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 une sémantique différente 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 agir comme des 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.

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 chaussure AS
    SELECT sh.nom_chaussure,
           sh.dispo_chaussure,
           sh.couleur_chaussure,
           sh.long_min_chaussure,
           sh.long_min_chaussure * un.facteur_unite AS long_min_chaussure_cm,
           sh.long_max_chaussure,
           sh.long_max_chaussure * un.facteur_unite AS long_max_chaussure_cm,
           sh.unite_long_chaussure
      FROM donnees_chaussure sh, unite un
     WHERE sh.unite_long_chaussure = un.nom_unite;

CREATE VIEW lacet AS
    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, unite u
     WHERE s.unite_lacet = u.nom_unite;

CREATE VIEW chaussure_prete AS
    SELECT rsh.nom_chaussure,
           rsh.dispo_chaussure,
           rsl.nom_lacet,
           rsl.dispo_lacet,
           least(rsh.dispo, rsl.dispo_lacet) AS total_avail
      FROM chaussure rsh, lacet rsl
     WHERE rsl.couleur_lacet = rsh.couleur
       AND rsl.longueur_lacet_cm >= rsh.long_min_chaussure_cm
       AND rsl.longueur_lacet_cm <= rsh.long_max_chaussure_cm;
    

La commande create view pour la vue lacet (qui est la plus simple que nous avons) écrira une relation lacet et une entrée dans pg_rewrite indiquant la présence d'une règle de réécriture devant être appliquée à chaque fois que la relation lacet est référencée dans une table de la requête. La règle n'a aucune qualification de règle (discuté plus tard, avec les règles autres que select car les règles select ne le sont 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 unite VALUES ('cm', 1.0);
INSERT INTO unite VALUES ('m', 100.0);
INSERT INTO unite 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 transmis 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'échelles 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'échelles 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'échelles 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'échelles dans la requête principale (dans cet exemple, il n'en existe pas plus), et il vérifiera récursivement les entrées de la table d'échelles 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 donnees_lacet 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 en magasin dont nous avons les lacets correspondants (couleur et longueur) et pour lesquels le nombre total de pairs correspondants exactement est supérieur ou égal à deux.

SELECT * FROM chaussure_prete WHERE total_avail >= 2;

 nom_chaussure | dispo | nom_lacet | dispo_lacet | 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 chaussure_prete.nom_chaussure, chaussure_prete.dispo,
       chaussure_prete.nom_lacet, chaussure_prete.dispo_lacet,
       chaussure_prete.total_avail
  FROM chaussure_prete chaussure_prete
 WHERE chaussure_prete.total_avail >= 2;
    

La première règle appliquée sera celle de la vue chaussure_prete et cela résultera en cet arbre de requête :

SELECT chaussure_prete.nom_chaussure, chaussure_prete.dispo,
       chaussure_prete.nom_lacet, chaussure_prete.dispo_lacet,
       chaussure_prete.total_avail
  FROM (SELECT rsh.nom_chaussure,
               rsh.dispo,
               rsl.nom_lacet,
               rsl.dispo_lacet,
               least(rsh.dispo, rsl.dispo_lacet) AS total_avail
          FROM chaussure rsh, lacet rsl
         WHERE rsl.couleur_lacet = rsh.couleur
          AND rsl.longueur_lacet_cm >= rsh.long_min_chaussure_cm
          AND rsl.longueur_lacet_cm <= rsh.long_max_chaussure_cm) chaussure_prete
 WHERE chaussure_prete.total_avail >= 2;
    

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

SELECT chaussure_prete.nom_chaussure, chaussure_prete.dispo,
       chaussure_prete.nom_lacet, chaussure_prete.dispo_lacet,
       chaussure_prete.total_avail
  FROM (SELECT rsh.nom_chaussure,
               rsh.dispo,
               rsl.nom_lacet,
               rsl.dispo_lacet,
               least(rsh.dispo, rsl.dispo_lacet) AS total_avail
          FROM (SELECT sh.nom_chaussure,
                       sh.dispo,
                       sh.couleur,
                       sh.long_min_chaussure,
                       sh.long_min_chaussure * un.facteur_unite AS long_min_chaussure_cm,
                       sh.long_max_chaussure,
                       sh.long_max_chaussure * un.facteur_unite AS long_max_chaussure_cm,
                       sh.unite_long_chaussure
                  FROM donnees_chaussure sh, unit un
                 WHERE sh.unite_long_chaussure = un.nom_unite) rsh,
               (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) rsl
         WHERE rsl.couleur_lacet = rsh.couleur
           AND rsl.longueur_lacet_cm >= rsh.long_min_chaussure_cm
           AND rsl.longueur_lacet_cm <= rsh.long_max_chaussure_cm) chaussure_prete
 WHERE chaussure_prete.total_avail > 2;
    

Ceci pourrait sembler inefficace mais le planificateur rassemblera ceci en un arbre de requête à un seul niveau en « remontant » les sous-requêtes, puis il planifiera les jointures comme si nous les avions écrites manuellement. Donc remonter l'arbre de requête est une optimisation dont le système de réécriture n'a pas à se soucier lui-même.

