概念
事务就是一组原子性的SQL查询，或者说一个独立的工作单元。如果数据库引擎能够成功地对数据库应用该组查询的全部语句，那么就执行该组查询。如果其中有任何一条语句因为崩溃或其他原因无法执行，那么所有的语句都不会执行。也就是说，事务内的语句，要么全部执行成功，要么全部执行失败。
举个例子：
银行应用是解释事务必要性的一个经典例子。假设一个银行的数据库有两张表：支票（checking）表和储蓄（savings）表。现在要从用户Jane的支票账户转移200美元到她的储蓄账户，那么需要至少三个步骤：
- 检查支票账户的余额高于200美元。
- 从支票账户余额中减去200美元。
- 在储蓄账户余额中增加200美元。
上述三个步骤的操作必须打包在一个事务中，任何一个步骤失败，则必须回滚所有的步骤。
可以用START TRANSACTION或SET AUTOCOMMIT=0语句开始一个事务，然后要么使用COMMIT提交事务将修改的数据持久保留，要么使用ROLLBACK撤销所有的修改。
事务的ACID
ACID表示原子性（atomicity）、一致性（consistency）、隔离性（isolation）和持久性（durability）。
1、原子性（atomicity）
一个事务必须被视为一个不可分割的最小工作单元，整个事务中的所有操作要么全部提交成功，要么全部失败回滚，对于一个事务来说，不可能只执行其中的一部分操作，这就是事务的原子性。
2、一致性（consistency）
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。
3、隔离性（isolation）
通常来说，一个事务所做的修改在最终提交以前，对其他事务是不可见的。
4、持久性（durability）
一旦事务提交，则其所做的修改就会永久保存到数据库中。此时即使系统崩溃，修改的数据也不会丢失。
事务并发引起的问题
- 脏读(dirty read) 一个事务读取了另一个事务尚未提交的数据。事务A、B并发执行时，当A事务update后，B事务select读取到A尚未提交的数据，此时A事务rollback，则B读到的数据是无效的"脏"数据。
- 不可重复读(non-repeatable read) 一个事务的操作导致另一个事务前后两次读取到不同的数据。事务A、B并发执行时，当B事务select读取数据后，A事务update操作更改B事务select到的数据，此时B事务再次读去该数据，发现前后两次的数据不一样。
- 幻读(phantom read) 一个事务的操作导致另一个事务前后两次查询的结果数据量不同。事务A、B并发执行时，当B事务select读取数据后，A事务insert或delete了一条满足A事务的select条件的记录，此时B事务再次select，发现查询到前次不存在的记录("幻影")，或者前次的某个记录不见了。
隔离级别
可以通过设置相应的事务隔离级别解决并发问题。
在SQL标准中定义了四种隔离级别，每一种级别都规定了一个事务中所做的修改，哪些在事务内和事务间是可见的或是不可见的。较低级别的隔离通常可以执行更高的并发，系统的开销也更低。
1、READ UNCOMMITTED（读未提交）
在READ UNCOMMITTED级别，事务中的修改，即使没有提交，对其他事务也都是可见的。事务可以读取未提交的数据，这也被称为脏读（Dirty Read）。这个级别会导致很多问题，从性能上来说，READ UNCOMMITTED不会比其他的级别好太多，但却缺乏其他级别的很多好处，除非真的有非常必要的理由，在实际应用中一般很少使用。
2、READ COMMITTED（读已提交）
大多数数据库系统的默认隔离级别都是READ COMMITTED（但MySQL不是）。READ COMMITTED满足前面提到的隔离性的简单定义：一个事务开始时，只能“看见”已经提交的事务所做的修改。换句话说，一个事务从开始直到提交之前，所做的任何修改对其他事务都是不可见的。这个级别会出现不可重复读（nonrepeatable read）问题，因为当事务1两次执行同样的查询，在事务1的两次查询中间有事务2执行了修改并提交，则事务1就会得到不一样的结果。
3、REPEATABLE READ（可重复读）
REPEATABLE READ解决了脏读的问题。该级别保证了在同一个事务中多次读取同样记录的结果是一致的。但是理论上，可重复读隔离级别还是无法解决另外一个幻读（Phantom Read）的问题。所谓幻读，指的是当某个事务在读取某个范围内的记录时，另外一个事务又在该范围内插入了新的记录，当之前的事务再次读取该范围的记录时，会产生幻行（Phantom Row）。InnoDB和XtraDB存储引擎通过多版本并发控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）解决了幻读的问题。
