寫在前面
隨著微服務(wù)架構(gòu)的推廣阵子，越來越多的公司采用微服務(wù)架構(gòu)來構(gòu)建自己的業(yè)務(wù)平臺思杯。就像前邊的文章說的，微服務(wù)架構(gòu)為業(yè)務(wù)開發(fā)帶來了諸多好處的同時挠进，例如單一職責色乾、獨立開發(fā)部署、功能復(fù)用和系統(tǒng)容錯等等领突，也帶來一些問題暖璧。
例如上手難度變大，運維變得更復(fù)雜君旦，模塊之間的依賴關(guān)系更復(fù)雜澎办，數(shù)據(jù)一致性難以保證，等等于宙。但是辦法總是比問題多浮驳，本篇文章就來介紹一下我們是如何保障微服務(wù)架構(gòu)的數(shù)據(jù)一致性的悍汛。
微服務(wù)架構(gòu)的數(shù)據(jù)一致性問題
以電商平臺為例捞魁，當用戶下單并支付后，系統(tǒng)需要修改訂單的狀態(tài)并且增加用戶積分离咐。由于系統(tǒng)采用的是微服務(wù)架構(gòu)谱俭，分離出了支付服務(wù)奉件、訂單服務(wù)和積分服務(wù)，每個服務(wù)都有獨立數(shù)據(jù)庫做數(shù)據(jù)存儲昆著。當用戶支付成功后县貌，無論是修改訂單狀態(tài)失敗還是增加積分失敗，都會造成數(shù)據(jù)的不一致凑懂。
為了解決例子中的數(shù)據(jù)一致性問題煤痕，一個最直接的辦法就是考慮數(shù)據(jù)的 強一致性。那么如何保證數(shù)據(jù)的強一致性呢接谨？我們從關(guān)系型數(shù)據(jù)庫的 ACID 理論說起摆碉。
?ACID
關(guān)系型數(shù)據(jù)庫具有解決復(fù)雜事務(wù)場景的能力，關(guān)系型數(shù)據(jù)庫的事務(wù)滿足 ACID 的特性脓豪。
Atomicity：原子性（要么都做巷帝，要么都不做）
Consistency：一致性（數(shù)據(jù)庫只有一個狀態(tài)，不存在未確定狀態(tài)）
Isolation：隔離性（事務(wù)之間互不干擾）
Durability：永久性（事務(wù)一旦提交扫夜，數(shù)據(jù)庫記錄永久不變）
具有 ACID 特性的數(shù)據(jù)庫支持數(shù)據(jù)的強一致性楞泼，保證了數(shù)據(jù)本身不會出現(xiàn)不一致。
然而微服務(wù)架構(gòu)下笤闯，每個微服務(wù)都有自己的數(shù)據(jù)庫堕阔，導(dǎo)致微服務(wù)架構(gòu)的系統(tǒng)不能簡單地滿足 ACID，我們就需要尋找微服務(wù)架構(gòu)下的數(shù)據(jù)一致性解決方案颗味。
微服務(wù)架構(gòu)的系統(tǒng)本身是一種分布式系統(tǒng)印蔬，而本文討論的問題其實也就是分布式事務(wù)之數(shù)據(jù)一致性的問題，我們來聊聊分布式系統(tǒng)的 CAP 理論和 BASE 理論脱衙。
?CAP
CAP 是指在一個分布式系統(tǒng)下侥猬， 包含三個要素：Consistency（一致性）、Availability（可用性）捐韩、Partition tolerance（分區(qū)容錯性）退唠，并且三者不可得兼。
C：Consistency荤胁，一致性瞧预，所有數(shù)據(jù)變動都是同步的。
A：Availability仅政，可用性垢油，即在可以接受的時間范圍內(nèi)正確地響應(yīng)用戶請求。
P：Partition tolerance圆丹，分區(qū)容錯性滩愁，即某節(jié)點或網(wǎng)絡(luò)分區(qū)故障時，系統(tǒng)仍能夠提供滿足一致性和可用性的服務(wù)辫封。
關(guān)系型數(shù)據(jù)庫單節(jié)點保證了數(shù)據(jù)強一致性（C）和可用性（A）硝枉，但是卻無法保證分區(qū)容錯性（P）廉丽。
