文章笔记主要引用：
事务特性
原子性：要么全部完成，要么全部不完成 ，是通过 undo log（回滚日志） 来保证的；
一致性：事务操作前和操作后，数据库保持一致性状态。 则是通过持久性+原子性+隔离性来保证；
隔离性：防止多个事务并发执行时由于交叉执行而导致数据的不一致 ，是通过 MVCC（多版本并发控制） 或锁机制来保证的；
持久性：数据的修改就是永久的 ，是通过 redo log （重做日志）来保证的；
数据库如何保证原子性？
主要是利用 Innodb 的undo log。当事务回滚时能够撤销所有已经成功执行的 SQL语句，他需要记录你要回滚的相应日志信息。 例如
- 当你delete一条数据的时候，就需要记录这条数据的信息，回滚的时候，insert这条旧数据
- 当你update一条数据的时候，就需要记录之前的旧值，回滚的时候，根据旧值执行update操作
- 当年insert一条数据的时候，就需要这条记录的主键，回滚的时候，根据主键执行delete操作
undo log记录了这些回滚需要的信息，当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。
数据库如何保证持久性？
当做数据修改的时候，不仅在内存中操作，还会在redo log中记录这次操作。当事务提交的时候，会将redo log日志进行刷盘(redo log一部分在内存中，一部分在磁盘上)。当数据库宕机重启的时候，会将redo log中的内容恢复到数据库中，再根据undo log和binlog内容决定回滚数据还是提交数据。
采用redo log的好处？
其实好处就是将redo log进行刷盘比对数据页刷盘效率高，具体表现如下：
- redo log体积小，毕竟只记录了哪一页修改了啥，因此体积小，刷盘快。
- redo log是一直往末尾进行追加，属于顺序IO。效率显然比随机IO来的快。
并行事务出现的问题
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脏读：读到其他事务未提交的数据；
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不可重复读：前后读取的数据不一致；
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幻读：前后读取的记录数量不一致。
不可重复读和幻读区别是什么？可以举个例子吗？
不可重复读的重点是修改，幻读的重点在于新增或者删除。
数据库隔离级别
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读未提交（read uncommitted），指一个事务还没提交时，它做的变更就能被其他事务看到；可能发生脏读、不可重复读和幻读现象；
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读提交（read committed），指一个事务提交之后，它做的变更才能被其他事务看到；可能发生不可重复读和幻读现象，但是不可能发生脏读现象；
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可重复读（repeatable read），指一个事务执行过程中看到的数据，一直跟这个事务启动时看到的数据是一致的，MySQL InnoDB 引擎的默认隔离级别；可能发生幻读现象，但是不可能脏读和不可重复读现象；
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串行化（serializable ）；会对记录加上读写锁，在多个事务对这条记录进行读写操作时，如果发生了读写冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行；脏读、不可重复读和幻读现象都不可能会发生。
这四种隔离级别具体是如何实现的呢？
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对于「读未提交」隔离级别的事务来说，因为可以读到未提交事务修改的数据，所以直接读取最新的数据就好了；
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对于「串行化」隔离级别的事务来说，通过加读写锁的方式来避免并行访问；
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对于「读提交」和「可重复读」隔离级别的事务来说，它们是通过 Read View 来实现的，它们的区别在于创建 Read View 的时机不同，大家可以把 Read View 理解成一个数据快照，就像相机拍照那样，定格某一时刻的风景。「读提交」隔离级别是在「每个语句执行前」都会重新生成一个 Read View，而「可重复读」隔离级别是「启动事务时」生成一个 Read View，然后整个事务期间都在用这个 Read View。
MySQL InnoDB 引擎的默认隔离级别虽然是「可重复读」，但是它很大程度上避免幻读现象（并不是完全解决了），解决的方案有两种：
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针对快照读（普通 select 语句），是通过 MVCC 方式解决了幻读，因为可重复读隔离级别下，开始事务后（执行 begin 语句后），在执行第一个查询语句后，会创建一个 Read View，事务执行过程中看到的数据，一直跟这个事务启动时看到的数据是一致的，即使中途有其他事务插入了一条数据，是查询不出来这条数据的，所以就很好了避免幻读问题。
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针对当前读（select ... for update 等语句），是通过 next-key lock（记录锁+间隙锁）方式解决了幻读，因为当执行 select ... for update 语句的时候，会加上 next-key lock，如果有其他事务在 next-key lock 锁范围内插入了一条记录，那么这个插入语句就会被阻塞，无法成功插入，所以就很好了避免幻读问题。
我举例了两个发生幻读场景的例子。
第一个例子：对于快照读， MVCC 并不能完全避免幻读现象。因为当事务 A 更新了一条事务 B 插入的记录，那么事务 A 前后两次查询的记录条目就不一样了，所以就发生幻读。
第二个例子：对于当前读，如果事务开启后，并没有执行当前读，而是先快照读，然后这期间如果其他事务插入了一条记录，那么事务后续使用当前读进行查询的时候，就会发现两次查询的记录条目就不一样了，所以就发生幻读。
Read View 在 MVCC 里如何工作的？
Read View 有四个重要的字段：
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m_ids ：指的是在创建 Read View 时，当前数据库中「活跃事务」的事务 id 列表，注意是一个列表，“活跃事务”指的就是，启动了但还没提交的事务。
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min_trx_id ：指的是在创建 Read View 时，当前数据库中「活跃事务」中事务 id 最小的事务，也就是 m_ids 的最小值。
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max_trx_id ：这个并不是 m_ids 的最大值，而是创建 Read View 时当前数据库中应该给下一个事务的 id 值，也就是全局事务中最大的事务 id 值 + 1；
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creator_trx_id ：指的是创建该 Read View 的事务的事务 id。
知道了 Read View 的字段，我们还需要了解聚簇索引记录中的两个隐藏列。：
- trx_id，当一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时，就会把该事务的事务 id 记录在 trx_id 隐藏列里；
- roll_pointer，每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把旧版本的记录写入到 undo 日志中，然后这个隐藏列是个指针，指向每一个旧版本记录，于是就可以通过它找到修改前的记录。
可重复读隔离级别是启动事务时生成一个 Read View，然后整个事务期间都在用这个 Read View 。
先查看记录字段中的trx_id是否比min_trx_id还小，如果是那就对此事务就是可见的。 在min_trx_id 和 max_trx_id 之间，则需要判断 trx_id 值是否在 m_ids 范围内，判断的结果是在的，那么说明这条记录是被还未提交的事务修改的，这时事务 并不会读取这个版本的记录。这时事务并不会读取这个版本的记录。而是沿着 undo log 链条往下找旧版本的记录，直到找到 trx_id 「小于」当前事务的 Read View 中的 min_trx_id 值的第一条记录。
读提交隔离级别是在每次读取数据时，都会生成一个新的 Read View。
MySQL中为什么要有事务回滚机制？
而在 MySQL 中，恢复机制是通过回滚日志（undo log）实现的，所有事务进行的修改都会先记录到这个回滚日志中，然后在对数据库中的对应行进行写入。 当事务已经被提交之后，就无法再次回滚了。
回滚日志作用： 1)能够在发生错误或者用户执行 ROLLBACK 时提供回滚相关的信息 2) 在整个系统发生崩溃、数据库进程直接被杀死后，当用户再次启动数据库进程时，还能够立刻通过查询回滚日志将之前未完成的事务进行回滚，这也就需要回滚日志必须先于数据持久化到磁盘上，是我们需要先写日志后写数据库的主要原因。