快手二面 MySQL的RC和RR有什么区别？

底层实现

RC（read commit）底层实现：MVCC版本管理
RR（repeat read) 底层实现：MVCC版本管理和间隙锁

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MVCC实现上的区别

事务开始时生成一个快照，有一个版本号（事务ID，transaction id）
修改时基于当前读（读取最新的数据）把修改后的数据和版本号追加到undo-log里
RC级别下：每一个语句执行前都会重新算出一个新的视图（版本号变成新的）| 查询只承认在语句启动前就已经提交完成的数据
>= 当前版本号且已经提交的事务版本号，如果没有，就不变
RR级别下：只有在事务开始时才生成快照 | 查询只承认在事务启动前就已经提交完成的数据
查询时基于快照读，在undo-log里从后往前查询，查询第一个 <= 当前事务版本号的数据，这样可以保证就读不到其它数据未提交的数据，解决了脏读
RC级别下：因为每次读都会生成新的快照（版本号），所以下次查询时的版本号不一样，读取到的数据可能不一样，可能存在不可重复读问题
RR级别下：每次读的版本号是一样的，所以每次读的数据都是一样的，是可重复读的

RR独有的间隙锁

RR隔离级别下使用了间隙锁来应对幻读的问题

什么是间隙锁？更新时不但锁住某一行的数据，也锁住他的间隙，比如范围查询，不但锁住范围内的行，把这个范围也锁住，这个时候不允许在这个区间插入数据，可以一定程度避免幻读

为什么说是一定程度：因为只有在修改时才加锁，事务1当第一次查询到某个范围，得到结果集1，事务2这个时候在这个范围集里面插入了新数据，并且提交了事务释放锁，事务1第二次查询（当前读）就发现结果集多了事务2插入的新数据，基于此结果集的更新（因为是当前读）就会多出一些数据。
间隙锁加锁规则：
原则 1：加锁的基本单位是 next-key lock。next-key lock 是前开后闭区间。
原则 2：查找过程中访问到的对象才会加锁。
优化 1：索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，next-key lock 退化为行锁。因为唯一索引只能存在一行数据，不需要使用间隙锁
优化 2：索引上的等值查询，向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候，next-key lock 退化为间隙锁。
一个 bug：唯一索引上的范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止。

MySQL为什么选择RR为默认隔离级别

主要原因是因为：RC级别下不能保证binlog记录顺序，主从同步时会有问题。

MySQL在主从复制的过程中，数据的同步是通过bin log进行的，简单理解就是主服务器把数据变更记录到bin log中，然后再把bin log同步传输给从服务器，从服务器接收到bin log之后，再把其中的数据恢复到自己的数据库存储中。

例如，有一个数据库表t1，表中有如下两条记录：

CREATE TABLE `t1` (
  `a` int(11) DEFAULT NULL,
  `b` int(11) DEFAULT NULL,
  KEY `a` (`a`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=latin1;

insert into t1 values(10,2),(20,1);

接着开始执行两个事务的写操作：