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、SQLServer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,理论上性能损耗更大,可并发性越低。隔离级别依次为>:串行化 > RR > RC >读未提交
在SQL标准中,前三种隔离级别分别解决了幻象读、不可重复读和脏读的问题。那么,为什么MySQL使用可重复读作为默认隔离级别呢? 这个是有历史原因的,要从主从复制开始讲起了! 1.主从复制,是基于什么复制的? 是基于binlog复制的 2.binlog有几种格式? 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:
此时在主库中查询:
select * from t;
输出结果:
+---+---+
| c1 |c2
+---+---+
| 2 | 2
+---+---+
1 row in set
从库中查询:
select * from t;
输出结果:
Empty set
这里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!
先说结论: 对于之前没有row格式的binlog的情况下,如果隔离级别是rc,有可能导致主从数据不一样。
例子: 隔离级别为rc,binlog格式为statement select * from a; b — 1 2 3 4 5
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
此时的数据是不一样的。
原因: (1)在rc隔离级别下,事务没有gap lock锁,因此可以在小于等于5的范围内插入一条新记录。 (2)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。(虽然master上是先删除数据后插入数据),逻辑上产生了不一致。
如何解决: 只需要解决上述问题中的一个就能保证数据的同步了。 (1)可以使用rr隔离级别; (2)使用row格式的binlog;
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