参考：https://www.cnblogs.com/kismetv/p/10331633.html
一、mysql逻辑架构图
mysql架构主要分为三层：
（1）第一层：处理客户端连接、授权认证等。
（2）第二层：服务器层，负责查询语句的解析、优化、缓存以及内置函数的实现、存储过程等。
（3）第三层：存储引擎，负责MySQL中数据的存储和提取。MySQL中服务器层不管理事务，事务是由存储引擎实现的。MySQL支持事务的存储引擎有InnoDB、NDB Cluster等，其中InnoDB的使用最为广泛；其他存储引擎不支持事务，如MyIsam、Memory等。
二、四大特性ACID
衡量事务的四个维度，一般很难完全实现，mysql的innodb默认支持的可重复读，oracle默认支持读已提交，均不支持隔离性。
原子性：Atomicity
一致性：Consistency
隔离性：Isolation
持久性：Durability
2.1 mysql的日志分类
| 名称 | 作用 |
|---|---|
| redo log(重做日志) | 确保日志的持久性，防止在发生故障，脏页未写入磁盘。重启数据库会进行redo log执行重做，达到事务一致性 |
| undo log(回滚日志) | 保证数据的原子性，记录事务发生之前的一个版本，用于回滚，innodb事务可重复读和读取已提交 隔离级别就是通过mvcc+undo实现 |
| err log(错误日志) | Mysql本身启动，停止，运行期间发生的错误信息 |
| slow query log （慢查询日志） | 记录执行时间过长的sql，时间阈值可以配置，只记录执行成功 |
| bin log （二进制日志） | 用于主从复制，实现主从同步 |
| relay log （中继日志） | 用于数据库主从同步，将主库发来的bin log保存在本地，然后从库进行回放 |
| general log （普通日志） | 记录数据库的操作明细，默认关闭，开启后会降低数据库性能 |
2.2 原子性
要么都成功，有一个失败则全部要失败。数据库中若存在失败，则所有数据必须回滚。
原理 undo log
InnoDB实现回滚，靠的是undo log：当事务对数据库进行修改时，InnoDB会生成对应的undo log；如果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。
回滚的实现是通过具体操作的相反操作，比如insert对应delete，update在回滚时会将数据update为更新前的数据。
2.3 持久性
事务一旦经过提交，其对数据库的改变是永久性的，后续的操作或者故障不应对其产生影响。
原理：redo log
redo log出现的原因：Innodb是将数据存储在硬盘上的，无论写入必然需要磁盘IO，效率低下，为了解决这一问题，引入了Buffer Pool（缓冲池）。缓冲池包含磁盘中的部分数据页，当从读取数据时，会先在缓冲池进行查询，没有的话再去磁盘，同时更新数据到缓冲池。当像数据库写入数据时，会先写入到缓冲池中，缓冲池的数据会定期刷新到磁盘（刷脏）。
刷脏：当前缓冲池数据与磁盘数据不一致，被称为脏页，定时刷新脏页数据到磁盘的过程叫做刷脏。
缓冲池的存在引出的问题：如果刷脏过程还没进行就出现宕机，那么会出现丢失数据的问题，必然无法保证数据一致性。
鉴于上面的问题，redo log被引出用于解决以上问题。
当缓冲池的数据被修改时，会优先在redo log记载修改的操作记录（redo log采用的是WAL（Write-ahead logging，预写式日志），所有修改先写入日志，再更新到Buffer Pool）。事务提交时，通过调用fsync（参考下面的引申内容）接口对redo log进行刷盘。若果宕机的话，在重启是可以读取redo log的内容进行刷盘。
引申：
为了保证磁盘上实际文件系统与缓冲区中内容保持一致，unix提供了sync、fsync、fdatasync三个函数。
sync()：只是将所有修改过的块缓冲区排入写队列，然后就返回，并不等待实际写磁盘操作结束。
fsync()：只对由文件描述符filedes（与打开文件相对应）指定的单一文件起作用，且等待写磁盘操作结束，然后返回。该调用会阻塞等待直到设备报告IO完成。会将文件的元数据等一同写在磁盘上。
fdatasync()：类似于fsync，但不保证文件的元数据会写入磁盘上。
