Read Committed est le niveau d'isolation par défaut dans PostgreSQL. Quand une transaction utilise ce niveau d'isolation, une requête SELECT (sans clause FOR UPDATE/SHARE) voit seulement les données validées avant le début de la requête ; il ne voit jamais les données non validées et les modifications validées par les transactions concurrentes pendant l'exécution de la requête. En effet, une requête SELECT voit une image de la base de données datant du moment où l'exécution de la requête commence. Néanmoins, SELECT voit les effets de mises à jour précédentes exécutées dans sa propre transaction, même si celles-ci n'ont pas encore été validées. De plus, notez que deux commandes SELECT successives peuvent voir des données différentes, même si elles sont exécutées dans la même transaction si d'autres transactions valident des modifications après que le premier SELECT a démarré et avant que le second SELECT ne commence.

Les commandes UPDATE, DELETE, SELECT FOR UPDATE et SELECT FOR SHARE se comportent de la même façon que SELECT en ce qui concerne la recherche des lignes cibles : elles ne trouveront que les lignes cibles qui ont été validées avant le début de la commande. Néanmoins, une telle ligne cible pourrait avoir déjà été mise à jour (ou supprimée ou verrouillée) par une autre transaction concurrente au moment où elle est découverte. Dans ce cas, le processus de mise à jour attendra que la première transaction soit validée ou annulée (si elle est toujours en cours). Si la première mise à jour est annulée, alors ses effets sont niés et le deuxième processus peut exécuter la mise à jour des lignes originellement trouvées. Si la première mise à jour est validée, la deuxième mise à jour ignorera la ligne si la première mise à jour l'a supprimée, sinon elle essaiera d'appliquer son opération à la version mise à jour de la ligne. La condition de la recherche de la commande (la clause WHERE) est réévaluée pour savoir si la version mise à jour de la ligne correspond toujours à la condition de recherche. Dans ce cas, la deuxième mise à jour continue son opération en utilisant la version mise à jour de la ligne. Dans le cas des commandes SELECT FOR UPDATE et SELECT FOR SHARE, cela signifie que la version mise à jour de la ligne est verrouillée et renvoyée au client.

INSERT avec une clause ON CONFLICT DO UPDATE se comporte de la même façon. Dans le mode Read Committed, chaque ligne proposée à l'insertion sera soit insérée soit mise à jour. Sauf s'il y a des erreurs sans rapport, une des deux solutions est garantie. Si un conflit survient d'une autre transaction dont les effets ne sont pas encore visibles à INSERT, la clause UPDATE affectera cette ligne, même s'il est possible qu'il n'existe pas de version de cette ligne visible à cette commande.

INSERT avec une clause ON CONFLICT DO NOTHING pourrait avoir une insertion non terminée pour une ligne à cause du résultat d'une autre transaction dont les effets ne sont pas visibles à l'image de base de la commande INSERT. Là encore, c'est seulement le cas du mode Read Committed.

MERGE permet à l'utilisateur d'indiquer plusieurs combinaisons de sous-commandes INSERT, UPDATE et DELETE. Une commande MERGE avec à fois des sous-commandes INSERT et UPDATE ressemble à un INSERT avec une clause ON CONFLICT DO UPDATE mais ne garantie pas que soit un INSERT soit un UPDATE arrivera. Si un MERGE tente un UPDATE ou un DELETE et que la ligne est mise à jour en même temps mais que la condition de jointure passe toujours pour la cible en cours et pour la ligne source en cours, alors MERGE se comportera de la même façon que les commandes UPDATE ou DELETE et réalisera son action sur la version mise à jour de la ligne. Néanmoins, comme MERGE peut indiquer plusieurs actions et qu'elles peuvent être conditionnelles, les conditions de chaque action sont ré-évaluées sur la version mise à jour de la ligne, dès la première action, même si l'action qui a initialement été comparée apparaît plus tard dans la liste des actions. D'un autre côté, si la ligne est mise à jour parallèlement d'une façon qui fait échouer la condition de jointure, alors MERGE évaluera les actions NOT MATCHED BY SOURCE et NOT MATCHED [BY TARGET] de la commande après, et exécutera la première de chaque type qui réussit. Si la ligne est mise à jour en parallèle, alors MERGE évaluera les actions NOT MATCHED [BY TARGET] de la commande et exécutera la première qui réussit. Si MERGE tente un INSERT et qu'un index d'unicité est présent, et qu'une ligne dupliquée est insérée en même temps, alors une erreur de violation de l'unicité est levée ; MERGE ne tente pas d'éviter de telles erreurs en recommençant l'évaluation des conditions du MATCHED.

