Правила ON SELECT применяются ко всем запросам на последнем этапе, даже если это команда INSERT, UPDATE или DELETE. Эти правила отличаются от правил других видов тем, что они модифицируют непосредственно дерево запросов, а не создают новое. Поэтому мы начнём описание с правил SELECT.

В настоящее время возможно только одно действие в правиле ON SELECT и это должно быть безусловное действие SELECT, выполняемое в режиме INSTEAD. Это ограничение было введено, чтобы сделать правила достаточно безопасными для применения обычными пользователями, так что действие правил ON SELECT сводится к реализации представлений.

В примерах этой главы рассматриваются два представления с соединением, которые выполняют некоторые вычисления, и которые, в свою очередь, используются другими представлениями. Первое из этих двух представлений затем модифицируется, к нему добавляются правила для операций INSERT, UPDATE и DELETE, так что в итоге получается представление, которое работает как обычная таблица с некоторыми необычными функциями. Это не самый простой пример для начала, поэтому понять некоторые вещи будет сложнее. Но лучше иметь один пример, поэтапно охватывающий все обсуждаемые здесь темы, чем несколько различных, при восприятии которых в итоге может возникнуть путаница.

Таблицы, которые понадобятся нам для описания системы правил, выглядят так:

CREATE TABLE shoe_data (
    shoename   text,          -- первичный ключ
    sh_avail   integer,       -- число имеющихся пар
    slcolor    text,          -- предпочитаемый цвет шнурков
    slminlen   real,          -- минимальная длина шнурков
    slmaxlen   real,          -- максимальная длина шнурков
    slunit     text           -- единица длины
);

CREATE TABLE shoelace_data (
    sl_name    text,          -- первичный ключ
    sl_avail   integer,       -- число имеющихся пар
    sl_color   text,          -- цвет шнурков
    sl_len     real,          -- длина шнурков
    sl_unit    text           -- единица длины
);

CREATE TABLE unit (
    un_name    text,          -- первичный ключ
    un_fact    real           -- коэффициент для перевода в см
);

Как можно догадаться, в них хранятся данные обувной фабрики.

Представления создаются так:

CREATE VIEW shoe AS
    SELECT sh.shoename,
           sh.sh_avail,
           sh.slcolor,
           sh.slminlen,
           sh.slminlen * un.un_fact AS slminlen_cm,
           sh.slmaxlen,
           sh.slmaxlen * un.un_fact AS slmaxlen_cm,
           sh.slunit
      FROM shoe_data sh, unit un
     WHERE sh.slunit = un.un_name;

CREATE VIEW shoelace AS
    SELECT s.sl_name,
           s.sl_avail,
           s.sl_color,
           s.sl_len,
           s.sl_unit,
           s.sl_len * u.un_fact AS sl_len_cm
      FROM shoelace_data s, unit u
     WHERE s.sl_unit = u.un_name;

CREATE VIEW shoe_ready AS
    SELECT rsh.shoename,
           rsh.sh_avail,
           rsl.sl_name,
           rsl.sl_avail,
           least(rsh.sh_avail, rsl.sl_avail) AS total_avail
      FROM shoe rsh, shoelace rsl
     WHERE rsl.sl_color = rsh.slcolor
       AND rsl.sl_len_cm >= rsh.slminlen_cm
       AND rsl.sl_len_cm <= rsh.slmaxlen_cm;

Команда CREATE VIEW для представления shoelace (самого простого из имеющихся) создаёт отношение shoelace и запись в pg_rewrite о правиле перезаписи, которое должно применяться, когда в запросе на выборку задействуется отношение shoelace. Для этого правила не задаются условия применения (о них рассказывается ниже, в описании правил не для SELECT, так как правила SELECT в настоящее бывают только безусловными) и оно действует в режиме INSTEAD. Заметьте, что условия применения отличаются от условий фильтра запроса, например, действие для нашего правила содержит условие фильтра. Действие правила выражается одним деревом запроса, которое является копией оператора SELECT в команде, создающей представление.

Сейчас мы наполним таблицы unit (единицы измерения), shoe_data (данные о туфлях) и shoelace_data (данные о шнурках) и выполним простой запрос к представлению:

INSERT INTO unit VALUES ('cm', 1.0);
INSERT INTO unit VALUES ('m', 100.0);
INSERT INTO unit VALUES ('inch', 2.54);

INSERT INTO shoe_data VALUES ('sh1', 2, 'black', 70.0, 90.0, 'cm');
INSERT INTO shoe_data VALUES ('sh2', 0, 'black', 30.0, 40.0, 'inch');
INSERT INTO shoe_data VALUES ('sh3', 4, 'brown', 50.0, 65.0, 'cm');
INSERT INTO shoe_data VALUES ('sh4', 3, 'brown', 40.0, 50.0, 'inch');

