34.2. Vues et système de règles

34.2.1. Fonctionnement des règles SELECT

Les règles ON SELECT sont appliquées à toutes les requêtes comme la dernière étape, même si la commande donnée est un INSERT, UPDATE ou DELETE. Et ils ont des sémantiques différentes à partir des règles sur les autres types de commandes dans le fait qu'elles modifient l'arbre de requêtes en place au lieu d'en créer un nouveau. Donc, les règles SELECT sont décrites avant.

Actuellement, il n'existe qu'une action dans une règle ON SELECT et elle doit être une action SELECT inconditionnelle qui est INSTEAD. Cette restriction était requise pour rendre les règles assez sûres pour les ouvrir aux utilisateurs ordinaires et cela restreint les règles ON SELECT à de vraies règles de vues.

Pour ce chapitre, les exemples sont deux vues jointes réalisant quelques calculs et quelques vues supplémentaires les utilisant à leur tour. Une des deux premières vues est personnalisée plus tard en ajoutant des règles pour des opérations INSERT, UPDATE et DELETE de façon à ce que le résultat final sera une vue qui se comporte comme une vraie table avec quelques fonctionnalités magiques. Il n'existe pas un tel exemple pour commencer et ceci rend les choses plus difficiles à obtenir. Mais il est mieux d'avoir un exemple couvrant tous les points discutés étape par étape plutôt que plusieurs exemples, rendant la compréhension plus difficile.

Pour cet exemple, nous avons besoin d'une petite fonction min renvoyant la valeur la plus basse entre deux entiers. Nous la créons ainsi

CREATE FUNCTION min(integer, integer) RETURNS integer AS '
    SELECT CASE WHEN $1 < $2 THEN $1 ELSE $2 END
' LANGUAGE SQL STRICT;

Les tables réelles dont nous avons besoin dans les deux premières descriptions du système de règles sont les suivantes :

CREATE TABLE donnees_chaussure (
    nom_chaussure         text,     -- clé primaire
    dispo_chaussure       integer,  -- nombre de pairs disponibles
    couleur_chaussure     text,     -- couleur de lacet préférée
    long_min_chaussure    real,     -- longueur minimum du lacet
    long_max_chaussure    real,     -- longueur maximum du lacet
    unite_long_chaussure  text      -- unité de longueur
);

CREATE TABLE donnees_lacet (
    nom_lacet             text,     -- clé primaire
    dispo_lacet           integer,  -- nombre de pairs disponibles
    couleur_lacet         text,     -- couleur du lacet
    longueur_lacet        real,     -- longueur du lacet
    unite_lacet           text      -- unité de longueur
);

CREATE TABLE unite (
    nom_unite             text,     -- clé primaire
    facteur_unite         real      -- facteur pour le transformer en cm
);

Comme vous pouvez le constater, elles représentent les données d'un magasin de chaussures.

Les vues sont créées avec

CREATE VIEW shoe AS
    SELECT sh.shoename,
           sh.sh_avail,
           sh.slcolor,
           sh.slminlen,
           sh.slminlen * un.un_fact AS slminlen_cm,
           sh.slmaxlen,
           sh.slmaxlen * un.un_fact AS slmaxlen_cm,
           sh.slunit
      FROM shoe_data sh, unit un
     WHERE sh.slunit = un.un_name;

CREATE VIEW shoelace AS
    SELECT s.sl_name,
           s.sl_avail,
           s.sl_color,
           s.sl_len,
           s.sl_unit,
           s.sl_len * u.un_fact AS sl_len_cm
      FROM shoelace_data s, unit u
     WHERE s.sl_unit = u.un_name;

CREATE VIEW shoe_ready AS
    SELECT rsh.shoename,
           rsh.sh_avail,
           rsl.sl_name,
           rsl.sl_avail,
           min(rsh.sh_avail, rsl.sl_avail) AS total_avail
      FROM shoe rsh, shoelace rsl
     WHERE rsl.sl_color = rsh.slcolor
       AND rsl.sl_len_cm >= rsh.slminlen_cm
       AND rsl.sl_len_cm <= rsh.slmaxlen_cm;

