務(wù)來考慮，因?yàn)闀r(shí)間戳?xí)r為了優(yōu)化只讀型事務(wù)才引入的。

時(shí)鐘不同步會發(fā)生的兩種情況

如果只讀型事務(wù)碰到時(shí)鐘不同步的情況會發(fā)生什么，我們需要設(shè)想以下兩種情況。

1、時(shí)鐘不同步導(dǎo)致只讀型事務(wù)上攜帶的時(shí)間戳大于實(shí)際時(shí)間，那么replica收到這個(gè)只讀事務(wù)后就會因?yàn)榘踩珪r(shí)間機(jī)制等待leader發(fā)來的事務(wù)的時(shí)間戳趕上這個(gè)只讀事務(wù)的時(shí)間戳。這種情況看起來不算特別糟糕，頂多就是需要等待一段時(shí)間，但是返回的結(jié)果是正確的。但是如果只讀型事務(wù)的時(shí)間戳偏差大到離譜的時(shí)候，那么就可能會發(fā)生等待超時(shí)的情況，當(dāng)然服務(wù)器會定期獲取高精度時(shí)間，不至于會有這么大的偏差。

2、時(shí)鐘不同步導(dǎo)致只讀型事務(wù)上攜帶的時(shí)間戳小于實(shí)際時(shí)間，此時(shí)就會違反正確性，因?yàn)楸镜氐膔eplica根據(jù)這個(gè)過小的時(shí)間戳?xí)祷匾粋€(gè)過時(shí)版本的數(shù)據(jù)，并且時(shí)鐘不同步的偏差越大，只讀事務(wù)的時(shí)間戳越小，那么返回的數(shù)據(jù)的版本就越老。這顯然是違反了之前講的外部一致性，因此，我們需要針對只讀型事務(wù)被分配比真實(shí)時(shí)間要小的時(shí)間戳的情況下的外部一致性問題。

顯然，如果時(shí)鐘不完美同步的話，那么spanner的只讀型事務(wù)將會發(fā)生錯(cuò)誤。后續(xù)講解為什么不能完美同步，以及如何解決這個(gè)問題。

時(shí)間是由政府的實(shí)驗(yàn)室中的高精度時(shí)鐘來決定的，這個(gè)時(shí)間的數(shù)值的廣播也是需要使用特定的協(xié)議，例如雷達(dá)協(xié)議（Spanner中GPS就是扮演雷達(dá)廣播的角色，接受高精度時(shí)鐘的正確時(shí)間然后通過GPS衛(wèi)星發(fā)送給google機(jī)房中的GPS接收器），還有一些比較新的協(xié)議NTP協(xié)議（基于網(wǎng)絡(luò)的一個(gè)時(shí)間協(xié)議）

如圖演示了服務(wù)器獲取時(shí)間的原理圖，UTC是指政府實(shí)驗(yàn)室中定義的高精度時(shí)間，政府實(shí)驗(yàn)室通過GPS衛(wèi)星將時(shí)間進(jìn)行廣播給GPS接收器。每個(gè)數(shù)據(jù)中心都會有一個(gè)GPS接收器，它可以對GPS信號中的時(shí)間戳進(jìn)行解密并修正各種傳播延遲帶來的偏差，讓時(shí)間值保持是正確的，但是這個(gè)誤差的修正顯然不是絕對準(zhǔn)確的，修正后的時(shí)間和真實(shí)的時(shí)間還是存在微小的偏差。這個(gè)GPS接收器會和數(shù)據(jù)中心中的time master進(jìn)行連接，由于整個(gè)數(shù)據(jù)中心的時(shí)間戳都由這time master來決定，避免唯一故障點(diǎn)發(fā)生故障的嚴(yán)重事故，time master也將會有多個(gè)存在，提高可用性。

每個(gè)數(shù)據(jù)中心的數(shù)百臺服務(wù)器，部分作為spanner server，部分作為spanner client，它們都會定期向這些time master獲取正確的時(shí)間，這里spanner機(jī)器和time master的交互也會讓引入新的時(shí)間誤差，time master在獲取時(shí)間值后回復(fù)給spanner機(jī)器，回復(fù)過程是存在延遲的，這個(gè)延遲相比上面的延遲是巨大的。因此，誤差始終存在，始終是無法獲取絕對精準(zhǔn)的時(shí)間，這些誤差都是毫秒級的，是十分嚴(yán)重的。

此外，spanner機(jī)器是每隔一定時(shí)間向time master獲取正確的時(shí)間，但是間隔期間的時(shí)間值是通過本地時(shí)鐘來計(jì)算時(shí)間，這種方式帶來的結(jié)果也是十分糟糕，誤差很大。

