一：简介
1.事务特性：ACID
原子性：Atomicity：一个事务必须被视为不可分割的最小单元，事务中的所有操作，要么全部提交成功，要么全部失败回滚；
一致性：Consistency：事务必须从一个一致性的状态变换到另一个一致性的状态，即事务执行之前和执行之后都必须处于一致性的状态；可分为强一致性和弱一致性；
隔离性：Isolation：当多用户并发访问数据库时，数据可以根据不同的隔离级别达到隔离的要求；最高的要求是实现不同事务间，完全不影响；
持久性：Durability：一个事务一旦被提交了，那么对数据库的改变就是永久性的，即使数据库系统遇到故障，也不会丢失提交事务的操作；
2.事务的提交和回滚
2.1事务的开始和提交
在未开启autocommit的情况下，事务的开始是使用start transaction，用来声明开启一个事务，事务的提交是commit，事务的动作在中间进行，如下面：
start transaction;
…… #一条或多条sql语句
commit;
2.2 事务的回滚
如果sql语句执行出现问题，会调用rollback，回滚所有已经执行成功的sql语句。当然，也可以在事务中直接使用rollback语句进行回滚。
2.3 自动提交
mysql中默认采用的是自动提交（autocommit）模式，即如果没有显示的声明start transaction，则由引擎自动自动声明一个事务，并在完成后默认提交；
查询是否是自动提交，可以用 show variables like 'autocommit';
在关闭了autocommit的情况下，存在一些特殊的命令，会马上强制执行commit提交事务；如DDL语句(create table/drop table/alter/table)、lock tables语句等等。不过，常用的select、insert、update和delete命令，都不会强制提交事务。
二：事务原子性的实现
1.定义
原子性是指一个事务是一个不可分割的工作单位，要么全做。要么全不做，当其中的一个sql语句执行失败，则已执行的语句也必须全部回滚，数据库回退到事务前的状态；
2.实现原理：undo log
undo log又称为回滚日志，是Mysql的日志的一种；Mysql作为开源数据库中的佼佼者，小巧、效率高、可靠性好，高可靠性就是靠这些日志实现的，包括二进制日志binlog、错误日志error log、慢日志slow log、重做日志redo log等，其中undo log是实现事务原子性和隔离性的基础；
在说明原子性原理之前，首先介绍一下MySQL的事务日志。MySQL的日志有很多种，如二进制日志、错误日志、查询日志、慢查询日志等，此外InnoDB存储引擎还提供了两种事务日志：redo log(重做日志)和undo log(回滚日志)。其中redo log用于保证事务持久性；undo log则是事务原子性和隔离性实现的基础。在隔离性的时候，讲了undo链在MVCC中的作用，这里主要说下原子性；
在事务实现原子性的时候，如果成功则提交修改，如果失败，则需要将先前的操作回滚，回滚靠的就是undo log；当事务对数据进行修改的时候，会产生undo log，如果事务执行失败或调用了rollback，导致事务回滚，则可以利用undo log的信息将数据回滚到修改之前的样子；
undo log属于逻辑日志，它记录的是sql执行相关的信息。当发生回滚时，InnoDB会根据undo log的内容做与之前相反的工作：对于每个insert，回滚时会执行delete；对于每个delete，回滚时会执行insert；对于每个update，回滚时会执行一个相反的update，把数据改回去。
三：事务持久性的实现
1.概念
持久性是指一个事务一旦被提交了，那么对数据库中的数据的改变就是永久性的，即便是在数据库系统遇到故障的情况下也不会丢失提交事务的操作；即持久性主要关心的问题在于事务提交之后，数据如何落盘，正常情况下，落盘自然没有问题，那么在发生故障的情况下，如何落盘就是重点，比如宕机、磁盘失效等；
2.Buffer：Innod buffer
Innodb作为Mysql的存储引擎，数据是放在磁盘上的，但因为每次读取都进行磁盘ID，效率很低；为了提高读写的效率，Innodb提供了一块连续的buffer，Buffer中包含了磁盘中部分数据的映射，作为数据库的缓冲，从DB中读取时，会先从Buffer中读取，向DB中写的时候，会先写入Buffer，Buffer中的数据会定期刷新到磁盘中(刷新脏数据)；
