原創文章，同步發自作者個人博客，http://www.jasongj.com/sql/mvcc/
PostgreSQL針對ACID的實現機制
事務的實現原理可以解讀為RDBMS采取何種技術確保事務的ACID特性。PostgreSQL針對ACID的實現技術如下表所示。
| ACID | 實現技術 |
|---|---|
| 原子性（Atomicity） | MVCC |
| 一致性（Consistency） | 約束（主鍵、外鍵等） |
| 隔離性 | MVCC |
| 持久性 | WAL |
從上表可以看到，PostgreSQL主要使用MVCC和WAL兩項技術實現ACID特性。實際上，MVCC和WAL這兩項技術都比較成熟，主流關系型數據庫中都有相應的實現，但每個數據庫中具體的實現方式往往存在較大的差異。本文將介紹PostgreSQL中的MVCC實現原理。
PostgreSQL中的MVCC原理
事務ID
在PostgreSQL中，每個事務都有一個唯一的事務ID，被稱為XID。注意：除了被BEGIN - COMMIT/ROLLBACK包裹的一組語句會被當作一個事務對待外，不顯示指定BEGIN - COMMIT/ROLLBACK的單條語句也是一個事務。
數據庫中的事務ID遞增。可通過txid_current()函數獲取當前事務的ID。
隱藏多版本標記字段
PostgreSQL中，對於每一行數據（稱為一個tuple），包含有4個隱藏字段。這四個字段是隱藏的，但可直接訪問。
- xmin 在創建（insert）記錄（tuple）時，記錄此值為插入tuple的事務ID
- xmax 默認值為0.在刪除tuple時，記錄此值
- cmin和cmax 標識在同一個事務中多個語句命令的序列值，從0開始，用於同一個事務中實現版本可見性判斷
下面通過實驗具體看看這些標記如何工作。在此之前，先創建測試表
CREATE TABLE test
(
id INTEGER,
value TEXT
);
開啟一個事務，查詢當前事務ID（值為3277），並插入一條數據，xmin為3277，與當前事務ID相等。符合上文所述——插入tuple時記錄xmin，記錄未被刪除時xmax為0
postgres=> BEGIN;
BEGIN
postgres=> SELECT TXID_CURRENT();
txid_current
--------------
3277
(1 row)
postgres=> INSERT INTO test VALUES(1, 'a');
INSERT 0 1
postgres=> SELECT *, xmin, xmax, cmin, cmax FROM test;
id | value | xmin | xmax | cmin | cmax
----+-------+------+------+------+------
1 | a | 3277 | 0 | 0 | 0
(1 row)
繼續通過一條語句插入2條記錄，xmin仍然為當前事務ID，即3277，xmax仍然為0，同時cmin和cmax為1，符合上文所述cmin/cmax在事務內隨着所執行的語句遞增。雖然此步驟插入了兩條數據，但因為是在同一條語句中插入，故其cmin/cmax都為1，在上一條語句的基礎上加一。
INSERT INTO test VALUES(2, 'b'), (3, 'c');
INSERT 0 2
postgres=> SELECT *, xmin, xmax, cmin, cmax FROM test;
id | value | xmin | xmax | cmin | cmax
----+-------+------+------+------+------
1 | a | 3277 | 0 | 0 | 0
2 | b | 3277 | 0 | 1 | 1
3 | c | 3277 | 0 | 1 | 1
(3 rows)
將id為1的記錄的value字段更新為'd'，其xmin和xmax均未變，而cmin和cmax變為2，在上一條語句的基礎之上增加一。此時提交事務。
UPDATE test SET value = 'd' WHERE id = 1;
UPDATE 1
postgres=> SELECT *, xmin, xmax, cmin, cmax FROM test;
id | value | xmin | xmax | cmin | cmax
----+-------+------+------+------+------
2 | b | 3277 | 0 | 1 | 1
