一 概念
事务（Transaction）是访问和更新数据库的程序执行单元；事务中可能包含一个或多个sql语句，这些语句要么都执行，要么都不执行。作为一个关系型数据库，MySQL支持事务，本文介绍基于MySQL5.6。
一个经典案例说明事务
银行引用是事务的一个经典例子：假如银行有两张表，一张支票表，一张储蓄表，现在需要从Jones用户的支票账户转移200￥ 至储蓄账户，那么至少需要三步： 1. 检查Jones的支票账户余额是否大于200￥ 2. Jones的支票账户-200￥ 3. Jones的储蓄账户+200￥ 上述三步可组成一个事务，当2、3步故障时，之前执行的操作会自动回滚，保证数据的一致性。
二 事务的ACID特性
ACID是衡量事务的四个特性：
- 原子性(Atomicity,或称不可分割性)：语句要么全执行，要么全不执行，是事务最核心的特性，事务本身就是以原子性来定义的；实现主要基于undo log
- 持久性(Durability)：保证事务提交后不会因为宕机等原因导致数据丢失；实现主要基于redo log
- 隔离性(Isolation)：保证事务执行尽可能不受其他事务影响；InnoDB默认的隔离级别是RR，RR的实现主要基于锁机制（包含next-key lock）、MVCC（包括数据的隐藏列、基于undo log的版本链、ReadView）
- 一致性(Consistency)：事务追求的最终目标，一致性的实现既需要数据库层面的保障，也需要应用层面的保障
1 原子性
定义
原子性是指一个事务是一个不可分割的工作单位，其中的操作要么都做，要么都不做；如果事务中一个sql语句执行失败，则已执行的语句也必须回滚，数据库退回到事务前的状态。
实现原理：undo log
在说明原子性原理之前，首先介绍一下MySQL的事务日志。MySQL的日志有很多种，如二进制日志、错误日志、查询日志、慢查询日志等，此外InnoDB存储引擎还提供了两种事务日志：redo log(重做日志)和undo log(回滚日志)。其中redo log用于保证事务持久性；undo log则是事务原子性和隔离性实现的基础。
下面说回undo log。实现原子性的关键，是当事务回滚时能够撤销所有已经成功执行的sql语句。InnoDB实现回滚，靠的是undo log：当事务对数据库进行修改时，InnoDB会生成对应的undo log；如果事务执行失败或调用了rollback，导致事务需要回滚，便可以利用undo log中的信息将数据回滚到修改之前的样子。
undo log属于逻辑日志，它记录的是sql执行相关的信息。当发生回滚时，InnoDB会根据undo log的内容做与之前相反的工作：对于每个insert，回滚时会执行delete；对于每个delete，回滚时会执行insert；对于每个update，回滚时会执行一个相反的update，把数据改回去。
以update操作为例：当事务执行update时，其生成的undo log中会包含被修改行的主键(以便知道修改了哪些行)、修改了哪些列、这些列在修改前后的值等信息，回滚时便可以使用这些信息将数据还原到update之前的状态。
2 持久性
1）定义
持久性是指事务一旦提交，它对数据库的改变就应该是永久性的。接下来的其他操作或故障不应该对其有任何影响。
2）. 实现原理：redo log
redo log和undo log都属于InnoDB的事务日志。下面先聊一下redo log存在的背景。
InnoDB作为MySQL的存储引擎，数据是存放在磁盘中的，但如果每次读写数据都需要磁盘IO，效率会很低。为此，InnoDB提供了缓存(Buffer Pool)，Buffer Pool中包含了磁盘中部分数据页的映射，作为访问数据库的缓冲：当从数据库读取数据时，会首先从Buffer Pool中读取，如果Buffer Pool中没有，则从磁盘读取后放入Buffer Pool；当向数据库写入数据时，会首先写入Buffer Pool，Buffer Pool中修改的数据会定期刷新到磁盘中（这一过程称为刷脏）。
Buffer Pool的使用大大提高了读写数据的效率，但是也带了新的问题：如果MySQL宕机，而此时Buffer Pool中修改的数据还没有刷新到磁盘，就会导致数据的丢失，事务的持久性无法保证。
于是，redo log被引入来解决这个问题：当数据修改时，除了修改Buffer Pool中的数据，还会在redo log记录这次操作；当事务提交时，会调用fsync接口对redo log进行刷盘（redo log内容刷到磁盘上）。如果MySQL宕机，重启时可以读取redo log中的数据，对数据库进行恢复。redo log采用的是WAL（Write-ahead logging，预写式日志），所有修改先写入日志，再更新到Buffer Pool，保证了数据不会因MySQL宕机而丢失，从而满足了持久性要求。
