【转载】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使用读已提交(Read Commited)这个隔离级别

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？

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？

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。

主从复制怎么实现
session1  session2 怎么实现

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？

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！

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

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！