为什么 MVCC 需要对 DML 语句进行锁定
Why does MVCC require locking for DML statements
在 PostgreSQL 中，MVCC concurrency control 机制表示：
MVCC locks acquired for querying (reading) data do not conflict with
locks acquired for writing data, and so reading never blocks writing
and writing never blocks reading
因此，even for READ_COMMITTED，UPDATE 语句将锁定当前受影响的行，因此没有其他事务可以修改它们，直到当前事务提交或回滚。
如果并发事务对锁定的行发出更新，则第二个事务将阻塞，直到第一个事务释放它的锁。
在 READ_COMMITTED 中仍然会发生更新丢失，因为在第一个事务提交后，第二个事务将覆盖该行（即使数据库在 UPDATE 查询开始和查询结束）。那么如果仍然有可能丢失更新，为什么第二个事务要等待呢？难道不能使用行级快照来存储未提交的事务更改，以避免事务必须等待写锁被释放吗？
第一个问题的答案是肯定的。没有 DBMS 可以支持脏写；如果两个事务 T1 和 T2 同时执行并且 T2 覆盖了 T1 的更新，那么系统无法处理 T1 随后发出 ROLLBACK 的情况，因为 T2 的更新已经发生。
为了避免脏写，快照隔离的原始定义是"first committer wins" - 即允许发生冲突写入，但只有第一个发出 COMMIT 的事务能够 - 所有其他冲突事务将不得不回滚。但是这种编程模型即使不是浪费也是有问题的，因为事务可能会更新数据库的很大一部分，但最终会拒绝提交 COMMIT 的能力。因此，大多数支持 MVCC 的 DBMS 系统 "first updater wins" 使用相当传统的两阶段锁定来代替 "first committer wins"。
在 PostgreSQL 中，MVCC concurrency control 机制表示：
MVCC locks acquired for querying (reading) data do not conflict with locks acquired for writing data, and so reading never blocks writing and writing never blocks reading
因此，even for READ_COMMITTED，UPDATE 语句将锁定当前受影响的行，因此没有其他事务可以修改它们，直到当前事务提交或回滚。
如果并发事务对锁定的行发出更新，则第二个事务将阻塞，直到第一个事务释放它的锁。
在 READ_COMMITTED 中仍然会发生更新丢失，因为在第一个事务提交后，第二个事务将覆盖该行（即使数据库在 UPDATE 查询开始和查询结束）。那么如果仍然有可能丢失更新，为什么第二个事务要等待呢？难道不能使用行级快照来存储未提交的事务更改，以避免事务必须等待写锁被释放吗？
第一个问题的答案是肯定的。没有 DBMS 可以支持脏写；如果两个事务 T1 和 T2 同时执行并且 T2 覆盖了 T1 的更新，那么系统无法处理 T1 随后发出 ROLLBACK 的情况，因为 T2 的更新已经发生。
为了避免脏写，快照隔离的原始定义是"first committer wins" - 即允许发生冲突写入，但只有第一个发出 COMMIT 的事务能够 - 所有其他冲突事务将不得不回滚。但是这种编程模型即使不是浪费也是有问题的，因为事务可能会更新数据库的很大一部分，但最终会拒绝提交 COMMIT 的能力。因此，大多数支持 MVCC 的 DBMS 系统 "first updater wins" 使用相当传统的两阶段锁定来代替 "first committer wins"。