La commande CREATE VIEW pour la vue shoelace (qui est la plus simple que nous avons) écrira une relation shoelace et une entrée dans pg_rewrite indiquant la présence d'une règle de réécriture devant être appliquée à chaque fois que la relation shoelace est référencée dans une table d'échelle de la requête. La règle n'a aucune qualification de règle (discuté plus tard, avec les règles non SELECT car les règles SELECT ne le ont pas encore) et qu'il s'agit de INSTEAD. Notez que les qualifications de règles ne sont pas identiques aux qualifications de requêtes. L'action de notre règle a une qualification de requête. L'action de la règle a un arbre de requête qui est une copie de l'instruction SELECT dans la commande de création de la vue.

Maintenant, nous remplissons unit, donnees_chaussure et donnees_lacet, puis nous lançons une requête simple sur une vue :

INSERT INTO unit VALUES ('cm', 1.0);
INSERT INTO unit VALUES ('m', 100.0);
INSERT INTO unit VALUES ('inch', 2.54);

INSERT INTO donnees_chaussure VALUES ('sh1', 2, 'black', 70.0, 90.0, 'cm');
INSERT INTO donnees_chaussure VALUES ('sh2', 0, 'black', 30.0, 40.0, 'inch');
INSERT INTO donnees_chaussure VALUES ('sh3', 4, 'brown', 50.0, 65.0, 'cm');
INSERT INTO donnees_chaussure VALUES ('sh4', 3, 'brown', 40.0, 50.0, 'inch');

INSERT INTO donnees_lacet VALUES ('sl1', 5, 'black', 80.0, 'cm');
INSERT INTO donnees_lacet VALUES ('sl2', 6, 'black', 100.0, 'cm');
INSERT INTO donnees_lacet VALUES ('sl3', 0, 'black', 35.0 , 'inch');
INSERT INTO donnees_lacet VALUES ('sl4', 8, 'black', 40.0 , 'inch');
INSERT INTO donnees_lacet VALUES ('sl5', 4, 'brown', 1.0 , 'm');
INSERT INTO donnees_lacet VALUES ('sl6', 0, 'brown', 0.9 , 'm');
INSERT INTO donnees_lacet VALUES ('sl7', 7, 'brown', 60 , 'cm');
INSERT INTO donnees_lacet VALUES ('sl8', 1, 'brown', 40 , 'inch');

SELECT * FROM lacet;

 nom_lacet   | dispo_lacet | couleur_lacet | longueur_lacet | unite_lacet | longueur_lacet_cm
-----------+----------+----------+--------+---------+-----------
 sl1       |        5 | black    |     80 | cm      |        80
 sl2       |        6 | black    |    100 | cm      |       100
 sl7       |        7 | brown    |     60 | cm      |        60
 sl3       |        0 | black    |     35 | inch    |      88.9
 sl4       |        8 | black    |     40 | inch    |     101.6
 sl8       |        1 | brown    |     40 | inch    |     101.6
 sl5       |        4 | brown    |      1 | m       |       100
 sl6       |        0 | brown    |    0.9 | m       |        90
(8 rows)

C'est la requête SELECT la plus simple que vous pouvez lancer sur nos vues, donc nous prenons cette opportunité d'expliquer les bases des règles de vues. SELECT * FROM lacet a été interprété par l'analyseur et a produit l'arbre de requête

SELECT lacet.nom_lacet, lacet.dispo_lacet,
       lacet.couleur_lacet, lacet.longueur_lacet,
       lacet.unite_lacet, lacet.longueur_lacet_cm
  FROM lacet lacet;

et ceci est donné au système de règles. Ce système traverse la table d'échelle et vérifie s'il existe des règles pour chaque relation. Lors du traitement d'une entrée de la table d'échelle pour lacet (la seule jusqu'à maintenant), il trouve la règle _RETURN avec l'arbre de requête