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 la relation résultante. En fait, le type de commande n'est pas nécessaire pour les règles de la vue mais la relation résultante pourrait affecter la façon dont la requête sera réécrite car une attention particulière doit être prise si la relation résultante est une vue.

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' un select, la relation résultante pointe vers l'entrée de table d'échelles 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 FROM t2 WHERE t1.a = t2.a;
    

sont pratiquement identiques. En particulier :

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 FROM t2 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;
    

Mais il existe un petit problème dans UPDATE : la partie du plan d'exécution qui fait la jointure ne prête pas attention à l'intérêt des résultats de la jointure. Il produit un ensemble de lignes. Le fait qu'il y a une commande SELECT et une commande UPDATE est géré plus haut dans l'exécuteur où cette partie sait qu'il s'agit d'une commande UPDATE, et elle sait que ce résultat va aller dans la table t1. Mais lesquels de ces lignes vont être remplacées par la nouvelle ligne ?

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 éventuellement la supprimer.

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.

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 seul 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.

Qu'arrive-t'il si une vue est nommée comme la relation cible d'un insert, update ou delete ? Faire simplement les substitutions décrites ci-dessus donnerait un arbre de requêtes dont le résultat pointerait vers une entrée de la table en sous-requête. Cela ne fonctionnera pas. Néanmoins, il existe différents moyens permettant à PostgreSQL de supporter la mise à jour d'une vue.

Si la sous-requête fait une sélection à partir d'une relation simple et qu'elle est suffisamment simple, le processus de réécriture peut automatiquement remplacé la sous-requête avec la relation sous-jacente pour que l'INSERT, l'UPDATE ou le DELETE soit appliqué correctement sur la relation de base. Les vues qui sont « suffisamment simples » pour cela sont appelées des vues automatiquement modifiables. Pour des informations détaillées sur ce type de vue, voir CREATE VIEW.

Sinon, l'opération peut être gérée par un trigger INSTEAD OF, créé par l'utilisateur, sur la vue. La réécriture fonctionne légèrement différemment dans ce cas. Pour INSERT, la réécriture ne fait rien du tout avec la vue, la laissant comme relation résultante de la requête. Pour UPDATE et DELETE, il est toujours nécessaire d'étendre la requête de la vue pour récupérer les « anciennes » lignes que la commande va essayer de mettre à jour ou supprimer. Donc la vue est étendue comme d'habitude mais une autre entrée de table non étendue est ajoutée à la requête pour représenter la vue en tant que relation résultante.

Le problème qui survient maintenant est d'identifier les lignes à mettre à jour dans la vue. Rappelez-vous que, quand la relation résultante est une table, une entrée CTID spéciale est ajoutée à la liste cible pour identifier les emplacements physiques des lignes à mettre à jour. Ceci ne fonctionne pas si la relation résultante est une vue car une vue n'a pas de CTID, car ses lignes n'ont pas d'emplacements physiques réels. À la place, pour une opération UPDATE ou DELETE, une entrée wholerow (ligne complète) spéciale est ajoutée à la liste cible, qui s'étend pour inclure toutes les colonnes d'une vue. L'exécuteur utilise cette valeur pour fournir l'« ancienne » ligne au trigger INSTEAD OF. C'est au trigger de savoir ce que la mise à jour est supposée faire sur les valeurs des anciennes et nouvelles lignes.

Une autre possibilité est que l'utilisateur définisse des vues INSTEAD qui indiquent les actions à substituer pour les commandes INSERT, UPDATE et DELETE sur une vue. Ces règles vont réécrire la commande, typiquement en une commande qui met à jour une ou plusieurs tables, plutôt que des vues. C'est le thème de Section 40.4.

Notez que les règles sont évaluées en premier, réécrivant la requête originale avant qu'elle ne soit optimisée et exécutée. Du coup, si une vue a des triggers INSTEAD OF en plus de règles sur INSERT, UPDATE ou DELETE, alors les règles seront évaluées en premier et, suivant le résultat, les triggers pourraient être utilisés.

La réécriture automatique d'une requête INSERT, UPDATE ou DELETE sur une vue simple est toujours essayée en dernier. Du coup, si une vue a des règles ou des triggers, ces derniers surchargeront le comportement par défaut des vues automatiquement modifiables.

S'il n'y a pas de règles INSTEAD ou de triggers INSTEAD OF sur la vue et que le processus de réécriture ne peut pas réécrire automatiquement la requête sous la forme d'une mise à jour de la relation sous-jacente, une erreur sera renvoyée car l'exécuteur ne peut pas modifier une vue.