什么是可串行化MVCC
MVCC介绍
MVCC， 即multi-version concurrency control，多版本并发控制。 它的核心思想是为每一个写操作创建一个新版本，不同的事务根据它的时间戳读取对应的版本。
与锁机制相比，MVCC不阻塞读操作，也不阻塞写操作。很大程度上提高了事务的并发数，然后，可串行化的MVCC却可能会付出很大的回滚开销。
可串行化MVCC
- 假设并行事务的所有操作都是非冲突操作，如果某个事务的操作导致了冲突，则该事务需回滚；
- 事务时间戳顺序(从低到高)即是事务冲突可串行化的顺序，如果事务的并行操作产生了冲突，则至少一个事务需要回滚重启；
- 每个记录都有多个已提交版本和多个零时版本，每个版本都包含读时间戳RT，写时间戳WT，和一个提交位C，提交位表示最近一次修改是否修改被提交。
如下图所示；每次合法的写操作都将产生该记录的一个临时版本，读时间戳为创建该版本的事务的时间戳
时间戳产生的方式主要有以下两种
- 采用系统时间作为时间戳，只要确保调度器不会在一个时钟周期内调度两个以上的事务的；
- 采用计数器，单调递增，作为事务的逻辑时间戳
导致冲突的两种操作
在基于时间戳的调度中，同样也需要确保，事务最后的执行顺序必须是事务串行化的顺序。然而基于时间戳还是存在冲突。
- 过晚的读
两个并行事务T，U，T比U先开始
T：RT(X)
U：WU(X)
如果在U在T读之前写，则T的读就导致了一个冲突，使T，U无法通过非冲突交换等价于一个串行调度(T,U)。
- 过晚的写
两个并行事务T，U，T比U先开始
T：WT(X)
U：RU(X)
T，U的串行调度为：WT(X)，RU(X)
如图所示，实际调度是：RU(X)，WT(X)，这个调度不能通过非冲突交换等价与串行调度(T，U)，因此T的写操作导致了一个冲突，T该被回滚并重启。
可串行化多版本时间戳调度规则
对于事务T的读写请求，按照如下规则进行调度
假设收到事务T的读请求RT(X)
该读请求会试图读取写时间戳小于或等于TS(T)的最大写时间戳的版本V，即写时间戳小于或等于T的版本中，离TS(T)最近的版本，找到这样的版本后V，直接读取；当成功读取一个版本的时候，如果TS(T)大于该版本的读时间戳，则设置其读时间戳为TS(T)，否则不改变该版本读时间戳。这种不阻塞读的策略，会导致级联回滚，即一个事务回滚，会导致语气相关的事务跟着回滚。并且,同一个事务的double-write可能会导致该事务回滚。这里也可以采取读阻塞，直到该版本C位变为真。
假设收到事务T的写请求WT（X）
调度器首先找到写时间戳小于或等于TS(T)的所有版本中写时间戳最大的版本V(该版本可能未提交)，如果V的读时间戳满足：RT(X) ＜ TS(T)，则创建一个新版本，置该版本写时间戳为TS(T)(此时还没有其他事务来读取该版本，可将该版本的读时间戳设置为T时间戳，因为不会有时间戳比T小的事务来读取该版本，这样做是合理的)；如果V的写时间戳等于T的时间戳，即版本V是由T创建的，则直在版本V上修改即可；如果V的读时间戳不满足要求，则回中止T，并重启。
假设收到事务的提交请求
要求必须按照事务时间戳的顺序创建每个对象的提交版本，因此，如果一个事务提交时，在时间戳排序上，还有在它之前的事务未提交，该事务需要等待。
假设收到事务的中止请求
当一个事务被中止时，它创建的所有版本都需要被删除，因为读阻塞在这些版本上的事务需要重新开始读操作。如果有其他事务读取了该事务创建的版本,那么这些事务也需要重启。
Read Committed隔离级别
该隔离级别下，事务的读请求，每次读取的数据都是在该读请求发起时，是已提交的最新版本。
对于事务T的读写请求，按照如下规则进行调度
- 假设收到事务T的读请求RT(X)
该请求会读取在该请求发起的时刻，最近提交的事务创建的版本，即符合条件的版本是在该请求发起时，最新的已提交版本； - 假设收到事务T的写请求WT(X)
调度器首先找到写时间戳小于或等于TS(T)的所有版本中写时间戳最大的版本V(该版本可能未提交)，如果V的读时间戳满足：RT(X) ＜ TS(T)，则创建一个新版本，置该版本写时间戳为TS(T)(此时还没有其他事务来读取该版本，可将该版本的读时间戳设置为T时间戳，因为不会有时间戳比T小的事务来读取该版本，这样做是合理的)；如果V的写时间戳等于T的时间戳，即版本V是由T创建的，则直在版本V上修改即可；如果V的读时间戳不满足要求，则回中止T，并重启。 - 假设收到事务的提交请求