然而在分布式系統(tǒng)下，為了保證模塊的分區(qū)容錯性（P）妻味，只能在數(shù)據(jù)強一致性（C）和可用性（A）之間做平衡正压。具體表現(xiàn)為在一定時間內(nèi)，可能模塊之間數(shù)據(jù)是不一致的责球，但是通過自動或手動補償后能夠達到最終的一致焦履。
?BASE
BASE 理論主要是解決 CAP 理論中分布式系統(tǒng)的可用性和一致性不可兼得的問題。BASE 理論包含以下三個要素：
BA：Basically Available雏逾，基本可用裁良。
S：Soft State，軟狀態(tài)校套，狀態(tài)可以有一段時間不同步价脾。
E：Eventually Consistent，最終一致笛匙，最終數(shù)據(jù)是一致的就可以了侨把，而不是時時保持強一致。
BASE 模型與 ACID 不同妹孙，滿足 CAP 理論秋柄，通過犧牲強一致性來保證系統(tǒng)可用性。由于犧牲了強一致性蠢正，系統(tǒng)在處理請求的過程中骇笔，數(shù)據(jù)可以存在短時的不一致。
系統(tǒng)在處理業(yè)務(wù)時嚣崭，記錄每一步的臨時狀態(tài)笨触。當出現(xiàn)異常時，根據(jù)狀態(tài)判斷是否繼續(xù)處理請求或者退回原始狀態(tài)雹舀，從而達到數(shù)據(jù)的最終一致芦劣。
例如，在上面的案例中说榆，支付成功虚吟，訂單也成功，但增加積分失敗签财，此時串慰，不應(yīng)回滾支付和訂單，而應(yīng)通過一些補償方法來讓積分得以正確地增加唱蒸。后面會講到具體的實現(xiàn)方法邦鲫。
在分享我們的分布式事務(wù)實踐方案之前，先看看早期解決分布式事務(wù)問題的二階段提交協(xié)議油宜。
二階段提交協(xié)議
X/Open DTP（Distributed Transaction Process）是一個分布式事務(wù)模型掂碱，此模型主要使用二階段提交（2PC怜姿，Two-Phase-Commit）來保證分布式事務(wù)的完整性慎冤。在這個模型里面疼燥，有三個角色：
AP：Application，應(yīng)用程序蚁堤，業(yè)務(wù)層醉者。
RM：Resource Manager，資源管理器披诗，關(guān)系型數(shù)據(jù)庫或支持 XA 接口（XA 規(guī)范是 X/Open 組織定義的分布式事務(wù)規(guī)范）的組件撬即。
TM：Transaction Manager ，事務(wù)管理器呈队，負責各個 RM 的提交和回滾剥槐。
當應(yīng)用程序（AP）調(diào)用了事務(wù)管理器（TM）的提交方法時，事務(wù)的提交分為兩個階段實行宪摧。
?第一階段（準備階段）
TM 通知所有參與事務(wù)的各個 RM粒竖，給每個 RM 發(fā)送 prepare 消息。
RM 接收到消息后進入準備階段后几于，要么直接返回失敗蕊苗，要么創(chuàng)建并執(zhí)行本地事務(wù)，寫本地事務(wù)日志（redo 和 undo 日志）沿彭，但是不提交（此處只保留最后一步耗時最少的提交操作給第二階段執(zhí)行）朽砰。
?第二階段（提交 / 回滾階段）
TM 收到 RM 準備階段的失敗消息或者獲取 RM 返回消息超時，則直接給 RM 發(fā)送回滾（rollback）消息喉刘，否則發(fā)送提交（commit）消息瞧柔。
RM 根據(jù) TM 的指令執(zhí)行提交或者回滾，執(zhí)行完成后釋放所有事務(wù)處理過程中使用的鎖（最后階段釋放鎖）睦裳。
?二階段提交的利弊
優(yōu)點
2PC 提供了一套完整的分布式事務(wù)的解決方案非剃，遵循事務(wù)嚴格的 ACID 特性。
缺點
TM 通過 XA 接口與各個 RM 之間進行數(shù)據(jù)交互推沸，從第一階段的準備階段备绽，業(yè)務(wù)所涉及的數(shù)據(jù)就被鎖定，并且鎖定跨越整個提交流程鬓催。在高并發(fā)和涉及業(yè)務(wù)模塊較多的情況下對數(shù)據(jù)庫的性能影響較大肺素。