À cause des règles ci-dessus, une commande de mise à jour a la possibilité de voir une image non cohérente : elle peut voir les effets de commandes de mises à jour concurrentes sur les mêmes lignes que celles qu'elle essaie de mettre à jour, mais elle ne voit pas les effets de ces commandes sur les autres lignes de la base de données. Ce comportement rend le mode de lecture validée non convenable pour les commandes qui impliquent des conditions de recherche complexes ; néanmoins, il est intéressant pour les cas simples. Par exemple, considérons la mise à jour de balances de banque avec des transactions comme :

BEGIN;
UPDATE comptes SET balance = balance + 100.00 WHERE no_compte = 12345;
UPDATE comptes SET balance = balance - 100.00 WHERE no_compte = 7534;
COMMIT;

Si deux transactions comme celle-ci essaient de modifier en même temps la balance du compte 12345, nous voulons clairement que la deuxième transaction commence à partir de la version mise à jour de la ligne du compte. Comme chaque commande n'affecte qu'une ligne prédéterminée, la laisser voir la version mise à jour de la ligne ne crée pas de soucis de cohérence.

Des utilisations plus complexes peuvent produire des résultats non désirés dans le mode Read Committed. Par exemple, considérez une commande DELETE opérant sur des données qui sont à la fois ajoutées et supprimées du critère de restriction par une autre commande. Supposons que website est une table sur deux lignes avec website.hits valant 9 et 10 :

BEGIN;
UPDATE website SET hits = hits + 1;
-- exécuté par une autre session :  DELETE FROM website WHERE hits = 10;
COMMIT;
    

La commande DELETE n'aura pas d'effet même s'il existe une ligne website.hits = 10 avant et après la commande UPDATE. Cela survient parce que la valeur 9 de la ligne avant mise à jour est ignorée et que lorsque l'UPDATE termine et que DELETE obtient un verrou, la nouvelle valeur de la ligne n'est plus 10, mais 11, ce qui ne correspond plus au critère.

Comme le mode Read Committed commence chaque commande avec une nouvelle image qui inclut toutes les transactions validées jusqu'à cet instant, les commandes suivantes dans la même transaction verront les effets de la transaction validée en parallèle dans tous les cas. Le problème en question est de savoir si une seule commande voit une vue absolument cohérente ou non de la base de données.

L'isolation partielle des transactions fournie par le mode Read Committed est adéquate pour de nombreuses applications, et ce mode est rapide et simple à utiliser. Néanmoins, il n'est pas suffisant dans tous les cas. Les applications qui exécutent des requêtes et des mises à jour complexes pourraient avoir besoin d'une vue plus rigoureusement cohérente de la base de données, une vue que le mode Read Committed ne fournit pas.

Le niveau d'isolation Repeatable Read ne voit que les données validées avant que la transaction ait démarré; il ne voit jamais ni les données non validées, ni les données validées par les transactions concurrentes pendant l'exécution de la requête. (Toutefois, la requête voit les effets de mises à jour précédentes effectuées dans sa propre transaction, bien qu'elles ne soient pas encore validées). C'est une garantie plus élevée que celle requise par le standard SQL pour ce niveau d'isolation, et elle évite le phénomène décrit dans Tableau 13.1 sauf pour les anomalies de sérialisation. Comme mentionné plus haut, c'est permis par le standard, qui ne définit que la protection minimale que chaque niveau d'isolation doit fournir.