SELECT s.nom_lacet, s.dispo_lacet,
       s.couleur_lacet, s.longueur_lacet, s.unite_lacet,
       s.longueur_lacet * u.facteur_unite AS longueur_lacet_cm
  FROM lacet *OLD*, lacet *NEW*,
       donnees_lacet s, unit u
 WHERE s.unite_lacet = u.nom_unite;

Pour étendre la vue, la réécriture crée simplement une entrée de la table d'échelle de sous-requête contenant l'arbre de requête de l'action de la règle et substitue cette entrée avec l'original référencé dans la vue. L'arbre d'échelle résultant de la réécriture est pratiquement identique à celui que vous avez saisi

SELECT lacet.nom_lacet, lacet.dispo_lacet,
       lacet.couleur_lacet, lacet.longueur_lacet,
       lacet.unite_lacet, lacet.longueur_lacet_cm
  FROM (SELECT s.nom_lacet,
               s.dispo_lacet,
               s.couleur_lacet,
               s.longueur_lacet,
               s.unite_lacet,
               s.longueur_lacet * u.facteur_unite AS longueur_lacet_cm
          FROM donnees_lacet s, unit u
         WHERE s.unite_lacet = u.nom_unite) lacet;

Néanmoins, il y a une différence : la table d'échelle de la sous-requête a deux entrées supplémentaires, lacet *OLD* et lacet *NEW*. Ces entrées ne participent pas directement dans la requête car elles ne sont pas référencées par l'arbre de jointure de la sous-requête ou par la liste cible. La réécriture les utilise pour enregistrer l'information de vérification des droits d'accès qui étaient présents à l'origine dans l'entrée de table d'échelle référencée par la vue. De cette façon, l'exécution vérifiera toujours que l'utilisateur a les bons droits pour accéder à la vue même s'il n'y a pas d'utilisation directe de la vue dans la requête réécrite.

C'était la première règle appliquée. Le système de règles continuera de vérifier les entrées restantes de la table d'échelle dans la requête principale (dans cet exemple, il n'en existe pas plus), et il vérifiera récursivement les entrées de la table d'échelle dans la sous-requête ajoutée pour voir si une d'elle référence les vues. (Mais il n'étendra ni *OLD* ni *NEW* --- sinon nous aurions une récursion infinie !) Dans cet exemple, il n'existe pas de règles de réécriture pour shoelace_data ou unit, donc la réécriture est terminée et ce qui est ci-dessus est le résultat final donné au planificateur.

Maintenant, nous voulons écrire une requête qui trouve les chaussures actuellement dans le magasin dont nous avons les lacets correspondant (couleur et longueur) et pour lesquels le nombre total de pairs correspondant exactement est supérieur ou égal à deux.

SELECT * FROM shoe_ready WHERE total_avail >= 2;

 shoename | sh_avail | sl_name | sl_avail | total_avail
----------+----------+---------+----------+-------------
 sh1      |        2 | sl1     |        5 |           2
 sh3      |        4 | sl7     |        7 |           4
(2 rows)

Cette fois, la sortie de l'analyseur est l'arbre de requête

SELECT shoe_ready.shoename, shoe_ready.sh_avail,
       shoe_ready.sl_name, shoe_ready.sl_avail,
       shoe_ready.total_avail
  FROM shoe_ready shoe_ready
 WHERE shoe_ready.total_avail >= 2;

La première règle appliquée sera celle de la vue shoe_ready et cela résultera avec cet arbre de requête

