Представление pg_locks даёт доступ к информации о блокировках, удерживаемых активными процессами на сервере баз данных. Подробнее блокировки рассматриваются в Главе 13.

Представление pg_locks содержит одну строку для каждого активного блокируемого объекта, запрошенного режима блокировки и блокирующего процесса. Таким образом, один и тот же блокируемый объект может фигурировать в этом представлении неоднократно, если его блокируют или ожидают блокировки несколько процессов. Однако объекты, свободные от блокировок, в этом представлении отсутствуют вовсе.

Существует несколько различных типов блокируемых объектов: отношения целиком (например, таблицы), отдельные страницы отношений, отдельные кортежи отношений, идентификаторы транзакций (виртуальные и постоянные) и произвольные объекты баз данных (идентифицируемые по OID класса и OID объекта, так же как в pg_description или pg_depend). Кроме того, в виде отдельного блокируемого объекта представлено право расширения отношения, как и право изменения значения pg_database.datfrozenxid. Также могут быть установлены «рекомендательные» блокировки, не имеющие предопределённого значения.

Признак granted устанавливается в строке, представляющей блокировку, удерживаемую указанным процессом. Если он сброшен, этот процесс ждёт блокировки, из чего следует что как минимум один другой процесс удерживает или ожидает блокировку того же объекта в конфликтующем режиме. Ожидающий процесс будет приостановлен до освобождения другой блокировки (или выявления ситуации взаимоблокировки). Один процесс в один момент времени может ожидать получения максимум одной блокировки.

На протяжении транзакции серверный процесс удерживает исключительную блокировку виртуального идентификатора транзакции. Если транзакции назначается постоянный идентификатор (что обычно происходит, только если транзакция изменяет состояние базы данных), он также удерживает до её завершения блокировку этого постоянного идентификатора. Когда процесс находит необходимым ожидать именно какую-то другую транзакцию, он делает это, запрашивая разделяемую блокировку для идентификатора этой транзакции (виртуального или постоянного, в зависимости от ситуации). Этот запрос будет выполнен, только когда другая транзакция завершится и освободит свои блокировки.

Хотя кортежи тоже представляют собой блокируемый объект, информация о блокировках строк хранится на диске, а не в памяти, поэтому такие блокировки обычно не показываются в этом представлении. Если процесс ожидает блокировки на уровне строки, он обычно виден в нём как ожидающий постоянного идентификатора транзакции текущего владельца этой блокировки.

Рекомендательные блокировки могут быть получены по ключам, состоящим из одного значения bigint или из двух значений integer. Старшая половина bigint выводится в столбце classid, а младшая половина в столбце objid, и objsubid равен 1. Исходное значение bigint может быть восстановлено выражением (classid::bigint << 32) | objid::bigint. Для ключей integer первая часть ключа находится в classid, а вторая часть в objid, и objsubid равна 2. Конкретное предназначение этих ключей определяет пользователь. Рекомендательные блокировки существуют в рамках базы данных, поэтому столбец database имеет значение для таких блокировок.

Представление pg_locks даёт общую информацию по всем блокировкам в кластере баз данных, а не только по тем, что относятся к текущей базе. Хотя соединив relation с pg_class.oid, можно получить заблокированные отношения, это будет работать корректно только для отношений в текущей базе данных (для тех, в блокировках которых столбец database содержит OID текущей базы данных или ноль).

Соединив столбец pid со столбцом pid представления pg_stat_activity, можно получить дополнительную информацию о сеансах, удерживающих или ожидающих каждую блокировку, например так:

SELECT * FROM pg_locks pl LEFT JOIN pg_stat_activity psa
    ON pl.pid = psa.pid;

Также, если вы используете подготовленные транзакции, столбец virtualtransaction можно соединить со столбцом transaction представления pg_prepared_xacts для получения дополнительной информации о подготовленных транзакциях, удерживающих блокировки. (Подготовленная транзакция не может ожидать блокировок, но она может продолжать удерживать блокировки, полученные ей в процессе выполнения.) Например:

SELECT * FROM pg_locks pl LEFT JOIN pg_prepared_xacts ppx
    ON pl.virtualtransaction = '-1/' || ppx.transaction;

Хотя в принципе возможно получить информацию о процессах, которые блокируют другие процессы, соединив представление pg_locks с ним же, очень трудно сделать это правильно во всех деталях. В частности потому, что такой запрос должен будет знать, какие режимы блокировки конфликтуют с другими. Мало того, представление pg_locks не показывает, какие процессы стоят перед какими в очередях ожидания блокировок, а также какие процессы являются параллельными рабочими процессами и к каким клиентским сеансам они относятся. Чтобы узнать, каким процессом или процессами блокируется ожидающий процесс, лучше использовать функцию pg_blocking_pids() (см. Таблицу 9.63).

В представлении pg_locks показываются данные и из менеджера обычных блокировок, и из менеджера предикатных блокировок, которые являются отдельными механизмами; кроме того, менеджер обычных блокировок подразделяет свои блокировки на обычные и полученные быстрым путём. Абсолютная согласованность всех этих данных не гарантируется. При обращении к этому представлению данные блокировок по быстрому пути (с fastpath = true) собираются по очереди с каждого серверного процесса, без замораживания состояния всего менеджера блокировок, так что существует возможность, что в процессе сбора этой информации блокировки будут освобождены или получены. Заметьте однако, что эти блокировки не должны конфликтовать с любыми другими актуальными блокировками. После того как от всех процессов получены блокировки по быстрому пути, менеджер обычных блокировок замораживается целиком и информация обо всех оставшихся блокировках собирается в атомарной операции. После размораживания этого менеджера, также замораживается менеджер предикатных блокировок, и информация об этих блокировках собирается атомарно. Таким образом, за исключением блокировок по быстрому пути, каждый менеджер блокировок выдаёт согласованный набор результатов, но так как мы не блокируем оба этих менеджера одновременно, блокировки могут быть получены или освобождены после того, как опрашивается менеджер обычных блокировок, и до того, как опрашивается менеджер предикатных блокировок.

Блокировка менеджера обычных или предикатных блокировок может отразиться на производительности базы данных, если обращаться к этому представлению часто. Эта блокировка удерживается не дольше, чем необходимо для получения данных от менеджеров, но это не исключает возможность снижения производительности.