一、什么是事务：

数据库的事务是并发控制的基本单位，是指逻辑上的一组操作，要么全部执行，要么全部不执行。

1、事务的特性：

（1）原子性：事务是一个不可分割的工作单元，事务里的操作要么都成功，要么都失败，如果事务执行失败，则需要进行回滚。

（2）隔离性：事务的所操作的数据在提交之前，对其他事务的可见程度。

（3）持久性：一旦事务提交，它对数据库中数据的改变就是永久的。

（4）一致性：事务不能破坏数据的完整性和业务的一致性。例如在转账时，不管事务成功还是失败，双方钱的总额不变。

二、事务ACID特性的实现原理：

1、原子性：

原子性是通过MySQL的回滚日志undo log来实现的：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 (回滚日志)：是采用段(segment)的方式来记录的，每个undo操作在记录的时候占用一个undo log segment。在数据更改操作时，记录了相对应的undo log的目的在于：

• 保证数据的原子性，记录事务发生之前的一个版本，用于回滚；
• 通过mvcc + undo log实现Innodb事务可重复读和读已提交隔离级别。

2、隔离性：

隔离性是事务所操作的数据在提交之前，对其他事务的可见程度。

2.1、事务隔离级别：

为保证在并发环境下读取数据的完整性和一致性，数据库提供了四种事务隔离级别，隔离级别越高，越能保证数据的完整性和一致性，但对高并发性能影响也越大，执行效率越低。（四种隔离级别从上往下依次升高）
读未提交：允许事务在执行过程中，读取其他事务尚未提交的数据；

读已提交：允许事务在执行过程中读取其他事务已经提交的数据；

可重复读（默认级别）：在同一个事务内，任意时刻的查询结果都是一致的；

读序列化：所有事务逐个依次执行，每次读都需要获取表级共享锁，读写会相互阻塞。

2.2、如果不考虑事务的隔离性，在事务并发的环境下，可能存在问题有：

（1）更新丢失：两个或多个事务操作相同的数据，然后基于选定的值更新该行时，由于每个事务都不知道其他事务的存在，就会发生丢失更新问题：最后的更新覆盖了其他事务所做的更新。

（2）脏读：指事务A正在访问数据，并且对数据进行了修改（事务未提交），这时，事务B也使用这个数据，后来事务A撤销回滚，并把修改后的数据恢复原值，B读到的数据就与数据库中的数据不一致，即B读到的数据是脏数据。

（3）不可重复读：在一个事务内，多次读取同一个数据，但是由于另一个事务在此期间对这个数据做了修改并提交，导致前后读取到的数据不一致；

（4）幻读：在一个事务中，先后两次进行读取相同的数据（一般是范围查询），但由于另一个事务新增或者删除了数据，导致前后两次结果不一致。
① 不可重复读和幻读的区别：

不可重复读侧重于读取到其他事务修改的数据，幻读侧重于读取到其他事务新增或者删除的数据。

② 可以采用锁机制来解决不可重复读和幻读：

对于不可重复读，只需对操作的数据添加行级锁，防止操作的数据发生变化；而对于幻读，需要添加表级锁，将整张表锁定，防止新增或者删除数据。

2.3、事务隔离性的实现原理：

为了实现事务隔离，数据库延伸出了数据库锁，其中Innodb事务的隔离级别是由锁机制和MVVC(多版本并发控制)实现的：

2.3.1、Mysql锁机制：

MySQL锁机制的基本工作原理就是：事务在修改数据库之前，需要先获得相应的锁，获得锁的事务才可以修改数据；在该事务操作期间，这部分的数据是锁定，其他事务如果需要修改数据，需要等待当前事务提交或回滚后释放锁。

（锁机制的更多说明可以参考另一篇博客：https://blog.csdn.net/a745233700/article/details/84504209）

通过对InnoDB不同锁类型的特性分析，可以利用锁解决脏读、不可重复读、幻读：
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排它锁解决脏读
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共享锁解决不可重复读
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临键锁解决幻读