引入的问题：Buffer的使用大大提高了读写数据的效率，但是当Mysql宕机，而此时Buffer中修改的数据没有刷新到磁盘的时候，就会导致数据的丢失，事务的持久性没法保证；
3.redo log
redo log又称为重做日志，用来引入解决这个问题，它记录了事务在数据页上做了哪些修改；当数据修改时，除了修改Buffer中的数据，还会再redo log中记录这次操作，当事务提交时，会调用fsync对redo log进行刷盘；
当Mysql宕机，重启时就可以读取redo log中的数据，对数据库进行恢复；redo log是采用预写的形式，即所有修改先写入日志，再更新到Buffer，保证数据不会因Mysql宕机而丢失；当然这也不是万无一失的，因为fsync也是通过Buffer进行的，也存在风险；
既然redo log也要写入磁盘，不是多此一举吗，其实它比直接将Buffer Pool中修改的数据写入磁盘(即刷脏)要快，主要有以下两方面的原因：
1.刷脏是随机IO，每次修改的数据位置随机，redo log是追加操作，属于顺序IO；
2.刷脏是以数据页（Page）为单位的，MySQL默认页大小是16KB，一个Page上一个小修改都要整页写入；而redo log中只包含真正需要写入的部分，无效IO大大减少。
4.磁盘、数据库的数组组织结构
数据库、OS和磁盘读写的基本单位都是块，也称为block，数据库的块一般为8K、16K，而OS的一般为4K，磁盘IO块更小，Linux内核要求 IO block <= OS block;
block是磁盘IO的逻辑操作单位，磁盘的物理单位为扇区sector，一般为512字节，一般block对应一个或几个扇区；
总体上 DB block > OS block >= IO block > 磁盘 sector，且他们是整数倍的关系。
导致的问题：
由于Innodb的page size一般为16KB，所以一般是磁盘sector的几倍，所以可能在极端的情况下，只写入一部分的page，即partial page write部分页写入的问题，
解决：
当Mysql将脏数据flush到data file的时候，先使用memcopy将脏数据复制到内存中的doublewrite buffer，之后通过doublewrite buffer再分2次，每次写入到1MB的共享表空间，然后马上调用fsync函数，刷新到磁盘，避免缓冲带来的问题；doublewrite是顺序写；开销不大。
四：数据恢复 Crash Recovery(持久性的必备条件)
1. binlog
binlog又称为二进制日志，它记录了所有对表和数据进行修改的语句，如出select、show等查询的DDL和DML语句，以事件的形式记录，比如记录操作的语句；binlog的主要目的就是复制和恢复；复制主要是指主从或者是 集群的复制，留待后面再讲，这里主要讲数据的恢复，尤其是数据库Crash之后的数据恢复；
2.binlog会不会丢数据？
2.1 参数sync_binlog
它表示每sync_binlog个事务，Mysql会调用一次fsync操作将binlog刷新到磁盘中其中0表示完全由OS控制，在Mysql 5.7.7版本之前默认为0，在之后默认的值为1，即每次事务都需要刷新到磁盘中；当sync_binlog=0，或者大于1的时候，这个时候表示牺牲一定的一致性，来获取更好的性能；
2.2 innodb_flush_log_at_trx_commit
它也是影响redo log刷新到硬盘的时机的参数：
为0时: 由mysql的main_thread每秒将存储引擎log buffer中的redo日志写入到log file，并调用文件系统的sync操作，将日志刷新到磁盘。
为1时：每次事务提交时，将存储引擎log buffer中的redo日志写入到log file，并调用文件系统的sync操作，将日志刷新到磁盘。
为2时：每次事务提交时，将存储引擎log buffer中的redo日志写入到log file，并由存储引擎的main_thread 每秒将日志刷新到磁盘。
3.binlog的格式
支持3种格式：Mysql 5.7.7之前，默认是statement，之后为row
1）statement：基于SQL语句的复制( statement-based replication)；优点：只记录SQL语句，简单；缺点是：由于只记录语句，会出现slave和master执行结果不一致的情况出现；
2）row：基于行的复制( row-based replication)，不记录SQL语句，只记录数据被修改后的结果，row的日志会非常清楚记录每一行数据修改的细节；优点：不会出现主备因执行顺序导致的不一致的问题，缺点：会产生大量的日志内容；
