摘要
企業千萬家，靠譜沒幾家。
社招選錯家，親人兩行淚。
祝大家金三銀四跳槽順利！
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，至於原因。。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，帶着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，是基於什么復制的？
是基於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，此時是基於行的復制，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。因此由於歷史原因，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 |
+----+-------+
為了便於描述，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隔離級別下並不是不會出現死鎖，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操作的並發性！
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(並加鎖)！
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(並加鎖)!
而在RR隔離級別下，Session2只能等待！
兩個疑問
在RC級別下，不可重復讀問題需要解決么？
不用解決，這個問題是可以接受的！畢竟你數據都已經提交了，讀出來本身就沒有太大問題！Oracle的默認隔離級別就是RC，你們改過Oracle的默認隔離級別么？
在RC級別下，主從復制用什么binlog格式？
OK,在該隔離級別下，用的binlog為row格式，是基於行的復制！Innodb的創始人也是建議binlog使用該格式！
總結
本文啰里八嗦了一篇文章只是為了說明一件事，互聯網項目請用：讀已提交(Read Commited)這個隔離級別！