It is very difficult to enforce business rules regarding data integrity using Read Committed transactions because the view of the data is shifting with each statement, and even a single statement may not restrict itself to the statement's snapshot if a write conflict occurs. データの参照範囲は各ステートメントで変化するので、リードコミッティドトランザクションを使用して、データ保全性に関するビジネスルールを強化するのは非常に難しいことです。また、書き込み競合が生じる場合、単一のステートメントでさえステートメントのスナップショットに限定されないかもしれません。
While a Repeatable Read transaction has a stable view of the data throughout its execution, there is a subtle issue with using <acronym>MVCC</acronym> snapshots for data consistency checks, involving something known as <firstterm>read/write conflicts</firstterm>. If one transaction writes data and a concurrent transaction attempts to read the same data (whether before or after the write), it cannot see the work of the other transaction. The reader then appears to have executed first regardless of which started first or which committed first. If that is as far as it goes, there is no problem, but if the reader also writes data which is read by a concurrent transaction there is now a transaction which appears to have run before either of the previously mentioned transactions. If the transaction which appears to have executed last actually commits first, it is very easy for a cycle to appear in a graph of the order of execution of the transactions. When such a cycle appears, integrity checks will not work correctly without some help. リピータブルリードトランザクションは実行全体にわたってデータの安定した参照範囲を持ちますが、MVCCスナップショットをデータ完全性チェックに使用することによる、読み取り/書き込み競合として知られるものを含む、微妙な問題があります。 1つのトランザクションがデータを書き、同時に実行するトランザクションが、同じデータ（書き込みの前に、あるいはその書き込みの後にも）を読むことを試みる場合、それは別のトランザクションの働きを見ることができません。 その後、読み手は、どれが最初にスタートしたか、あるいは、どれが最初にコミットしたかにかかわらず最初に実行したように見えます。 そのままいけば問題はありませんが、読み手がさらにデータを書けば、同時に実行したトランザクションがそれを読んだ場合、上で述べたトランザクションのどちらかの前に走ったように見えるトランザクションとなってしまいます。 最後に実行したように見えるトランザクションが実際には最初にコミットしていた場合、トランザクションの実行順のグラフには循環が容易に出現します。 そのような循環が出現する時、完全性のチェックはなにかしらの支援がなければ正しく動作しません。
As mentioned in <xref linkend="xact-serializable"/>, Serializable transactions are just Repeatable Read transactions which add nonblocking monitoring for dangerous patterns of read/write conflicts. When a pattern is detected which could cause a cycle in the apparent order of execution, one of the transactions involved is rolled back to break the cycle. 13.2.3により述べたように、シリアライザブルトランザクションは、危険なパターンの読み取り/書き込み競合のための非ブロッキング監視を加えたリピータブルリードトランザクションです。 明白に実行順が循環を引き起こすパターンが検知された場合、含まれていたトランザクションのうちの1つは循環を断ち切るためにロールバックされます。
If the Serializable transaction isolation level is used for all writes and for all reads which need a consistent view of the data, no other effort is required to ensure consistency. Software from other environments which is written to use serializable transactions to ensure consistency should <quote>just work</quote> in this regard in <productname>PostgreSQL</productname>. シリアライザブルトランザクション分離レベルが、データの一貫性を必要とするすべての書き込みおよびすべての読み取りに使用される場合、一貫性を確実にするために必要なことは他にありません。 一貫性を保証するためにシリアライザブルトランザクションを使用するよう書かれている他の環境からのソフトウェアは、PostgreSQLでこの点に関して「正しく動く」べきです。
When using this technique, it will avoid creating an unnecessary burden
for application programmers if the application software goes through a
framework which automatically retries transactions which are rolled
back with a serialization failure. It may be a good idea to set
<literal>default_transaction_isolation</literal> to <literal>serializable</literal>.
It would also be wise to take some action to ensure that no other
transaction isolation level is used, either inadvertently or to
subvert integrity checks, through checks of the transaction isolation
level in triggers.
この技術を使用した場合、アプリケーションソフトウェアが直列化失敗でロールバックしたトランザクションを自動的に再試行するようなフレームワークを備えている場合、アプリケーションプログラマにとって不必要な負担を生み出さないようにするでしょう。
default_transaction_isolationをserializableにセットすることはよい考えかもしれません。
他のトランザクション分離レベルは使用されないことを保証する処置を講ずる、そうでなければ、不注意に完全位チェックを失わないよう、トリガーでトランザクション分離レベルのチェックをすることも賢明でしょう。
See <xref linkend="xact-serializable"/> for performance suggestions. 実行に関する提言は13.2.3を参照してください。
This level of integrity protection using Serializable transactions does not yet extend to hot standby mode (<xref linkend="hot-standby"/>) or logical replicas. Because of that, those using hot standby or logical replication may want to use Repeatable Read and explicit locking on the primary. シリアライザブルトランザクションを使用する整合性保護レベルは、まだホットスタンバイモード(27.4)や論理レプリケーションには拡張されていません。 そのために、ホットスタンバイや論理レプリケーションを使用する場合は、プライマリにおけるリピータブルリードと明示的なロック処理の利用が望まれるかもしれません。
When non-serializable writes are possible,
to ensure the current validity of a row and protect it against
concurrent updates one must use <command>SELECT FOR UPDATE</command>,
<command>SELECT FOR SHARE</command>, or an appropriate <command>LOCK
TABLE</command> statement. (<command>SELECT FOR UPDATE</command>
and <command>SELECT FOR SHARE</command> lock just the
returned rows against concurrent updates, while <command>LOCK
TABLE</command> locks the whole table.) This should be taken into
account when porting applications to
<productname>PostgreSQL</productname> from other environments.
