我们都知道普通的事务中有原子性，一致性，隔离性，持久性。而分布式事务中也有这些属性。
分布式事务
随着分布式计算的发展，事务在分布式中也得到了广泛的应用。 在单机数据库中，我们很容易能够实现满足ACID特性的事务处理系统，但在分布式数据库中，数据分散在各个不同的机器上，如何对这些数据进行分布式的事务处理具有非常大的挑战。 分布式中会有机器宕机和各种网络异常。尽管存在这种种分布式问题，但是在分布式计算领域，为了保证分布式应用程序的可靠性，分布式事务是无法回避的。
分布式事务是指事务的参与者、支持事务的服务器、资源服务器以及事务管理器分别位于分布式系统的不同节点上。 通常一个分布式事务中会涉及对多个数据源或业务系统的操作。
我们可以设想一个最典型的分布式事务场景：
一个跨银行的转账操作涉及调用两个异地的银行服务，其中一个是本地银行提供的取款服务，两个则是目标银行提供的存款服务，这两个服务本身是无状态并且是相互独立的，共同构成了一个完整的分布式事务。 如果从本地银行取款成功，但是因为某种原因存款服务失败了，那么就必须回滚到取款钱的状态，否则用户可能会发现自己的钱不翼而飞了。
从上面这个例子中，我们可以看到，一个分布式事务可以看作是由多个分布式的操作序列组成的，例如上面例子中的取款服务和存款服务，通常可以把这一系列的分布式的操作序列成为子事务。 因此，分布式事务也可以被定义为一种嵌套型的事务，同时也就局用了ACID事务特性。但由于在分布式事务中，各个子事务的执行是分布式的，因此要实现一种能够保证ACID特性的分布式事务处理系统就显得格外复杂。
CAP理论
对于本地事务处理或者是集中式的事务处理系统，很显然我们可以采用已经被实践证明很成熟的ACID模型来保证数据的严格一致性。
对于一个高访问量、高并发的互联网分布式系统来说，如果我们期望实现一套严格满足ACID特性的分布式事务，很可能出现的情况就是在系统的可用性和严格一致性之间出现冲突。
因为我们要求分布式系统具有严格一致性时，很可能需要牺牲掉系统的可用性。但毋庸置疑的一点是，可用性优势一个所有消费者不允许我们讨价还价的系统属性，
比如说像淘宝网这样的在线购物网站，就要求它能够24小时不间断地对外提供服务，而对于一致性，则更加是所有消费者对于一个软件系统的刚需。
因此在可用性和一致性之间永远无法存在一个两全其美的方案，于是如何构建一个兼顾可用性和一致性的分布式系统成为了无数工程师探讨的难题，出现了诸如CAP和BASE这样的分布式系统经典理论。
CAP理论告诉我们，一个分布式系统不可能同时满足一致性（C:Consistency、可用性（A:Availability）和分区容错性（P:Partition tolerance）这三个基本需求，最多只能同时满足其中的两项。
- 一致性
在分布式系统环境中，一致性是指数据在多个副本之间是否能够保持一致性的特性。在一致性的需求下，当一个系统在数据一致的状态下执行更新操作后，应该保证系统的数据仍然处于一致的状态。
对于一个将数据副本分布在不同分布式节点上的系统来说，如果对第一个节点的数据进行了更新操作并且更新成功后，却没有使得第二个节点的数据得到相应的更新，于是在第二个节点的数据进行读取操作时，获取的依然是老数据（或称为脏数据）， 这就是典型的分布式数据不一致情况。在分布式系统中，如果能够做到针对一个数据项的更新操作执行成功后，所有的用户都可以读取到其最新的值，那么这样的系统就被认为具有强一致性（或严格的一致性）。
- 可用性
可用性是指系统提供的服务必须一直处于可用的状态，对于用户的每一个操作请求总是能够在有限的时间内返回结果。这里我们重点看下“有限时间内”和“返回结果”。
有限的时间内
