PostgreSQLLa base de données la plus sophistiquée au monde.

Version anglaise

59.4. Considérations sur le verrouillage d'index

Les méthodes d'accès aux index doivent gérer des mises à jour concurrentes de l'index par plusieurs processus. Le système principal de PostgreSQL™ obtient AccessShareLock sur l'index lors d'un parcours d'index et RowExclusiveLock lors de sa mise à jour (ce qui inclut le VACUUM simple). Comme ces types de verrous ne sont pas conflictuels, la méthode d'accès est responsable de la finesse du verrouillage dont elle a besoin. Un verrou exclusif sur l'intégralité de l'index entier n'est posé qu'à la création de l'index, sa destruction ou lors d'un REINDEX.

Construire un type d'index qui supporte les mises à jour concurrentes requiert une analyse complète et subtile. Pour les types d'index B-tree et hash, on peut lire les implications sur les décisions de conception dans src/backend/access/nbtree/README et src/backend/access/hash/README.

En plus des besoins de cohérence interne de l'index, les mises à jour concurrentes créent des problèmes de cohérence entre la table parente (heap) et l'index. Comme PostgreSQL™ sépare les accès et les mises à jour de la table et ceux de l'index, il existe des fenêtres temporelles pendant lesquelles l'index et l'en-tête peuvent être incohérents. Ce problème est géré avec les règles suivantes :

  • une nouvelle entrée dans la table est effectuée avant son entrée dans l'index. (Un parcours d'index concurrent peut alors ne pas voir l'entrée dans la table. Ce n'est pas gênant dans la mesure où un lecteur de l'index ne s'intéresse pas à une ligne non validée. Voir Section 59.5, « Vérification de l'unicité par les index ») ;

  • lorsqu'une entrée de la table va être supprimée (par VACUUM), on doit d'abord supprimer toutes les entrées d'index ;

  • un parcours d'index doit maintenir un lien sur la page d'index contenant le dernier élément renvoyé par amgettuple, et ambulkdelete ne peut supprimer des entrées de pages liées à d'autres processus. La raison figure ci-dessous.

Sans la troisième règle, il serait possible qu'un lecteur d'index voit une entrée dans l'index juste avant qu'elle ne soit supprimée par un VACUUM et arrive à l'entrée correspondante de la table après sa suppression par le VACUUM. Cela ne pose aucun problème sérieux si cet élément est toujours inutilisé quand le lecteur l'atteint, car tout emplacement vide est ignoré par heap_fetch(). Mais que se passe-t-il si un troisième moteur a déjà ré-utilisé l'emplacement de l'élément pour quelque chose d'autre ? Lors de l'utilisation d'un instantané (snapshot) compatible MVCC, il n'y a pas de problème car le nouvel occupant de l'emplacement est certain d'être trop récent pour apparaître dans l'instantané. En revanche, avec un instantané non-compatible MVCC (tel que SnapshotAny), une ligne qui ne correspond pas aux clés de parcours peut être acceptée ou retournée. Ce scénario peut être évité en imposant que les clés de parcours soient re-confrontées à la table dans tous les cas, mais cela est trop coûteux. À la place, un lien sur une page d'index est utilisé comme proxy pour indiquer que le lecteur peut être « en route » depuis l'entrée d'index vers l'entrée de table correspondante. Bloquer ambulkdelete sur un tel lien assure que VACUUM ne peut pas supprimer l'entrée de la table avant que le lecteur n'en ait terminé avec elle. Cette solution est peu coûteuse en temps d'exécution, et n'ajoute de surcharge du fait du blocage que dans les rares cas où il y a vraiment un conflit.

Cette solution requiert que les parcours d'index soient « synchrones » : chaque ligne de la table doit être récupérée immédiatement après récupération de l'entrée d'index correspondante. Cela est coûteux pour plusieurs raisons. Un parcours « asynchrone », où l'on récupère de nombreux TID depuis l'index et où l'on ne visite la table que plus tard, requiert moins de surcharge de verrouillage de l'index et autorise un modèle d'accès à la table plus efficace. D'après l'analyse ci-dessus, l'approche synchrone doit être utilisée pour les instantanés non compatibles avec MVCC, mais un parcours asynchrone est possible pour une requête utilisant un instantané MVCC.

Dans un parcours d'index amgetbitmap, la méthode d'accès ne bloque l'index pour aucune des lignes renvoyées. C'est pourquoi de tels parcours ne sont fiables qu'avec les instantanés compatibles MVCC.

Quand le drapeau ampredlocks n'est pas en place, tout parcours par cette méthode d'accès au sein d'une transaction sérialisable acquerra un verrou prédicat non bloquant sur l'index complet. Ceci génèrera un conflit de lecture/écriture à l'insertion d'une ligne dans cet index par une transaction sérialisable concurrente. Si certains motifs de tels conflits sont détectés dans un ensemble de transactions sérialisables concurrentes, une de ces transactions peut être annulée pour protéger l'intégrité des données. Quand le drapeau est en place, il indique que la méthode d'accès implémente un verrou prédicat plus fin, qui tend à réduire la fréquence d'annulation de telles requêtes.