非シリアライザブルの書き込みが可能な場合、
ある行の現時点の有効性を確実なものとし、同時更新を避けるためには、SELECT FOR UPDATE文やSELECT FOR SHARE文、適切なLOCK TABLE文を使用する必要があります
（SELECT FOR UPDATE文およびSELECT FOR SHARE文は返ってきた行のみを同時に起こる更新からロックし、LOCK TABLEはテーブル全体をロックします）。
これはPostgreSQLに他の環境からアプリケーションを移植する時に考慮されなければなりません
Also of note to those converting from other environments is the fact
that <command>SELECT FOR UPDATE</command> does not ensure that a
concurrent transaction will not update or delete a selected row.
To do that in <productname>PostgreSQL</productname> you must actually
update the row, even if no values need to be changed.
<command>SELECT FOR UPDATE</command> <emphasis>temporarily blocks</emphasis>
other transactions from acquiring the same lock or executing an
<command>UPDATE</command> or <command>DELETE</command> which would
affect the locked row, but once the transaction holding this lock
commits or rolls back, a blocked transaction will proceed with the
conflicting operation unless an actual <command>UPDATE</command> of
the row was performed while the lock was held.
他の環境から切り替えた場合のさらなる注意点としては、同時実行トランザクションが選択された行を更新しないか削除しないということをSELECT FOR UPDATEが保証しないという事実です。
PostgreSQLでそれをするためには、値を変更する必要がなくても、実際に行を更新しなければなりません。
SELECT FOR UPDATEは、他のトランザクションが同じロックを獲得すること、または、ロックされた行に影響するUPDATEまたはDELETEを実行することを一時的にブロックします。
しかしトランザクションがコミットするかロールバックして一度このロックを獲得すると、ロックが獲得されている間に、行の実際のUPDATEが行われなかった場合、ブロックされたトランザクションは、競合した操作を続けることになります。
Global validity checks require extra thought under
non-serializable <acronym>MVCC</acronym>.
For example, a banking application might wish to check that the sum of
all credits in one table equals the sum of debits in another table,
when both tables are being actively updated. Comparing the results of two
successive <literal>SELECT sum(...)</literal> commands will not work reliably in
Read Committed mode, since the second query will likely include the results
of transactions not counted by the first. Doing the two sums in a
single repeatable read transaction will give an accurate picture of only the
effects of transactions that committed before the repeatable read transaction
started — but one might legitimately wonder whether the answer is still
relevant by the time it is delivered. If the repeatable read transaction
itself applied some changes before trying to make the consistency check,
the usefulness of the check becomes even more debatable, since now it
includes some but not all post-transaction-start changes. In such cases
a careful person might wish to lock all tables needed for the check,
in order to get an indisputable picture of current reality. A
<literal>SHARE</literal> mode (or higher) lock guarantees that there are no
uncommitted changes in the locked table, other than those of the current
transaction.
非シリアライザブルMVCCにおいては全体的な有効性チェックに特別な考慮を払わなければなりません。
例えば銀行のアプリケーションで、1つのテーブルにある全ての貸方の合計が、別のテーブルにある借方の合計と同じであることを、二つのテーブルが常に更新されているときに、チェックする必要があるとします。
2つの連続するSELECT sum(...)コマンドの結果を比べると、2番目の問い合わせは、おそらく最初の問い合わせによってカウントされなかったトランザクションの結果を含んでいるため、リードコミッティドモードでは信頼のおける処理を実行できないことがわかります。
1つのリピータブルリードトランザクションで2つの合計を出力すると、リピータブルリードトランザクションが開始される前にコミットされたトランザクション結果のみの正確な状況を得ることができます。
しかし、その結果がもたらされた時点でもなお妥当であるかどうかは、実際には疑わしいかもしれません。
整合性チェックを行う前にリピータブルリードトランザクション自身が変更を行った場合、そのチェックの有効性はさらに疑わしくなります。
これにより、トランザクション開始後に行われる変更の全てだけでなく、何か別のものが含まれるためです。
このような場合、注意深い人であれば、現状を確実に把握するためにチェックに必要な全てのテーブルをロックするでしょう。
SHAREモード（もしくはそれ以上）のロックにより、現在のトランザクションでの変更を除き、ロックされたテーブルにコミットされていない変更が存在しないことを保証されます。
Note also that if one is relying on explicit locking to prevent concurrent
changes, one should either use Read Committed mode, or in Repeatable Read
mode be careful to obtain
locks before performing queries. A lock obtained by a
repeatable read transaction guarantees that no other transactions modifying
the table are still running, but if the snapshot seen by the
transaction predates obtaining the lock, it might predate some now-committed
changes in the table. A repeatable read transaction's snapshot is actually
frozen at the start of its first query or data-modification command
(<literal>SELECT</literal>, <literal>INSERT</literal>,
<literal>UPDATE</literal>, <literal>DELETE</literal>, or
<literal>MERGE</literal>), so it is possible to obtain locks explicitly
before the snapshot is frozen.
同時に、明示的なロック処理を使用して、同時に変更が実行されるのを防ごうとする場合、リードコミッティドモードを使用するか、または、リピータブルリードモードの場合は、問い合わせを実行する前にロックを獲得するよう留意してください。
リピータブルリードトランザクションにおいて獲得されたロックは、テーブルに変更をかける他のトランザクションが現在実行されていないことを保証します。
しかし、トランザクションの参照しているスナップショットが、ロックの獲得より前に取得されたものであれば、そのスナップショットは現時点においてコミットされている変更より前のテーブルのものである可能性があります。
リピータブルリードトランザクションのスナップショットは、実際にはその最初の問い合わせもしくはデータ変更コマンド（SELECT、INSERT、UPDATE、DELETEまたはMERGE）が開始された時点で取得されます。
したがって、スナップショットを取得する前に、明示的にロックを獲得できます。