对于用户的一个操作请求，系统必须能够在指定的时间（即响应时间）内返回对应的处理结果，如果超过了这个时间范围，那么系统就被认为是不可用。另外，“有限的时间内”是一个在系统设计之初就设定好的系统运行指标，通常不同的系统之间会有很大的不同。比如说，对于一个在线搜索引擎来说，通常在0.5秒内需要给出用户搜索关键词对应的检索结果。以Google为例，搜索“分布式”这一关键词，Google能够在0.3秒左右的时间，返回大约上千万条检索结果。而对于一个面向HIVE的海量数据查询平台来说，正常的一次数据检索时间可能在20秒到30秒之间，如果是一个时间跨度较大的数据内容查询，“有限的时间”有时候甚至长达几分钟。
从上面的例子中，我们可以看出，用户对一个系统的请求响应时间的期望值不尽相同。但是，无论系统之间的差异多大，唯一相同的一点就是对于用户请求，系统必须存在一个合理的响应时间，否则用户便会对系统感到失望。
返回结果
是可用性的另一个非常重要的指标，它要求系统在完成对用户请求的处理后，返回一个正常的响应结果。正常的响应结果通常能够明确地反映出对请求的处理结果，即成功或失败，而不是一个让用户感到困惑的返回结果。
让我们再来看看上面提到的在线搜索引擎的例子，如果用户输入指定的搜索关键词后，返回的结果是一个系统错误，通常类似于“OutOfMemoryError”或“System Has Crashed”等提示语，那么我们认为此时系统是不可用的。
- 分区容错性
分区容错性约束了一个分布式系统需要具有如下特性：分布式系统在遇到任何网络分区故障的时候，仍然需要能够保证对外提供满足一致性和可用性的服务，除非是整个网络环境都发生了故障。
网络分区是指在分布式系统中，不同的节点分布在不同的子网络（机房或异地网络等）中，由于一些特殊的原因导致这些子网络之间出现网络不连通的状况，但各个子网络的内部网络是正常的，从而导致整个系统的网络环境被切分成了若干个孤立的区域。 需要注意的是，组成一个分布式系统的每个节点的加入与退出都可以看作是一个特殊的网络分区。
从CAP理论看出，一个分布式系统不可能同时满足一致性、可用性和分区容错性这三个需求。另一方面，需要明确的一点是，对于一个分布式系统而言，分区容错性可以说是一个最基本的要求。
为什么这样说，其实很简单，因为既然是一个分布式系统，那么分布式系统的组件必然需要被部署到不同的节点，否则也就无所谓分布式系统了，因此必然出现子网格。
而对于分布式系统而言，网络问题又是一个必定会出现的异常情况，因此分区容错性也就成为了一个分布式系统必然需要面对和解决的问题。
因此系统架构设计师往往需要把精力花在如何根据业务特点在C（一致性）和A（可用性）之间寻求平衡。
BASE理论
BASE是Basically Available（基本可用）、Soft state（软状态）和Eventually consistent（最终一致性）三个短语的简写，
BASE是对CAP中一致性和可用性权衡的结果，其来源于对大规模互联网系统分布式实践的结论，是基于CAP定理逐步演化而来的，
其核心思想是即使无法做到强一致性（Strong consistency），但每个应用都可以根据自身的业务特点，采用适当的方式来使系统达到最终一致性（Eventual consistency）。接下来我们着重对BASE中的三要素进行详细讲解。
- 基本可用
基本可用是指分布式系统在出现不可预知故障的时候，允许损失部分可用性–但请注意，这绝不等价于系统不可用，以下两个就是“基本可用”的典型例子。
- 响应时间上的损失：正常情况下，一个在线搜索引擎需要0.5秒内返回给用户相应的查询结果，但由于出现异常（比如系统部分机房发生断电或断网故障），查询结果的响应时间增加到了1~2秒。
- 功能上的损失：正常情况下，在一个电子商务网站上进行购物，消费者几乎能够顺利地完成每一笔订单，但是在一些节日大促购物高峰的时候，由于消费者的购物行为激增，为了保护购物系统的稳定性，部分消费者可能会被引导到一个降级页面。
