MySQL为何使用可重复读(Repeatable Read)为默认隔离级别?

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 群里有小伙伴面试时,何使碰到面试官提了个很刁钻的问题:Mysql为何使用可重复读(Repeatable read)为默认隔离级别???

下面进入正题:

我们都知道事务的几种性质 :原子性、一致性、重复隔离性和持久性 (ACID)

为了维持一致性和隔离性,隔离一般使用加锁这种方式来处理,但是加锁相对带来的是并发处理能力的降低

而数据库是个高并发的应用,因此对于加锁的处理是事务的精髓.

下面我们来了解一下封锁协议,以及事务在数据库中做了什么

封锁协议(Locking Protocol)

MySQL的锁系统：shared lock 和 exclusive lock 即共享锁和排他锁，也叫读锁(S)和写锁(X),何使共享锁和排他锁都属于悲观锁。排他锁又可以可以分为行锁和表锁。重复

封锁协议(Locking Protocol): 在使用X锁或S锁对数据加锁时,隔离约定的一些规则.例如何时申请X或S锁,持续时间,何时释放锁等.

一级、二级、何使三级封锁协议

对封锁方式规定不同的重复规则，就形成了各种不同的隔离封锁协议,不同的封锁协议，为并发操作的何使正确性提供不同程度的保证

一级封锁协议

一级封锁协议定义：事务T在修改数据R之前必须先对其加X锁(排他锁)，直到事务结束才释放。重复事务结束包括正常结束(COMMIT)和非正常结束(ROLLBACK)。隔离

一级封锁协议可以防止丢失修改，亿华云并保证事务T是可恢复的。使用一级封锁协议可以解决丢失修改问题。

在一级封锁协议中，如果仅仅是读数据不对其进行修改，是不需要加锁的，它不能保证可重复读和不读“脏”数据。

二级封锁协议

二级封锁协议定义：一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁(共享锁)，读完后释放S锁。事务的加锁和解锁严格分为两个阶段，第一阶段加锁，第二阶段解锁。

加锁阶段: 在对任何数据进行读操作之前要申请并获得S锁(共享锁，其它事务可以继续加共享锁，但不能加排它锁)，在进行写操作之前要申请并获得X锁(排它锁，其它事务不能再获得任何锁)。加锁不成功，则事务进入等待状态，直到加锁成功才继续执行。 解锁阶段:当事务释放了一个封锁以后，事务进入解锁阶段，在该阶段只能进行解锁操作不能再进行加锁操作。

二级封锁协议除防止了丢失修改，还可以进一步防止读“脏”数据。但在二级封锁协议中，由于读完数据后释放S锁，所以它不能保证可重复读。网站模板

二级封锁的目的是保证并发调度的正确性。就是说，如果事务满足两段锁协议，那么事务的并发调度策略是串行性的。保证事务的并发调度是串行化(串行化很重要，尤其是在数据恢复和备份的时候)

三级封锁协议

三级封锁协议定义：一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁(共享锁)，直到事务结束才释放。在一级封锁协议(一级封锁协议：修改之前先加X锁，事务完成释放)的基础上加上S锁，事务结束后释放S锁

三级封锁协议除防止了丢失修改和不读“脏”数据外，还进一步防止了不可重复读。上述三级协议的主要区别在于什么操作需要申请封锁，以及何时释放。

事务四种隔离级别

在数据库操作中，为了有效保证并发读取数据的正确性，提出的事务隔离级别。上面提到的云服务器提供商封锁协议 ，也是为了构建这些隔离级别存在的。

隔离级别 脏读(Dirty Read) 不可重复读(NonRepeatable Read) 幻读(Phantom Read)

隔离级别 脏读（Dirty Read） 不可重复读（NonRepeatable Read） 幻读（Phantom Read） 未提交读（Read uncommitted） 可能 可能 可能 已提交读（Read committed） 不可能 可能 可能可重复读（Repeatable read）不可能 不可能 可能可串行化（Serializable ） 不可能 不可能 不可能

