事务与并发控制
事务是数据库保证数据一致性的核心机制，它将多个操作打包成一个原子单元，要么全部执行，要么全部不执行。理解事务的实现，需要深入预写日志、锁机制和多版本并发控制这三个关键技术。
ACID 的实现
原子性（Atomicity）
原子性要求事务中的操作要么全部成功，要么全部失败回滚。这通过预写日志（Write-Ahead Logging, WAL）实现。WAL 的核心原则是：任何对数据页的修改，必须先记录日志，成功落盘后才能修改数据页。这样即使系统崩溃，也能通过重放日志恢复未完成的事务或回滚已部分执行的事务。
日志包含事务 ID、操作类型（INSERT/UPDATE/DELETE）、修改前镜像（undo log）、修改后镜像（redo log）。修改前镜像用于回滚，修改后镜像用于恢复。日志按追加方式写入，是顺序写，性能远好于随机写。日志文件定期切换，旧日志在 checkpoint 后可以被删除或重用。
一致性（Consistency）
一致性是事务的目标，而非手段。数据库提供原子性、隔离性和持久性，由应用程序保证事务执行前后数据库处于一致状态。例如转账事务，A 账户减少 100 元，B 账户增加 100 元，数据库保证这两个操作同时成功或同时失败，但应用需要保证转账金额正确、账户存在等业务一致性。
隔离性（Isolation）
隔离性要求并发事务之间互不干扰，每个事务看到的数据库状态都是一致的。这通过锁机制或多版本并发控制实现。不同的隔离级别提供了不同的隔离保证，我们会在后续详细讨论。
持久性（Durability）
持久性要求事务一旦提交，对数据的修改就是永久的，即使系统崩溃也不会丢失。这通过 WAL 和定期刷盘实现。事务提交时，日志必须成功落盘（fsync），数据页可以延后刷盘。崩溃恢复时，重放已提交但未刷盘的修改，撤销未提交的修改。
隔离级别与并发问题
脏读（Dirty Read）
脏读是指一个事务读取了另一个未提交事务的修改。如果后者回滚，前者读到的就是无效数据。解决脏读需要至少 READ COMMITTED 隔离级别：事务只能读取已提交的修改。
不可重复读（Non-Repeatable Read）
不可重复读是指同一事务内两次读取同一数据，结果不一致，因为期间有其他事务修改了该数据。解决不可重复读需要 REPEATABLE READ 隔离级别：事务内多次读取同一数据，结果始终一致。
幻读（Phantom Read）
幻读是指同一事务内两次执行相同条件的范围查询，结果集不一致，因为期间有其他事务插入或删除了满足条件的新记录。解决幻读需要 SERIALIZABLE 隔离级别：事务串行执行，完全隔离。
MySQL InnoDB 的 REPEATABLE READ 通过 Next-Key Lock（临键锁）在一定程度上解决了幻读，这是它的一个亮点。
锁机制
锁的粒度
锁可以加在不同粒度上：行锁、页锁、表锁。粒度越细，并发度越高，但锁管理的开销越大。InnoDB 支持行级锁，通过在记录上加锁实现。行锁实际上是索引记录锁，如果查询没有使用索引，会退化为表锁。
锁的类型
共享锁（Shared Lock, S 锁）允许读，不允许写。多个事务可以同时持有 S 锁，读取同一数据。
排他锁（Exclusive Lock, X 锁）允许读写，不允许其他事务持有任何锁。修改数据必须加 X 锁。
意向锁（Intention Lock）是表级锁，用于快速判断是否允许行级锁。意向共享锁（IS）表示事务打算在某些行上加 S 锁，意向排他锁（IX）表示事务打算在某些行上加 X 锁。意向锁之间不冲突，但与实际的 S/X 锁有兼容性规则。
间隙锁（Gap Lock）锁定两个索引记录之间的间隙，防止其他事务在该间隙插入新记录，用于解决幻读。间隙锁不阻塞其他间隙锁，但阻塞插入操作。
临键锁（Next-Key Lock）是间隙锁和记录锁的组合，锁定记录及其前的间隙。InnoDB 在 RR 隔离级别下，范围查询会使用临键锁，防止幻读。
两阶段锁协议
两阶段锁协议（2PL）保证可串行化：增长阶段只获取锁，不释放锁；缩减阶段只释放锁，不获取锁。严格 2PL 要求事务提交或回滚时才释放所有锁，这保证了可串行化，但可能增加死锁概率。
多版本并发控制（MVCC）
多版本并发控制是现代数据库的主流方案，它通过维护数据的多个版本，实现读写不阻塞，大幅提升并发度。InnoDB 和 PostgreSQL 都采用 MVCC。
Undo Log 与版本链
InnoDB 在每行记录中隐藏两个字段：DB_TRX_ID（最近修改该行的事务 ID）和 DB_ROLL_PTR（回滚指针）。回滚指针指向 undo log 中该行的上一个版本。每次修改一行，都会生成新的 undo log，形成版本链。
Read View
Read View 是事务启动时生成的一致性视图，记录了当前活跃的事务 ID 列表（m_ids）、最小活跃事务 ID（min_trx_id）、下一个要分配的事务 ID（max_trx_id）。Read View 用于判断某个版本是否对当前事务可见。
可见性规则：如果版本的 DB_TRX_ID < min_trx_id，说明版本在事务启动前已提交，可见。如果 DB_TRX_ID >= max_trx_id，说明版本在事务启动后才生成，不可见。如果 DB_TRX_ID 在 m_ids 中，说明版本由活跃事务生成，不可见。如果 DB_TRX_ID 不在 m_ids 中，说明版本在事务启动前已提交，可见。
快照读与当前读
快照读读取 Read View 判断可见的版本，不加锁，是 InnoDB 的默认读方式。SELECT 是快照读。
当前读读取最新版本，加锁。UPDATE、DELETE、SELECT ... FOR UPDATE、SELECT ... LOCK IN SHARE MODE 是当前读。当前读需要加 X 锁或 S 锁，保证读取的是最新提交的数据。
MVCC 的优势
MVCC 实现了读写不阻塞：读操作通过 Read View 读取历史版本，不阻塞写；写操作生成新版本，不阻塞读。这比传统的读写锁并发度更高。MVCC 还实现了 REPEATABLE READ：事务内的 Read View 在第一次读时生成，后续读使用同一个 Read View，保证读到的版本一致。
死锁检测与处理
当多个事务互相持有对方需要的锁时，发生死锁。数据库需要检测死锁并选择一个事务回滚。InnoDB 使用等待图（wait-for graph）检测死锁：节点是事务，边是等待关系。如果图中存在环，说明有死锁。回滚代价最小的事务（修改行数最少）是常见的策略。
应用层可以通过约定锁的获取顺序、尽快释放锁、设置锁超时等方式减少死锁概率。