Documentation PostgreSQL 15.15 » Langage SQL » Contrôle d'accès simultané » Isolation des transactions

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13.1. Introduction | Sommaire | 13.3. Verrouillage explicite

## 13.2. Isolation des transactions

Le standard SQL définit quatre niveaux d'isolation de transaction. Le plus strict est Serializable, qui est défini par le standard dans un paragraphe qui déclare que toute exécution concurrente d'un jeu de transactions sérialisables doit apporter la garantie de produire le même effet que l'exécution consécutive de chacune d'entre elles dans un certain ordre. Les trois autres niveaux sont définis en termes de phénomènes résultant de l'interaction entre les transactions concurrentes, qui ne doivent pas se produire à chaque niveau. Le standard note qu'en raison de la définition de Serializable, aucun de ces phénomènes n'est possible à ce niveau. (Cela n'a rien de surprenant -- si l'effet des transactions doit être cohérent avec l'exécution consécutive de chacune d'entre elles, comment pourriez-vous voir un phénomène causé par des interactions?).

Les phénomènes qui sont interdits à chaque niveau sont:

lecture sale

  Une transaction lit des données écrites par une transaction concurrente non validée (dirty read).

lecture non reproductible

  Une transaction relit des données qu'elle a lues précédemment et trouve que les données ont été modifiées par une autre transaction (validée depuis la lecture initiale) (non repeatable read).

lecture fantôme

  Une transaction réexécute 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 (phantom read).

anomalie de sérialisation

  Le résultat de la validation réussie d'un groupe de transactions est incohérent avec tous les ordres possibles d'exécutions de ces transactions, une par une.

Les niveaux d'isolation des transactions proposés par le standard SQL et implémentés par PostgreSQL sont décrits dans le Tableau 13.1.

Tableau 13.1. Niveaux d'isolation des transactions

Niveau d'isolation | Lecture sale | Lecture non reproductible | Lecture fantôme | Anomalie de sérialisation
--- | --- | --- | --- | ---
Read Uncommited (en français, « Lecture de données non validées ») | Autorisé, mais pas dans PostgreSQL | Possible | Possible | Possible
Read Commited (en français, « Lecture de données validées ») | Impossible | Possible | Possible | Possible
Repeatable Read (en français, « Lecture répétée ») | Impossible | Impossible | Autorisé, mais pas dans PostgreSQL | Possible
Serializable (en français, « Sérialisable ») | Impossible | Impossible | Impossible | Impossible

Dans PostgreSQL, vous pouvez demander un des quatre niveaux standards d'isolation des transactions, mais seuls trois niveaux distincts sont implémentés (le mode Read Uncommited de PostgreSQL se comporte comme le mode Read Commited). Ceci est dû au fait qu'il s'agit de la seule façon logique de faire correspondre les niveaux d'isolation standards à l'architecture de contrôle de la concurrence de PostgreSQL.

Le tableau montre aussi que l'implémentation Repeatable Read de PostgreSQL n'autorise pas les lectures fantômes. C'est acceptable d'après le standard SQL car le standard SQL indique les anomalies qui ne doivent pas survenir à certains niveaux d'isolation ; des garanties plus fortes sont acceptables. Le comportement des niveaux d'isolation disponibles est détaillé dans les sous-sections suivantes.

Pour initialiser le niveau d'isolation d'une transaction, utilisez la commande SET TRANSACTION.

### Important

Certains types de données et certaines fonctions de PostgreSQL ont des règles spéciales sur le comportement des transactions. En particulier, les modifications réalisées sur une séquence (et du coup sur le compteur d'une colonne déclarée `serial`) sont immédiatement visibles de toutes les autres transactions et ne sont pas annulées si la transaction qui a fait la modification est annulée. Voir Section 9.17 et Section 8.1.4.

### 13.2.1. Niveau d'isolation Read committed (lecture uniquement des données validées)

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 pendant l'exécution de la requête par des transactions exécutées en parallèle. 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 D'une autre façon, si la ligne est mise à jour ou supprimée en concurrence de façon à ce que la condition de jointure échoue, alors `MERGE` évaluera les actions `NOT MATCHED` de la condition ensuite, 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.

### 13.2.2. Repeatable Read Isolation Level

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 des transactions concurrentes durant son exécution. (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.

### 13.2.3. Niveau d'Isolation Serializable

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 :

- Déclarer les transactions comme `READ ONLY` quand c'est possible.

- Contrôler le nombre de connexions actives, au besoin en utilisant un pool de connexions. C'est toujours un point important pour les performances, mais cela peut être particulièrement important pour un système chargé qui utilise des transactions Serializable.

- Ne mettez pas plus dans une transaction seule qu'il n'est nécessaire pour l'intégrité.

- Ne laissez pas des connexions traîner en « idle in transaction » plus longtemps que nécessaire. Le paramètre de configuration idle_in_transaction_session_timeout peut être utilisé pour déconnecter automatiquement les sessions persistantes.

- Supprimez les verrous explicites, `SELECT FOR UPDATE`, et `SELECT FOR SHARE`, quand ils ne sont plus nécessaires grâce aux protections fournies automatiquement par les transactions Serializable.

- Quand le système est forcé à combiner plusieurs verrous de prédicat de niveau page en un seul verrou de niveau relation (parce que la table des verrous de prédicat est à court de mémoire), une augmentation du taux d'échecs de sérialisation peut survenir. Vous pouvez éviter ceci en augmentant max_pred_locks_per_transaction, max_pred_locks_per_relation, et/ou max_pred_locks_per_page.

- Un parcours séquentiel nécessitera toujours un verrou de prédicat au niveau relation. Ceci peut résulter en un taux plus important d'échecs de sérialisation. Il peut être utile d'encourager l'utilisation de parcours d'index en diminuant random_page_cost et/ou en augmentant cpu_tuple_cost. Assurez-vous de bien mettre en balance toute diminution du nombre d'annulations et de redémarrages de transactions et l'évolution globale du temps d'exécution des requêtes.

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.