Oracle、SQL Server 等数据库非常擅长数据完整性。如果我想编写一个我知道要么存储一些数据要么失败（即 ACID）的数据存储，那么我会在它下面使用像 MySQL 这样的数据库作为实际存储，因为这些问题已经解决了。
但是，作为一名非计算机专业的毕业生，我想知道 ACID是如何在非常低的水平上实际工作的。例如，我知道 Oracle 一直将数据写入“在线重做日志”，然后在应用程序发出应提交事务的信号时执行“提交”。
我想放大并理解正是这个“提交”阶段。是只是将“多一个字节”写入磁盘，还是将 a 翻转0为 a1以表示给定行已成功存储？
我记得有一次发现 BerkeleyDB 文档实际上对于了解这些实现如何工作非常有用，因为那是/曾经是一个非常低级的数据库，它在没有整个关系/查询计划基础架构的情况下实现了事务。
并非所有数据库（即使只是您提到的那些）都以完全相同的方式工作。PostgreSQL 的底层实现与 Oracle 和 SQL Server 的快照实现完全不同，尽管它们都基于相同的方法（MVCC：多版本并发控制）。
实现 ACID 属性的一种方法是将您（“您”这里是一些进行事务更改）对数据库所做的所有更改写入“事务日志”，并锁定每一行（原子性单位）以确保在您提交或回滚之前，没有其他事务可以改变它。在事务结束时，如果提交，您只需在日志中写入一条记录，说明您已提交并释放锁. 如果您回滚，则需要回溯事务日志以撤消所有更改——因此写入日志文件的每个更改都包含数据最初外观的“前映像”。（实际上，它还将包含“后映像”，因为事务日志也会重放以进行崩溃恢复）。通过锁定您正在更改的每一行，并发事务在结束事务后释放锁定之前不会看到您的更改。
MVCC 是一种方法，通过该方法，想要读取行而不是被您更新阻塞的并发事务可以访问“之前的图像”。每个事务都有一个身份，并且有一种方法可以确定它可以“看到”哪些事务的数据，哪些不能：生成此集合的不同规则用于实现不同的隔离级别。因此，为了获得“可重复读取”语义，例如，事务必须找到由在它之后启动的事务更新的任何行的“前映像”。您可以通过让事务回顾之前图像的事务日志来天真地实现这一点，但实际上它们存储在其他地方：因此 Oracle 有单独的重做和撤消空间 - 重做是事务日志，撤消是在块图像之前供并发事务使用；SQL Server 将之前的图像存储在 tempdb 中。相比之下，PostgreSQL 在每次更新时总是创建行的新副本，因此之前的图像存在于数据块本身中：这有一些优点（提交和回滚都是非常简单的操作，无需管理额外的空间）和权衡（必须在后台清理那些过时的行版本）。
在 PostgreSQL 的情况下（这是我最熟悉的数据库）磁盘上的每个行版本都有一些额外的属性，事务必须检查以确定该行版本是否对它们“可见”。为简单起见，考虑它们具有“xmin”和“xmax”-“xmin”指定创建行版本的事务 ID，“xmax”指定删除它的（可选）事务 ID（可能包括创建新的行版本以表示对行的更新）。所以你从 txn#20 创建的一行开始：
xmin xmax id value
20 - 1 FOO
然后 txn#25 执行update t set value = 'BAR' where id = 1
20 25 1 FOO
25 - 1 BAR
在 txn#25 完成之前，新事务将知道将其更改视为不可见。因此扫描该表的事务将采用“FOO”版本，因为它的 xmax 是不可见事务。
如果 txn#25 回滚，新事务不会立即跳过它，而是会考虑 txn#25 是提交还是回滚。（PostgreSQL 管理一个“提交状态”查找表来服务这个，pg_clog）由于 txn#25 回滚，它的更改是不可见的，所以再次采用“FOO”版本。（并且“BAR”版本被跳过，因为它的 xmin 事务是不可见的）