既然redo log也需要在事务提交时将日志写入磁盘，为什么它比直接将Buffer Pool中修改的数据写入磁盘(即刷脏)要快呢？主要有以下两方面的原因：
（1）刷脏是随机IO，因为每次修改的数据位置随机，但写redo log是追加操作，属于顺序IO。
（2）刷脏是以数据页（Page）为单位的，MySQL默认页大小是16KB，一个Page上一个小修改都要整页写入；而redo log中只包含真正需要写入的部分，无效IO大大减少。
3）. redo log与binlog
我们知道，在MySQL中还存在binlog(二进制日志)也可以记录写操作并用于数据的恢复，但二者是有着根本的不同的：
（1）作用不同：redo log是用于crash recovery的，保证MySQL宕机也不会影响持久性；binlog是用于point-in-time recovery的，保证服务器可以基于时间点恢复数据，此外binlog还用于主从复制。
（2）层次不同：redo log是InnoDB存储引擎实现的，而binlog是MySQL的服务器层(可以参考文章前面对MySQL逻辑架构的介绍)实现的，同时支持InnoDB和其他存储引擎。
（3）内容不同：redo log是物理日志，内容基于磁盘的Page；binlog的内容是二进制的，根据binlog_format参数的不同，可能基于sql语句、基于数据本身或者二者的混合。
（4）写入时机不同：binlog在事务提交时写入；redo log的写入时机相对多元：
- 前面曾提到：当事务提交时会调用fsync对redo log进行刷盘；这是默认情况下的策略，修改innodb_flush_log_at_trx_commit参数可以改变该策略，但事务的持久性将无法保证。
- 除了事务提交时，还有其他刷盘时机：如master thread每秒刷盘一次redo log等，这样的好处是不一定要等到commit时刷盘，commit速度大大加快
3、隔离性
1）. 定义
与原子性、持久性侧重于研究事务本身不同，隔离性研究的是不同事务之间的相互影响。隔离性是指，事务内部的操作与其他事务是隔离的，并发执行的各个事务
之间不能互相干扰。严格的隔离性，对应了事务隔离级别中的Serializable (可串行化)，但实际应用中出于性能方面的考虑很少会使用可串行化。
通过锁机制来实现，同一时间锁住的资源只能被一个线程（会话）访问
4、一致性
1）. 基本概念
一致性是指事务执行结束后，数据库的完整性约束没有被破坏，事务执行的前后都是合法的数据状态。数据库的完整性约束包括但不限于：实体完整性（如行的主键存在且唯一）、列完整性（如字段的类型、大小、长度要符合要求）、外键约束、用户自定义完整性
如转账前后，两个账户余额的和应该不变，A账号给B账号转账500 A减少500 B只能增加500 不能说因为网络问题转了2次500 ，一致性就要求，A-500 B+500
2）. 实现
可以说，一致性是事务追求的最终目标：前面提到的原子性、持久性和隔离性，都是为了保证数据库状态的一致性。此外，除了数据库层面的保障，一致性的实现也需要应用层面进行保障。
实现一致性的措施包括：
- 保证原子性、持久性和隔离性，如果这些特性无法保证，事务的一致性也无法保证
- 数据库本身提供保障，例如不允许向整形列插入字符串值、字符串长度不能超过列的限制等
- 应用层面进行保障，例如如果转账操作只扣除转账者的余额，而没有增加接收者的余额，无论数据库实现的多么完美，也无法保证状态的一致
三 事务隔离级别
SQL标准中定义了四种隔离级别，并规定了每种隔离级别下上述几个问题是否存在。一般来说，隔离级别越低，系统开销越低，可支持的并发越高，但隔离性也越差。隔离级别与读问题的关系如下：
- 读未提交：read uncommitted 可能产生脏读
- 读已提交：read committed 不可重复读(可能读到别的事务改变后的数据)
- 可重复读：repeatable read mysql默认隔离级别，读当前事务的版本数据，但可能产生幻读（读到别的事务新增/删除后的数据）
- 串行化：serializable 能解决以上所有问题，包括幻读问题 （锁表机制实现的）
脏读：
一个事务读取到另外一个事务未提交的数据。
例子：A向B转账，A执行了转账语句，但A还没有提交事务，B读取数据，发现
自己账户钱变多了！B跟A说，我已经收到钱了。A回滚事务【rollback】，等B再查看账户的钱时，发现钱并没有多...