3）mixed：混合模式的复制( mixed-based replication)，一般的语句修改使用statement，对弈一些statement无法完成主从复制的操作，则由row来记录，Mysql会根据执行的每一条具体的sql语句，来区分对待记录的日志形式；
4. Crash recovery的过程
数据库宕机之后恢复，分2种情况，一是redo log已经写入磁盘，但是数据的更新没有刷入磁盘；二是binlog已经记入，但是redo log没有刷盘成功；当然也有两者共同存在的情况，所以恢复动作分为2步：redo log恢复和binlog和undo log合作恢复；
4.1 技术简介
1. LSN，log sequence number，日志序列号，在redo log中用来记录log随着时间变化的唯一标志；PS：每个数据页也有LSN；
2.checkpoint技术：在一些日志和文件写入的场景，checkpoint挺常见的，比如kafka的日志中也有，该技术是为了解决几个问题：1.隔段时间，批量写入，并标志进度，缩短数据恢复时间，也加快写入速度；2.缓冲池不够大时，将脏页刷回磁盘；3.redo log不可用时，刷新脏页；
3.redo恢复机制：因为checkpoint的存在，所以当数据库需要恢复时，checkpoint之前的已经写入了，所以只需恢复checkpoint之后的数据；
4.redo log和binlog的一致性的保证：以update举例
1）Mysql server 收到update请求，并转发 innodb存储引擎；
2）innodb update操作成功，redo log 写盘，Innodb事务进入 prepare状态；
3）binlog写盘，Innodb事务进入commit状态，并写入redo log 的commit日志；
5.利用binlog和undo log进行恢复
binlog和redo log是一个两段式提交的协议；但是理论上，在忽然宕机的情况下，还是会出现binlog写入，但是undo log没有写入成功的场景；这种场景就需要利用binlog来恢复redo log，然后利用redo log去恢复；
4.2 redo log恢复
恢复时，Innodb会通过redo log找到最近的checkpoint的位置，然后根据checkpoint的LSN找到需要重做的日志；
因为redo log是事务对数据页做的修改，所以引擎会解析相应的redo log加载到内存中，读取相关的页进行恢复；恢复之后，在redo log和磁盘不一致的数据得到了恢复；4.3 binlog恢复
当binlog已经成功写入，但是redo log未写入，导致的不一致的问题(可能是主备不一致，至少是事务的修改没有落盘)，需要binlog和undo log合作来恢复；步骤为：
1.根据binlog，获取到所有可能没有提交事务的xid列表；
2.根据undo log中的信息，构造所有未提交事务的链表，；
3.最后判断事务是否可以提交，判断依据是：
凡是xid在通过binlog发构建的xid列表中存在的事务，都需要被提交，这些事务是在提交时，被写入binlog的；
那些剩下的，需要被回滚，即这个事务没有提交成功，最后也没有写成binlog；
5.总结
事务的一致性涉及的点很多，包括主备、集群、Mysql server和存储引擎，存储引擎和磁盘、redo log和binlog等等；这里仅从单机的角度，描述了单机Mysql的一致性，即在异常状态下数据的恢复，从而保证数据的一致性；
五：事务一致性的实现
1. 概念
一致性是指事务执行结束后，数据的完整性约束没有被破坏，事务执行前后都是合法的数据状态；数据库的完整性约束包括但不限于：实体完整性(主键唯一)、列完整性(字段类型大小合法)、外键约束、用户自定义(如转账前后，两账户的余额总和不变)；原子性、持久性和隔离性，都是为了保证数据库状态的一致性；
2.种类
从逻辑层的角度来划分，数据一致性包括应用层面的一致性、主备数据库的一致性，还有单机mysql内部的数据一致性，这里主要讨论的是单机mysql内部的数据一致性；
从一致性的强弱，又分为强一致性、弱一致性、最终一致性；
六：事务隔离性的实现
上篇在介绍Innodb的锁的时候，介绍了事务的隔离性，隔离性关注的是不同的事务之间的相互影响，即事务内部的操作个其他事务是隔离的，并发执行的各个事务之间不能互相干扰；
其中锁机制保证隔离性，MVCC保证读操作的隔离性；其中要再说明的是MVCC和间隙锁解决了幻读问题，但是并没有实现Serializable；