SELECT shoe_ready.shoename, shoe_ready.sh_avail,
       shoe_ready.sl_name, shoe_ready.sl_avail,
       shoe_ready.total_avail
  FROM (SELECT rsh.shoename,
               rsh.sh_avail,
               rsl.sl_name,
               rsl.sl_avail,
               min(rsh.sh_avail, rsl.sl_avail) AS total_avail
          FROM shoe rsh, shoelace rsl
         WHERE rsl.sl_color = rsh.slcolor
           AND rsl.sl_len_cm >= rsh.slminlen_cm
           AND rsl.sl_len_cm <= rsh.slmaxlen_cm) shoe_ready
 WHERE shoe_ready.total_avail >= 2;

De façon similaire, les règles pour shoe et shoelace sont substituées dans la table d'échelle de la sous-requête, amenant à l'arbre de requête final à trois niveaux :

SELECT shoe_ready.shoename, shoe_ready.sh_avail,
       shoe_ready.sl_name, shoe_ready.sl_avail,
       shoe_ready.total_avail
  FROM (SELECT rsh.shoename,
               rsh.sh_avail,
               rsl.sl_name,
               rsl.sl_avail,
               min(rsh.sh_avail, rsl.sl_avail) AS total_avail
          FROM (SELECT sh.shoename,
                       sh.sh_avail,
                       sh.slcolor,
                       sh.slminlen,
                       sh.slminlen * un.un_fact AS slminlen_cm,
                       sh.slmaxlen,
                       sh.slmaxlen * un.un_fact AS slmaxlen_cm,
                       sh.slunit
                  FROM shoe_data sh, unit un
                 WHERE sh.slunit = un.un_name) rsh,
               (SELECT s.sl_name,
                       s.sl_avail,
                       s.sl_color,
                       s.sl_len,
                       s.sl_unit,
                       s.sl_len * u.un_fact AS sl_len_cm
                  FROM shoelace_data s, unit u
                 WHERE s.sl_unit = u.un_name) rsl
         WHERE rsl.sl_color = rsh.slcolor
           AND rsl.sl_len_cm >= rsh.slminlen_cm
           AND rsl.sl_len_cm <= rsh.slmaxlen_cm) shoe_ready
 WHERE shoe_ready.total_avail > 2;

Il s'avère que le planificateur réduira cet arbre en un arbre de requête à deux niveaux : les commandes SELECT du bas seront << remontées >> dans le SELECT du milieu car il n'est pas nécessaire de les traiter séparément. Mais le SELECT du milieu restera séparé du haut car il contient des fonctions d'agrégat. Si nous les avions monté, cela aurait modifié le comportement du SELECT de haut niveau, ce qui n'est pas ce que nous voulons. Néanmoins, réduire l'arbre de requête est une optimisation qui ne concerne pas le système de réécriture.

34.2.2. Règles de vue dans des instructions autres que SELECT

Deux détails de l'arbre de requête n'ont pas été abordés dans la description des règles de vue ci-dessus. Ce sont le type de commande et le relation résultante. En fait, les règles de vue n'ont pas besoin de cette information.

Il existe seulement quelques différences entre un arbre de requête pour un SELECT et un pour une autre commande. De façon évidente, ils ont un type de commande différent et pour une commande autre qu' unSELECT, la relation résultante pointe vers l'entrée de table d'échelle où le résultat devrait arriver. Tout le reste est absolument identique. Donc, avec deux tables t1 et t2 avec les colonnes a et b, les arbres de requêtes pour les deux commandes

SELECT t2.b FROM t1, t2 WHERE t1.a = t2.a;

UPDATE t1 SET b = t2.b WHERE t1.a = t2.a;

sont pratiquement identiques. En particulier :

• Les tables d'échelle contiennent des entrées pour les tables t1 et t2.

• Les listes cibles contiennent une variable pointant vers la colonne b de l'entrée de la table d'échelle pour la table t2.

• Les expressions de qualification comparent les colonnes a des deux entrées de table d'échelle pour une égalité.

• Les arbres de jointure affichent une jointure simple entre t1 et t2.