为什么是RR

一般的DBMS系统，默认都会使用读提交(Read-Comitted，RC)作为默认隔离级别，如Oracle、SQL Server等，而MySQL却使用可重复读(Read-Repeatable，RR)。要知道，越高的隔离级别，能解决的数据一致性问题越多，理论上性能的损耗更大，且并发性越低。隔离级别依次为: SERIALIZABLE > RR > RC > RU

我们可以通过以下语句设置和获取数据库的隔离级别:

查看系统的隔离级别:

mysql> select @@global.tx_isolation isolation; +-----------------+ | isolation       | +-----------------+ | REPEATABLE-READ | +-----------------+ 1 row in set, 1 warning (0.00 sec)

查看当前会话的 隔离级别:

mysql> select @@tx_isolation;

mysql> select @@tx_isolation; +----------------+ | @@tx_isolation | +----------------+ | READ-COMMITTED | +----------------+ 1 row in set, 1 warning (0.00 sec) 

设置会话的隔离级别，隔离级别由低到高设置依次为:

set session transacton isolation level read uncommitted; set session transacton isolation level read committed; set session transacton isolation level repeatable read; set session transacton isolation level serializable;

设置当前系统的隔离级别，隔离级别由低到高设置依次为:

set global transacton isolation level read uncommitted; set global transacton isolation level read committed; set global transacton isolation level repeatable read; set global transacton isolation level serializable;

可重复读(Repeated Read)：可重复读。基于锁机制并发控制的DBMS需要对选定对象的读锁(read locks)和写锁(write locks)一直保持到事务结束，但不要求“范围锁(range-locks)”，因此可能会发生“幻影读(phantom reads)” 在该事务级别下，保证同一个事务从开始到结束获取到的数据一致。是Mysql的默认事务级别。

下面我们先来思考2个问题

在读已提交(Read Commited)级别下，出现不可重复读问题怎么办?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 ,SqlServer 默认隔离级别就是RC，我们也没有更改过它的默认隔离级别.

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?

历史原因,早阶段Mysql(5.1版本之前)的Binlog类型Statement是默认格式，即依次记录系统接受的SQL请求;5.1及以后，MySQL提供了Row,Mixed,statement 3种Binlog格式, 当binlog为statement格式,使用RC隔离级别时,会出现BUG因此Mysql将可重复读(Repeatable Read)作为默认的隔离级别!

Binlog简介

Mysql binlog是二进制日志文件，用于记录mysql的数据更新或者潜在更新(比如DELETE语句执行删除而实际并没有符合条件的数据)，在mysql主从复制中就是依靠的binlog。可以通过语句“show binlog events in binlogfile”来查看binlog的具体事件类型。binlog记录的所有操作实际上都有对应的事件类型的

MySQL binlog的三种工作模式：Row(用到MySQL的特殊功能如存储过程、触发器、函数，又希望数据最大化一直则选择Row模式，我们公司选择的是row) 简介：日志中会记录每一行数据被修改的情况，然后在slave端对相同的数据进行修改。优点：能清楚的记录每一行数据修改的细节 缺点：数据量太大

Statement (默认)简介：每一条被修改数据的sql都会记录到master的bin-log中，slave在复制的时候sql进程会解析成和原来master端执行过的相同的sql再次执行。在主从同步中一般是不建议用statement模式的，因为会有些语句不支持，比如语句中包含UUID函数，以及LOAD DATA IN FILE语句等 优点：解决了 Row level下的缺点，不需要记录每一行的数据变化，减少bin-log日志量，节约磁盘IO，提高新能 缺点：容易出现主从复制不一致

