Le standard SQL définit quatre niveaux d'isolation de transaction pour empêcher trois phénomènes de se produire lors de transactions concurrentes. Ces phénomènes indésirables sont :
Une transaction lit des données écrites par une transaction concurrente non validée.
Une transaction relit des données qu'elle a lu précédemment et trouve que les données ont été modifiées par une autre transaction (validée depuis la lecture initiale).
Une transaction ré-exécute une requête renvoyant un ensemble de lignes satisfaisant une condition de recherche et trouve que l'ensemble des lignes satisfaisant la condition a changé du fait d'une autre transaction récemment validée.
Les quatre niveaux d'isolation de transaction et les comportements correspondants sont décrits dans le Tableau 12.1, « Niveaux d'isolation des transactions SQL ».
Tableau 12.1. Niveaux d'isolation des transactions SQL
| Niveau d'isolation | Lecture sale | Lecture non reproductible | Lecture fantôme |
|---|---|---|---|
| Uncommited Read (en français, « Lecture de données non validées ») | Possible | Possible | Possible |
| Commited Read (en français, « Lecture de données validées ») | Impossible | Possible | Possible |
| Repeatable Read (en français, « Lecture répétée ») | Impossible | Impossible | Possible |
| Serializable (en français, « Sérialisable ») | Impossible | Impossible | Impossible |
Dans PostgreSQL™, vous pouvez demander un des quatre niveaux standards d'isolation de transaction. Mais, en interne, il existe seulement deux niveaux distincts d'isolation, qui correspondent aux niveaux Read Committed et Serializable. Lorsque vous sélectionnez le niveau Read Uncommitted, vous obtenez réellement Read Committed, et quand vous sélectionnez Repeatable Read, vous obtenez réellement Serializable, donc le niveau d'isolation actuel pourrait être plus strict que ce que vous sélectionnez. Ceci est permis par le standard SQL. Les quatre niveaux d'isolation définissent seulement quel phénomène ne doit pas survenir, ils ne définissent pas ce qui doit arriver. La raison pour laquelle PostgreSQL™ fournit seulement deux niveaux d'isolation est qu'il s'agit de la seule façon raisonnable de faire correspondre les niveaux d'isolation standards avec l'architecture de contrôle des accès simultanés multiversion. Le comportement des niveaux standards d'isolation est détaillé dans les sous-sections suivantes.
Pour initialiser le niveau d'isolation d'une transaction, utilisez la commande SET TRANSACTION.
Read Commited est le niveau d'isolation par défaut de PostgreSQL™. Lorsqu'une transaction fonctionne avec ce niveau d'isolation, une requête SELECT voit uniquement les données validées avant que la requête soit lancée ; elle ne voit jamais, lors de l'exécution de la requête, ni les données non validées ni les modifications validées par les transactions concurrentes (néanmoins, le SELECT voit les effets des précédentes mises à jour dans sa propre transaction, et ce même si elles ne sont pas validées). Dans les faits, une requête SELECT voit une image de la base de données à l'instant où la requête a été lancée. Notez que des commandes SELECT successives peuvent voir des données différentes, y compris si elles font partie de la même transaction, si d'autres transactions valident des modifications de données pendant l'exécution du premier SELECT.
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 recherche de la commande (la clause WHERE) est ré-évaluée 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 commençant par 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).
À cause de la règle 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 affectant 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 correct 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.
Comme dans le mode de lecture validée, chaque nouvelle commande commence avec une nouvelle image incluant toutes les transactions validées jusque là, les commandes suivantes dans la transaction verront les effets de la transaction concurrente validée dans tous les cas. La problématique ici est de savoir si à l'intérieur d'une même commande, nous avons ou non une vision totalement cohérente de la base de données.
L'isolation partielle de la transaction fournie par le mode de lecture validée est adéquate pour de nombreuses applications et ce mode est rapide et simple à utiliser. Néanmoins, pour les applications réalisant des requêtes et mises à jour complexes, il pourrait être nécessaire de garantir une vue plus cohérente de la base de données que ce que fournit le mode Read Commited.
Le niveau sérialisable est le niveau d'isolation de transaction le plus strict. Ce niveau émule l'exécution de la transaction en série, comme si les transactions avaient été exécutées l'une après l'autre, en série plutôt que parallèlement. Néanmoins, les applications utilisant ce niveau doivent être préparées à tenter de nouveau les transactions suite aux échecs de la sérialisation.
