1. 事务的 ACID 特性

• Actomic，原子性：一个事务中的所有操作，要么全部完成，要么全部失败。

• Consistency：一致性：事务执行前和执行后数据库都处于一致的状态。

• Isolation：隔离性：同时进行中的事务不会看到其他事务的中间状态。

• Durability，持久性：事务提交成功后，对数据库所做的变更都是持久的。

2. SQL 标准的事务隔离级别

• 读未提交, read uncommitted：一个事务还没提交，它做的变更就能被别的事务看到。问题：会产生”脏读”，读到的数据可能是不一致的。

• 读已提交, read committed：一个事务提交后，它做的变更才会被别的事务看到。问题：不可重复读，在一个事务里，前后两次执行同一个 SQL 看到的数据是不一致的，产生的原因有：1. 数据被修改或删除(称为”不可重复读”)，2. 有新插入的数据（称为”幻读”）。

• 可重复读, repeatable read：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。解决了”不可重复读”的问题，但没有解决”幻读”问题。

• 串行化, serializable：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。解决了”幻读”的问题，但效率低。

3. InnoDB 里事务的实现

在 MySQL 中，事务支持是在存储引擎层实现的。支持事务的引擎主要是 InnoDB 。

InnoDB 的默认隔离级别是可重复读，但达到了 SQL 标准的串行化级别，能解决”幻读”问题。可以通过下面的命令查看隔离级别：

mysql> show variables like 'transaction_isolation';
+-----------------------+-----------------+
| Variable_name         | Value           |
+-----------------------+-----------------+
| transaction_isolation | REPEATABLE-READ |
+-----------------------+-----------------+
1 row in set, 1 warning (0.01 sec)

快照读：普通的查询是快照读，只能看到事务开始时所有已提交事务的修改。

当前读：特殊的读操作，插入/更新/删除操作，要求读到当前所有已提交的记录的最新值，属于当前读，需要加锁。用于支持事务里的 DML 语句。

select * from table where ? lock in share mode;
select * from table where ? for update;
insert into table values (…);
update table set ? where ?;
delete from table where ?;

InnoDB 通过 MVCC 机制解决了快照读的”不可重复读”问题。通过行锁和间隙锁 gap-lock 解决”幻读”问题，用行锁防止事务之间的并发更新，用间隙锁防止插入新的数据。

3.1 MVCC

MVCC 是用来解决事务的一致性读，用于支持可重复读(repeatable read)、读已提交(read commited)。

MVCC 实现：每次更新数据都会在 undo log 里新生成一条记录，记录了数据修改前的状态，该记录同时记录了事务的ID， row trx_id。
同一条记录的修改记录组成一条链，通过在链上回滚可以读出以往版本的值。这样同一条记录在系统中有多个版本，因此称为多版本并发控制。

redo/undo log 在重启之后重新生成，事务 ID 在内存中维护、分配，重启后再重新开始。

InnoDB 在事务启动时为事务记录下所有启动了但还没提交的事务 ID，记录在一个数组里。
这组事务ID的最小值记为低水位，最大值加1 记为高水位。

对数据的可见性判断规则为：
1. 小于低水位或者是本事务修改的可见；
2. trx_id 在高-低水位之间，且不在事务ID数组里的，是已提交的，可见。

不能只根据高低水位的值判断，高低水位之间的某些事务可能已提交。

InnoDB是通过在每行记录后面保存两个隐藏的列来实现的。一个保存行的创建时间，一个保存行的过期时间(或删除时间)。这个不是实际的时间值，而是系统版本号(System Version Number)。

每开始一个新的事务，系统版本号都会自动递增。事务开始时刻的的系统版本号作为事务的版本号，用来和查询到的每行记录的版本号进行比较。

read-view，视图，是由事务 ID 加上可见性规则来实现的，不是物理存在的。

当系统里没有比这个回滚日志更早的 read-view 的时候，就可以删除这个回滚日志。如果系统里存在长事务，在这个事务提交之前，它可能用到的回滚记录都必须保留，这会导致占用大量的存储空间。

查询持续时间超过 60 秒的事务：

select * from information_schema.innodb_trx where TIME_TO_SEC(timediff(now(),trx_started))>60;

3.2 不同隔离级别的读取实现

在实现上，数据库会创建一个视图，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，视图在事务启动的时候创建，整个视图存在期间都使用这个视图。

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。

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。

串行化隔离级别下直接用加锁的方式来避免并行访问。

4. 两阶段提交

redo log 和 binlog 有一个共同的数据字段叫 XID 把他们关联起来。

两阶段提交：

1. 写入 redo log，处于 prepare 阶段；
    时刻A
2. 写入 binlog；
    时刻B
3. 提交事务，处于 commit 状态。

崩溃恢复时：

• 已经有 commit 标记的直接提交；
• 扫描 prepare 状态的 redo log，拿 XID 去 binlog 查找相应的 binlog 记录：
• • 如果没有找到，此时肯定是在时刻A崩溃，此时有 redo log，没有 binlog，则回滚这个 redo log，不恢复事务，否则主备库会不一致。
• • 如果找到了，是在时刻B崩溃，继续提交事务即可。

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