Ce niveau est différent de Read Committed parce qu'une requête dans une transaction repeatable read voit un instantané au début de la transaction, et non pas du début de la requête en cours à l'intérieur de la transaction. Du coup, les commandes SELECT successives à l'intérieur d'une seule transaction voient toujours les mêmes données, c'est-à-dire qu'elles ne voient jamais les modifications faites par les autres transactions qui ont été validées après le début de leur propre transaction.

Les applications utilisant ce niveau d'isolation doivent être préparées à retenter des transactions à cause d'échecs de sérialisation.

Les commandes UPDATE, DELETE, MERGE, SELECT FOR UPDATE et SELECT FOR SHARE se comportent de la même façon que SELECT en ce qui concerne la recherche de lignes cibles : elles trouveront seulement les lignes cibles qui ont été validées avant le début de la transaction. Néanmoins, une telle ligne cible pourrait avoir été mise à jour (ou supprimée ou verrouillée) par une autre transaction concurrente au moment où elle est utilisée. Dans ce cas, la transaction repeatable read attendra que la première transaction de mise à jour soit validée ou annulée (si celle-ci est toujours en cours). Si la première mise à jour est annulée, les effets sont inversés et la transaction repeatable read peut continuer avec la mise à jour de la ligne trouvée à l'origine. Mais si la mise à jour est validée (et que la ligne est mise à jour ou supprimée, pas simplement verrouillée), alors la transaction repeatable read sera annulée avec le message

ERROR:  could not serialize access due to concurrent update

parce qu'une transaction sérialisable ne peut pas modifier ou verrouiller les lignes changées par d'autres transactions après que la transaction sérialisable a commencé.

Quand une application reçoit ce message d'erreurs, elle devrait annuler la transaction actuelle et réessayer la transaction complète. La seconde fois, la transaction voit les modifications déjà validées comme faisant partie de sa vue initiale de la base de données, donc il n'y a pas de conflit logique en utilisant la nouvelle version de la ligne comme point de départ pour la mise à jour de la nouvelle transaction.

Notez que seules les transactions de modifications ont besoin d'être tentées de nouveau ; les transactions en lecture seule n'auront jamais de conflits de sérialisation.

Le mode Repeatable Read fournit une garantie rigoureuse que chaque transaction voit un état complètement stable de la base de données. Toutefois cette vue ne sera pas nécessairement toujours cohérente avec l'exécution sérielle (un à la fois) de transactions concurrentes du même niveau d'isolation. Par exemple, même une transaction en lecture seule à ce niveau pourrait voir un enregistrement de contrôle mis à jour pour indiquer qu'un traitement par lot a été terminé, mais ne pas voir un des enregistrements de détail qui est une partie logique du traitement par lot parce qu'il a lu une ancienne version de l'enregistrement de contrôle. L'implémentation correcte de règles de gestion par des transactions s'exécutant à ce niveau d'isolation risque de ne pas marcher correctement sans une utilisation prudente de verrouillages explicites qui bloquent les transactions en conflit.

Le niveau d'isolation Repeatable Read est implémenté en utilisant une technique connue dans la littérature académique des bases de données et dans certains autres produits de bases de données comme l'isolation de snapshots (Snapshot Isolation). Les différences en comportement et performance peuvent être observées en comparant avec les systèmes utilisant une technique traditionnelle de verrouillage qui réduit la concurrence. Certains autres systèmes offrent même les niveaux Repeatable Read et Snapshot Isolation comme des niveaux d'isolation distinct avec des comportements différents. Le phénomène qui permet cette distinction des deux techniques n'a pas été formalisé par les chercheurs en base de données jusqu'au développement du standard SQL et sont en dehors du périmètre de ce manuel. Pour un traitement complet, merci de lire [berenson95].

Avant la version 9.1 de PostgreSQL, une demande d'isolation de transaction Serializable fournissait exactement le comportement décrit ici. Pour maintenir l'ancien niveau Serializable, il faudra maintenant demander Repeatable Read.