Quand une transaction est dans le niveau sérialisable, une requête SELECT voit seulement les données validées avant le début de la transaction ; elle ne voit jamais les données non validées et les modifications validées lors de l'exécution de la transaction par des transactions concurrentes (néanmoins, le SELECT voit bien les effets des mises à jour précédentes exécutées à l'intérieur de sa propre transaction même si elles ne sont pas encore validées). C'est différent du niveau Read Commited dans la mesure où SELECT voit une image du 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 même transaction voit toujours les mêmes données.
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 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 sérialisable 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 sérialisable peut continuer avec la mise à jour de la ligne trouvée à l'origine. Mais si le processus de mise à jour est validé (et que la ligne est mise à jour ou supprimée, pas simplement verrouillée), alors la transaction sérialisable 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 ait commencé.
Quand l'application reçoit ce message d'erreurs, elle devrait annuler la transaction actuelle et ré-essayer 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 sérialisable fournit une garantie rigoureuse que chaque transaction accède à une vue totalement cohérente de la base de données. Néanmoins, l'application doit être prête à tenter de nouvelles transactions lorsque des mises à jour concurrentes rendent impossibles de soutenir l'illusion d'une exécution en série. Comme le coût de re-lancement de transactions complexes pourrait être significatif, ce mode est seulement recommandé lors de mise à jour contenant une logique suffisamment complexe pour donner de mauvaises réponses dans le mode de lecture validée. Plus communément, le mode sérialisable est nécessaire quand une transaction exécute plusieurs commandes successives qui doivent avoir des vues identiques de la base de données.
La signification intuitive (et la définition mathématique) de l'exécution « sérialisable » est que toute paire de transactions concurrentes validées avec succès apparaîtra comme ayant été exécutée en série, l'une après l'autre -- bien que celle survenant en premier n'est pas prévisible. Il est important de réaliser qu'interdire les comportements indésirables listés dans le Tableau 12.1, « Niveaux d'isolation des transactions SQL » n'est pas suffisant pour garantir une vraie exécution en série et, en fait, le mode sérialisable de PostgreSQL™ ne garantit pas une exécution en série dans ce sens. Comme exemple, considérez une table ma_table, contenant initialement
Contrôle d'accès simultané
classe | valeur
--------+-------
1 | 10
1 | 20
2 | 100
2 | 200
Supposons que la transaction sérialisable A traite
SELECT SUM(valeur) FROM ma_table WHERE classe = 1;
puis insère le résultat (30) comme valeur dans une nouvelle ligne avec classe = 2. En concurrence, la transaction serialisable B traite
SELECT SUM(valeur) FROM ma_table WHERE classe = 2;
et obtient le résultat 300, qu'il insère dans une nouvelle ligne avec classe = 1. Donc, les deux transactions valident. Aucun des comportements indiqués comme non désirables n'est survenu, pourtant nous avons un résultat qui n'aurait pû arriver dans tout ordre sériel. Si A a 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.
Pour garantir une vraie sérialisation mathématique, il est nécessaire que le système de bases de données force le verrouillage du prédicat, ce qui signifie qu'une transaction ne peut pas insérer ou modifier une ligne qui aurait correspondue à la condition WHERE d'une requête dans une autre transaction concurrente. Par exemple, une fois que la transaction A a exécuté la requête SELECT ... WHERE classe = 1, un système à verrouillage de prédicat aurait interdit l'insertion de toute ligne de classe 1 par la transaction B jusqu'à la validation de la transaction A. [6] Un tel système de verrous est complexe à implémenter et extrêmement coûteux à l'exécution car toutes les sessions doivent être conscientes des détails de chaque requête exécutée par chaque transaction concurrente. Et cette grande dépense est pratiquement complètement perdue car, en pratique, la plupart des applications ne posent pas ce genre de problèmes (l'exemple ci-dessus est assez petit et a peu de chance de représenter de vrais logiciels). Du coup, PostgreSQL™ n'implémente pas le verrouillage de prédicat et, autant que nous le sachions, aucun DBMS en production ne le gère.
Dans ces cas où la possibilité d'une exécution non sérialisable est un vrai hasard, les problèmes peuvent être prévenus par l'utilisation appropriée d'un verrou explicite. Les sections suivantes comprennent plus de discussion sur ce sujet.
[6] En fait, un système de verrouillage de prédicat empêche les lectures fantômes en restreignant ce qui est écrit alors que MVCC les empêche de restreindre ce qui est lu.