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mysql在項目中怎么選事務隔離級別

引言

開始我們的內容，相信大家一定遇到過下面的一個面試場景

面試官：“講講mysql有幾個事務隔離級別？”
你：“讀未提交，讀已提交，可重復讀，串行化四個！默認是可重復讀”
面試官：“為什么mysql選可重復讀作為默認的隔離級別？”
(你面露苦色，不知如何回答！)
面試官:"你們項目中選了哪個隔離級別？為什么？"
你：“當然是默認的可重復讀，至于原因。。呃。。。”
(然后你就可以回去等通知了！)

為了避免上述尷尬的場景，請繼續往下閱讀！

Mysql默認的事務隔離級別是可重復讀(Repeatable Read)，那互聯網項目中Mysql也是用默認隔離級別，不做修改么？
OK，不是的，我們在項目中一般用讀已提交(Read Commited)這個隔離級別！

what！居然是讀已提交，網上不是說這個隔離級別存在不可重復讀和幻讀問題么？不用管么？好，帶著我們的疑問開始本文！

正文

我們先來思考一個問題，在Oracle，SqlServer中都是選擇讀已提交(Read Commited)作為默認的隔離級別，為什么Mysql不選擇讀已提交(Read Commited)作為默認隔離級別，而選擇可重復讀(Repeatable Read)作為默認的隔離級別呢？

Why?Why?Why?

這個是有歷史原因的，當然要從我們的主從復制開始講起了！
主從復制，是基于什么復制的？

是基于binlog復制的！這里不想去搬binlog的概念了，就簡單理解為binlog是一個記錄數據庫更改的文件吧～

binlog有幾種格式？

OK，三種，分別是

statement:記錄的是修改SQL語句
row：記錄的是每行實際數據的變更
mixed：statement和row模式的混合

那Mysql在5.0這個版本以前，binlog只支持STATEMENT這種格式！而這種格式在讀已提交(Read Commited)這個隔離級別下主從復制是有bug的，因此Mysql將可重復讀(Repeatable Read)作為默認的隔離級別！
接下來，就要說說當binlog為STATEMENT格式，且隔離級別為讀已提交(Read Commited)時，有什么bug呢？如下圖所示，在主(master)上執行如下事務

此時在主(master)上執行下列語句

select * from test；

輸出如下

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

但是，你在此時在從(slave)上執行該語句，得出輸出如下

Empty set

這樣，你就出現了主從不一致性的問題！原因其實很簡單，就是在master上執行的順序為先刪后插！而此時binlog為STATEMENT格式，它記錄的順序為先插后刪！從(slave)同步的是binglog，因此從機執行的順序和主機不一致！就會出現主從

不一致！

如何解決？

解決方案有兩種！
(1)隔離級別設為可重復讀(Repeatable Read),在該隔離級別下引入間隙鎖。當Session 1執行delete語句時，會鎖住間隙。那么，Ssession 2執行插入語句就會阻塞住！
(2)將binglog的格式修改為row格式，此時是基于行的復制，自然就不會出現sql執行順序不一樣的問題！奈何這個格式在mysql5.1版本開始才引入。因此由于歷史原因，mysql將默認的隔離級別設為可重復讀(Repeatable Read)，保證主從復制不出問題！

那么，當我們了解完mysql選可重復讀(Repeatable Read)作為默認隔離級別的原因后，接下來我們將其和讀已提交(Read Commited)進行對比，來說明為什么在互聯網項目為什么將隔離級別設為讀已提交(Read Commited)！

對比

ok，我們先明白一點！項目中是不用讀未提交(Read UnCommitted)和串行化(Serializable)兩個隔離級別，原因有二

采用讀未提交(Read UnCommitted),一個事務讀到另一個事務未提交讀數據，這個不用多說吧，從邏輯上都說不過去！
采用串行化(Serializable)，每個次讀操作都會加鎖，快照讀失效，一般是使用mysql自帶分布式事務功能時才使用該隔離級別！(筆者從未用過mysql自帶的這個功能，因為這是XA事務，是強一致性事務，性能不佳！互聯網的分布式方案，多采用最終一致性的事務解決方案！)

也就是說，我們該糾結都只有一個問題，究竟隔離級別是用讀已經提交呢還是可重復讀？
接下來對這兩種級別進行對比，講講我們為什么選讀已提交(Read Commited)作為事務隔離級別！
假設表結構如下

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

數據如下

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

為了便于描述，下面將

可重復讀(Repeatable Read)，簡稱為RR；
讀已提交(Read Commited)，簡稱為RC；

緣由一：在RR隔離級別下，存在間隙鎖，導致出現死鎖的幾率比RC大的多！
此時執行語句

select * from test where id 3 for update;

在RR隔離級別下，存在間隙鎖，可以鎖住(2,5)這個間隙，防止其他事務插入數據！
而在RC隔離級別下，不存在間隙鎖，其他事務是可以插入數據！

ps:在RC隔離級別下并不是不會出現死鎖，只是出現幾率比RR低而已！

緣由二：在RR隔離級別下，條件列未命中索引會鎖表！而在RC隔離級別下，只鎖行
此時執行語句

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

在RC隔離級別下，其先走聚簇索引，進行全部掃描。加鎖如下：

但在實際中，MySQL做了優化，在MySQL Server過濾條件，發現不滿足后，會調用unlock_row方法，把不滿足條件的記錄放鎖。

實際加鎖如下

然而，在RR隔離級別下，走聚簇索引，進行全部掃描，最后會將整個表鎖上，如下所示

緣由三：在RC隔離級別下，半一致性讀(semi-consistent)特性增加了update操作的并發性！

在5.1.15的時候，innodb引入了一個概念叫做“semi-consistent”，減少了更新同一行記錄時的沖突，減少鎖等待。
所謂半一致性讀就是，一個update語句，如果讀到一行已經加鎖的記錄，此時InnoDB返回記錄最近提交的版本，由MySQL上層判斷此版本是否滿足update的where條件。若滿足(需要更新)，則MySQL會重新發起一次讀操作，此時會讀取行的最新版本(并加鎖)！
具體表現如下:
此時有兩個Session，Session1和Session2！
Session1執行

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

先不Commit事務！
與此同時Ssession2執行

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

session 2嘗試加鎖的時候，發現行上已經存在鎖，InnoDB會開啟semi-consistent read，返回最新的committed版本(1,red),(2，white),(5,red),(7,white)。MySQL會重新發起一次讀操作，此時會讀取行的最新版本(并加鎖)!
而在RR隔離級別下，Session2只能等待！