Le niveau d'isolation Serializable fournit le niveau d'isolation le plus strict. Ce niveau émule l'exécution sérielle de transactions pour toutes les transactions validées, comme si les transactions avaient été exécutées les unes après les autres, séquentiellement, plutôt que simultanément. Toutefois, comme pour le niveau Repeatable Read, les applications utilisant ce niveau d'isolation doivent être prêtes à répéter leurs transactions en cas d'échec de sérialisation. En fait, ce niveau d'isolation fonctionne exactement comme Repeatable Read, excepté qu'il surveille aussi les conditions qui pourraient amener l'exécution d'un jeu de transactions concurrentes à se comporter d'une manière incompatible avec les exécutions séquentielles (une à la fois) de toutes ces transactions. Cette surveillance n'introduit aucun blocage supplémentaire par rapport à repeatable read, mais il y a un coût à cette surveillance, et la détection des conditions pouvant amener une anomalie de sérialisation déclenchera un échec de sérialisation.

Comme exemple, considérons la table ma_table, contenant initialement :

 classe | valeur
--------+-------
     1  |    10
     1  |    20
     2  |   100
     2  |   200

Supposons que la transaction sérialisable A calcule :

SELECT SUM(valeur) FROM ma_table WHERE classe = 1;

puis insère le résultat (30) comme valeur dans une nouvelle ligne avec classe = 2. En même temps, la transaction sérialisable B calcule :

SELECT SUM(valeur) FROM ma_table WHERE classe = 2;

et obtient le résultat 300, qu'elle insère dans une nouvelle ligne avec classe = 1. Puis, les deux transactions essaient de valider. Si l'une des transactions fonctionnait au niveau d'isolation Repeatable Read, les deux seraient autorisées à valider ; mais puisqu'il n'y a pas d'ordre d'exécution séquentiel cohérent avec le résultat, l'utilisation de transactions Serializable permettra à une des deux transactions de valider, et annulera l'autre avec ce message :

ERREUR:  n'a pas pu sérialiser un accès à cause d'une mise à jour en parallèle"
    

En effet, si A avait été exécuté avant B, B aurait trouvé la somme 330, et non pas 300. De façon similaire, l'autre ordre aurait eu comme résultat une somme différente pour le calcul par A.

Si on se fie aux transactions sérialisées pour empêcher les anomalies, il est important que toute donnée lue depuis une table utilisateur permanente ne soit pas considérée comme valide, et ce jusqu'à ce que la transaction qui l'a lue soit validée avec succès. Ceci est vrai même pour les transactions en lecture, sauf pour les données lues dans une transaction en lecture seule et déferrable, dont les données sont considérées valides dès leur lecture. En effet, une telle transaction, avant de lire quoi que ce soit, attend jusqu'à l'obtention d'une image garantie libre de tout problème. Dans tous les autres cas, les applications ne doivent pas dépendre des lectures d'une transaction annulée par la suite. Elles doivent plutôt retenter la transaction jusqu'à ce qu'elle réussisse.

Pour garantir une vraie sérialisation PostgreSQL utilise le verrouillage de prédicats, ce qui signifie qu'il conserve des verrous qui lui permettent de déterminer si une écriture aurait eu un impact sur le résultat d'une lecture antérieure par une transaction concurrente, si elle s'était exécutée d'abord. Dans PostgreSQL, ces verrous ne causent pas de blocage, et ne peuvent donc pas jouer un rôle dans un verrou mortel (deadlock). Ces verrous sont utilisés pour identifier et marquer les dépendances entre des transactions sérialisables concurrentes qui, dans certaines combinaisons, peuvent entraîner des anomalies de sérialisation. Par contraste, une transaction Read Committed ou Repeatable Read qui voudrait garantir la cohérence des données devra prendre un verrou sur la table entière, ce qui pourrait bloquer d'autres utilisateurs voulant utiliser cette table, ou pourrait utiliser SELECT FOR UPDATE ou SELECT FOR SHARE qui non seulement peut bloquer d'autres transactions, mais entraîne un accès au disque.

