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！
两个疑问
在rc级别下，不可重复读问题需要解决么？
不用解决，这个问题是可以接受的！毕竟你数据都已经提交了，读出来本身就没有太大问题！oracle的默认隔离级别就是rc，你们改过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！
到此这篇关于mysql在项目中怎么选事务隔离级别的文章就介绍到这了,更多相关mysql 事务隔离级别内容请搜索www.887551.com以前的文章或继续浏览下面的相关文章希望大家以后多多支持www.887551.com！