3 | c | 3277 | 0 | 1 | 1
1 | d | 3277 | 0 | 2 | 2
(3 rows)
postgres=> COMMIT;
COMMIT
開啟一個新事務，通過2條語句分別插入2條id為4和5的tuple。
BEGIN;
BEGIN
postgres=> INSERT INTO test VALUES (4, 'x');
INSERT 0 1
postgres=> INSERT INTO test VALUES (5, 'y');
INSERT 0 1
postgres=> SELECT *, xmin, xmax, cmin, cmax FROM test;
id | value | xmin | xmax | cmin | cmax
----+-------+------+------+------+------
2 | b | 3277 | 0 | 1 | 1
3 | c | 3277 | 0 | 1 | 1
1 | d | 3277 | 0 | 2 | 2
4 | x | 3278 | 0 | 0 | 0
5 | y | 3278 | 0 | 1 | 1
(5 rows)
此時，將id為2的tuple的value更新為'e'，其對應的cmin/cmax被設置為2，且其xmin被設置為當前事務ID，即3278
UPDATE test SET value = 'e' WHERE id = 2;
UPDATE 1
postgres=> SELECT *, xmin, xmax, cmin, cmax FROM test;
id | value | xmin | xmax | cmin | cmax
----+-------+------+------+------+------
3 | c | 3277 | 0 | 1 | 1
1 | d | 3277 | 0 | 2 | 2
4 | x | 3278 | 0 | 0 | 0
5 | y | 3278 | 0 | 1 | 1
2 | e | 3278 | 0 | 2 | 2
在另外一個窗口中開啟一個事務，可以發現id為2的tuple，xin仍然為3277，但其xmax被設置為3278，而cmin和cmax均為2。符合上文所述——若tuple被刪除，則xmax被設置為刪除tuple的事務的ID。
BEGIN;
BEGIN
postgres=> SELECT *, xmin, xmax, cmin, cmax FROM test;
id | value | xmin | xmax | cmin | cmax
----+-------+------+------+------+------
2 | b | 3277 | 3278 | 2 | 2
3 | c | 3277 | 0 | 1 | 1
1 | d | 3277 | 0 | 2 | 2
(3 rows)
這里有幾點要注意
- 新舊窗口中id為2的tuple對應的value和xmin、xmax、cmin/cmax均不相同，實際上它們是該tuple的2個不同版本
- 在舊窗口中，更新之前，數據的順序是2，3，1，4，5，更新后變為3，1，4，5，2。因為在PostgreSQL中更新實際上是將舊tuple標記為刪除，並插入更新后的新數據，所以更新后id為2的tuple從原來最前面變成了最后面
- 在新窗口中，id為2的tuple仍然如舊窗口中更新之前一樣，排在最前面。這是因為舊窗口中的事務未提交，更新對新窗口不可見，新窗口看到的仍然是舊版本的數據
提交舊窗口中的事務后，新舊窗口中看到數據完全一致——id為2的tuple排在了最后，xmin變為3278，xmax為0，cmin/cmax為2。前文定義中，xmin是tuple創建時的事務ID，並沒有提及更新的事務ID，但因為PostgreSQL的更新操作並非真正更新數據，而是將舊數據標記為刪除，並插入新數據，所以“更新的事務ID”也就是“創建記錄的事務ID”。
SELECT *, xmin, xmax, cmin, cmax FROM test;
id | value | xmin | xmax | cmin | cmax
----+-------+------+------+------+------
3 | c | 3277 | 0 | 1 | 1
1 | d | 3277 | 0 | 2 | 2
4 | x | 3278 | 0 | 0 | 0
5 | y | 3278 | 0 | 1 | 1
2 | e | 3278 | 0 | 2 | 2
(5 rows)
