1.mysql的主从复制
- 主服务器上面的任何操作都会通过自己的 I/O tread(I/O 线程)保存在二进制日志 Binary log 里面。
- 从服务器上面也启动一个 I/O thread，通过配置好的用户名和密码, 连接到主服务器上面请求读取二进制日志，然后把读取到的二进制日志写到本地的一个Realy log（中继日志）里面。
- 从服务器上面同时开启一个 SQL thread 定时检查 Realy log(这个文件也是二进制的)，如果发现有更新立即把更新的内容在本机的数据库上面执行一遍。
具体复制过程参考: MySQL主从复制原理
2.当mysql隔离级别为“读提交”时
在Master库上，首先通过命令，查询一下默认隔离级别
show variables like 'transaction_isolation';
设置session隔离级别为“读提交”
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;
在读提交的隔离级别下开启两个会话：按上面的顺序执行命令。
最后在Master主库上有一条记录，而在Slave从库上没有数据。
这样，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！
在mysql5.1以前mysql的逻辑操作日志binlog默认的是statement模式，用于恢复和复制。主从复制的binlog的采用的是statement方式。主库就是将每次数据库的sql修改(增删改)在提交前以二进制编码的形式保存到日志文件中。从库定时从主库的日志文件复制到本地日志，从库根据本地日志(继中日志)的变化执行sql语句。
3.当mysql默认隔离级别为可重复读时
开启两个会话，左边为session1，右边为session2，按数字所示顺序执行
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Session1执行delete语句时，会锁住间隙。那么，Ssession2执行插入语句就会阻塞住，无法继续执行。只有到session1 提交(commit)了之后。才能执行。实现了写入binlog的语句串行化。解决了主从不一致的问题。
当然，还有就是可以将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！
关于日志相关问题，请参考《MySQL三大日志》
4.为什么MySQL要用可重复读作为默认隔离级别
MySQL使用可重复读来作为默认隔离级别的主要原因是语句级的Binlog。可重复读能提供SQL语句的写可串行化，保证了主从一致。
5.为什么在互联网项目为什么将隔离级别设为读已提交
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)！
假设我们有这么一张表
+----+-------+
| id | color |
+----+-------+
| 1 | red |
| 2 | white |
| 5 | red |
| 7 | white |
+----+-------+
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
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 = '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
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，引入半一致性读(semi-consistent)特性增加了update操作的性能
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';
session2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。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。
6.总结
-
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和Postgressql的默认隔离级别就是RC，你们改过他们的默认隔离级别么？ -
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！