引言
開始我們的内容，相信大家一定遇到過下面的一個面試場景
面試官：“講講mysql有幾個事務隔離級别？”
你：“讀未送出，讀已送出，可重複讀，串行化四個！預設是可重複讀”
面試官：“為什麼mysql選可重複讀作為預設的隔離級别？”
(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别？為什麼？"
你：“當然是預設的可重複讀，至于原因。。呃。。。”
(然後你就可以回去等通知了！)
為了避免上述尴尬的場景，請繼續往下閱讀！
Mysql預設的事務隔離級别是可重複讀(Repeatable Read)，那網際網路項目中Mysql也是用預設隔離級别，不做修改麼？
OK，不是的，我們在項目中一般用讀已送出(Read Commited)這個隔離級别！
what！居然是讀已送出，網上不是說這個隔離級别存在不可重複讀和幻讀問題麼？不用管麼？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中都是選擇讀已送出(Read Commited)作為預設的隔離級别，為什麼Mysql不選擇讀已送出(Read Commited)作為預設隔離級别，而選擇可重複讀(Repeatable Read)作為預設的隔離級别呢？
Why?Why?Why?
這個是有曆史原因的，當然要從我們的主從複制開始講起了！
主從複制，是基于什麼複制的？
是基于binlog複制的！這裡不想去搬binlog的概念了，就簡單了解為binlog是一個記錄資料庫更改的檔案吧～
binlog有幾種格式？
OK，三種，分别是
- statement:記錄的是修改SQL語句
- row：記錄的是每行實際資料的變更
- mixed：statement和row模式的混合
那Mysql在5.0這個版本以前，binlog隻支援STATEMENT這種格式！而這種格式在讀已送出(Read Commited)這個隔離級别下主從複制是有bug的，是以Mysql将可重複讀(Repeatable Read)作為預設的隔離級别！
接下來，就要說說當binlog為STATEMENT格式，且隔離級别為讀已送出(Read Commited)時，有什麼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緻性的問題！原因其實很簡單，就是在master上執行的順序為先删後插！而此時binlog為STATEMENT格式，它記錄的順序為先插後删！從(slave)同步的是binglog，是以從機執行的順序和主機不一緻！就會出現主從不一緻！
如何解決？
解決方案有兩種！
(1)隔離級别設為可重複讀(Repeatable Read),在該隔離級别下引入間隙鎖。當Session 1執行delete語句時，會鎖住間隙。那麼，Ssession 2執行插入語句就會阻塞住！
(2)将binglog的格式修改為row格式，此時是基于行的複制，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。是以由于曆史原因，mysql将預設的隔離級别設為可重複讀(Repeatable Read)，保證主從複制不出問題！
那麼，當我們了解完mysql選可重複讀(Repeatable Read)作為預設隔離級别的原因後，接下來我們将其和讀已送出(Read Commited)進行對比，來說明為什麼在網際網路項目為什麼将隔離級别設為讀已送出(Read Commited)！
對比
ok，我們先明白一點！項目中是不用讀未送出(Read UnCommitted)和串行化(Serializable)兩個隔離級别，原因有二
- 采用讀未送出(Read UnCommitted),一個事務讀到另一個事務未送出讀資料，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别！(筆者從未用過mysql自帶的這個功能，因為這是XA事務，是強一緻性事務，性能不佳！網際網路的分布式方案，多采用最終一緻性的事務解決方案！)
也就是說，我們該糾結都隻有一個問題，究竟隔離級别是用讀已經送出呢還是可重複讀？
接下來對這兩種級别進行對比，講講我們為什麼選讀已送出(Read Commited)作為事務隔離級别！
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 資料如下
+----+-------+
| id | color |
+----+-------+
| 1 | red |
| 2 | white |
| 5 | red |
| 7 | white |
+----+-------+ 為了便于描述，下面将
- 可重複讀(Repeatable Read)，簡稱為RR；
- 讀已送出(Read Commited)，簡稱為RC；
緣由一：在RR隔離級别下，存在間隙鎖，導緻出現死鎖的幾率比RC大的多！
此時執行語句
select * from test where id <3 for update; 在RR隔離級别下，存在間隙鎖，可以鎖住(2,5)這個間隙，防止其他事務插入資料！
而在RC隔離級别下，不存在間隙鎖，其他事務是可以插入資料！
ps:在RC隔離級别下并不是不會出現死鎖，隻是出現幾率比RR低而已！
緣由二：在RR隔離級别下，條件列未命中索引會鎖表！而在RC隔離級别下，隻鎖行
此時執行語句
update test set color = 'blue' where color = 'white'; 在RC隔離級别下，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，發現不滿足後，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隔離級别下，走聚簇索引，進行全部掃描，最後會将整個表鎖上，如下所示
緣由三：在RC隔離級别下，半一緻性讀(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。
所謂半一緻性讀就是，一個update語句，如果讀到一行已經加鎖的記錄，此時InnoDB傳回記錄最近送出的版本，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，傳回最新的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隔離級别下，Session2隻能等待！
兩個疑問
在RC級别下，不可重複讀問題需要解決麼？
不用解決，這個問題是可以接受的！畢竟你資料都已經送出了，讀出來本身就沒有太大問題！Oracle的預設隔離級别就是RC，你們改過Oracle的預設隔離級别麼？
在RC級别下，主從複制用什麼binlog格式？
OK,在該隔離級别下，用的binlog為row格式，是基于行的複制！Innodb的創始人也是建議binlog使用該格式！
總結
本文啰裡八嗦了一篇文章隻是為了說明一件事，網際網路項目請用：讀已送出(Read Commited)這個隔離級别！
文章來源：孤獨煙_http://rjzheng.cnblogs.com/