二階段是反可伸縮模式的，業(yè)務(wù)規(guī)模越大宇驾，涉及模塊越多倍靡，局限性越大，系統(tǒng)可伸縮性越差课舍。
在技術(shù)棧比較雜的分布式應(yīng)用中塌西，存儲組件有很多不支持 XA 協(xié)議他挎。
二階段的諸多弊端，導(dǎo)致分布式系統(tǒng)下無法直接使用此方案來解決數(shù)據(jù)一致性問題捡需，但它提供了解決分布式系統(tǒng)下數(shù)據(jù)一致性問題的思路办桨。
下面就通過案例來分享我們是如何保證微服務(wù)架構(gòu)的數(shù)據(jù)一致性的。
可靠消息最終一致性
可靠消息最終一致性方案本質(zhì)上是利用 MQ 組件實現(xiàn)的二階段提交站辉。此方案涉及 3 個模塊：
上游應(yīng)用呢撞，執(zhí)行業(yè)務(wù)并發(fā)送 MQ 消息。
可靠消息服務(wù)和 MQ 消息組件饰剥，協(xié)調(diào)上下游消息的傳遞殊霞，并確保上下游數(shù)據(jù)的一致性。
下游應(yīng)用汰蓉，監(jiān)聽 MQ 的消息并執(zhí)行自身業(yè)務(wù)绷蹲。
?上游應(yīng)用執(zhí)行業(yè)務(wù)并發(fā)送 MQ 消息（第一階段）
上游應(yīng)用將本地業(yè)務(wù)執(zhí)行和消息發(fā)送綁定在同一個本地事務(wù)中，保證要么本地操作成功并發(fā)送 MQ 消息顾孽，要么兩步操作都失敗并回滾祝钢。
上游應(yīng)用和可靠消息之間的業(yè)務(wù)交互圖如下：
上游應(yīng)用發(fā)送待確認消息到可靠消息系統(tǒng)
可靠消息系統(tǒng)保存待確認消息并返回
上游應(yīng)用執(zhí)行本地業(yè)務(wù)
上游應(yīng)用通知可靠消息系統(tǒng)確認業(yè)務(wù)已執(zhí)行并發(fā)送消息。
可靠消息系統(tǒng)修改消息狀態(tài)為發(fā)送狀態(tài)并將消息投遞到 MQ 中間件岩齿。
以上每一步都可能出現(xiàn)失敗情況太颤，分析一下這 5 步出現(xiàn)異常后上游業(yè)務(wù)和消息發(fā)送是否一致：
上游應(yīng)用執(zhí)行完成，下游應(yīng)用尚未執(zhí)行或執(zhí)行失敗時盹沈，此事務(wù)即處于 BASE 理論的 Soft State 狀態(tài)龄章。
?下游應(yīng)用監(jiān)聽 MQ 消息并執(zhí)行業(yè)務(wù)（第二階段）
下游應(yīng)用監(jiān)聽 MQ 消息并執(zhí)行業(yè)務(wù)，并且將消息的消費結(jié)果通知可靠消息服務(wù)乞封。
可靠消息的狀態(tài)需要和下游應(yīng)用的業(yè)務(wù)執(zhí)行保持一致做裙，可靠消息狀態(tài)不是已完成時，確保下游應(yīng)用未執(zhí)行肃晚，可靠消息狀態(tài)是已完成時锚贱，確保下游應(yīng)用已執(zhí)行。
下游應(yīng)用和可靠消息服務(wù)之間的交互圖如下：
下游應(yīng)用監(jiān)聽 MQ 消息組件并獲取消息
下游應(yīng)用根據(jù) MQ 消息體信息處理本地業(yè)務(wù)
下游應(yīng)用向 MQ 組件自動發(fā)送 ACK 確認消息被消費
下游應(yīng)用通知可靠消息系統(tǒng)消息被成功消費关串，可靠消息將該消息狀態(tài)更改為已完成拧廊。
以上每一步都可能出現(xiàn)失敗情況，分析一下這 4 步出現(xiàn)異常后下游業(yè)務(wù)和消息狀態(tài)是否一致：