2.3.2、Multiversion concurrency control （MVCC 多版本并发控制）：

InnoDB的MVCC是通过在每行记录后面保存两个隐藏的列来实现的，一个保存了行的事务ID（每次提交事务，事务ID会自增），一个保存了行的回滚段指针

每开始一个新的事务，都会自动递增产生一个新的事务ID。事务开始时刻会把该事务ID放到当前事务影响的行事务ID字段中，而 DB_ROLL_PTR 指向该行回滚段的指针，该行记录上的所有版本数据，都在undo log回滚日志中通过链表形式组织，所以该值实际指向undo log中该行的历史记录链表。

MVCC只在 可重复度 和 读已提交 两个隔离级别下才会工作，其中，MVCC实质就是通过保存数据在某个时间点的快照来实现的。 在并发访问数据库时，对正在事务中的数据做MVCC多版本的管理，以避免写操作阻塞读操作，并且可以通过比较版本解决快照读方式的幻读问题，但对于当前读的幻读，MVCC并不能解决，需要通过临键锁来解决。
**快照读：**Innodb快照读，数据的读取将由 cache(原本数据) + undo(事务修改前的数据) 两部分组成

**当前读：**SQL读取的数据是最新版本。通过锁机制来保证读取的数据无法通过其他事务进行修改

在可重复读的隔离级别下，MVCC具体操作：

（1）SELECT操作：InnoDB遵循以下两个规则：

• 只查找数据行的事务ID小于或等于当前事务ID的版本，这样可以确保事务读取的行，要么是在事务开始前已经存在的，要么是事务自身插入或者修改过的记录。
• 行的删除版本要未被定义，读取到事务开始之前状态的版本，这可以确保事务读取到的行，在事务开始之前未被删除。只有同时满足的两者的记录，才能返回作为查询结果。

（2）INSERT：InnoDB为新插入的每一行保存当前事务编号作为行版本号。

（3）DELETE：InnoDB为删除的每一行保存当前事务编号作为行删除标识。

（4）UPDATE：InnoDB为插入一行新记录，保存当前事务编号作为行版本号，同时保存当前事务编号到原来的行作为行删除标识。

保存这两个额外系统版本号，使大多数读操作都可以不用加锁。这样设计使得读数据操作很简单，性能很好，并且也能保证只会读取到符合标准的行，不足之处是每行记录都需要额外的存储空间，需要做更多的行检查工作，以及一些额外的维护工作。

3、持久性：

持久性的实现关键在于redo log日志，在执行SQL时会保存已执行的SQL语句到一个指定的Log文件，当执行recovery时重新执行redo log记录的SQL操作。

3.1、redo log日志：

当向数据库写入数据时，执行过程会首先写入Buffer Pool，Buffer Pool中修改的数据会定期刷新到磁盘中（这一过程叫做刷盘），这整一过程称为redo log。redo log 分为：

• Buffer Pool内存中的日志缓冲(redo log buffer)，该部分日志是易失性的；
• 磁盘上的重做日志文件(redo log file)，该部分日志是持久的。

Buffer Pool的使用可以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中修改的数据在内存还没有刷新到磁盘，就会导致数据的丢失，事务的持久性无法保证。

为了确保事务的持久性，在当事务提交时，会调用fsync接口对redo log进行刷盘, （即redo log buffer写日志到磁盘的redo log file中 ），刷新频率由 innodb_flush_log_at_trx_commit变量来控制的：

• 0： 每秒刷新缓冲池中的数据写入到磁盘中的，当系统崩溃，会丢失1秒钟的数据 ；
• 1： 事务每次提交的时候，就把缓冲池中的数据刷新到磁盘中；
• 2：提交事务的时候，把缓冲池中的数据写入磁盘文件对应的 os cache 缓存里去，而不是直接进入磁盘文件。可能 1 秒后才会把 os cache 里的数据写入到磁盘文件里去。

4、一致性：

一致性指的是事务不能破坏数据的完整性和业务的一致性 ：
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数据的完整性： 实体完整性、列完整性（如字段的类型、大小、长度要符合要求）、外键约束等
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业务的一致性：例如在银行转账时，不管事务成功还是失败，双方钱的总额不变。

那是如何保证数据一致性的？其实数据一致性是通过事务的原子性、持久性和隔离性来保证的：

• 原子性：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；主要基于undo log实现
• 持久性：保证事务提交后不会因为宕机等原因导致数据丢失；主要基于redo log实现
• 隔离性：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）