INSERT INTO shoelace_data VALUES ('sl1', 5, 'black', 80.0, 'cm');
INSERT INTO shoelace_data VALUES ('sl2', 6, 'black', 100.0, 'cm');
INSERT INTO shoelace_data VALUES ('sl3', 0, 'black', 35.0, 'inch');
INSERT INTO shoelace_data VALUES ('sl4', 8, 'black', 40.0, 'inch');
INSERT INTO shoelace_data VALUES ('sl5', 4, 'brown', 1.0, 'm');
INSERT INTO shoelace_data VALUES ('sl6', 0, 'brown', 0.9, 'm');
INSERT INTO shoelace_data VALUES ('sl7', 7, 'brown', 60, 'cm');
INSERT INTO shoelace_data VALUES ('sl8', 1, 'brown', 40, 'inch');

SELECT * FROM shoelace;

 sl_name   | sl_avail | sl_color | sl_len | sl_unit | sl_len_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)

Это самый простой запрос SELECT, который можно выполнить с нашими представлениями, и мы воспользуемся этим, чтобы объяснить азы правил представлений. Запрос SELECT * FROM shoelace интерпретируется анализатором запросов и преобразуется в дерево запроса:

SELECT shoelace.sl_name, shoelace.sl_avail,
       shoelace.sl_color, shoelace.sl_len,
       shoelace.sl_unit, shoelace.sl_len_cm
  FROM shoelace shoelace;

Это дерево передаётся в систему правил, которая проходит по списку отношений и проверяет, есть ли какие-либо правила для этих отношений. Обрабатывая элемент отношения shoelace (сейчас он единственный), система правил находит правило _RETURN с деревом запроса:

SELECT s.sl_name, s.sl_avail,
       s.sl_color, s.sl_len, s.sl_unit,
       s.sl_len * u.un_fact AS sl_len_cm
  FROM shoelace old, shoelace new,
       shoelace_data s, unit u
 WHERE s.sl_unit = u.un_name;

Чтобы развернуть представление, механизм перезаписи просто формирует новый элемент для списка отношений — подзапрос, содержащий дерево действия правила, и подставляет этот элемент вместо исходного, на который ссылалось представление. Получившееся перезаписанное дерево запроса будет почти таким как дерево запроса:

SELECT shoelace.sl_name, shoelace.sl_avail,
       shoelace.sl_color, shoelace.sl_len,
       shoelace.sl_unit, shoelace.sl_len_cm
  FROM (SELECT s.sl_name,
               s.sl_avail,
               s.sl_color,
               s.sl_len,
               s.sl_unit,
               s.sl_len * u.un_fact AS sl_len_cm
          FROM shoelace_data s, unit u
         WHERE s.sl_unit = u.un_name) shoelace;

Однако есть одно различие: в списке отношений подзапроса будут содержаться два дополнительных элемента: shoelace old и shoelace new. Эти элементы не принимают непосредственного участия в запросе, так как они не задействованы в дереве соединения подзапроса и в целевом списке. Механизм перезаписи использует их для хранения информации о проверке прав доступа, которая изначально хранилась в элементе, указывающем на представление. Таким образом, исполнитель будет по-прежнему проверять, имеет ли пользователь необходимые права для доступа к представлению, хотя в перезаписанном запросе это представление не фигурирует непосредственно.

Так было применено первое правило. Система правил продолжит проверку оставшихся элементов списка отношений на верхнем уровне запроса (в данном случае таких элементов нет) и рекурсивно проверит элементы списка отношений в добавленном подзапросе, не ссылаются ли они на представления. (Но old и new разворачиваться не будут — иначе мы получили бы бесконечную рекурсию!) В этом примере для shoelace_data и unit нет правил перезаписи, так что перезапись завершается и результат, полученный выше, передаётся планировщику.

Сейчас мы хотим написать запрос, который выбирает туфли из имеющихся в данный момент, для которых есть подходящие шнурки (по цвету и длине) и число готовых пар больше или равно двум.