MVCC保證原子性
原子性（Atomicity）指得是一個事務是一個不可分割的工作單位，事務中包括的所有操作要么都做，要么都不做。
對於插入操作，PostgreSQL會將當前事務ID存於xmin中。對於刪除操作，其事務ID會存於xmax中。對於更新操作，PostgreSQL會將當前事務ID存於舊數據的xmax中，並存於新數據的xin中。換句話說，事務對增、刪和改所操作的數據上都留有其事務ID，可以很方便的提交該批操作或者完全撤銷操作，從而實現了事務的原子性。
MVCC保證事物的隔離性
隔離性（Isolation）指一個事務的執行不能被其他事務干擾。即一個事務內部的操作及使用的數據對並發的其他事務是隔離的，並發執行的各個事務之間不能互相干擾。
標准SQL的事務隔離級別分為如下四個級別
| 隔離級別 | 臟讀 | 不可重復讀 | 幻讀 |
|---|---|---|---|
| 未提交讀（read uncommitted） | 可能 | 可能 | 可能 |
| 提交讀（read committed） | 不可能 | 可能 | 可能 |
| 可重復讀（repeatable read） | 不可能 | 不可能 | 可能 |
| 串行讀（serializable） | 不可能 | 不可能 | 不可能 |
從上表中可以看出，從未提交讀到串行讀，要求越來越嚴格。
注意，SQL標准規定，具體數據庫實現時，對於標准規定不允許發生的，絕不可發生；對於可能發生的，並要不求一定能發生。換句話說，具體數據庫實現時，對應的隔離級別只可更嚴格，不可更寬松。
事實中，PostgreSQL可實現了三種隔離級別——未提交讀和提交讀實際上都被實現為提交讀。
下面將討論提交讀和可重復讀的實現方式
MVCC提交讀
提交讀只可讀取其它已提交事務的結果。PostgreSQL中通過pg_clog來記錄哪些事務已經被提交，哪些未被提交。具體實現方式將在下一篇文章《SQL優化（七） WAL PostgreSQL實現事務和高並發的重要技術》中講述。
MVCC可重復讀
相對於提交讀，重復讀要求在同一事務中，前后兩次帶條件查詢所得到的結果集相同。實際中，PostgreSQL的實現更嚴格，不緊要求可重復讀，還不允許出現幻讀。它是通過只讀取在當前事務開啟之前已經提交的數據實現的。結合上文的四個隱藏系統字段來講，PostgreSQL的可重復讀是通過只讀取xmin小於當前事務ID且已提交的事務的結果來實現的。
PostgreSQL中的MVCC優勢
- 使用MVCC，讀操作不會阻塞寫，寫操作也不會阻塞讀，提高了並發訪問下的性能
- 事務的回滾可立即完成，無論事務進行了多少操作
- 數據可以進行大量更新，不段像MySQL和Innodb引擎和Oracle那樣需要保證回滾段不會被耗盡
PostgreSQL中的MVCC缺點
事務ID個數有限制
事務ID由32位數保存，而事務ID遞增，當事務ID用完時，會出現wraparound問題。
PostgreSQL通過VACUUM機制來解決該問題。對於事務ID，PostgreSQL有三個事務ID有特殊意義：
- 0代表invalid事務號
- 1代表bootstrap事務號
- 2代表frozon事務。frozon transaction id比任何事務都要老
可用的有效最小事務ID為3。VACUUM時將所有已提交的事務ID均設置為2，即frozon。之后所有的事務都比frozon事務新，因此VACUUM之前的所有已提交的數據都對之后的事務可見。PostgreSQL通過這種方式實現了事務ID的循環利用。
大量過期數據占用磁盤並降低查詢性能
由於上文提到的，PostgreSQL更新數據並非真正更改記錄值，而是通過將舊數據標記為刪除，再插入新的數據來實現。對於更新或刪除頻繁的表，會累積大量過期數據，占用大量磁盤，並且由於需要掃描更多數據，使得查詢性能降低。
PostgreSQL解決該問題的方式也是VACUUM機制。從釋放磁盤的角度，VACUUM分為兩種
- VACUUM 該操作並不要求獲得排它鎖，因此它可以和其它的讀寫表操作並行進行。同時它只是簡單的將dead tuple對應的磁盤空間標記為可用狀態，新的數據可以重用這部分磁盤空間。但是這部分磁盤並不會被真正釋放，也即不會被交還給操作系統，因此不能被系統中其它程序所使用，並且可能會產生磁盤碎片。
- VACUUM FULL 需要獲得排它鎖，它通過“標記-復制”的方式將所有有效數據（非dead tuple）復制到新的磁盤文件中，並將原數據文件全部刪除，並將未使用的磁盤空間還給操作系統，因此系統中其它進程可使用該空間，並且不會因此產生磁盤碎片。