相信大家都用过事务以及了解他的特点，如原子性(Atomicity),一致性(Consistency),隔离型(Isolation)以及持久性(Durability)等。
今天想跟大家一起研究下事务内部到底是怎么实现的，在讲解前我想先抛出个问题：
可靠性：
数据库要保证当insert或update操作时抛异常或者数据库crash的时候需要保障数据的操作前后的一致，想要做到这个，我需要知道我修改之前和修改之后的状态，所以就有了undo log和redo log。
并发处理：
也就是说当多个并发请求过来，并且其中有一个请求是对数据修改操作的时候会有影响，为了避免读到脏数据，所以需要对事务之间的读写进行隔离，至于隔离到啥程度得看业务系统的场景了，实现这个就得用MySQL 的隔离级别。
下面我首先讲实现事务功能的三个技术，分别是日志文件(redo log 和 undo log)，锁技术以及MVCC，然后再讲事务的实现原理，包括原子性是怎么实现的，隔离性是怎么实现的等等。
最后在做一个总结，希望大家能够耐心看完
redo log叫做重做日志，是用来实现事务的持久性。
该日志文件由两部分组成：
重做日志缓冲（redo log buffer）以及重做日志文件（redo log）,前者是在内存中，后者在磁盘中。
当事务提交之后会把所有修改信息都会存到该日志中。
假设有个表叫做tb1(id,username) 现在要插入数据（3，ceshi）
start transaction;
select balance from bank where name="zhangsan";
// 生成 重做日志 balance=600
update bank set balance = balance - 400;
// 生成 重做日志 amount=400
update finance set amount = amount + 400;
commit;
mysql 为了提升性能不会把每次的修改都实时同步到磁盘，而是会先存到Boffer Pool(缓冲池)里头，把这个当作缓存来用。
然后使用后台线程去做缓冲池和磁盘之间的同步。
那么问题来了，如果还没来的同步的时候宕机或断电了怎么办？
还没来得及执行上面图中红色的操作。
这样会导致丢部分已提交事务的修改信息！
所以引入了redo log来记录已成功提交事务的修改信息，并且会把redo log持久化到磁盘，系统重启之后在读取redo log恢复最新数据。
redo log是用来恢复数据的 用于保障已提交事务的持久化特性。
undo log 叫做回滚日志，用于记录数据被修改前的信息。
他正好跟前面所说的重做日志所记录的相反，重做日志记录数据被修改后的信息。
undo log主要记录的是数据的逻辑变化，为了在发生错误时回滚之前的操作，需要将之前的操作都记录下来，然后在发生错误时才可以回滚。
每次写入数据或者修改数据之前都会把修改前的信息记录到 undo log。
undo log 记录事务修改之前版本的数据信息，因此假如由于系统错误或者rollback操作而回滚的话可以根据undo log的信息来进行回滚到没被修改前的状态。
undo log是用来回滚数据的用于保障 未提交事务的原子性
当有多个请求来读取表中的数据时可以不采取任何操作，但是多个请求里有读请求，又有修改请求时必须有一种措施来进行并发控制。
不然很有可能会造成不一致。
解决上述问题很简单，只需用两种锁的组合来对读写请求进行控制即可，这两种锁被称为：
读锁是可以共享的，或者说多个读请求可以共享一把锁读数据，不会造成阻塞。
排他锁(exclusive lock),又叫做"写锁"
写锁会排斥其他所有获取锁的请求，一直阻塞，直到写入完成释放锁。
通过读写锁，可以做到读读可以并行，但是不能做到写读，写写并行
事务的隔离性就是根据读写锁来实现的！
！
！
这个后面再说。
MVCC (MultiVersion Concurrency Control) 叫做多版本并发控制。
InnoDB的 MVCC ，是通过在每行记录的后面保存两个隐藏的列来实现的。
这两个列，一个保存了行的创建时间，一个保存了行的过期时间，当然存储的并不是实际的时间值，而是系统版本号
以上片段摘自《高性能Mysql》这本书对MVCC的定义。
他的主要实现思想是通过数据多版本来做到读写分离。
从而实现不加锁读进而做到读写并行。