通過分析以上兩個階段可能失敗的情況晋修，為了確保上下游數(shù)據(jù)的最終一致性吧碾，在可靠消息系統(tǒng)中，需要開發(fā)消息狀態(tài)確認和消息重發(fā)兩個功能以實現(xiàn) BASE 理論的 Eventually Consistent 特性墓卦。
?消息狀態(tài)確認
可靠消息服務(wù)定時監(jiān)聽消息的狀態(tài)倦春，如果存在狀態(tài)為待確認并且超時的消息，則表示上游應(yīng)用和可靠消息交互中的步驟 4 或者 5 出現(xiàn)異常。
可靠消息則攜帶消息體內(nèi)的信息向上游應(yīng)用發(fā)起請求查詢該業(yè)務(wù)是否已執(zhí)行睁本。上游應(yīng)用提供一個可查詢接口供可靠消息追溯業(yè)務(wù)執(zhí)行狀態(tài)尿庐，如果業(yè)務(wù)執(zhí)行成功則更改消息狀態(tài)為已發(fā)送，否則刪除此消息確保數(shù)據(jù)一致呢堰。具體流程如下：
可靠消息查詢超時的待確認狀態(tài)的消息
向上游應(yīng)用查詢業(yè)務(wù)執(zhí)行的情況
業(yè)務(wù)未執(zhí)行抄瑟，則刪除該消息，保證業(yè)務(wù)和可靠消息服務(wù)的一致性暮胧。業(yè)務(wù)已執(zhí)行锐借，則修改消息狀態(tài)為已發(fā)送问麸，并發(fā)送消息到 MQ 組件往衷。
?消息重發(fā)
消息已發(fā)送則表示上游應(yīng)用已經(jīng)執(zhí)行，接下來則確保下游應(yīng)用也能正常執(zhí)行严卖。
可靠消息服務(wù)發(fā)現(xiàn)可靠消息服務(wù)中存在消息狀態(tài)為已發(fā)送并且超時的消息席舍，則表示可靠消息服務(wù)和下游應(yīng)用中存在異常的步驟，無論哪個步驟出現(xiàn)異常哮笆，可靠消息服務(wù)都將此消息重新投遞到 MQ 組件中供下游應(yīng)用監(jiān)聽来颤。
下游應(yīng)用監(jiān)聽到此消息后，在保證冪等性的情況下重新執(zhí)行業(yè)務(wù)并通知可靠消息服務(wù)此消息已經(jīng)成功消費稠肘，最終確保上游應(yīng)用福铅、下游應(yīng)用的數(shù)據(jù)最終一致性。具體流程如下：
可靠消息服務(wù)定時查詢狀態(tài)為已發(fā)送并超時的消息
可靠消息將消息重新投遞到 MQ 組件中
下游應(yīng)用監(jiān)聽消息项阴，在滿足冪等性的條件下滑黔，重新執(zhí)行業(yè)務(wù)。
下游應(yīng)用通知可靠消息服務(wù)該消息已經(jīng)成功消費环揽。
通過消息狀態(tài)確認和消息重發(fā)兩個功能略荡，可以確保上游應(yīng)用、可靠消息服務(wù)和下游應(yīng)用數(shù)據(jù)的最終一致性歉胶。
當然在實際接入過程中汛兜，需要引入人工干預(yù)功能。比如引入重發(fā)次數(shù)限制通今，超過重發(fā)次數(shù)限制的將消息修改為死亡消息粥谬，等待人工干預(yù)。
代入開篇案例辫塌，通過可靠消息最終一致性方案漏策，第一階段，訂單狀態(tài)更改之前璃氢，訂單服務(wù)向可靠消息服務(wù)請求保存待確認消息哟玷。可靠消息服務(wù)保存消息并返回。
訂單服務(wù)接收到返回信息后執(zhí)行本地業(yè)務(wù)并通知可靠消息服務(wù)業(yè)務(wù)已執(zhí)行巢寡。消息服務(wù)更改消息狀態(tài)并將消息投遞到 MQ 中間件喉脖。
第二階段，積分系統(tǒng)監(jiān)聽到 MQ 消息抑月，查看積分是否已增加树叽，如果沒有增加則修改積分，然后請求可靠消息服務(wù)谦絮√馑校可靠消息服務(wù)接收到積分系統(tǒng)的請求，將消息狀態(tài)更改為已完成层皱。
到這里性锭，已經(jīng)介紹完如何通過可靠消息服務(wù)來保證數(shù)據(jù)的一致性。但由于引入了可靠消息服務(wù)和消息隊列叫胖，帶來了一定的復(fù)雜性草冈，所以，它更適用于跨平臺技術(shù)棧不統(tǒng)一的場景瓮增。