SELECT * FROM shoe_ready WHERE total_avail >= 2;

 shoename | sh_avail | sl_name | sl_avail | total_avail
----------+----------+---------+----------+-------------
 sh1      |        2 | sl1     |        5 |           2
 sh3      |        4 | sl7     |        7 |           4
(2 rows)

На этот раз анализатор запроса выводит такое дерево:

SELECT shoe_ready.shoename, shoe_ready.sh_avail,
       shoe_ready.sl_name, shoe_ready.sl_avail,
       shoe_ready.total_avail
  FROM shoe_ready shoe_ready
 WHERE shoe_ready.total_avail >= 2;

Первое правило применяется к представлению shoe_ready и в результате получается дерево запроса:

SELECT shoe_ready.shoename, shoe_ready.sh_avail,
       shoe_ready.sl_name, shoe_ready.sl_avail,
       shoe_ready.total_avail
  FROM (SELECT rsh.shoename,
               rsh.sh_avail,
               rsl.sl_name,
               rsl.sl_avail,
               least(rsh.sh_avail, rsl.sl_avail) AS total_avail
          FROM shoe rsh, shoelace rsl
         WHERE rsl.sl_color = rsh.slcolor
           AND rsl.sl_len_cm >= rsh.slminlen_cm
           AND rsl.sl_len_cm <= rsh.slmaxlen_cm) shoe_ready
 WHERE shoe_ready.total_avail >= 2;

Подобным образом, правила для shoe и shoelace подставляются в список отношений, что даёт окончательное дерево запроса:

SELECT shoe_ready.shoename, shoe_ready.sh_avail,
       shoe_ready.sl_name, shoe_ready.sl_avail,
       shoe_ready.total_avail
  FROM (SELECT rsh.shoename,
               rsh.sh_avail,
               rsl.sl_name,
               rsl.sl_avail,
               least(rsh.sh_avail, rsl.sl_avail) AS total_avail
          FROM (SELECT sh.shoename,
                       sh.sh_avail,
                       sh.slcolor,
                       sh.slminlen,
                       sh.slminlen * un.un_fact AS slminlen_cm,
                       sh.slmaxlen,
                       sh.slmaxlen * un.un_fact AS slmaxlen_cm,
                       sh.slunit
                  FROM shoe_data sh, unit un
                 WHERE sh.slunit = un.un_name) rsh,
               (SELECT s.sl_name,
                       s.sl_avail,
                       s.sl_color,
                       s.sl_len,
                       s.sl_unit,
                       s.sl_len * u.un_fact AS sl_len_cm
                  FROM shoelace_data s, unit u
                 WHERE s.sl_unit = u.un_name) rsl
         WHERE rsl.sl_color = rsh.slcolor
           AND rsl.sl_len_cm >= rsh.slminlen_cm
           AND rsl.sl_len_cm <= rsh.slmaxlen_cm) shoe_ready
 WHERE shoe_ready.total_avail > 2;

Это может показаться неэффективным, но планировщик преобразует этот запрос в одноуровневое дерево, «подтягивая» подзапросы в главный запрос, а затем планирует соединения так же, как и при явной записи с соединениями. Таким образом, упрощение дерева запросов является оптимизацией, которая производится независимо от перезаписи запросов.

До этого в описании правил представлений не затрагивались два компонента дерева запросов — тип команды и результирующее отношение. На самом деле, тип команды не важен для правил представления, но результирующее отношение может повлиять на работу механизма перезаписи, потому что если это представление, требуются дополнительные операции.

Есть только несколько отличий между деревом запроса для SELECT и деревом для другой команды. Очевидно, у них различные типы команд, и для команды, отличной от SELECT, результирующее отношение указывает на элемент в списке отношений, куда должен попасть результат. Все остальные компоненты в точности те же. Поэтому, например, если взять таблицы t1 и t2 со столбцами a и b, деревья запросов для этих операторов:

SELECT t2.b FROM t1, t2 WHERE t1.a = t2.a;

UPDATE t1 SET b = t2.b FROM t2 WHERE t1.a = t2.a;

будут практически одинаковыми. В частности:

Как следствие, для обоих деревьев строятся похожие планы выполнения, с соединением двух таблиц. Для UPDATE планировщик добавляет в выходной список недостающие столбцы из t1 и окончательное дерево становится таким:

UPDATE t1 SET a = t1.a, b = t2.b FROM t2 WHERE t1.a = t2.a;

В результате исполнитель, обрабатывающий соединение, выдаёт тот же результат, что и запрос:

SELECT t1.a, t2.b FROM t1, t2 WHERE t1.a = t2.a;

Но с UPDATE есть маленькая проблема: часть плана исполнителя, в которой выполняется соединение, не представляет, для чего предназначены результаты соединения. Она просто выдаёт результирующий набор строк. Фактически есть одна команда SELECT, а другая, UPDATE, обрабатывается исполнителем выше, где он уже знает, что это команда UPDATE и что результат должен попасть в таблицу t1. Но какие из строк таблицы должны заменяться новыми?

