导读：本博文先讲解了mysql事务的概念，然后实际操作语句验证了事务的隔离级别，以及幻读、不可重复读等情况加深理解，最后引入了mysql数据落盘的步骤和RedoLog和UndoLog作用。
一、Mysql事务概念
What：事务是并发控制的基本单位。所谓的事务，就是这些操作要么都 执行，要么都不执行，它是一个不可分割的工作单位。
Why:事务是数据库维护数据一致性的单位，在每个事务结束时，都能保持数据一致性，如积分总表和积分详情表要么一起更新、新增成功要么一起失败。
How:start transaction,step 1,step2,commit/rollback
二、事务的四大特性ACID
原子性（Atomicity）：原子性指的是整个数据库的事务是一个不可分割的工作单位，每一个都应该是一个原子操作。
当我们执行一个事务的时候，如果一系列的操作中，有一个操作失败了，那么，需要将这一个事务中的所有操作恢复到执行事务之前的状态，这就是事务的原子性
一致性（Consistency）：一致性是指事务将数据库从一种状态转变为下一种一致性的状态，也就是说在事务执行前后，这两种状态应该是一样的，也就是数据库的完整性约束不会被破坏，另外，需要注意的是一致性是不关注中间状态的
隔离性（Isolation）：MySQL数据库中可以同时启动很多的事务，但是，事务和事务之间他们是相互分离的，也就是互不影响的，这就是事务的隔离性。
持久性（Durability）：事务的持久性是指事务一旦提交，就是永久的了，就是发生问题，数据库也是可以恢复的。因此，持久性保证事务的高可靠性
三、事务的隔离级别实战分析(mysql8.0版本)
事务的隔离级别详细举例加深理解:
第一种 read uncommitted(读取未提交数据)-不常用：
第一步：
user表中就这一条数据?
?第二步：
会话一：#第一步把事务级别设置成读未提交
会话二：?
结论：即便是事务没有commit，但是其他连接仍然能读到未提交的数据，这是所有隔离级别中最低的一种(读取未提交数据)
第二种 read committed(可以读取其他事务提交的数据)：
第一步:
会话一：
?
?会话二:
?第二步:
会话一:
commit；提交下事务
会话二:
?结论:当前会话只能读取到其他事务提交的数据，未提交的数据读不到
注意: 这种模式会存在一个问题：
第一步：
会话一 第一次更改,更改后进行commit
?会话二进行查询:
?第二步:
会话一进行第二次更改，然后commit?
会话二：?
结论：需要保证同一个事务里面，多次查询数据结果是一样的。已提交读模式下是不可重复读取的。
第三种 repeatable read(可重读)---MySQL默认的隔离级别：当前会话可以重复读，意思就是每次读取的结果集都相同，而不管其他事务有没有提交
第一步：
?
第二步:
?不管会话一更改几次，提交几次，在会话二的同一个事务中，看到的始终是会话二开始之后，会话一的最后一个update-commit值。
?
?结论：当前会话可以重复读，就是每次读取的结果集都相同，而不管其他事务有没有提交。这种可重复读是mysql默认的隔离级别。
serializable(串行化)-基本不用：其他会话对该表的写操作将被挂起。这是隔离级别中最严格的，但是这样做势必对性能造成影响。
?
设置事务隔离级别语句(mysql8):
set global transaction isolation level repeatable read;
?
select @@global.transaction_isolation;#查看隔离级别
?四、Mysql脏读幻读不可重复读
脏读：所谓脏读是指一个事务中访问到了另外一个事务未提交的数据
读未提交隔离状态的时候，就会出现这种情况，当session 2更新值，session1可以立马看到最新更新的name=daniel 紧跟着session2 rollback,session1又读了之前的数据，所以说session1读取到了没用的脏数据，也就是脏读
解决：隔离级别设置成读已提交 或者 可重复读 就可以解决这个问题
?幻读：一个事务读取2次，得到的记录条数不一致
session1 前后查询的2次的条数都会不一样，这种称之为幻读
不可重复读：一个事务读取同一条记录2次，得到的结果不一致?
