mysql事务在提交后才发送给数据库执行_mysql事务隔离级别

１，mysql的主从复制

主从复制概念：是指数据可以从一个mysql数据库服务器主节点复制到一个或者多个从节点．mysql默认采用异步复制的方式．

主从复制的主要用途：１)读写分离：在实际开发中，如果遇见某sql语句需要锁表，导致暂时不能使用读服务，这样会影响现有业务，这种情况下使用主从复制，让主数据库负责写，从数据库负责读，这样可以保证业务正常运作　２)数据实时备份：当系统中某个节点发生故障时，可以方便的故障切换　３)高可用HA  ４)架构扩展：随着系统业务访问量增大，单机部署数据库可能会有I/O访问频率过高问题．有了主从复制，增加多个数据存储节点，将敷在分布在多个从节点上，降低单机磁盘I/O访问频率，提高单机的I/O性能

mysql主从形式：　１)一主一从　２)一主多从　３)多主一从(将多个数据库备份到一台存储性能比较好的服务器上)　４)双主复制　５)级联复制：级联复制模式下，部分slave的数据同步不连接主节点，而是连接从节点。因为如果主节点有太多的从节点，就会 损耗一部分性能用于replication，那么我们可以让3~5个从节点连接主节点，其它从节点作为二级或者三级与从节点连接，这样不仅可以缓解主节点 的压力，并且对数据一致性没有负面影响

mysql主从复制原理：涉及三个线程，一个运行在主节点(log dump thread),其余两个(I/O thread,SQL thread)运行在从节点

log dump thread:当从节点连接主节点时，主节点会创建一个log gump线程，用于发送bin-log的内容．在读取bin-log中的操作时，log-dump thread会对主节点上的bin-log加锁，当读取完成，甚至在发送给从节点之前，锁会被释放．

I/O thread:当从节点上执行 "start slave"命令后，从节点会创建一个I/O线程用来连接主节点，请求主库中更新的bin-log。I/O线程接收到主节点binlog dump 进程发来的更新之后，保存在本地relay-log中。

SQL thread：SQL线程负责读取relay log中的内容，解析成具体的操作并执行，最终保证主从数据的一致性

当主节点有多个从节点时，主节点会为每一个当前连接的从节点建一个binary log dump 进程，而每个从节点都有自己的I/O进程，SQL进程。从节点用两个线程将从主库拉取更新和执行分成独立的任务，这样在执行同步数据任务的时候，不会降低 读操作的性能。比如，如果从节点没有运行，此时I/O进程可以很快从主节点获取更新，尽管SQL进程还没有执行。如果在SQL进程执行之前从节点服务停 止，至少I/O进程已经从主节点拉取到了最新的变更并且保存在本地relay日志中，当服务再次起来之后，就可以完成数据的同步

复制的基本过程如下：

从节点上的I/O 进程连接主节点，并请求从指定日志文件的指定位置(或者从最开始的日志)之后的日志内容；主 节点接收到来自从节点的I/O请求后，通过负责复制的I/O进程根据请求信息读取指定日志指定位置之后的日志信息，返回给从节点。返回信息中除了日志所包 含的信息之外，还包括本次返回的信息的bin-log file 的以及bin-log position；从节点的I/O进程接收到内容后，将接收到的日志内容更新到本机的relay log中，并将读取到的binary log文件名和位置保存到master-info 文件中，以便在下一次读取的时候能够清楚的告诉Master“我需要从某个bin-log 的哪个位置开始往后的日志内容，请发给我”；Slave 的 SQL线程检测到relay-log 中新增加了内容后，会将relay-log的内容解析成在祝节点上实际执行过的操作，并在本数据库中执行。

mysql主从复制模式：MySQL 主从复制默认是异步的模式。MySQL增删改操作会全部记录在binary log中，当slave节点连接master时，会主动从master处获取最新的bin log文件。并把bin log中的sql relay

１)异步模式：这种模式下，主节点不会主动push bin log到从节点，这样有可能导致failover的情况下，也许从节点没有即时地将最新的bin log同步到本地。

２)半同步模式：这种模式下主节点只需要接收到其中一台从节点的返回信息，就会commit；否则需要等待直到超时时间然后切换 成异步模式再提交；这样做的目的可以使主从数据库的数据延迟缩小，可以提高数据安全性，确保了事务提交后，binlog至少传输到了一个从节点上，不能保 证从节点将此事务更新到db中。性能上会有一定的降低，响应时间会变长