Les verrous de prédicats dans PostgreSQL, comme dans la plupart des autres systèmes de bases de données, s'appuient sur les données réellement accédées par une transaction. Ils seront visibles dans la vue système pg_locks avec un mode de SIReadLock. Les verrous acquis pendant l'exécution d'une requête dépendront du plan utilisé par la requête, et plusieurs verrous fins (par exemple des verrous d'enregistrement) peuvent être combinés en verrous plus grossiers (comme des verrous de page) pendant le déroulement de la transaction, pour éviter d'épuiser la mémoire utilisée par le suivi des verrous. Une transaction READ ONLY peut libérer ses verrous SIRead avant sa fin, si elle détecte que ne peut plus se produire un conflit qui entraînerait une anomalie de sérialisation. En fait, les transactions READ ONLY seront souvent capables d'établir ce fait dès leur démarrage, et ainsi éviteront de prendre des verrous de prédicat. Si vous demandez explicitement une transaction SERIALIZABLE READ ONLY DEFERRABLE, elle bloquera jusqu'à ce qu'elle puisse établir ce fait. (C'est le seul cas où une transaction Serializable bloque, mais pas une transaction Repeatable Read.) D'autre part, les verrous SIRead doivent souvent être gardés après la fin d'une transaction, jusqu'à ce que toutes les lectures-écritures s'étant déroulées simultanément soient terminées.

L'utilisation systématique de transactions Serializable peut simplifier le développement. La garantie que tout ensemble de transactions sérialisées, concurrentes, et validées avec succès, aura le même effet que si elles avaient été exécutées une par une signifie que, si vous pouvez démontrer qu'une transaction exécutée seule est correcte, alors vous pouvez être certain qu'elle le restera dans tout mélange de transactions sérialisées, même sans informations sur ce que font les autres transactions, ou qu'elle ne sera pas validée. Il est important qu'un environnement qui utilise cette technique ait une méthode générale pour traiter les erreurs de sérialisation (qui retournent toujours un SQLSTATE valant '40001'). En effet, il sera très difficile de prédire correctement quelles transactions pourront contribuer à des dépendances lecture/écriture, et auront besoin d'être annulées pour éviter les anomalies de sérialisation. La surveillance des dépendances lecture/écriture a un coût, tout comme la répétition des transactions annulées pour un échec de sérialisation. Mais les transactions sérialisables sont le meilleur choix en termes de performances pour certains environnements, en regard du coût et du blocage de verrous explicites, de SELECT FOR UPDATE ou de SELECT FOR SHARE, .

Bien que le niveau d'isolation Serializable de PostgreSQL ne permette à des transactions parallèles de valider leurs modifications que s'il est prouvé qu'une exécution dans l'ordre produirait le même résultat, il n'empêche pas toujours la levée d'erreurs qui ne surviendraient pas dans une véritable exécution en série. En particulier, il est possible de voir des violations de contraintes uniques suite à des conflits entre transactions Serializable qui se surchargent, même vérification explicite que la clé n'est pas présente avant de tenter de l'insérer. Ceci peut s'éviter en s'assurant que toutes les transactions Serializable qui peuvent insérer des clés en conflit vérifient explicitement avant si elles peuvent l'insérer. Par exemple, imaginez une application qui demande à un utilisateur une nouvelle clé, puis vérifie si elle n'existe pas déjà en cherchant à la lire d'abord, ou génère une nouvelle clé en sélectionnant la clé pré-existante la plus grande puis en ajoutant un. Si certaines transactions Serializable insèrent de nouvelles clés directement sans suivre ce protocole, des violations de contraintes uniques peuvent être rapportées, même dans des cas où elles ne pourraient pas survenir dans le cas d'une exécution en série de transactions concurrentes.

Pour une performance optimale quand on s'appuie sur les transactions Serializable pour le contrôle de la concurrence, ces points doivent être pris en considération :

Le niveau d'isolation Serializable est implémenté en utilisant une technique connue sous le nom de Serializable Snapshot Isolation dans la littérature académique des bases de données. Elle se base sur l'isolation par snapshot et ajoute des vérifications pour les anomalies de sérialisation. Quelques différences de comportement et de performance peuvent être observées lors de la comparaison avec d'autres systèmes qui utilisent une technique de verrouillage traditionnelle. Merci de lire [ports12] pour des informations détaillées.