Для решения этой проблемы в выходной список операторов UPDATE (и DELETE) добавляется ещё один элемент: идентификатор текущего кортежа (Current Tuple ID, CTID). Это системный столбец, содержащий номер блока в файле и позицию строки в блоке. Зная таблицу, по CTID можно получить исходную строку в t1, подлежащую изменению. С добавленным в выходной список CTID запрос фактически выглядит так:

SELECT t1.a, t2.b, t1.ctid FROM t1, t2 WHERE t1.a = t2.a;

Теперь мы перейдём ещё к одной особенности PostgreSQL. Старые строки таблицы не переписываются, поэтому ROLLBACK выполняется быстро. С командой UPDATE в таблицу вставляется новая строка результата (без CTID) и в заголовке старой строки, на которую указывает CTID, в поля cmax и xmax записываются текущий счётчик команд и идентификатор текущей транзакции. Таким образом, старая строка оказывается скрытой и после фиксирования транзакции процесс очистки может окончательно удалить неактуальную версию строки.

Зная всё это, мы можем применять правила представлений абсолютно таким же образом к любой команде — никаких различий нет.

Выше было показано, как система правил внедряет определения представлений в исходное дерево запроса. Во втором примере простой запрос SELECT к одному представлению создал окончательное дерево запроса, соединяющее 4 таблицы (таблица unit использовалась дважды с разными именами).

Преимущество реализации представлений через систему правил заключается в том, что планировщик получает в одном дереве запроса всю информацию о таблицах, которые нужно прочитать, о том, как связаны эти таблицы, об условиях в представлениях, а также об условиях, заданных в исходном запросе. И всё это имеет место, когда сам исходный запрос представляет собой соединение представлений. Планировщик должен выбрать лучший способ выполнения запроса, и чем больше информации он получит, тем лучше может быть его выбор. И то, как в PostgreSQL реализована система правил, гарантирует, что ему поступает вся информация, собранная о запросе на данный момент.

Но что произойдёт, если записать имя представления в качестве целевого отношения команды INSERT, UPDATE или DELETE? Если проделать подстановки, описанные выше, будет получено дерево запроса, в котором результирующее отношение указывает на элемент-подзапрос, что не будет работать. Однако PostgreSQL даёт ряд возможностей, чтобы сделать представления изменяемыми.

Если подзапрос выбирает данные из одного базового отношения и он достаточно прост, механизм перезаписи может автоматически заменить его нижележащим базовым отношением, чтобы команды INSERT, UPDATE или DELETE обращались к базовому отношению. Представления, «достаточно простые» для этого, называются автоматически изменяемыми. Подробнее виды представлений, которые могут изменяться автоматически, описаны в CREATE VIEW.

Эту задачу также можно решить, создав триггер INSTEAD OF для представления. В этом случае перезапись будет работать немного по-другому. Для INSERT механизм перезаписи не делает с представлением ничего, оставляя его результирующим отношением запроса. Для UPDATE и DELETE ему по-прежнему придётся разворачивать запрос представления, чтобы получить «старые» строки, которые эта команда попытается изменить или удалить. Поэтому представление разворачивается как обычно, но в запрос добавляется ещё один элемент списка отношений, указывающий на представление в роли результирующего отношения.

При этом возникает проблема идентификации строк в представлении, подлежащих изменению. Вспомните, что когда результирующее отношение является таблицей, в выходной список добавляется специальное поле CTID, указывающее на физическое расположение изменяемых строк. Но это не будет работать, когда результирующее отношение — представление, так как в представлениях нет CTID, потому что их строки физически нигде не находятся. Вместо этого, для операций UPDATE или DELETE в выходной список добавляется специальный элемент wholerow (вся строка), который разворачивается в содержимое всех столбцов представления. Используя этот элемент, исполнитель передаёт строку «old» в триггер INSTEAD OF. Какие именно строки должны изменяться фактически, будет решать сам триггер, исходя из полученных значений старых и новых строк.

Кроме того, пользователь может определить правила INSTEAD, в которых задать действия замены для команд INSERT, UPDATE и DELETE с представлением. Эти правила обычно преобразуют команду в другую команду, изменяющую одну или несколько таблиц, а не представление. Эта тема освещается в Разделе 41.4.

Заметьте, что такие правила вычисляются сначала, перезаписывая исходный запрос до того, как он будет планироваться и выполняться. Поэтому, если для представления определены и триггеры INSTEAD OF, и правила для INSERT, UPDATE или DELETE, сначала вычисляются правила, а в зависимости от их действия, триггеры могут не вызываться вовсе.

Автоматическая перезапись запросов INSERT, UPDATE или DELETE с простыми представлениями всегда производится в последнюю очередь. Таким образом, если у представления есть правила или триггеры, они переопределяют поведение автоматически изменяемых представлений.

Если для представления не определены правила INSTEAD или триггеры INSTEAD OF, и запрос не удаётся автоматически переписать в виде обращения к нижележащему базовому отношению, возникает ошибка, потому что исполнитель не сможет изменить такое представление.