MVCC并发控制的实现原理

事务的隔离级别

传统隔离级别

其实是用于2PL而定义的。RU，会产生读脏、不可重复读、幻读。RC则不会读脏，RR不会读脏、可重复读。
可串行化则全部解决。读脏是指读到其他事务未提交的数据，其实是因为RU在实现时读行不加锁，修改才加锁，如果对同个行进行访问，那么其他事务就算加了锁，依旧能够读该行，导致出现读脏；不可重复读就更容易解释了，因为修改后第二次读取发现数据不一致，幻读则是由于行的插入和删除导致事务执行相同的select读取到的结果集不一样；然后是读已提交，它多加了读锁的实现，两阶段锁第一阶段只加锁，第二阶段释放锁，但是读已提交能够在收缩阶段加读锁；那么就意味着待其他事务提交后，再次读同个行会出现不一致的数据，这就是不可重复读。
可重复读，则在收缩阶段只能释放锁，保证了不会出现上述情况，但是依旧不能解决插入操作导致的幻读，需要多加一个index lock的实现才能解决，gap lock，也就是实现可串行化

快照隔离级别

快照隔离级别是多版本并发控制中引入的一种隔离级别。实际上MVCC只能实现读已提交，可重复读，而可串行化的实现需要引入乐观并发控制OCC或者2PL（悲观）来实现。
MVCC实现:
MVCC在不同的存储引擎中实现也不同，传统TP数据库如pgsql,mysql的out-of-memory实现中，采用读视图read view加上物理上存储数据的不同版本（pgsql append在原表中，mysql append在undo log中），事务的时间戳采用逻辑时间戳，时间戳大代表创建的时间晚；
读视图存在于每一个事务中，新建时事务创建一个事务，该事务会创建当前数据库事务快照集，通过这个快照集我们能确定哪些事务在该事务创建时是仍活跃的（未提交，因此我们在读取时不能读取到该事务创建的新版本数据）；

快照读

通过read view来遍历数据的所有版本，找到能读取的版本，能解决读脏，不可重复读和幻读问题，同时读事务和写事务并不冲突（无需上锁），能解决读写冲突，但是不能解决写写冲突：假设事务A先更新了数据x，进行了提交，事务B早于事务A创建，很明显读不到事务A的新创建的版本，而是基于旧版本更新了数据x，这样一来把事务A的更新给覆盖了，也就是lost update。对于这种读称为快照读

当前读

为了保证在更新时能读取到最新的数据版本，我们就需要保证该数据此时不被其他事务所更改，因此就需要引入2pl。这样一来对同一数据的更新就可以实现冲突可串行化，保证顺序对数据进行读取后更新。

MVCC中的写偏序（write skew)

在前面，我们解决lost update，也就是对同一数据更新时如何保证冲突可串行化。但是还有一种情况，在MVCC中更新的是不同的数据，但是却也出现了更新错误，也就是写偏序。
写偏序是指MVCC的读写循环依赖。如下例子，事务A读取了事务B接下来要更新的元组B，事务B也读取了事务A接下来要更新的元组A，出现了两个读写依赖，造成了事务的循环依赖：

因为MVCC的实现中，读（select)不加锁，在进行读取时能够读取到旧版本，有一种业务场景需要我们先判断某个条件再去更新其他数据。事务A中，我们发现数据tupleB符合条件后对其他数据tupleA进行加锁然后更新，但是在更新时却有其他事务B来更新这个条件（tupleB)，那么就会出现逻辑错误。因此，我们引入了select的当前读机制。
在mysql的当前读机制中，select语句也可以加共享锁或排他锁，只需在语句最后加for update或for share即可。这样一来就可以保证写偏序的解决，这也就是可串行化的快照隔离级别。

实际上MVCC的实现非常灵活，没有标准。
sql-server的快照隔离