- 弱状态也称为软状态，和硬状态相对，是指允许系统中的数据存在中间状态，并认为该中间状态的存在不会影响系统的整体可用性，即允许系统在不同节点的数据副本之间进行数据听不的过程存在延时。
- 最终一致性
最终一致性强调的是系统中所有的数据副本，在经过一段时间的同步后，最终能够达到一个一致的状态。因此，最终一致性的本质是需要系统保证最终数据能够达到一致，而不需要实时保证系统数据的强一致性
亚马逊首席技术官Werner Vogels在于2008年发表的一篇文章中对最终一致性进行了非常详细的介绍。 他认为最终一致性时一种特殊的弱一致性：系统能够保证在没有其他新的更新操作的情况下，数据最终一定能够达到一致的状态，因此所有客户端对系统的数据访问都能够最新的值。 同时，在没有发生故障的前提下，数据达到一致状态的时间延迟，取决于网络延迟，系统负载和数据复制方案设计等因素。
在实际工程实践中，最终一致性存在以下五类主要变种。
因果一致性：
因果一致性是指，如果进程A在更新完某个数据项后通知了进程B，那么进程B之后对该数据项的访问都应该能够获取到进程A更新后的最新值，并且如果进程B要对该数据项进行更新操作的话，务必基于进程A更新后的最新值，即不能发生丢失更新情况。与此同时，与进程A无因果关系的进程C的数据访问则没有这样的限制。
读己之所写：
读己之所写是指，进程A更新一个数据项之后，它自己总是能够访问到更新过的最新值，而不会看到旧值。也就是说，对于单个数据获取者而言，其读取到的数据一定不会比自己上次写入的值旧。因此，读己之所写也可以看作是一种特殊的因果一致性。
会话一致性：
会话一致性将对系统数据的访问过程框定在了一个会话当中：系统能保证在同一个有效的会话中实现“读己之所写”的一致性，也就是说，执行更新操作之后，客户端能够在同一个会话中始终读取到该数据项的最新值。
单调读一致性：
单调读一致性是指如果一个进程从系统中读取出一个数据项的某个值后，那么系统对于该进程后续的任何数据访问都不应该返回更旧的值。
单调写一致性：
单调写一致性是指，一个系统需要能够保证来自同一个进程的写操作被顺序地执行。
以上就是最终一致性的五类常见的变种，在时间系统实践中，可以将其中的若干个变种互相结合起来，以构建一个具有最终一致性的分布式系统。事实上，可以将其中的若干个变种相互结合起来，以构建一个具有最终一致性特性的分布式系统。 事实上，最终一致性并不是只有那些大型分布式系统才设计的特性，许多现代的关系型数据库都采用了最终一致性模型。在现代关系型数据库中，大多都会采用同步和异步方式来实现主备数据复制技术。 在同步方式中，数据的复制通常是更新事务的一部分，因此在事务完成后，主备数据库的数据就会达到一致。 而在异步方式中，备库的更新往往存在延时，这取决于事务日志在主备数据库之间传输的时间长短，如果传输时间过长或者甚至在日志传输过程中出现异常导致无法及时将事务应用到备库上， 那么显然，从备库中读取的的数据将是旧的，因此就出现了不一致的情况。当然，无论是采用多次重试还是认为数据订正，关系型数据库还是能保证最终数据达到一致 – 这就是系统提供最终一致性保证的经典案例。
小结：
总的来说，BASE理论面向的是大型高可用可扩展的分布式系统，和传统事务的ACID特性使相反的，它完全不同于ACID的强一致性模型，而是提出通过牺牲强一致性来获得可用性，并允许数据在一段时间内是不一致的，但最终达到一致状态。 但同时，在实际的分布式场景中，不同业务单元和组件对数据一致性的要求是不同的，因此在具体的分布式系统架构设计过程中，ACID特性与BASE理论往往又会结合在一起使用。
计算机系统从集中式向分布式的变革随着包括分布式网络、分布式事务和分布式数据一致性等在内的一系列问题与挑战，同时也催生了一大批诸如ACID、CAP和BASE等经典理论的快速发展。
转载：分布式事务
评论