Mixed(混合模式)简介：结合了Row level和Statement level的优点，同时binlog结构也更复杂。

我们可以简单理解为binlog是一个记录数据库更改的文件,主从复制时需要此文件,具体细节先略过

主从不一致实操

binlog为STATEMENT格式，且隔离级别为**读已提交(Read Commited)**时，有什么bug呢?测试表:

mysql> select * from test; +----+------+------+ | id | name | age  | +----+------+------+ |  1 | NULL | NULL | |  2 | NULL | NULL | |  3 | NULL | NULL | |  4 | NULL | NULL | |  5 | NULL | NULL | |  6 | NULL | NULL | +----+------+------+ 6 rows in set (0.00 sec)  Session1 Session2 mysql> set tx_isolation = read-committed;   Query OK, 0 rows affected, 1 warning (0.00 sec) mysql> set tx_isolation = read-committed; Query OK, 0 rows affected, 1 warning (0.00 sec)   begin;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) begin;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) delete from test where 1=1;   Query OK, 6 rows affected (0.00 sec)     insert into test values (null,name,100); Query OK, 1 row affected (0.00 sec)     commit; Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)   commit;   Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

Master此时输出

select * from test; +----+------+------+ | id | name | age  | +----+------+------+ |  7 | name |  100 | +----+------+------+ 1 row in set (0.00 sec)

但是，你在此时在从(slave)上执行该语句，得出输出

mysql> select * from test; Empty set (0.00 sec) 

在master上执行的顺序为先删后插!而此时binlog为STATEMENT格式，是基于事务记录，在事务未提交前，二进制日志先缓存，提交后再写入记录的,因此顺序为先插后删!slave同步的是binglog，因此从机执行的顺序和主机不一致!slave在插入后删除了所有数据.

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!

RU和Serializable

项目中不太使用**读未提交(Read UnCommitted)和串行化(Serializable)**两个隔离级别，原因:

读未提交(Read UnCommitted)

允许脏读，也就是可能读取到其他会话中未提交事务修改的数据 一个事务读到另一个事务未提交读数据

串行化(Serializable)

使用的悲观锁的理论，实现简单，数据更加安全，但是并发能力非常差。如果你的业务并发的特别少或者没有并发，同时又要求数据及时可靠的话，可以使用这种模式。一般是使用mysql自带分布式事务功能时才使用该隔离级别

RC和 RR

此时我们纠结的应该就只有一个问题了:隔离级别是用读已提交还是可重复读?

接下来对这两种级别进行对比的第一种情况:

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!

实现一个简单的间隙锁例子

select * from test where id <11 ; +----+------+------+ | id | name | age  | +----+------+------+ |  1 | NULL | NULL | |  2 | NULL | NULL | |  3 | NULL | NULL | |  4 | NULL | NULL | |  5 | NULL | NULL | |  6 | NULL | NULL | |  7 | name |   7  | +----+------+------+ 7 rows in set (0.00 sec)  session1 session2 mysql> set tx_isolation = repeatable-read;   Query OK, 0 rows affected, 1 warning (0.00 sec) mysql> set tx_isolation = repeatable-read; Query OK, 0 rows affected, 1 warning (0.00 sec)   Begin;   select * from test where id <11 for update;     insert into test values(null,name,9);   //被阻塞! commit;   Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)     Query OK, 1 row affected (12.23 sec) //锁释放后完成了操作

在RR隔离级别下，可以锁住(-∞，10] 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

锁表和锁行

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

select * from test; +----+------+------+ | id | name | age  | +----+------+------+ |  8 | name |   11 | |  9 | name |    9 | | 10 | name |   15 | | 11 | name |   15 | | 12 | name |   16 | +----+------+------+ 

锁表的例子:

session1 session2 Begin;   update test set age = age+1  where age = 15;   Rows matched: 2  Changed: 2  Warnings: 0     insert into test values(null,test,15); ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded;   Commit;

session2插入失败 查询 数据显示:

select * from test; +----+------+------+ | id | name | age  | +----+------+------+ |  8 | name |   11 | |  9 | name |    9 | | 10 | name |   16 | | 11 | name |   16 | | 12 | name |   16 | +----+------+------+ 

半一致性读(semi-consistent)特性

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,判断此版本是否满足where条件。若满足则重新发起一次读操作，此时会读取行的最新版本并加锁!

建议

在RC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

互联网项目请用：读已提交(Read Commited)这个隔离级别

总结

由于历史原因,老版本Mysql的binlog使用statement格式,不使用RR隔离级别会导致主从不一致的情况

目前(5.1版本之后)我们使用row格式的binlog 配合RC隔离级别可以实现更好的并发性能.