事务就是要保证一组数据库操作，要么全部成功，要么全部失败。在 MySQL 中，事务支持是在引擎层实现的。你现在知道，MySQL 是一个支持多引擎的系统，但并不是所有的引擎都支持事务。比如 MySQL 原生的 MyISAM 引擎就不支持事务，这也是 MyISAM 被 InnoDB 取代的重要原因之一。
当数据库上有多个事务同时执行的时候，就可能出现脏读（dirty read）、不可重复读（non-repeatable read）、幻读（phantom read）的问题，这样就有了“隔离级别”的概念。SQL 标准的事务隔离级别包括：读未提交（read uncommitted）、读提交（read committed）、可重复读（repeatable read）和串行化（serializable ）。
- 读未提交是指，一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。
- 读提交是指，一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到。
- 可重复读是指，一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。即，未提交变更对其他事务也是不可见的。
- 串行化，是对于同一行记录，“写”会加“写锁”，“读”会加“读锁”。当出现读写锁冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行。
在实现上，数据库里面会创建一个视图，访问的时候以视图的逻辑结果为准。在“可重复读”隔离级别下，这个视图是在事务启动时创建的，整个事务存在期间都用这个视图。在“读提交”隔离级别下，这个视图是在每个 SQL 语句开始执行的时候创建的。这里需要注意的是，“读未提交”隔离级别下直接返回记录上的最新值，没有视图概念；而“串行化”隔离级别下直接用加锁的方式来避免并行访问。
说完了事务的隔离级别，我们再来看看事务隔离具体是怎么实现的？这里我们展开说明“可重复读 ”。
在 MySQL 中，实际上每条记录在更新的时候都会同时记录一条回滚操作。记录上的最新值，通过回滚操作，都可以得到前一个状态的值。
假设一个值从 1 被按顺序改成了 2、3、4，在回滚日志里面就会有类似的记录。同一条记录在系统中可以存在多个版本，就是数据库的多版本并发控制（MVCC）。
如果现在有另外一个事务正在将 4 改成 5，这个事务跟 read-view A、B、C 对应的事务是不会冲突的。回滚日志什么时候删除呢？系统会判断，当没有事务再需要用到这些回滚日志时，回滚日志会被删除。什么时候才不需要了呢？就是当系统里没有比这个回滚日志更早的 read-view 的时候。
MVCC是在并发访问数据库时，通过对数据做多版本管理，避免因为写锁的阻塞而造成读数据的并发阻塞问题。通俗的讲就是MVCC通过保存数据的历史版本，根据比较版本号来处理数据的是否显示，从而达到读取数据的时候不需要加锁就可以保证事务隔离性的效果
在InnoDB中，每一行都有2个隐藏列DATA_TRX_ID和DATA_ROLL_PTR(如果没有定义主键，则还有个隐藏主键列)：
- DATA_TRX_ID表示最近修改该行数据的事务ID，该事务不一定提交了。
- DATA_ROLL_PTR则表示指向该行回滚段的指针，该行上所有旧的版本，在undo中都通过链表的形式组织，而该值，正式指向undo中该行的历史记录链表。
整个MVCC的关键就是通过DATA_TRX_ID和DATA_ROLL_PTR这两个隐藏列来实现的。
长事务意味着系统里面会存在很老的事务视图。由于这些事务随时可能访问数据库里面的任何数据，所以这个事务提交之前，数据库里面它可能用到的回滚记录都必须保留，这就会导致大量占用存储空间。在 MySQL 5.5 及以前的版本，回滚日志是跟数据字典一起放在 ibdata 文件里的，即使长事务最终提交，回滚段被清理，文件也不会变小。比如数据只有 20GB，而回滚段有 200GB 的库，最终只好为了清理回滚段，重建整个库。长事务应尽量避免。
事务的启动方式：
- 显式启动事务语句， begin 或 start transaction。配套的提交语句是 commit，回滚语句是 rollback。
- set autocommit=0，这个命令会将这个线程的自动提交关掉。意味着如果你只执行一个 select 语句，这个事务就启动了，而且并不会自动提交。这个事务持续存在直到你主动执行 commit 或 rollback 语句，或者断开连接。
有些客户端连接框架会默认连接成功后先执行一个 set autocommit=0 的命令。这就导致接下来的查询都在事务中，如果是长连接，就导致了意外的长事务。另外，对于一个需要频繁使用事务的业务，第二种方式每个事务在开始时都不需要主动执行一次 “begin”，减少了语句的交互次数。如果你也有这个顾虑，我建议你使用 commit work and chain 语法，提交事务并自动启动下一个事务，同时带来的好处是从程序开发的角度明确地知道每个语句是否处于事务中。
你可以在 information_schema 库的 innodb_trx 这个表中查询持续时间超过 60s 的长事务：
select * from information_schema.innodb_trx where TIME_TO_SEC(timediff(now(),trx_started))>60在 MySQL 里，有两个“视图”的概念：
- 一个是 view。它是一个用查询语句定义的虚拟表，在调用的时候执行查询语句并生成结果。创建视图的语法是 create view … ，而它的查询方法与表一样。
