互联网项目中mysql推荐(读已提交RC)的事务隔离级别

时间:2022-05-05 07:11:43

【原创】互联网项目中mysql应该选什么事务隔离级别

Mysql为什么不和Oracle一样使用RC,而用RR

使用RC的原因

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

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

互联网项目中mysql推荐(读已提交RC)的事务隔离级别

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!

Mysql5.0前 slave与master执行顺序不一致解决方案

(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!

互联网项目推荐将隔离级别设为读已提交(Read Commited)的原因

对比RR级别。

测试表结构如下:

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 |
+----+-------+

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!

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:

互联网项目中mysql推荐(读已提交RC)的事务隔离级别

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:

互联网项目中mysql推荐(读已提交RC)的事务隔离级别

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:

互联网项目中mysql推荐(读已提交RC)的事务隔离级别

ps:锁表其实是锁行+Gap锁

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!

RC下的binlog格式(仅记录)

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!当然RR也是。

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