什么是事务？
事务的概念
数据库事务是构成单一逻辑工作单元的操作集合
事务的特性
原子性（Atomicity） 原子性是指事务是一个不可分割的工作单元，事务中的操作要么全部发生，要么全部不发生
一致性（Consistency） 事务前后数据的完整性必须保持一致
隔离性（Isolation） 事务的隔离性是多个用户并发访问数据库时，数据库为每一个用户开启的事务，不能被其他事务的操作数据所干扰，多个并发事务之间要相互隔离
持久性（Durability） 持久性是指一个事务一旦被提交，它对数据库中数据的改变就是永久性的，接下来即使数据库发生故障也不应该对其有任何影响
原子性的实现原理 —— Undo Log
所谓的Undo Log就是“回滚日志”，当进行插入、删除、
修改操作时，一定会生成Undo Log，并且一定优先于修改后的数据落盘
可以看到，每一条变更数据的操作，都伴随一条undo log的生成。undo log就是记录数据的原始状态。
有了undo log，如果事务执行失败要回滚，那就简单了，直接将undo log里的回滚语句执行一遍就好了。Mysql就似乎通过这种方式完成的原子性。
可以理解为：
当delete一条记录时，undo log中会记录一条对应的insert语句。
当insert一条记录时，undo log中会记录一条对应的delete语句。
当update一条语句时，undo log中会记录一条相反的update语句。持久性实现原理 —— Redo Log
和Undo Log相反，Redo Log记录的是新数据的备份。
在事务提交前，只要将Redo Log持久化，不需要将数据持久化，当系统崩溃时，虽然数据没有持久化，但是Redo Log已经持久化，系统可以根据Redo Log中的内容，将所有数据恢复到最新的状态。
举个例子：
比如你开了一家小饭馆，中午忙的时候如果有人想赊账，就没办法拿出总帐本来找出这个人以前的赊账记录，然后添加上去，所以一般都会在门口放一个小黑板，先临时记录在小黑板上，等有时间了再抄到帐本里，这个小黑板的作用就相当于Redo Log,它是可以循环写入的。Undo Log记录某 数据 被修改 前 的值，可以用来在事务失败时进行rollback；
Redo Log记录某 数据块 被就修改 后 的值，可以用来恢复未写入data file的已成功事务更新的数据。
即，
Redo Log保证事务的持久性
Undo Log保证事务的原子性
bin log和redo log的区别：
https://www.jianshu.com/p/907f9002442e
重要参数：
innodb_flush_log_at_trx_commit:用来控制redo log刷新到磁盘的策略
当设置为1的时候，事务每次提交都会将log buffer中的日志写入os buffer并调用fsync()刷到log file on disk中。这种方式即使系统崩溃也不会丢失任何数据，但是因为每次提交都写入磁盘，IO的性能较差。
当设置为0的时候，事务提交时不会将log buffer中日志写入到os buffer，而是每秒写入os buffer并调用fsync()写入到log file on disk中。也就是说设置为0时是（大约）每秒刷新写入到磁盘中。mysqld进程的崩溃会导致上一秒钟所有事务数据的丢失。
当设置为2的时候，每次提交都仅写入到os buffer，然后是每秒调用fsync()将os buffer中的日志写入到log file on disk。只有在操作系统崩溃或者系统断电的情况下，上一秒所有事务数据才可能丢失。
总结：
0（延迟写，实时刷）：log_buff —每隔1秒—> log_file ——实时——> disk
1（实时写，实时刷）：log_buff ——实时——> log_file ——实时——> disk
2（实时写，延迟刷）：log_buff ——实时——> log_file –每隔1秒–> disk
0：最快减少mysql写的等待
1：最大安全性，不会丢失数据
2：折中，减少操作系统文件写入等待时间
隔离性实现原理 —— 锁
在Mysql中，锁可以分为两类：
共享锁（读锁）：获得共享锁之后，可以查看但无法修改和删除数据。
排他锁（写锁）：又称为独占锁。获得排他锁后，既能读数据，又能修改数据。
举个例子：
一般情况下，我们进入洗手间有可能做以下几件事：洗手，化妆，上厕所等。其实只有上厕所这件事是极度隐私的，而其他几件事并没有那么隐私。