4、SERIALIZABLE（可串行化）
SERIALIZABLE是最高的隔离级别。它通过强制事务串行执行，避免了前面说的幻读的问题。简单来说，SERIALIZABLE会在读取的每一行数据上都加锁，所以可能导致大量的超时和锁争用的问题。实际应用中也很少用到这个隔离级别，只有在非常需要确保数据的一致性而且可以接受没有并发的情况下，才考虑采用该级别。
注意：MySQL默认的隔离级别是可重复读。
死锁
死锁是指两个或者多个事务在同一资源上相互占用，并请求锁定对方占用的资源，从而导致恶性循环的现象。当多个事务试图以不同的顺序锁定资源时，就可能会产生死锁。多个事务同时锁定同一个资源时，也会产生死锁。
举个例子：
有两个事务：事务1和事务2，事务1先修改emp表的数据行1，再修改数据行2；事务2先修改emp表的数据行2，再修改数据行1。
在加行锁（行锁必须要有索引，用主键就行）的情况下，两个事务各自持有一个锁，又去请求对方的锁就会产生死锁，，则陷入死循环。除非有外部因素介入才可能解除死锁。
出现了死锁，MySQL自动重启了事务2（左边是事务1，右边是事务2，下面是事务2）
InnoDB目前处理死锁的方法是，将持有最少行级排他锁的事务进行回滚（这是相对比较简单的死锁回滚算法）。
死锁发生以后，只有部分或者完全回滚其中一个事务，才能打破死锁。大多数情况下只需要重新执行因死锁回滚的事务即可。
事务日志
- 事务日志可以帮助提高事务的效率。使用事务日志，存储引擎在修改表的数据时只需要修改其内存拷贝，再把该修改行为记录到硬盘上的事务日志中，不用每次都将修改的数据本身持久到磁盘。
- 事务日志采用的是追加的方式。事务日志持久以后，内存中被修改的数据在后台可以慢慢地刷回到磁盘。目前大多数存储引擎都是这样实现的，我们通常称之为预写式日志（Write-Ahead Logging），修改数据需要写两次磁盘。
- 如果数据的修改已经记录到事务日志并持久化，但数据本身还没有写回磁盘，此时系统崩溃，存储引擎在重启时能够自动恢复这部分修改的数据。具体的恢复方式则视存储引擎而定。
MySQL中的事务
提供事务的引擎
- MySQL提供了两种事务型的存储引擎：InnoDB和NDB Cluster。
- 一些第三方存储引擎也支持事务，比如：XtraDB和PBXT。
自动提交（AUTOCOMMIT）
MySQL默认采用自动提交（AUTOCOMMIT）模式。也就是说，如果不是显式地开始一个事务，则每个查询都被当作一个事务执行提交操作。
在当前连接中，可以通过设置AUTOCOMMIT变量来启用或者禁用自动提交模式：SET AUTOCOMMIT=0/1
当AUTOCOMMIT=0时，所有的查询都是在一个事务中，直到显式地执行COMMIT提交或者ROLLBACK回滚，该事务结束，同时又开始了另一个新事务。必须要显示的设置SET AUTOCOMMIT=1开启自动提交，后续的操作才不用手动提交或回滚。
show variables like '%autocommit%'; 命令查看当前的事务状态
在事务中混合使用存储引擎
修改AUTOCOMMIT对非事务型的表，比如MyISAM或者内存表，不会有任何影响。对这类表来说，没有COMMIT或者ROLLBACK的概念，也可以说是相当于一直处于AUTOCOMMIT启用的模式。
如果在事务中混合使用了事务型和非事务型的表（例如InnoDB和MyISAM表），在正常提交的情况下不会有什么问题。
但如果该事务需要回滚，非事务型的表上的变更就无法撤销，这会导致数据库处于不一致的状态，这种情况很难修复，事务的最终结果将无法确定。
隐式和显式锁定
InnoDB采用的是两阶段锁定协议（two-phase locking protocol）
隐式锁定：
在事务执行过程中，随时都可以执行锁定，锁只有在执行COMMIT或者ROLLBACK的时候才会释放，并且所有的锁是在同一时刻被释放。前面描述的锁定都是隐式锁定，InnoDB会根据隔离级别在需要的时候自动加锁。
显示锁定：
InnoDB也可以手动加锁：
- SELECT ... LOCK IN SHARE MODE
- SELECT ... FOR UPDATE
MySQL也支持LOCK TABLES和UNLOCK TABLES语句，这是在服务器层实现的，和存储引擎无关。如果应用需要用到事务，还是应该选择事务型存储引擎。
LOCK TABLES和事务之间相互影响的话，情况会变得非常复杂，在某些MySQL版本中甚至会产生无法预料的结果。
因此建议除了事务中禁用了AUTOCOMMIT，可以使用LOCK TABLES之外，其他任何时候都不要显式地执行LOCK TABLES，不管使用的是什么存储引擎。