Mysql事务的隔离级别

事务是并发控制的基本单位。所谓事务就是一个操作序列，在序列里面的操作，要么全部执行，要么都不执行（原子性），是一个不可分割的工作单位，每个事务结束时，都能保持数据的一致性。

事务的基本特性 ACID：

• 原子性（Atomic）：事务中的操作要么全部成功，要么全部失败。
• 一致性（Consistency）: 从一个正确的状态到另一个正确的状态，只有合法的才可以被写入，所有不正确的，不合法的都会被回滚
• 隔离性（Isolation）：事务允许多个用户对同一个数据并发操作，而不破坏数据的正确性和完整性。同时，并行的事务修改必须与其他并行的事务的修改互相独立
• 持久性 （Durability）：事务完成后，对数据的影响的永久性的。

事务的隔离级别

试想一下，当我们在并发对同一个数据执行事务时，A提交了update,B提交了delete ，如果不进行控制，那么势必会破坏数据的一致性。所以我们必须让事务与事务直接是隔离的，彼此之间没有干扰或者保证一致性情况下，能承受的，不照成破坏性的干扰。于是就有了一个规范 ：事务隔离级别

Mysql的事务隔离级别

MySQL定义了4种事务隔离级别：

隔离级别从上到下，从低到高，隔离级别越低，对并发处理的支持越高，并拥有更低的系统开销，但是同时也破坏了事务的一致性。隔离级别的主要目的就是保证数据的一致性，说到保证一致性，那就要讲到事务处理中，会遇到的三个主要问题。脏读、不可重复读、幻读

脏读

比如有2个事务并发执行竞争，一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致状态；这时，另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些“脏”数据，并据此做进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象地叫做”脏读”。

余额应该是1500元才对，但是由于读到了事务操作的脏数据，导致了脏读问题。

不可重复读

一个事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，却发现其读出的数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象就叫做“不可重复读”。

事务A还没有操作，只是重复查询了2次，但是结果从1000变成了500，重复查询的结果不一致，这就是不可重复读。但是这种现象也是合理的，因为事务B提交了事务，事务B的操作结果是一致性的。事务A出现了不可重复读

幻读

一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为“幻读”。

幻读就是每次读到的数据可能不一样，可能会读到了其他事务新插入的数据。

简单来说：

• 脏读：事务A读取了事务B未提交的数据，并在这个脏数据上执行了操作
• 不可重复读：事务A读取了事务B已提交的更新数据。
• 幻读：事务A的查询条件读取到了事务B已经提交的新增插入数据。

那么在我们的应用中，为了应对这种情况，就要使用到我们的事务隔离了，那么应该怎么样去选择事务隔离的级别呢？

首先，脏读是不可容忍的，为了保持一致性，我们必须禁止出现脏读现象。而不可重复读和幻读，他们最终的结果是一样的，没有影响一致性。

所以说，最起码要做到不可脏读，也就是只有一下3个等级可以选择：

READ_COMMITTED(读提交) 、REPEATABLE_READ(可重复读)、SERIALIZABLE(串行化)

SERIALIZABLE(串行化) ： 这是最高的隔离级别，禁止了上面出现的3个问题，也就是通过串行阻塞来保证事务的强一致性，但是会明显降低并发性能，它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决幻读问题。简言之，它是在每个读的数据行上加上共享锁。在这个级别，可能导致大量的超时现象和锁竞争。。

REPEATABLE_READ(可重复读) ： MySql的默认级别，它确保同一事务的多个实例在并发读取数据时，会看到同样的数据行。不过理论上，这会导致另一个棘手的问题：幻读 （Phantom Read）。简单的说，幻读指当用户读取某一范围的数据行时，另一个事务又在该范围内插入了新行，当用户再读取该范围的数据行时，会发现有新的“幻影” 行。InnoDB和Falcon存储引擎通过多版本并发控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）机制解决了该问题。InnoDB的间隙锁。

READ_COMMITTED(读提交)：这是大多数数据库系统的默认隔离级别（但不是MySQL默认的）。它满足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所做的改变。这种隔离级别 也支持所谓的不可重复读（Nonrepeatable Read），因为同一事务的其他实例在该实例处理其间可能会有新的commit，所以同一select可能返回不同结果。

MySQL为什么默认REPEATABLE_READ(可重复读)隔离级别？

https://www.cnblogs.com/rjzheng/p/10510174.html 这篇文章解释的很清楚。以下是文章内容

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！

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？

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！