MVCC在mysql中的实现依赖的是undo log与read view
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undo log :undo log 中记录某行数据的多个版本的数据。
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read view :用来判断当前版本数据的可见性
前面讲的重做日志，回滚日志以及锁技术就是实现事务的基础。
事务的原子性是通过undolog来实现的事务的持久性性是通过redolog来实现的事务的隔离性是通过(读写锁+MVCC)来实现的而事务的终极大 boss 一致性是通过原子性，持久性，隔离性来实现的！！！
原子性，持久性，隔离性折腾半天的目的也是为了保障数据的一致性！
总之，ACID只是个概念，事务最终目的是要保障数据的可靠性，一致性。
一个事务必须被视为不可分割的最小工作单位，一个事务中的所有操作要么全部成功提交，要么全部失败回滚，对于一个事务来说不可能只执行其中的部分操作，这就是事务的原子性。
上面这段话取自《高性能MySQL》这本书对原子性的定义，原子性可以概括为就是要实现要么全部失败，要么全部成功。
以上概念相信大家伙儿都了解，那么数据库是怎么实现的呢？
就是通过回滚操作。
所谓回滚操作就是当发生错误异常或者显式的执行rollback语句时需要把数据还原到原先的模样，所以这时候就需要用到undo log来进行回滚，接下来看一下undo log在实现事务原子性时怎么发挥作用的
假设有两个表 bank和finance，表中原始数据如图所示，当进行插入，删除以及更新操作时生成的undo log如下面图所示：
从上图可以了解到数据的变更都伴随着回滚日志的产生：
(1) 产生了被修改前数据(zhangsan,1000) 的回滚日志
(2) 产生了被修改前数据(zhangsan,0) 的回滚日志
1.每条数据变更(insert/update/delete)操作都伴随一条undo log的生成,并且回滚日志必须先于数据持久化到磁盘上
2.所谓的回滚就是根据回滚日志做逆向操作，比如delete的逆向操作为insert，insert的逆向操作为delete，update的逆向为update等。
思考：
为什么先写日志后写数据库？
--- 稍后做解释
为了做到同时成功或者失败，当系统发生错误或者执行rollback操作时需要根据undo log 进行回滚
回滚操作就是要还原到原来的状态，undo log记录了数据被修改前的信息以及新增和被删除的数据信息，根据undo log生成回滚语句，比如：
(1) 如果在回滚日志里有新增数据记录，则生成删除该条的语句
(2) 如果在回滚日志里有删除数据记录，则生成生成该条的语句
(3) 如果在回滚日志里有修改数据记录，则生成修改到原先数据的语句
事务一旦提交，其所做的修改会永久保存到数据库中，此时即使系统崩溃修改的数据也不会丢失。
先了解一下MySQL的数据存储机制，MySQL的表数据是存放在磁盘上的，因此想要存取的时候都要经历磁盘IO,然而即使是使用SSD磁盘IO也是非常消耗性能的。
为此，为了提升性能InnoDB提供了缓冲池(Buffer Pool)，Buffer Pool中包含了磁盘数据页的映射，可以当做缓存来使用：
读数据：
会首先从缓冲池中读取，如果缓冲池中没有，则从磁盘读取再放入缓冲池；
写数据：
会首先写入缓冲池，缓冲池中的数据会定期同步到磁盘中；
上面这种缓冲池的措施虽然在性能方面带来了质的飞跃，但是它也带来了新的问题，当MySQL系统宕机，断电的时候可能会丢数据！
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因为我们的数据已经提交了，但此时是在缓冲池里头，还没来得及在磁盘持久化，所以我们急需一种机制需要存一下已提交事务的数据，为恢复数据使用。
于是 redo log就派上用场了。
下面看下redo log是什么时候产生的
既然redo log也需要存储，也涉及磁盘IO为啥还用它？
（1）redo log 的存储是顺序存储，而缓存同步是随机操作。
（2）缓存同步是以数据页为单位的，每次传输的数据大小大于redo log。
隔离性是事务ACID特性里最复杂的一个。