３)全同步模式：全同步模式是指主节点和从节点全部执行了commit并确认才会向客户端返回成功

bin-log记录格式：MySQL 主从复制有三种方式：基于SQL语句的复制(statement-based replication，SBR)，基于行的复制(row-based replication，RBR)，混合模式复制(mixed-based replication,MBR)。对应的binlog文件的格式也有三种：STATEMENT,ROW,MIXED　I：Statement-base Replication (SBR)就是记录sql语句在bin log中，Mysql 5.1.4 及之前的版本都是使用的这种复制格式。优点是只需要记录会修改数据的sql语句到binlog中，减少了binlog日质量，节约I/O，提高性能。缺点 是在某些情况下，会导致主从节点中数据不一致(比如sleep(),now()等)　II：Row-based Relication(RBR)是mysql master将SQL语句分解为基于Row更改的语句并记录在bin log中，也就是只记录哪条数据被修改了，修改成什么样。优点是不会出现某些特定情况下的存储过程、或者函数、或者trigger的调用或者触发无法被正 确复制的问题。缺点是会产生大量的日志，尤其是修改table的时候会让日志暴增,同时增加bin log同步时间。也不能通过bin log解析获取执行过的sql语句，只能看到发生的data变更。III：Mixed-format Replication(MBR)，MySQL NDB cluster 7.3 和7.4 使用的MBR。是以上两种模式的混合，对于一般的复制使用STATEMENT模式保存到binlog，对于STATEMENT模式无法复制的操作则使用 ROW模式来保存，MySQL会根据执行的SQL语句选择日志保存方式。

GTID复制模式：１)在传统的复制里面，当发生故障，需要主从切换，需要找到binlog和pos点，然后将主节点指向新的主节点，相对来说比较麻烦，也容易出错。在 MySQL 5.6里面，不用再找binlog和pos点，我们只需要知道主节点的ip，端口，以及账号密码就行，因为复制是自动的，MySQL会通过内部机制 GTID自动找点同步。２)多线程复制(基于库)，在MySQL 5.6以前的版本，slave的复制是单线程的。一个事件一个事件的读取应用。而master是并发写入的，所以延时是避免不了的。唯一有效的方法是把多 个库放在多台slave，这样又有点浪费服务器。在MySQL 5.6里面，我们可以把多个表放在多个库，这样就可以使用多线程复制。

基于GTID复制实现的工作原理：主节点更新数据时，会在事务前产生GTID，一起记录到binlog日志中。从节点的I/O线程将变更的bin log，写入到本地的relay log中。SQL线程从relay log中获取GTID，然后对比本地binlog是否有记录(所以MySQL从节点必须要开启binary log)。如果有记录，说明该GTID的事务已经执行，从节点会忽略。如果没有记录，从节点就会从relay log中执行该GTID的事务，并记录到bin log。在解析过程中会判断是否有主键，如果没有就用二级索引，如果有就用全部扫描。

2，mysql四种事务隔离级别

１)未提交读：允许脏读，即可能读到其他会话中未提交事务修改的数据

２)提交读：oracle等多数数据库默认级别，该级别存在不可重复读和幻读问题

３)可重复读：mysql默认隔离级别，该级别消除了不可重复读，但还是存在幻读

４)每次读都需要获得表级共享锁，读写会相互阻塞

脏读：脏读就是指当一个事务正在访问数据，并且对数据进行了修改，而这种修改还没有提交到数据库中，这时，另外一个事务也访问这个数据，然后使用了这个数据

不可重复读：一个事务内，多次读同一个数据，在这个事务还没有结束时，另外一个事务也访问该同一数据，那么，在第一个事务中的两次读数据之间，由于第二个事务的修改，导致第一个事务前后读到的数据可能不一样．这样一个事务内两次读到的数据不一样，因此称为不可重复读

幻读：第一个事务对一个表中的数据进行修改，这种修改设计表中的全部数据行．同时，第二个事务也修改这个表中数据，这种修改是向表中插入一行新数据，那么，对于第一个事务而言就会发现表中还有没有修改的数据行，这种情况称为幻读．当隔离级别是可重复读，且禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog的情况下，在搜索和扫描index的时候使用的next-key locks可以避免幻读。

四种级别逐渐增加，事务级别越高，性能越差．大多数互联网项目中用的提交读这个隔离级别

然后，mysql为什么选择可重复读作为默认级别而不是像oracle和sqlServer选择读已提交？？？

mysql的主从复制是基于binlog复制的．binlog有三中格式：１)statement  记录修改的sql语句　２)row　记录的是每行实际数据的变更　３)mixed  statement和 row 模式的混合　　　mysql5.0版本以前，binlog只支持statement格式，这种格式在提交读隔离级别下主从复制存在bug,因此mysql将可重复读作为默认隔离级别．

然后，当binlog为statement格式，隔离级别为提交读时，有什么bug呢？假设在主机上执行如下事务

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 = 'red';

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！