1. ACID
- 原子性
Atomicity：事务是一组不可分割的单位，要么同时成功要么同时不成功 - 一致性
Consistency：事务前后的数据完整性应该保持一致（数据库的完整性：如果数据库在某个时间点下，所有的数据都符合所有的约束） - 隔离性
Isolation：多个用户并发访问数据库时，一个用户的事务不能被其他用户的事务所干扰。多个并发事务之间数据要相互隔离 - 持久性
Durability：一个事务一旦被提交，他对数据库中的数据的改变就是永久性的。即使数据库发生故障也不应该对其有任何影响
2. 事务的实现
事务的实现就是如何实现ACID特性，下面一图下概况下：
事务的实现通过 redo_log 和 undo_log， 以及锁实现，锁实现事务的隔离，需要了解锁的朋友请看这里，需要了解mysql的日志的朋友请看这里。
redo_log 实现持久化和原子性，而undo_log实现一致性，二种日志均可以视为一种恢复操作，redo_log是恢复提交事务修改的页操作，而undo_log是回滚行记录到特定版本。二者记录的内容也不同，redo_log是物理日志，记录页的物理修改操作，而undo_log是逻辑日志，根据每行记录进行记录。
3. 事务控制语句
上图列出了事务的一些控制语句，start transaction/begin、commit、rollback相信大家都有用过。
savepoint identifier 可以创建事务的一个保存点，执行回滚操作时可以回滚到指定保存点，不需要回滚整个事务。
打个比例，假设你去旅游到目标地需要三个行程，第一程 深圳到广州高铁，第二程 从广州飞到雅加达，第三程 雅加达飞到某岛。 如果再第三程 飞机取消行程，事务要回滚，如果要你再会深圳，你肯定会心理一万个草泥马。因为再进入事务，第一步和第二步是不变的，所以不需要回滚，直接回滚第三步即可。
4. 事务的基础-MVCC
MVCC的内容可以参考这个：数据库MVCC详解
5. 事务隔离级别
隔离级别越低，则事务请求的锁和保持锁的时间就越短。
5.1 READ-UNCOMMITTED
未提交读，即一个事务读到了另一个未提交事务修改过的数据，整个过程如下图:
如上图，SessionA和SessionB分别开启一个事务，SessionB中的事务先将id为1的记录的name列更新为’lisi’，然后Session 中的事务再去查询这条id为1的记录，那么在未提交读的隔离级别下，查询结果由’zhangsan’变成了’lisi’，也就是说某个事务读到了另一个未提交事务修改过的记录。但是如果SessionB中的事务稍后进行了回滚，那么SessionA中的事务相当于读到了一个不存在的数据，这种现象也称为脏读。
5.2 READ COMMITTED
已提交读，或者叫不可重复读。即一个事务能读到另一个已经提交事务修改后的数据，如果其他事务均对该数据进行修改并提交，该事务也能查询到最新值。如下图:
在第4步 SessionB 修改后，如果未提交，SessionA是读不到，但SessionB一旦提交后，SessionA即可读到SessionB修改的内容。
5.3 REPEATABLE READ
可重复读，即事务能读到另一个已经提交的事务修改过的数据，但是第一次读过某条记录后，即使后面其他事务修改了该记录的值并且提交，该事务之后再读该条记录时，读到的仍是第一次读到的值，而不是每次都读到不同的数据。如下图:
InnoDB默认是这种隔离级别，SessionB无论怎么修改id=1的值，SessionA读到依然是自己开启事务第一次读到的内容。
5.4 SERIALIZABLE
串行化， 上面三种隔离级别可以进行 读-读 或者 读-写、写-读三种并发操作，而SERIALIZABLE不允许读-写，写-读的并发操作。 如下图:
SessionB 对 id=1 进行修改的时候，SessionA 读取id=1则需要等待 SessionB 提交事务。可以理解SessionB在更新的时候加了X锁。
MySQL InnoDB 引擎 RR 隔离级别是否解决了幻读
引用一个 github 上面的评论：
Mysql官方给出的幻读解释是：只要在一个事务中，第二次select多出了row就算幻读。
A事务先select，B事务insert确实会加一个gap锁，但是如果B事务commit，这个gap锁就会释放（释放后A事务可以随意dml操作），A事务再select出来的结果在MVCC下还和第一次select一样，接着A事务不加条件地update，这个update会作用在所有行上（包括B事务新加的），A事务再次select就会出现B事务中的新行，并且这个新行已经被update修改了，实测在RR级别下确实如此，事务中一旦使用的当前读，那么整个事务都是在当前读下进行的操作。
如果这样理解的话，Mysql的RR级别确实防不住幻读
有道友回复：
在快照读读情况下，mysql通过mvcc来避免幻读。
在当前读读情况下，mysql通过next-key来避免幻读。
select * from t where a=1;属于快照读
select * from t where a=1 lock in share mode;属于当前读
不能把快照读和当前读得到的结果不一样这种情况认为是幻读，这是两种不同的使用。所以我认为mysql的RR级别是解决了幻读的。