True Time方案

因此，時(shí)間的不準(zhǔn)確性是必然存在的，如果解決這個(gè)問題，Spanner使用了True Time方案。當(dāng)機(jī)器向time master詢問時(shí)間時(shí)，并不會返回一個(gè)時(shí)間值，而是返回一直TT區(qū)間的值，這個(gè)區(qū)間由一個(gè)earliest time和latest time組成，精準(zhǔn)的時(shí)間必然處在這個(gè)TT區(qū)間內(nèi)。

上面，我們提及到的只讀型事務(wù)被分配偏小的時(shí)間戳導(dǎo)致外部一致性被破壞的問題，通過兩條規(guī)則來解決了，分別為Start Rule和Commit Wait Rule。

Start Rule：為事務(wù)分配時(shí)間戳就是返回的TT區(qū)間中的latest time來賦值，用TT.now().latest賦值，這確保事務(wù)被賦值的時(shí)間戳是比真實(shí)的時(shí)間要大一些。對于只讀型事務(wù)而言，時(shí)間戳應(yīng)該在開始的時(shí)候就賦予；對于讀寫型事務(wù)而言，時(shí)間戳應(yīng)該在提交的時(shí)候再賦予。

Commit Wait Rule：這個(gè)規(guī)則只針對于讀寫型事務(wù)，由于事務(wù)被分配的時(shí)間戳為TT區(qū)間中的latest，實(shí)際是要大于真實(shí)時(shí)間的，后續(xù)則需要等待真實(shí)時(shí)間大于這個(gè)時(shí)間戳后才能提交該讀寫型事務(wù)。這確保了讀寫型事務(wù)被提交的那個(gè)時(shí)間的數(shù)值是比被分配的時(shí)間戳要大。

后續(xù)的等待如何判斷真實(shí)時(shí)間已經(jīng)大于這個(gè)時(shí)間戳了

服務(wù)器僅需循環(huán)調(diào)用TT.now()獲取真實(shí)時(shí)間的情況，當(dāng)獲取的TT區(qū)間的earliest time都大于這個(gè)時(shí)間戳了，表明真實(shí)時(shí)間必然已經(jīng)大于這個(gè)時(shí)間戳了。

我們需要解決的情況是，只讀型事務(wù)被分配了相對于真實(shí)時(shí)間較小的時(shí)間戳，導(dǎo)致了只讀型事務(wù)讀取到的數(shù)據(jù)是過時(shí)的。而只讀型事務(wù)被分配相對于真實(shí)時(shí)間較大的時(shí)間戳的情況，僅需等待一段時(shí)間，仍然會返回新版本的數(shù)據(jù)。因此，我們需要避免只讀型事務(wù)被分配較小的時(shí)間戳。

Start Rule確保每個(gè)事務(wù)被分配的時(shí)間戳相對于真實(shí)時(shí)間都是偏大的，這確保只讀型事務(wù)被分配了較大的時(shí)間戳。

但是Start Rule也使得讀寫型事務(wù)也被分配了較大的時(shí)間戳，因此Commit Wait Rule發(fā)揮了作用，它使得讀寫型事務(wù)即使被分配了時(shí)間戳也不能提交，需要等待一段時(shí)間，確保真實(shí)時(shí)間大于這個(gè)時(shí)間戳后再提交，這使得讀寫型事務(wù)的時(shí)間戳是小于提交時(shí)的真實(shí)時(shí)間，實(shí)際上是被分配了一個(gè)相對于真實(shí)時(shí)間較小的值。

讀寫型事務(wù)被分配相對于真實(shí)時(shí)間較小的時(shí)間戳，只讀型事務(wù)被分配相對于真實(shí)時(shí)間較大的時(shí)間戳，那么就只會發(fā)生時(shí)鐘不同步會發(fā)生的兩種情況章節(jié)中的第一種情況，那種情況基本就是會導(dǎo)致只讀型事務(wù)需要因?yàn)榘踩珪r(shí)間機(jī)制進(jìn)行等待，但是只讀型事務(wù)讀取到的數(shù)值絕對是最新版本，正確的。

總結(jié)

Spanner能夠使得在世界范圍內(nèi)分布的數(shù)據(jù)中心實(shí)現(xiàn)了分布式事務(wù)的操作，并且性能也是可以忍受的，這真的十分神奇，而這神奇之處的關(guān)鍵就在于文章中的快照隔離和時(shí)間戳機(jī)制了。

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名稱欄目：6.824：Spanner詳解-創(chuàng)新互聯(lián)
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