semi-consistent read是什么
简单来说，semi-consistent read是read committed与consistent read两者的结合。一个update语句(semi-consistent read只针对update)，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)。
（对于update scan返回的不满足条件的记录，会提前放锁）
使用限制
1、semi-consistent read只会发生在read committed隔离级别下
2、或者是参数innodb_locks_unsafe_for_binlog被设置为true。
优缺点
优点
1、减少了更新同一行记录时的冲突，减少锁等待。无并发冲突，读记录最新版本并加锁；有并发冲突，读事务最新的commit版本，不加锁，无需锁等待。
2、可以提前放锁，进一步减少并发冲突概率。对于不满足update更新条件的记录，可以提前放锁，减少并发冲突的概率。
3、在理解了semi-consistent read原理及实现方案的基础上，可以酌情考虑使用semi-consistent read，提高系统的并发性能。
缺点
1、非冲突串行化策略，因此对于binlog来说，是不安全的
为什么对于binlog来说是不安全的
这里又要提到上面所说的使用限制：RC级别下或者innodb_locks_unsafe_for_binlog为true。
如果innodb_locks_unsafe_for_binlog=true，就相当于禁止了gap锁。
粗略的可以理解为从RR降为RC隔离级别，毕竟RR与RC最大的不同在于gap锁（防止幻读）。
那就会出现以下问题：
session 1：
begin;
delete from a where b<=5;
session 2:
begin;
insert into a select 3;
commit;
session 1:
commit;
主库：
select * from a;
| b |
|---|
| 3 |
从库：
select * from a;
empty set
分析如下：
因为rc下没有gap锁，所以在session1把b<=5的记录加上X锁时，session2加了一条3的记录，而3没有被加锁也没有被选中，然后session2提交后，session1把3插入之前就选中的数据删除，所以主库有一条记录，而从库是根据binlog做数据同步的，binlog为statement记录的是master上产生的sql语句，按提交顺序记录的，因此binlog中记录的是先插入数据，后删除数据，所以产生了数据的不一致，因此semi-consistent read不建议使用。