在SQL标准里定义了四种隔离级别，每一种级别都规定一个事务中的修改，哪些是事务之间可见的，哪些是不可见的。
级别越低的隔离级别可以执行越高的并发，但同时实现复杂度以及开销也越大。
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只要彻底理解了隔离级别以及他的实现原理就相当于理解了ACID里的隔离型。
前面说过原子性，隔离性，持久性的目的都是为了要做到一致性，但隔离型跟其他两个有所区别，原子性和持久性是为了要实现数据的可性保障靠，比如要做到宕机后的恢复，以及错误后的回滚。
那么隔离性是要做到什么呢？
隔离性是要管理多个并发读写请求的访问顺序。 这种顺序包括串行或者是并行
说明一点，写请求不仅仅是指insert操作，又包括update操作。
总之，从隔离性的实现可以看出这是一场数据的可靠性与性能之间的权衡：
可靠性性高的，并发性能低(比如Serializable)。可靠性低的，并发性能高(比如 Read Uncommited)
在READ UNCOMMITTED隔离级别下，事务中的修改即使还没提交，对其他事务是可见的。
事务可以读取未提交的数据，造成脏读。
因为读不会加任何锁，所以写操作在读的过程中修改数据，所以会造成脏读。
好处是可以提升并发处理性能，能做到读写并行。
一个事务的修改在他提交之前的所有修改，对其他事务都是不可见的。
其他事务能读到已提交的修改变化。
在很多场景下这种逻辑是可以接受的。
InnoDB在 READ COMMITTED，使用排它锁,读取数据不加锁而是使用了MVCC机制。
或者换句话说他采用了读写分离机制。
这跟 READ COMMITTED 级别下的MVCC机制有关系，在该隔离级别下每次 select的时候新生成一个版本号，所以每次select的时候读的不是一个副本而是不同的副本。
在每次select之间有其他事务更新了我们读取的数据并提交了，那就出现了不可重复读
REPEATABLE READ(Mysql默认隔离级别)
在一个事务内的多次读取的结果是一样的。
这种级别下可以避免，脏读，不可重复读等查询问题。
mysql 有两种机制可以达到这种隔离级别的效果，分别是采用读写锁以及MVCC。
为什么能可重复读？只要没释放读锁，在次读的时候还是可以读到第一次读的数据。
为什么能可重复读？因为多次读取只生成一个版本，读到的自然是相同数据。
但是在该隔离级别下仍会存在幻读的问题，关于幻读的解决我打算另开一篇来介绍。
该隔离级别理解起来最简单，实现也最简单。
在隔离级别下除了不会造成数据不一致问题，没其他优点。
数据库总是从一个一致性的状态转移到另一个一致性的状态。
下面举个例子，zhangsan 从银行卡转400到理财账户:
start transaction;
select balance from bank where name="zhangsan";
// 生成 重做日志 balance=600
update bank set balance = balance - 400;
// 生成 重做日志 amount=400
update finance set amount = amount + 400;
commit;
1.假如执行完 update bank set balance = balance - 400;之发生异常了，银行卡的钱也不能平白无故的减少，而是回滚到最初状态。
2.又或者事务提交之后，缓冲池还没同步到磁盘的时候宕机了，这也是不能接受的，应该在重启的时候恢复并持久化。
3.假如有并发事务请求的时候也应该做好事务之间的可见性问题，避免造成脏读，不可重复读，幻读等。
在涉及并发的情况下往往在性能和一致性之间做平衡，做一定的取舍，所以隔离性也是对一致性的一种破坏。
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持久性：
使用 redo log，从而达到故障后恢复
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隔离性：
使用锁以及MVCC,运用的优化思想有读写分离，读读并行，读写并行
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一致性：
通过回滚，以及恢复，和在并发环境下的隔离做到一致性。