如果提交了 txn#25，那么现在不采用“FOO”行版本，因为它的 xmax 事务是可见的（即，该事务所做的更改现在是可见的）。相比之下，采用“BAR”行版本，因为它的 xmin 事务是可见的（并且它没有 xmax）
当 txn#25 仍在进行中（同样可以从中读取pg_clog）任何其他想要更新行的事务将等待直到 txn#25 完成，通过尝试对事务 ID进行共享锁定。我要强调这一点，这就是为什么 PostgreSQL 通常没有这样的“行锁”，只有事务锁：每行更改都没有内存锁。（锁定使用select ... for update是通过设置 xmax 和一个指示 xmax 的标志来完成的，它只是表示锁定而不是删除）
Oracle... 做了一些类似的事情，但我对细节的了解要模糊得多。在 Oracle 中，每个事务都会发出一个系统更改编号，并记录在每个块的顶部。当一个块发生变化时，它的原始内容被放入撤消空间，新块指向旧块：所以你基本上有一个块版本的链表 N - 数据文件中的最新版本，以及逐渐变旧的版本在撤消表空间中。在块的顶部是一个“感兴趣的事务”列表，它以某种方式实现了锁定（再次没有为每一行更改的内存锁），我不记得除此之外的细节。
我相信 SQL Server 的快照隔离机制与 Oracle 的很相似，使用 tempdb 来存储正在更改的块而不是专用文件。
希望这个漫无边际的答案是有用的。这一切都来自内存，因此可能存在大量错误信息，特别是对于非 postgresql 实现。
Oracle 的高级概述：
每个 Oracle 会话都是唯一的，每个会话可以有 1* 个活动事务。当事务开始时，Oracle 为其分配一个单调递增的系统更改编号 (SCN)。当 Oracle 更新/插入/删除行时，Oracle 通过更新正在写入的块中的标题以及将“原始”块保存到 oracle 的回滚（撤消）空间来锁定表中感兴趣的行和支持索引。Oracle 还将重做日志条目写入内存缓冲区，描述对表和索引块以及撤消块所做的更改。请注意，所做的更改是在内存中进行的，而不是直接在磁盘中进行的。
提交时，Oracle 确保在将事务控制权返回给客户端之前，已将整个日志缓冲区（包括事务的 SCN）写入磁盘。
回滚时，Oracle 使用回滚（撤消）中的信息来消除所做的更改。
那么这是如何实现 ACID 的：
原子性：我的会话，我的交易，要么全部完成，要么都不完成。当我提交时，在提交完成之前我什么都做不了。
一致性：Oracle 检查日期是否为日期，字符数据是否为字符数据，数字是否有效。与检查约束相同。外键约束依赖于检查以确保被引用的父键是有效的——并且没有被正在运行的事务更新或删除。如果父键已被更新或删除，您的语句将挂起 - 它实际上处于不确定状态 - 等待影响父记录的语句提交或回滚。
独立性：还记得那些系统变更号码吗？如果您不进行更改，Oracle 会在您启动语句或声明游标时知道 SCN 是什么。因此，如果您有一个长时间运行的语句，其中数据正在从您下面更改，Oracle 会在您的语句开始运行时检查以获取数据，因为它是提交的。它是多版本的一致性控制，而且相当复杂。Oracle 并未实现各种 SQL 标准所要求的所有隔离级别——例如，Oracle 绝不允许脏读或幻读。
持久性：刷新到磁盘的重做日志缓冲区是持久性的根级别。当重做日志文件已满时，Oracle 会强制执行检查点。此过程导致 Oracle 将所有已修改的表和索引块从内存中写入磁盘，无论它们是否已提交。如果实例崩溃并且数据文件中的数据包含未提交的更改，Oracle 使用重做日志回滚这些更改，因为撤消信息也包含在重做日志中。
*暂时忽略自治事务，因为它们是一个严重的并发症。