- 另一个是 InnoDB 在实现 MVCC 时用到的一致性读视图，即 consistent read view，用于支持 RC（Read Committed，读提交）和 RR（Repeatable Read，可重复读）隔离级别的实现。它没有物理结构，作用是事务执行期间用来定义“我能看到什么数据”。
上面已经解释过一遍 MVCC 的实现逻辑，这里再把 read view 拆开，换一个方式来说明查询和更新的区别。
首先，前面说过事务显示启动方式，begin/start transaction ，在执行到它们之后的第一个操作 InnoDB 表的语句，事务才真正启动，这时才生成一致性视图。另外我们也可以执行，start transaction with consistent snapshot，立即开始事务并生成一致性视图。
在可重复读隔离级别下，事务在启动的时候就“拍了个快照”。注意，这个快照是基于整库的。这个快照的实现原理：
事务开始的时候向 InnoDB 的事务系统申请一个唯一的事务 ID（按申请顺序严格递增）。每行数据也都是有多个版本的，每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且把 transaction id 赋值给这个数据版本的事务 ID，记为 row trx_id。同时，旧的数据版本要保留，并且在新的数据版本中，能够有信息可以直接拿到它。也就是说，数据表中的一行记录，其实可能有多个版本 (row)，每个版本有自己的 row trx_id。
下图就是一个记录被多个事务连续更新后的状态：
虚线框里是同一行数据的 4 个版本，当前最新版本是 V4，k 的值是 22，它是被 transaction id 为 25 的事务更新的，因此它的 row trx_id 也是 25。U1、U2、U3是undo log（回滚日志），也就是上面提到的DATA_ROLL_PTR指向的位置。V1、V2、V3 并不是物理上真实存在的，而是每次需要的时候根据当前版本和 undo log 计算出来的。比如，需要 V2 的时候，就是通过 V4 依次执行 U3、U2 算出来。
在实现上， InnoDB 为每个事务构造了一个数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前正在“活跃”的所有事务 ID。“活跃”指的就是，启动了但还没提交。数组里面事务 ID 的最小值记为低水位，当前系统里面已经创建过的事务 ID 的最大值加 1 记为高水位。这个视图数组和高水位，就组成了当前事务的一致性视图。
而数据版本的可见性规则，就是基于数据的 row trx_id 和这个一致性视图的对比结果得到的。InnoDB 利用了“所有数据都有多个版本”的这个特性，实现了“秒级创建快照”的能力。这个视图数组把所有的 row trx_id 分成了几种不同的情况：
查询逻辑
对于当前事务的启动瞬间来说，一个数据版本的 row trx_id，有以下几种可能：
- 如果落在绿色部分，表示这个版本是已提交的事务或者是当前事务自己生成的，这个数据是可见的；
- 如果落在红色部分，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是肯定不可见的；
- 如果落在黄色部分，那就包括两种情况：若 row trx_id 在数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见；若 row trx_id 不在数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的（read view产生的过程中commit的），可见。
简单点说，一个数据版本，对于一个事务视图来说，除了自己的更新总是可见以外，有三种情况：
- 版本未提交，不可见；
- 版本已提交，但是是在视图创建后提交的，不可见；
- 版本已提交，而且是在视图创建前提交的，可见。
更新update逻辑
更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值，称为“当前读”（current read）。其实，除了 update 语句外，select 语句如果加锁，也是当前读。
也就是加上 lock in share mode 或 for update，分别加了读锁（S 锁，共享锁）和写锁（X 锁，排他锁）
可重复读的核心就是一致性读（consistent read）；而事务更新数据的时候，只能用当前读。如果当前的记录的行锁被其他事务占用的话，就需要进入锁等待。
读提交的逻辑和可重复读的逻辑类似，它们最主要的区别是：
- 在可重复读隔离级别下，只需要在事务开始的时候创建一致性视图，之后事务里的其他查询都共用这个一致性视图；
- 在读提交隔离级别下，每一个语句执行前都会重新算出一个新的视图。
注：在读提交隔离级别下，start transaction with consistent snapshot就没意义了，等效于普通的 start transaction。
来一组简答题：
数据库为什么要有事务？
为了保证数据最终的一致性。
事务包括哪几个特性？
原子性、隔离性、一致性、持久性。
事务的并发引起了哪些问题？
事务并发会引起脏读、重复读、幻读问题
怎么解决事务并发出现的问题？
设置事务隔离级别，读未提交，读提交，重复读，序列化。
数据库通过什么方式保证了事务的隔离性？
通过加锁来实现事务的隔离性。
频繁的加锁会带来什么问题？
读数据的时候没办法修改。修改数据的时候没办法读取，极大的降低了数据库性能。
数据库是如何解决加锁后的性能问题的？
MVCC 多版本控制实现读取数据不用加锁， 可以让读取数据同时修改。修改数据时同时可读取。
以上均是个人在 林晓斌专栏 《MySQL实战45讲》的学习总结。