La conséquence est que les deux arbres de requête résultent en des plans d'exécution similaires : ce sont tous les deux des jointures sur les deux tables. Pour l'UPDATE, les colonnes manquantes de t1 sont ajoutées à la liste cible par le planificateur et l'arbre de requête final sera lu de cette façon

UPDATE t1 SET a = t1.a, b = t2.b WHERE t1.a = t2.a;

et, du coup, l'exécuteur lancé sur la jointure produira exactement le même résultat qu'un

SELECT t1.a, t2.b FROM t1, t2 WHERE t1.a = t2.a;

le ferait. Mais il y a un petit problème avec UPDATE : l'exécuteur ne fait pas attention au but du résultat de la jointure. Il produit simplement un ensemble de lignes composant le résultat. La différence entre une commande SELECT et une commande UPDATE est gérée par celui qui a appelé l'exécuteur. L'appelant sait toujours (en regardant dans l'arbre de requêtes) qu'il s'agit d'un UPDATE, et il sait que le résultat ira dans la table t1. Mais quelles lignes disponibles maintenant seront remplacées par les nouvelles lignes ?

Pour résoudre ce problème, une autre entrée est ajoutée dans la liste cible de l'UPDATE (et aussi dans les instructions DELETE) : l'identifiant actuel du tuple (CTID, acronyme de current tuple ID). Cette colonne système contient le numéro de bloc du fichier et la position dans le bloc pour cette ligne. Connaissant la table, le CTID peut être utilisé pour récupérer la ligne originale de t1 à mettre à jour. Après avoir ajouté le CTID dans la liste cible, la requête ressemble à ceci

SELECT t1.a, t2.b, t1.ctid FROM t1, t2 WHERE t1.a = t2.a;

Maintenant, un autre détail de PostgreSQL entre en jeu. Les anciennes lignes de la table ne sont pas surchargées et cela explique pourquoi ROLLBACK est rapide. Avec un UPDATE, la nouvelle ligne résultat est insérée dans la table (après avoir enlevé le CTID) et, dans le nouvel en-tête de ligne de l'ancienne ligne, vers où pointe le CTID, les entrées cmax et xmax sont configurées par le compteur de commande actuel et par l'identifiant de transaction actuel. Du coup, l'ancienne ligne est cachée et, après validation de la transaction, le nettoyeur (vacuum) peut réellement la déplacer.

Connaissant tout ceci, nous pouvons simplement appliquer les règles de vues de la même façon que toute autre commande. Il n'y a pas de différence.

34.2.3. Puissance des vues dans PostgreSQL

L'exemple ci-dessus démontre l'incorporation des définitions de vues par le système de règles dans l'arbre de requête original. Dans le deuxième exemple, un simple SELECT d'une vue a créé un arbre de requête final qui est une jointure de quatre tables (unit a été utilisé deux fois avec des noms différents).

Le bénéfice de l'implémentation des vues avec le système de règles est que le planificateur a toute l'information sur les tables à parcourir et sur les relations entre ces tables et les qualifications restrictives à partir des vues et les qualifications à partir de la requête originale dans un seule arbre de requête. Et c'est toujours la situation quand la requête originale est déjà une jointure sur des vues. Le planificateur doit décider du meilleur chemin pour exécuter la requête et plus le planificateur a d'informations, meilleure sera la décision. Le système de règles implémenté dans PostgreSQL s'en assure, c'est toute l'information disponible sur la requête à ce moment.

34.2.4. Mise à jour d'une vue

Qu'arrive-t'il si une vue est nommée comme la relation cible d'un INSERT, UPDATE ou DELETE ? Après avoir réalisées les substitutions décrites ci-dessus, nous aurons un arbre de requête dans lequel la relation résultante pointe vers une entrée de la table d'échelle de la sous-requête. Ceci ne fonctionnera pas car la réécriture renvoie une erreur si elle aperçoit qu'elle a produit une telle chose.

Pour modifier ceci, nous pouvons définir des règles modifiant le comportement de ce type de commandes. C'est donc le thème de la prochaine section.