PostgreSQL 的 MVCC 机制解析

导语

PostgreSQL是经过MVCC(Multi-Version Concurrency Control)来保证事务的原子性和隔离性，具体MVCC机制是怎样实现的，下面举些示例来作个简单解析以加深理解。

前提

表中隐藏的系统字段

PostgreSQL的每一个表中都有些系统隐藏字段，包括：

• oid: 对象标识符，生成的值是全局惟一的，表、索引、视图都带有oid，若是须要在用户建立的表中使用oid字段，须要显示指定“with oids”选项。
• ctid: 每条记录（称为一个tuple）在表中的物理位置标识。
• xmin: 建立一条记录（tuple）时，记录此值为当前事务ID。
• xmax: 建立tuple时，默认为0，删除tuple时，记录此值为当前事务ID。
• cmin/cmax: 标识在同一个事务中多个语句命令的序列值，从0开始，用于同一个事务中实现版本可见性判断

MVCC机制

MVCC机制经过这些隐藏的标记字段来协同实现，下面举几个示例来解释MVCC是如何实现的

//seesion1:

建立表，显示指定oid字段：
testdb=# create table t1(id int) with oids;
CREATE TABLE

插入几条记录
testdb=# insert into t1 values(1);
INSERT 17569 1
testdb=# insert into t1 values(2);
INSERT 17570 1
testdb=# insert into t1 values(3);
INSERT 17571 1

查询当前表中的tuple信息，xmin为建立tuple时的事务ID，xmax默认为0

testdb=# select ctid, xmin, xmax, cmin, cmax, oid, id from t1;
 ctid  |   xmin   | xmax | cmin | cmax |  oid  | id
-------+----------+------+------+------+-------+----
 (0,1) | 80853357 |    0 |    0 |    0 | 17569 |  1
 (0,2) | 80853358 |    0 |    0 |    0 | 17570 |  2
 (0,3) | 80853359 |    0 |    0 |    0 | 17571 |  3
(3 rows)

接下来，咱们更新某个tuple的字段，将tuple中id值为1更新为4，看看会发生什么

testdb=# begin;
BEGIN
testdb=# select txid_current();
 txid_current
--------------
     80853360
(1 row)

testdb=# update t1 set id = 4 where id = 1;
UPDATE 1

查看tuple详细信息

testdb=# select ctid, xmin, xmax, cmin, cmax, oid, id from t1;
 ctid  |   xmin   | xmax | cmin | cmax |  oid  | id
-------+----------+------+------+------+-------+----
 (0,2) | 80853358 |    0 |    0 |    0 | 17570 |  2
 (0,3) | 80853359 |    0 |    0 |    0 | 17571 |  3
 (0,4) | 80853360 |    0 |    0 |    0 | 17569 |  4
(3 rows)

能够看到id为1的tuple（oid=17569）已经被修改了，id值被更新为4，另外ctid、xmin字段也被更新了，ctid值表明了该tuple的物理位置，xmin值是建立tuple时都已经写入，这两个字段都不该该被更改才对，另起一个seesion来看下（当前事务还未提交）

//seesion2:

testdb=# select ctid, xmin, xmax, cmin, cmax, oid, id from t1;
 ctid  |   xmin   |   xmax   | cmin | cmax |  oid  | id
-------+----------+----------+------+------+-------+----
 (0,1) | 80853357 | 80853360 |    0 |    0 | 17569 |  1
 (0,2) | 80853358 |        0 |    0 |    0 | 17570 |  2
 (0,3) | 80853359 |        0 |    0 |    0 | 17571 |  3
(3 rows)

能够看到id为1的tuple（oid=17569）还存在，只是xmax值被标记为当前事务Id。 原来更新某个tuple时，会新增一个tuple，填入更新后的字段值，将原来的tuple标记为删除（设置xmax为当前事务Id）。同理，能够看下删除一个tuple的结果

//seesion1:
testdb=# delete from t1 where id = 2;
DELETE 1

//seesion2:
testdb=# select ctid, xmin, xmax, cmin, cmax, oid, id from t1;
 ctid  |   xmin   |   xmax   | cmin | cmax |  oid  | id
-------+----------+----------+------+------+-------+----
 (0,1) | 80853357 | 80853360 |    0 |    0 | 17569 |  1
 (0,2) | 80853358 | 80853360 |    1 |    1 | 17570 |  2
 (0,3) | 80853359 |        0 |    0 |    0 | 17571 |  3
(3 rows)

删除某个tuple时也是将xmax标记为当前事务Id，并不作实际的物理记录清除操做。另外cmin和cmax值递增为1，代表了同一事务中操做的顺序性。在该事务（seesion1）未提交前，其余事务（seesion2）能够看到以前的版本信息，不一样的事务拥有各自的数据空间，其操做不会对对方产生干扰，保证了事务的隔离性。