读取的数据被别的事务回滚了
出现脏读的本质就是因为操作(修改)完该数据就立马释放掉锁，导致读的数据就变成了无用的或者是错误的数据
不可重复读：
一个事务读取到另外一个事务已经提交的数据，也就是说一个事务可以看到其他事务所做的修改，例如：A查询数据库得到
数据，B去修改数据库的数据，导致A多次查询数据库的结果都不一样【危害：A每次查询的结果都是受B的影响的，那么A查询出来的信息就没有意思了】
虚读(幻读)：
是指在一个事务内读取到了别的事务插入的数据，导致前后读取不一致。和不可重复读类似，但虚读(幻读)会读到其他事务的插入的数据，导致前后读取不
一致，幻读的重点在于新增或者删除 (数据条数变化)，不可重复读的重点是修改.
RR解决脏读、不可重复读问题，使用的是MVCC
四 MVCC （多版本的并发控制协议）
RR解决脏读、不可重复读等问题，使用的是MVCC：MVCC全称Multi-Version Concurrency Control，即多版本的并发控制协议。
下面的例子很好的体现了MVCC的特点：
在同一时刻，不同的事务读取到的数据可能是不同的(即多版本)——在T5时刻，事务A和事务C可以读取到不同版本的数据。
MVCC最大的优点是读不加锁，因此读写不冲突，并发性能好。InnoDB实现MVCC，多个版本的数据可以共存，主要基于以下技术及数据结构：
1）隐藏列：InnoDB中每行数据都有隐藏列，隐藏列中包含了本行数据的事务id、指向undo log的指针等。
2）基于undo log的版本链：前面说到每行数据的隐藏列中包含了指向undo log的指针，而每条undo log也会指向更早版本的undo log，从而形成一条版本链。
3）ReadView：通过隐藏列和版本链，MySQL可以将数据恢复到指定版本；但是具体要恢复到哪个版本，则需要根据ReadView来确定。所谓ReadView，是指事务（记做事务A）在某一时刻给整个事务系统（trx_sys）打快照，之后再进行读操作时，会将读取到的数据中的事务id与trx_sys快照比较，从而判断数据对该ReadView是否可见，即对事务A是否可见。
上面第3条也可能很好的解释了，上图案例中为什么事务C查询到结果是200,因为在查询之前事务给整个系统打的快照里，余额已经是200了（被事务B修改为了200）
mvcc基本特征
- 每行数据都存在一个版本，每次数据更新时都更新该版本。
- 修改时Copy出当前版本随意修改，各个事务之间无干扰。
- 保存时比较版本号，如果成功（commit），则覆盖原记录；失败则放弃copy（rollback）
InnoDB存储引擎MVCC的实现策略
在每一行数据中额外保存两个隐藏的列：当前行创建时的版本号和删除时的版本号（可能为空，其实还有一列称为回滚指针，用于事务回滚，不在本文范畴）。这里的版本号并不是实际的时间值，而是系统版本号。每开始新的事务，系统版本号都会自动递增。事务开始时刻的系统版本号会作为事务的版本号，用来和查询每行记录的版本号进行比较。
每个事务又有自己的版本号，这样事务内执行CRUD操作时，就通过版本号的比较来达到数据版本控制的目的。
MVCC下InnoDB的增删查改是怎么work的
1.插入数据（insert）:记录的版本号即当前事务的版本号
执行一条数据语句：insert into testmvcc values(1,"test");
假设事务id为1，那么插入后的数据行如下：
2、更新数据： 采用的是先标记旧的那行记录为已删除，并且删除版本号是事务版本号，然后插入一行新的记录的方式。
比如，针对上面那行记录，事务Id为2 要把name字段更新
update table set name= 'new_value' where id=1;
3、删除数据： 就把事务版本号作为删除版本号。比如
delete from table where id=1;
4、查询操作：
从上面的描述可以看到，在查询时要符合以下两个条件的记录才能被事务查询出来：
1) 删除版本号未指定或者大于当前事务版本号，即查询事务开启后确保读取的行未被删除。(即上述事务id为2的事务查询时，依然能读取到事务id为3所删除的数据行)
2) 创建版本号 小于或者等于 当前事务版本号 ，就是说记录创建是在当前事务中（等于的情况）或者在当前事务启动之前的其他事物进行的insert。
（即事务id为2的事务只能读取到create version<=2的已提交的事务的数据集）
关于Mysql中MVCC的总结
客观上，我们认为他就是乐观锁的一整实现方式，就是每行都有版本号，保存时根据版本号决定是否成功。
但由于Mysql的写操作会加排他锁（前文有讲），如果锁定了还算不算是MVCC？
了解乐观锁的小伙伴们，都知道其主要依靠版本控制，即消除锁定，二者相互矛盾，so从某种意义上来说，Mysql的MVCC并非真正的MVCC，他只是借用MVCC的名号实现了读的非阻塞而已。