不可重复读和幻读的区别：前者是针对具体一条数据后者是针对范围的数据。
解决方案：采用可重复读取（Repeatable Read），禁止不可重复读取和脏读取，但是有时可能出现幻读数据
那么什么情况下可能出现幻读数据呢?
会话一:总数十万零一条，在会话一中做了一个新增的操作后，进行commit
会话二:正常情况下更新一条才是正确的，但是在会话中更新了两条?
?
这种现象跟mysql实现可重复读的MVCC机制有关，开启一个事务后，会去表中读取数据，读取的是一个快照，所以不管读多少次，读取结果都是一样的，但是update更新的实际上的数据库，所以导致的查询结果跟update结果不一样。
结论:Innodb下可重复读还是会出现幻读，但是出现的场景是在update情况中，所以可重复读只是解决了部分幻读。使用串行化可以解决，或者是Select lock in share mode; select ...for update.?
可以通过“共享读锁”和“排他写锁”实现。读取数据的事务将会禁止写事务（但允许读事务），写事务则禁止任何其他事务。
五、Mysql从数据执行到落盘步骤分析
?Mysql如果直接与磁盘进行交互的话，它的性能会变得特别慢，因为对磁盘交互过程当中，至少先经历找到磁盘，再找寻磁道，再找到磁道对应的上驱 这个寻址时间是特别慢的。所以直接在内存操作数据，会比磁盘快很多。
Buffer Pool是什么？
Buffer Pool(默认128MB)就是数据库的一个内存组件，缓存了磁盘上的真实数据，我们的系统对数据库执行的增删改操作，其实主要就是对这个内存数据结构中的缓存数据执行的
显示缓存：区大小 show global variables like 'innodb_buffer_pool_size';
?既然是内存那么就会有满了的时候，当满了的时候数据又是怎么淘汰的呢？
Mysql使用的内存淘汰算法 LRU （最近最少使用）
使用频率高放在new区域占比5/8.使用频率低的放在old区域，占比3/8
?六、Mysql RedoLog与UndoLog日志
InnoDB 使用undo、 redo log来保证事务原子性、一致性及持久性，同时采用预写日志方式将随机写入变成顺序追加写入，提升事务性能
undo log ：
作用：记录事务变更前的状态。操作数据之前，先将数据备份到undo log，然后进行数据修改，如果出现错误或用户执行了rollback语句，则系统就可以利用undo log中的备份数据恢复到事务开始之前的状态。
内容：逻辑格式的日志，在执行undo的时候，仅仅是将数据从逻辑上恢复至事务之前的状态，而不是从物理页面上操作实现的
文件位置：位于数据库的data目录下的ibdata
redo log ：
作用：记录事务变更后的状态。在事务提交前，只要将redo log持久化即可，数据在内存中变更。当系统崩溃时，虽然数据没有落盘，但是redo log已持久化，系统可以根据redo Log的内容，将所有数据恢复到最新的状态。
内容：物理格式的日志，记录的是物理数据页面的修改的信息，其redo log是顺序写入redo log file的物理文件中去的
文件位置：位于数据库的data目录下的ib_logfile1&ib_logfile2
这种同步机制跟redis的定期删除、惰性删除有些类似，知识点都是想通的，要交互一起思考呀
随着时间的积累，redo Log会变的很大很大，这种mysql又是怎么处理的呢？
checkpoint:随着时间的积累，redo Log会变的很大很大。如果每次都从第一条记录开始恢复，恢复的过程就会很慢。为了减少恢复的时间，就引入了checkpoint机制。定期将databuffer的内容刷新到磁盘datafile内，然后清除checkpoint之前的redo log。
恢复：InnoDB通过加载最新快照，然后重做checkpoint之后所有事务（包括未提交和回滚了的），再通过undo log回滚那些未提交的事务，来完成数据恢复
Mysql锁系列的问题，可以看看下面这篇博文:
Mysql索引系列的问题，可以看看下面这篇博文: