事务的ACID属性？ACID由什么保证？什么是MVCC?
事务基本特性ACID分别是：
- 原子性指的是一个事务中的操作要么全部成功，要么全部失败。
- 一致性指的是数据库总是从一个一致性的状态转换到另外一个一致性的状态。比如A转账给B100块钱，假设A只有90块，支付之前我们数据库里的数据都是符合约束的,但是如果事务执行成功了,我们的数据库数据就破坏约束了,因此事务不能成功,这里我们说事务提供了一致性的保证。
- 隔离性指的是一个事务的修改在最终提交前，对其他事务是不可见的。
- 持久性指的是一旦事务提交，所做的修改就会永久保存到数据库中。
隔离性有4个隔离级别
- read uncommit 读未提交，可能会读到其他事务未提交的数据，也叫做脏读。
用户本来应该读取到id=1的用户age应该是10，结果读取到了其他事务还没有提交的事务，结果读取结果age=20，这就是脏读。 - read commit 读已提交，两次读取结果不一致，叫做不可重复读。
不可重复读解决了脏读的问题，他只会读取已经提交的事务。
用户开启事务读取id=1用户，查询到age=10，再次读取发现结果=20，在同一个事务里同一个查询读取到不同的结果叫做不可重复读。 - repeatable read 可重复复读，这是mysql的默认级别，就是每次读取结果都一样，但是有可能产生幻读。
- serializable 串行化，一般是不会使用的，他会给每一行读取的数据加锁，会导致大量超时和锁竞争的问题。
脏读 不可重复读 幻读解释：
脏读(Drity Read)：某个事务已更新一份数据，另一个事务在此时读取了同一份数据，由于某些原因， 前一个RollBack了操作，则后一个事务所读取的数据就会是不正确的。
不可重复读(Non-repeatable read):在一个事务的两次查询之中数据不一致，这可能是两次查询过程中 间插入了一个事务更新的原有的数据。
幻读(Phantom Read):在一个事务的两次查询中数据笔数不一致，例如有一个事务查询了几列(Row)数据，而另一个事务却在此时插入了新的几列数据，先前的事务在接下来的查询中，就会发现有几列数据 是它先前所没有的。
ACID靠什么保证的？
- A原子性由undo log日志保证，它记录了需要回滚的日志信息，事务回滚时撤销已经执行成功的sql
- C一致性由其他三大特性保证、程序代码要保证业务上的一致性
- I隔离性由MVCC来保证
- D持久性由内存+redo log来保证，mysql修改数据同时在内存和redo log记录这次操作，宕机的时候可以从redo log恢复
InnoDB redo log 写盘，InnoDB 事务进入 prepare 状态。 如果前面 prepare 成功，binlog 写盘，再继续将事务日志持久化到 binlog，如果持久化成功，那么 InnoDB 事务则进入 commit 状态(在 redo log 里面写一个 commit 记录)
redolog的刷盘会在系统空闲时进行
什么是MVCC
MVCC多版本并发控制：
读取数据时通过一种类似快照的方式将数据保存下来，这样读锁就和写锁不冲突了，不同的事务session会看到自己特定版本的数据，版本链
MVCC只在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 两个隔离级别下工作。其他两个隔离级别够和MVCC不兼容, 因为 READ UNCOMMITTED 总是读取最新的数据行, 而不是符合当前事务版本的数据行。而 SERIALIZABLE 则会对所有读取的行都加锁。
聚簇索引记录中有两个必要的隐藏列：
trx_id：用来存储每次对某条聚簇索引记录进行修改的时候的事务id。
roll_pointer：每次对哪条聚簇索引记录有修改的时候，都会把老版本写入undo日志中。这个roll_pointer就是存了一个指针，它指向这条聚簇索引记录的上一个版本的位置，通过它来获得上一个版本的记录信息。(注意插入操作的undo日志没有这个属性，因为它没有老版本)
已提交读和可重复读的区别就在于它们生成ReadView的策略不同。
开始事务时创建readview，readView维护当前活动的事务id，即未提交的事务id，排序生成一个数组访问数据，获取数据中的事务id（获取的是事务id最大的记录），对比readview： InnoDB redo log 写盘，InnoDB 事务进入 prepare 状态。 如果前面 prepare 成功，binlog 写盘，再继续将事务日志持久化到 binlog，如果持久化成功，那么 InnoDB 事务则进入 commit 状态(在 redo log 里面写一个 commit 记录) 。
如果在readview的左边（比readview都小），可以访问（在左边意味着该事务已经提交）
如果在readview的右边（比readview都大）或者就在readview中，不可以访问，获取roll_pointer，取上一版本重新对比（在右边意味着，该事务在readview生成之后出现，在readview中意味着该事务还未提交）
已提交读隔离级别下的事务在每次查询的开始都会生成一个独立的ReadView，而可重复读隔离级别则在第一次读的时候生成一个ReadView，之后的读都复用之前的ReadView。
这就是Mysql的MVCC，通过版本链，实现多版本，可并发读-写，写-读。通过ReadView生成策略的不同实现不同的隔离级别。