下面再來介紹在技術(shù)棧統(tǒng)一的情況下怎棱，如何通過 TCC 來解決數(shù)據(jù)一致的方法。
TCC（Try-Confirm-Cancel）
TCC 方案是二階段提交的另一種實現(xiàn)方式绷跑，它涉及 3 個模塊拳恋，主業(yè)務(wù)、從業(yè)務(wù)和活動管理器（協(xié)作者）砸捏。
下面這張圖是互聯(lián)網(wǎng)上關(guān)于 TCC 比較經(jīng)典的圖示：
第一階段：主業(yè)務(wù)服務(wù)分別調(diào)用所有從業(yè)務(wù)服務(wù)的 try 操作谬运，并在活動管理器中記錄所有從業(yè)務(wù)服務(wù)。當所有從業(yè)務(wù)服務(wù) try 成功或者某個從業(yè)務(wù)服務(wù) try 失敗時带膜，進入第二階段吩谦。
第二階段：活動管理器根據(jù)第一階段從業(yè)務(wù)服務(wù)的 try 結(jié)果來執(zhí)行 confirm 或 cancel 操作。如果第一階段所有從業(yè)務(wù)服務(wù)都 try 成功膝藕，則協(xié)作者調(diào)用所有從業(yè)務(wù)服務(wù)的 confirm 操作式廷，否則，調(diào)用所有從業(yè)務(wù)服務(wù)的 cancel 操作芭挽。
在第二階段中滑废，confirm 和 cancel 同樣存在失敗情況，所以需要對這兩種情況做 異常處理 以保證數(shù)據(jù)一致性袜爪。
Confirm 失斎涑谩：則回滾所有 confirm 操作并執(zhí)行 cancel 操作。
Cancel 失斝凉荨：從業(yè)務(wù)服務(wù)需要提供自動 cancel 機制俺陋，以保證 cancel 成功豁延。
目前有很多基于 RPC 的 TCC 框架，但是不適用于微服務(wù)架構(gòu)下基于 HTTP 協(xié)議的交互模式腊状。我們這次只討論基于 HTTP 協(xié)議的 TCC 實現(xiàn)诱咏。具體的實現(xiàn)流程如下：
主業(yè)務(wù)服務(wù)調(diào)用從業(yè)務(wù)服務(wù)的 try 操作，并獲取 confirm/cancel 接口和超時時間缴挖。
如果從業(yè)務(wù)都 try 成功袋狞，主業(yè)務(wù)服務(wù)執(zhí)行本地業(yè)務(wù)，并將獲取的 confirm/cancel 接口發(fā)送給活動管理器映屋，活動管理器會順序調(diào)用從業(yè)務(wù) 1 和從業(yè)務(wù) 2 的 confirm 接口并記錄請求狀態(tài)苟鸯，如果請求成功，則通知主業(yè)務(wù)服務(wù)提交本地事務(wù)棚点。如果 confirm 部分失敗早处，則活動管理器會順序調(diào)用從業(yè)務(wù) 1 和從業(yè)務(wù) 2 的 cancel 接口來取消 try 的操作。
如果從業(yè)務(wù)部分或全部 try 失敗乙濒，則主業(yè)務(wù)直接回滾并結(jié)束陕赃，而 try 成功的從業(yè)務(wù)服務(wù)則通過定時任務(wù)來處理處于 try 完成但超時的數(shù)據(jù)卵蛉，將這些數(shù)據(jù)做回滾處理保證主業(yè)務(wù)服務(wù)和從業(yè)務(wù)服務(wù)的數(shù)據(jù)一致颁股。
代入開篇提到的案例，通過 TCC 方案傻丝，訂單服務(wù)在訂單狀態(tài)修改之前執(zhí)行預(yù)增積分操作（try）甘有，并從積分服務(wù)獲取 confirm/cancel 預(yù)增積分的請求地址。
如果預(yù)增積分（try）成功葡缰，則訂單服務(wù)更改訂單狀態(tài)并通知活動管理器亏掀，活動管理器請求積分模塊的 confirm 接口來增加積分。