我们可以认为洗手间就是一个数据库表，而洗手间内部的设施就是数据库表中的数据。
简单的洗手、化妆等操作可以认为是读操作，而上厕所可以认为是写操作。共享锁
有些时候，如果们进入洗手间只是想洗手的话，我们一般不会锁门。而其他人也可以进来洗手、化妆等。但是，其他人是不可以进来上厕所的。
我们对数据进行读取操作的时候，其实是不会改变数据的值的，所以我们可以给数据库增加读锁，获得读锁的事务就可以读取数据了。当数据库已经被别人增加了读锁的时候，其他新来的事务也可以读数据，但是不能写。
也就是说，如果事务T对数据A加上共享锁后，则其他事务只能对A再加共享锁，不能加排他锁。获准共享锁的事务只能读数据，不能修改数据。
用法
SELECE ... LOCK IN SHARE MODE;排他锁
如果我们进入洗手间只是想洗手，那么我们可以允许其他人也进来洗手。但是，如果我们进入洗手间是为了上厕所，那么任何人不能再进来做任何事。
这就是排他锁，也叫写锁。我们对数据进行写操作的时候，要先获得写锁，获得写锁的事务既可以写数据也可以读数据。如果数据库已经被别人增加了排他锁，那么后面的事务是无法再获得该数据库的任何锁的。
也就是说，如果事务T对数据A加上排他锁后，则其他事务不能再对A加任何类型的锁。获准排他锁的事务既能读数据，又能修改数据。
用法
SELECT ... FOR UPDATE;当没有其他线程对查询结果集中的任何一行使用排他锁时，可以成功申请排他锁，否则会被阻塞。
Mysql隔离级别
事务具有隔离性，理论上来说，事务之间的执行不应该相互产生影响，其对数据库的影响应该和它们串行执行时一样，然而，完全的隔离性会导致系统并发性能很低，降低对资源的利用率，因而实际上对隔离性的要求会有所放宽，这也会一定程度上造成对数据库一致性要求降低。
Mysql为事务定义了不同的隔离级别，从低到高依次时：
读未提交（对事务处理的读取没有任何限制，不推荐）
读已提交
可重复读（Mysql默认）
串行化（效率低，不推荐）设置隔离级别：
set global transaction_isolation=’read-committed’;
不同的隔离级别可能导致不同的并发异常
脏读即为事务1第二次读取时，读到了事务2未提交的数据。若事务2回滚，则事务1第二次读取时，读到了脏数据。
不可重复度与脏读逻辑类似。主要在于事务2在事务1第二次读取时，提交了数据，导致事务1前后两次读取的数据不一致。
幻读即事务1在执行读取操作，需要两次统计数据的总量，前一次查询数据总量后，此时事务2执行了新增数据的操作并提交后，这个时候事务1读取的数据总量和之前统计的不一样，就像产生了幻觉一样，平白无故多了几条数据，成为幻读。
参考文档: https://blog.csdn.net/qq_33591903/article/details/81672260
不同隔离级别的处理方式：
读未提交： 任何操作都不会加锁
读已提交：
在读已提交级别中，读取数据的事务允许其他事务继续访问该行数据，但是未提交的写事务将会禁止其他事务访问该行，会对该写锁一直保持直到事务提交。
我们来分析脏读，事务2更新id=1的数据后，在提交前会对该对象写锁，所以事务1读取id=1的数据时，会一直等待事务2结束，处于阻塞状态，避免了产生脏读。
同样，我们来分析不可重复读，事务1读取id=1的数据后并没有锁住该数据，所以事务2能对这条数据进行更新，事务2对id=1的数据更新并提交后，该数据立即生效，所以事务1再次执行同样的查询，查询到的结果便与第一次查到的不同，所以读已提交防止不了不可重复读。
可重复读
实现原理（MVCC[多版本并发控制]）
InnoDB在每行记录后面保存两个隐藏的列，分别保存了这个行的创建时间和行的删除时间。这里存储的并不是实际的时间值，而是系统版本号，当数据被修改时，版本号＋1。
在读取事务开始时，系统会给当前读事务一个版本号，事务会读取版本号<=当前版本号的数据，此时如果其他写事务修改了这条数据，那么这条数据的版本号+1，从而比当前读事务的版本号高，读事务自然就读不到更新后的数据了。
串行化
读写数据都会锁住整张表
一致性实现原理
- 保证原子性、持久性和隔离性，如果这些特性无法保证，事务的一致性也无法保证
- 数据库本身提供保障，例如不允许向整形列插入字符串值、字符串长度不能超过列的限制等
- 应用层面进行保障，如果你在事务里故意写出违反约束的代码，一致性还是无法保证的。例如转账操作只扣除转账者的余额，而没有增加接收者的余额，无论数据库实现的多么完美，也无法保证状态的一致。