提交事务，查看最终结果以下：

//seesion1:
testdb=# commit;
COMMIT
testdb=# select ctid, xmin, xmax, cmin, cmax, oid, id from t1;
 ctid  |   xmin   | xmax | cmin | cmax |  oid  | id
-------+----------+------+------+------+-------+----
 (0,3) | 80853359 |    0 |    0 |    0 | 17571 |  3
 (0,4) | 80853360 |    0 |    0 |    0 | 17569 |  4
(2 rows)

可是，若是咱们不提交事务而是回滚，结果又是如何？

testdb=# begin ;
BEGIN
testdb=# update t1 set id = 5 where id = 4;
UPDATE 1
testdb=# rollback;
ROLLBACK
testdb=# select ctid, xmin, xmax, cmin, cmax, oid, id from t1;
 ctid  |   xmin   |   xmax   | cmin | cmax |  oid  | id
-------+----------+----------+------+------+-------+----
 (0,3) | 80853359 |        0 |    0 |    0 | 17571 |  3
 (0,4) | 80853360 | 80853361 |    0 |    0 | 17569 |  4
(2 rows)
xmax标记并未清除，继续新增一条记录：

testdb=# insert into t1 values(5);
INSERT 17572 1
testdb=# select ctid, xmin, xmax, cmin, cmax, oid, id from t1;
 ctid  |   xmin   |   xmax   | cmin | cmax |  oid  | id
-------+----------+----------+------+------+-------+----
 (0,3) | 80853359 |        0 |    0 |    0 | 17571 |  3
 (0,4) | 80853360 | 80853361 |    0 |    0 | 17569 |  4
 (0,6) | 80853362 |        0 |    0 |    0 | 17572 |  5
(3 rows)

发现没有清理掉新增的tuple，消除原有tuple上的xmax标记，这是为什么？处于效率的缘由，若是事务回滚时也进行清除标记，可能会致使磁盘IO，下降性能。那如何判断该tuple的是否有效呢？答案是PostgreSQL会把事务状态记录到clog（commit log）位图文件中，每读到一行时，会到该文件中查询事务状态，事务的状态经过如下四种来表示：

• #define TRANSACTION_STATUS_IN_PROGRESS=0x00 正在进行中
• #define TRANSACTION_STATUS_COMMITTED=0x01 已提交
• #define TRANSACTION_STATUS_COMMITTED=0x02 已回滚
• #define TRANSACTION_STATUS_SUB_COMMITTED=0x03 子事务已提交

MVCC保证原子性和隔离性

原子性

事务的原子性（Atomicity）要求在同一事务中的全部操做要么都作，要么都不作。根据PostgreSQL的MVCC规则，插入数据时，会将当前事务ID写入到xmin中，删除数据时，会将事务ID写入xmax中，更新数据至关于先删除原来的tuple再新增一个tuple，增删改操做都保留了事务ID，根据事务ID提交或撤销该事务中的全部操做，从而保证了事务的原子性。

隔离性

事务的隔离性（Isolation）要求各个并行事务之间不能相互干扰，事务之间是隔离的。PostgreSQL可读取的数据是xmin小于当前的事务ID且已经提交。对某个tuple进行更新或删除时，其余事务读取的就是这个tuple以前的版本。

MVCC的优点

• 读写不会相互阻塞，写操做并无堵塞其余事务的读，在写事务未提交前，读取的都是以前的版本，提升了并发的访问效率。
• 事务能够快速回滚，操做后的tuple都带有当前事务ID，直接标记clog文件中对应事务的状态就可达到回滚的目的。

MVCC带来的问题

事务ID回卷问题

PostgreSQL也须要事务ID来肯定事务的前后顺序，PostgreSQL中，事务被称为XID，获取当前XID:

testdb=# select txid_current();
 txid_current
--------------
     80853335
(1 row)

事务ID由32bit数字表示，当事务ID用完时，就会出现新的事务ID会比老ID小，致使事务ID回卷问题（Transaction
ID Wraparound）。 PostgreSQL的事务ID规则：

• 0: InvalidXID，无效事务ID
• 1: BootstrapXID，表示系统表初使化时的事务
• 2: FrozenXID，冻结的事务ID，比任务普通的事务ID都旧。
  – 大于2的事务ID都是普通的事务ID。
  当最新和最旧事务之差达到2^31时，就把旧事务换成FrozenXID，而后经过公式((int32)(id1 - id2)) < 0比较大小便可

垃圾数据问题

根据MVCC机制，更新和删除的记录都不会被实际删除，操做频繁的表会积累大量的过时数据，占用磁盘空间，当扫描查询数据时，须要更多的IO，下降查询效率。PostgreSQL的解决方法是提供vacuum命令操做来清理过时的数据。