因为事务创建的版本在未提交之前是不会被其他事务读取的，并且事务只会读取已经提交的数据，因此，事务发出提交请求时，就一定可以提交。 - 假设收到事务的中止请求
当一个事务被中止时，它创建的所有版本都需要被删除，因为读阻塞在这些版本上的事务需要重新开始读操作。
Repeatable Read 隔离级别
该隔离级别下，事务的读请求，每次读取的数据都是在该事务开始之前，最近提交的数据。
对于事务T的读写请求，按照如下规则进行调度
- 假设收到事务T的读请求RT(X)
该请求会读取在该事务开始时，最近提交的事务创建的版本。记事务T的时间戳A(事务T开始的时刻)，则版本列表中写时间戳(创建该版本的时间戳)小于等于A的所有已提交版本中写时间戳最大者即为符合条件的版本，即所读取的版本首先必须是已经提交了的，其次，它是离A最近的事务创建的版本； - 假设收到事务T的写请求WT(X)
调度器首先找到写时间戳小于或等于TS(T)的所有版本中写时间戳最大的版本V(该版本可能未提交)，如果V的读时间戳满足：RT(X) ＜ TS(T)，则创建一个新版本，置该版本写时间戳为TS(T)(此时还没有其他事务来读取该版本，可将该版本的读时间戳设置为T时间戳，因为不会有时间戳比T小的事务来读取该版本，这样做是合理的)；如果V的写时间戳等于T的时间戳，即版本V是由T创建的，则直在版本V上修改即可；如果V的读时间戳不满足要求，则回中止T，并重启。 - 假设收到事务的提交请求
因为事务创建的版本在未提交之前是不会被其他事务读取的，并且，事务读取的数据都是在事务开始时已经提交的数据，因此，事务发出提交请求时，就一定可以提交。 - 假设收到事务的中止请求
当一个事务被中止时，它创建的所有版本都需要被删除，因为读阻塞在这些版本上的事务需要重新开始读操作。
按照上述规则可能出现一种不是幻读的错误，因此，它不是严格的RR隔离级别，可以参考postgreSQL的RR隔离级别，举例说明如下。
事务T1，T2，表Table1，Table1中有一个整形字段Val。
假设Table1中已经有2条记录，值分别为10,20，如下表所示：
| int id | int val |
|---|---|
| 1 | 10 |
| 2 | 20 |
T1，T2的操作如下：
T1读取第2行数据，设该行数据为X，则修改第一行数据为X；
T2读取第1行数据，设该行数据为Y，修改第2行数据为Y；
T1，T2的操作序列是为了将两行数据设置成相等的值，如果按照串行的执行顺序，最终2行将会是一样的值，但在Repeatable Read隔离级别下，由于读取限制，最后修改完成后，不能得到预期的效果。
T1，T2的操作序列如下：
按照上述操作序列，在RR隔离级别下，最后第1行记录值为20，第2行记录值为10，这与串行执行的效果是不一致的。
上述错误是postgreSQL在第三种隔离级别下的一个Bug，postgreSQL使用predicate lock修复了这个Bug，并将具有predicate lock的Reapeatable Read隔离级别作为第四种隔离级别。
可串行化调度规则举例
- 使用多版本时间戳的调度规则，读操作永远不会被拒绝，因为过晚的读操作可以读更早的版本。
- 写操作被拒绝举例
上图有两个写时间戳为T1和T2的提交版本。
操作序列为:
T3 read; T3 write; T5 read; T4 write;
a) T3请求一个读操作，它在T2版本上设置读时间戳T3。
b) T3请求一个写操作，生成一个写时间戳为T3的临时版本。
c) T5请求一个读操作，它访问写时间戳为T3的版本(小于T5的具有最高写时间戳的版本)，同时设置该临时版本的读时间戳为T5。
d) T4请求一个写操作，由于写时间戳为T3的版本的读时间戳T5大于T4，该写操作被拒绝。(如果该写操作不被拒绝，那么新版本的写时间戳将是T4。如果允许创建这个版本，那么这回合T5的读操作冲突，此时，T5的读操作应该使用时间戳为T4的版本。)
- 某个事务double-write导致回滚
事务Ta，Tb，Tia< Tb(即Ta比Tb早开始)
操作序列为：Ta write；Tb read；Ta write；
a) Ta请求一个写操作，生成一个写时间戳为Ta的临时版本；
b) Tb请求一个读操作，它访问写时间戳为Ta的版本，该临时版本是写时间戳比Tb小的所有版本中写时间戳最大者，同时设置该版本读时间戳为Tb；
c) Ta再次请求一个写操作，它会访问自己先前创建的版本，但是，该版本的读时间戳Tb > Ta，该写被拒绝，Ta回滚，并以一个更大的时间戳重启。
