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mysql在项目中怎么选事务隔离级别

引言

开始我们的内容，相信大家一定遇到过下面的一个面试场景

面试官：“讲讲mysql有几个事务隔离级别？”
你：“读未提交，读已提交，可重复读，串行化四个！默认是可重复读”
面试官：“为什么mysql选可重复读作为默认的隔离级别？”
(你面露苦色，不知如何回答！)
面试官:"你们项目中选了哪个隔离级别？为什么？"
你：“当然是默认的可重复读，至于原因。。呃。。。”
(然后你就可以回去等通知了！)

为了避免上述尴尬的场景，请继续往下阅读！

Mysql默认的事务隔离级别是可重复读(Repeatable Read)，那互联网项目中Mysql也是用默认隔离级别，不做修改么？
OK，不是的，我们在项目中一般用读已提交(Read Commited)这个隔离级别！

what！居然是读已提交，网上不是说这个隔离级别存在不可重复读和幻读问题么？不用管么？好，带着我们的疑问开始本文！

正文

我们先来思考一个问题，在Oracle，SqlServer中都是选择读已提交(Read Commited)作为默认的隔离级别，为什么Mysql不选择读已提交(Read Commited)作为默认隔离级别，而选择可重复读(Repeatable Read)作为默认的隔离级别呢？

Why?Why?Why?

这个是有历史原因的，当然要从我们的主从复制开始讲起了！
主从复制，是基于什么复制的？

是基于binlog复制的！这里不想去搬binlog的概念了，就简单理解为binlog是一个记录数据库更改的文件吧～

binlog有几种格式？

OK，三种，分别是

statement:记录的是修改SQL语句
row：记录的是每行实际数据的变更
mixed：statement和row模式的混合

那Mysql在5.0这个版本以前，binlog只支持STATEMENT这种格式！而这种格式在读已提交(Read Commited)这个隔离级别下主从复制是有bug的，因此Mysql将可重复读(Repeatable Read)作为默认的隔离级别！
接下来，就要说说当binlog为STATEMENT格式，且隔离级别为读已提交(Read Commited)时，有什么bug呢？如下图所示，在主(master)上执行如下事务

此时在主(master)上执行下列语句

select * from test；

输出如下

+---+
| b |
+---+
| 3 |
+---+
1 row in set

但是，你在此时在从(slave)上执行该语句，得出输出如下

Empty set

这样，你就出现了主从不一致性的问题！原因其实很简单，就是在master上执行的顺序为先删后插！而此时binlog为STATEMENT格式，它记录的顺序为先插后删！从(slave)同步的是binglog，因此从机执行的顺序和主机不一致！就会出现主从

不一致！

如何解决？

解决方案有两种！
(1)隔离级别设为可重复读(Repeatable Read),在该隔离级别下引入间隙锁。当Session 1执行delete语句时，会锁住间隙。那么，Ssession 2执行插入语句就会阻塞住！
(2)将binglog的格式修改为row格式，此时是基于行的复制，自然就不会出现sql执行顺序不一样的问题！奈何这个格式在mysql5.1版本开始才引入。因此由于历史原因，mysql将默认的隔离级别设为可重复读(Repeatable Read)，保证主从复制不出问题！

那么，当我们了解完mysql选可重复读(Repeatable Read)作为默认隔离级别的原因后，接下来我们将其和读已提交(Read Commited)进行对比，来说明为什么在互联网项目为什么将隔离级别设为读已提交(Read Commited)！

对比

ok，我们先明白一点！项目中是不用读未提交(Read UnCommitted)和串行化(Serializable)两个隔离级别，原因有二

采用读未提交(Read UnCommitted),一个事务读到另一个事务未提交读数据，这个不用多说吧，从逻辑上都说不过去！
采用串行化(Serializable)，每个次读操作都会加锁，快照读失效，一般是使用mysql自带分布式事务功能时才使用该隔离级别！(笔者从未用过mysql自带的这个功能，因为这是XA事务，是强一致性事务，性能不佳！互联网的分布式方案，多采用最终一致性的事务解决方案！)

也就是说，我们该纠结都只有一个问题，究竟隔离级别是用读已经提交呢还是可重复读？
接下来对这两种级别进行对比，讲讲我们为什么选读已提交(Read Commited)作为事务隔离级别！
假设表结构如下

 CREATE TABLE `test` (
`id` int(11) NOT NULL,
`color` varchar(20) NOT NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB

数据如下

+----+-------+
| id | color |
+----+-------+
|  1 |  red  |
|  2 | white |
|  5 |  red  |
|  7 | white |
+----+-------+

为了便于描述，下面将

可重复读(Repeatable Read)，简称为RR；
读已提交(Read Commited)，简称为RC；

缘由一：在RR隔离级别下，存在间隙锁，导致出现死锁的几率比RC大的多！
此时执行语句

select * from test where id 3 for update;

在RR隔离级别下，存在间隙锁，可以锁住(2,5)这个间隙，防止其他事务插入数据！
而在RC隔离级别下，不存在间隙锁，其他事务是可以插入数据！

ps:在RC隔离级别下并不是不会出现死锁，只是出现几率比RR低而已！

缘由二：在RR隔离级别下，条件列未命中索引会锁表！而在RC隔离级别下，只锁行
此时执行语句

update test set color = 'blue' where color = 'white';

在RC隔离级别下，其先走聚簇索引，进行全部扫描。加锁如下：

但在实际中，MySQL做了优化，在MySQL Server过滤条件，发现不满足后，会调用unlock_row方法，把不满足条件的记录放锁。

实际加锁如下

然而，在RR隔离级别下，走聚簇索引，进行全部扫描，最后会将整个表锁上，如下所示

缘由三：在RC隔离级别下，半一致性读(semi-consistent)特性增加了update操作的并发性！

在5.1.15的时候，innodb引入了一个概念叫做“semi-consistent”，减少了更新同一行记录时的冲突，减少锁等待。
所谓半一致性读就是，一个update语句，如果读到一行已经加锁的记录，此时InnoDB返回记录最近提交的版本，由MySQL上层判断此版本是否满足update的where条件。若满足(需要更新)，则MySQL会重新发起一次读操作，此时会读取行的最新版本(并加锁)！
具体表现如下:
此时有两个Session，Session1和Session2！
Session1执行

update test set color = 'blue' where color = 'red';

先不Commit事务！
与此同时Ssession2执行

update test set color = 'blue' where color = 'white';

session 2尝试加锁的时候，发现行上已经存在锁，InnoDB会开启semi-consistent read，返回最新的committed版本(1,red),(2，white),(5,red),(7,white)。MySQL会重新发起一次读操作，此时会读取行的最新版本(并加锁)!
而在RR隔离级别下，Session2只能等待！