如果預(yù)增積分（try）失敗泛释，則訂單服務(wù)業(yè)務(wù)回滾滤愕。積分服務(wù)通過定時任務(wù)刪除預(yù)增積分（try）超時的數(shù)據(jù)。
另外如果活動管理器調(diào)用積分服務(wù)的 confirm 接口失敗怜校，則活動管理器調(diào)用積分服務(wù) cancel 接口來取消預(yù)增積分间影，從而，保證訂單和積分數(shù)據(jù)的最終一致性茄茁。
通過上面的對可靠消息服務(wù)和 TCC 方案的描述魂贬，我們解決了技術(shù)棧一致和不一致的兩種情況下的數(shù)據(jù)一致性問題。
但是裙顽，通常在這些核心業(yè)務(wù)上有很多附加業(yè)務(wù)付燥，比如當用戶支付完成后，需要通過短信通知用戶支付成功愈犹。
這一類業(yè)務(wù)的成功或者失敗不會影響核心業(yè)務(wù)键科，甚至很多大型互聯(lián)網(wǎng)平臺在并高并發(fā)的情況下會主動關(guān)閉這一類業(yè)務(wù)以保證核心業(yè)務(wù)的順利執(zhí)行。那么怎么處理這類情況呢，我們來看看最大努力通知方案勋颖。
最大努力通知
最大努力通知方案涉及三個模塊：
上游應(yīng)用梆掸，發(fā)消息到 MQ 隊列。
下游應(yīng)用（例如短信服務(wù)牙言、郵件服務(wù)）酸钦，接受請求，并返回通知結(jié)果咱枉。
最大努力通知服務(wù)彤路，監(jiān)聽消息隊列，將消息存儲到數(shù)據(jù)庫中封孙，并按照通知規(guī)則調(diào)用下游應(yīng)用的發(fā)送通知接口主慰。
具體流程如下：
上游應(yīng)用發(fā)送 MQ 消息到 MQ 組件內(nèi)，消息內(nèi)包含通知規(guī)則和通知地址
最大努力通知服務(wù)監(jiān)聽到 MQ 內(nèi)的消息亿乳，解析通知規(guī)則并放入延時隊列等待觸發(fā)通知
最大努力通知服務(wù)調(diào)用下游的通知地址硝拧，如果調(diào)用成功，則該消息標記為通知成功葛假，如果失敗則在滿足通知規(guī)則（例如 5 分鐘發(fā)一次障陶，共發(fā)送 10 次）的情況下重新放入延時隊列等待下次觸發(fā)。
最大努力通知服務(wù)表示在不影響主業(yè)務(wù)的情況下聊训，盡可能地確保數(shù)據(jù)的一致性抱究。它需要開發(fā)人員根據(jù)業(yè)務(wù)來指定通知規(guī)則，在滿足通知規(guī)則的前提下带斑，盡可能的確保數(shù)據(jù)的一致鼓寺，以盡到最大努力的目的。
根據(jù)不同的業(yè)務(wù)可以定制不同的通知規(guī)則勋磕，比如通知支付結(jié)果等相對嚴謹?shù)臉I(yè)務(wù)妈候，可以將通知頻率設(shè)置高一些，通知時間長一些挂滓，比如隔 5 分鐘通知一次苦银，持續(xù)時間 1 小時。
如果不重要的業(yè)務(wù)杂彭，比如通知用戶積分增加墓毒，則可以將通知頻率設(shè)置低一些，時間短一些亲怠，比如 10 分鐘通知一次所计，持續(xù) 30 分鐘。
代入上面提到的支付成功短信通知用戶的案例团秽，通過最大努力通知方案主胧，當支付成功后叭首，將消息發(fā)送到 MQ 中間件，在消息中踪栋，定義發(fā)送規(guī)則為 5 分鐘一次焙格，最大發(fā)送數(shù)為 10 次。
最大努力通知服務(wù)監(jiān)聽 MQ 消息并根據(jù)規(guī)則調(diào)用消息通知服務(wù)（短信服務(wù)）的消息發(fā)送接口夷都，并記錄每次調(diào)用的日志信息眷唉。在通知成功或者已通知 10 次時，停止通知囤官。
總 * 結(jié)
上面通過案例詳細介紹了我們解決微服務(wù)之間數(shù)據(jù)不一致問題的三種方案冬阳，下面通過一張簡單的對比圖，為大家選擇合適的解決方案提供簡單依據(jù)党饮。
