mysql的默认隔离级别

引言

开始咱们的内容，相信你们必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：“为何mysql选可重复读做为默认的隔离级别？”
(你面露苦色，不知如何回答！)
面试官:"大家项目中选了哪一个隔离级别？为何？"
你：“固然是默认的可重复读，至于缘由。。呃。。。”
(而后你就能够回去等通知了！)

为了不上述尴尬的场景，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，不作修改么？
OK，不是的，咱们在项目中通常用读已提交(Read Commited)这个隔离级别！
what！竟然是读已提交，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，带着咱们的疑问开始本文！

正文

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

Why?Why?Why?

这个是有历史缘由的，固然要从咱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动
• mixed：statement和row模式的混合

那Mysql在5.0这个版本之前，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，所以Mysql将可重复读(Repeatable Read)做为默认的隔离级别！
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？以下图所示，在主(master)上执行以下事务

此时在主(master)上执行下列语句

select * from test；

输出以下

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

可是，你在此时在从(slave)上执行该语句，得出输出以下

Empty set

这样，你就出现了主从不一致性的问题！缘由其实很简单，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，所以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的格式修改成row格式，此时是基于行的复制，天然就不会出现sql执行顺序不同的问题！奈何这个格式在mysql5.1版本开始才引入。所以因为历史缘由，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，当咱们了解完mysql选可重复读(Repeatable Read)做为默认隔离级别的缘由后，接下来咱们将其和读已提交(Read Commited)进行对比，来讲明为何在互联网项目为何将隔离级别设为读已提交(Read Commited)！

对比

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

• 采用读未提交(Read UnCommitted),一个事务读到另外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)，每一个次读操做都会加锁，快照读失效，通常是使用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，由于这是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，咱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仍是可重复读？
接下来对这两种级别进行对比，讲讲咱们为何选读已提交(Read Commited)做为事务隔离级别！
假设表结构以下

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

数据以下

+----+-------+
| 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；

原因一：在RR隔离级别下，存在间隙锁，致使出现死锁的概率比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，能够锁住(2,5)这个间隙，防止其余事务插入数据！
而在RC隔离级别下，不存在间隙锁，其余事务是能够插入数据！

ps:在RC隔离级别下并非不会出现死锁，只是出现概率比RR低而已！

原因二：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，进行所有扫描。加锁以下：

但在实际中，MySQL作了优化，在MySQL Server过滤条件，发现不知足后，会调用unlock_row方法，把不知足条件的记录放锁。
实际加锁以下

然而，在RR隔离级别下，走聚簇索引，进行所有扫描，最后会将整个表锁上，以下所示

原因三：在RC隔离级别下，半一致性读(semi-consistent)特性增长了update操做的并发性！
在5.1.15的时候，innodb引入了一个概念叫作“semi-consistent”，减小了更新同一行记录时的冲突，减小锁等待。
所谓半一致性读就是，一个update语句，若是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知足update的where条件。若知足(须要更新)，则MySQL会从新发起一次读操做，此时会读取行的最新版本(并加锁)！
具体表现以下:
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会从新发起一次读操做，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！

两个疑问

在RC级别下，不可重复读问题须要解决么？
不用解决，这个问题是能够接受的！毕竟你数据都已经提交了，读出来自己就没有太大问题！Oracle的默认隔离级别就是RC，大家改过Oracle的默认隔离级别么？

在RC级别下，主从复制用什么binlog格式？
OK,在该隔离级别下，用的binlog为row格式，是基于行的复制！Innodb的创始人也是建议binlog使用该格式！

总结

本文啰里八嗦了一篇文章只是为了说明一件事，互联网项目请用：读已提交(Read Commited)这个隔离级别！

 

做者：孤独烟 出处： http://rjzheng.cnblogs.com/