fsync与fdatasync区别：除了同步文件的修改内容（脏页），fsync还会同步文件的描述信息（metadata，包括size、访问时间等等），因为文件的数据和metadata通常存在硬盘的不同地方，因此fsync至少需要两次IO写操作
在redo log当中，仍然存在redo log buffer这样的缓存区，仍然需要将redo buffer刷新到redo log file，参考文章：https://blog.csdn.net/weixin_38629422/article/details/105813338。
可以通过下面的参数设置redolog刷新策略：
innodb_flush_log_at_trx_commit
mysql推荐设置为1。
innodb_flush_log_at_trx_commit的三种策略：
当为0时：不会在事务提交时将redo log buffer写入磁盘文件。
当为1时：在事务提交时，即将redo log buffer 写入磁盘文件redo log file中。
当为2时：会在事务提交时，首先将redo log buffer写入os cache，随后会在一定时间内将数据刷新到硬盘。
除了事务提交时，还有其他刷盘时机：如master thread每秒刷盘一次redo log等，这样的好处是不一定要等到commit时刷盘，commit速度大大加快。
2.4 隔离性
与原子性、持久性侧重于研究事务本身不同，隔离性研究的是不同事务之间的相互影响。
针对隔离性其实主要针对两个方面：
写写：一个正在写操作的事务对另一个正在写的事务事务是否有影响。锁机制保持隔离性。
写读：一个正在写操作的事务对另一个读取的事务是否有影响。MVCC保持隔离性。
2.4.1 写写操作
锁机制：innodb支持行级锁，而myisam支持的是表级锁。
查看锁的信息：
select * from information_schema.innodb_locks; #锁的概况
show engine innodb status; #InnoDB整体状态，其中包括锁的情况
2.4.2 写读操作
2.4.2.1 四种隔离级别
读未提交：READ UNCOMMITTED
读已提交：READ COMMITTED
可重复读：REPEATABLE READ
串行化：SERIALIZABLE
| 隔离级别 | 脏读可能性 | 不可重复读可能性 | 幻读可能性 |
|---|---|---|---|
| READ UNCOMMITTED | 是 | 是 | 是 |
| READ COMMITTED | 否 | 是 | 是 |
| REPEATABLE READ | 否 | 否 | 是 |
| SERIALIZABLE | 否 | 否 | 否 |
脏读：读取了事务未提交时的数据。
不可重复读：在一个事务过程中，多次相同查询得到了不同的结果。
幻读：一个事务(同一个read view)在前后两次查询同一范围的时候，后一次查询看到了前一次查询没有看到的行。参考https://www.jianshu.com/p/c53c8ab650b5
MVCC（Multi-Version Concurrency Control，多版本并发控制）
mysql使用的是可重复读的隔离级别，那么必然会产生幻读的现象，通过使用MVCC（多版本并发控制）解决脏读，不可重复读，幻读问题。
实现MVCC的基本技术栈：
（1）隐藏列：InnoDB中每行数据都有隐藏列，隐藏列中包含了本行数据的事务id、指向undo log的指针等。
（2）基于undo log的版本链：每条undo log也会指向更早版本的undo log，从而形成一条版本链。
（3）ReadView：通过隐藏列和版本链，MySQL可以将数据恢复到指定版本；但是具体要恢复到哪个版本，则需要根据ReadView来确定。所谓ReadView，是指事务（记做事务A）在某一时刻给整个事务系统（trx_sys）打快照，之后再进行读操作时，会将读取到的数据中的事务id与trx_sys快照比较，从而判断数据对该ReadView是否可见，即对事务A是否可见。
2.5 一致性
一致性是指事务执行结束后，数据库的完整性约束没有被破坏，事务执行的前后都是合法的数据状态。
可以说，一致性是事务追求的最终目标：前面提到的原子性、持久性和隔离性，都是为了保证数据库状态的一致性。此外，除了数据库层面的保障，一致性的实现也需要应用层面进行保障。
