Индексные методы доступа должны справляться с параллельными операциями обновления индекса, производимыми несколькими процессами. Ядро системы PostgreSQL получает блокировку AccessShareLock для индекса в процессе сканирования и RowExclusiveLock при модификации индекса (включая и обычную очистку командой VACUUM). Так как эти типы блокировок не конфликтуют, метод доступа должен сам устанавливать более точечные блокировки, которые ему могут потребоваться. Блокировка индекса в целом в режиме ACCESS EXCLUSIVE устанавливается только при создании и уничтожении индекса или операции REINDEX (вместо этого используется SHARE UPDATE EXCLUSIVE вместе с CONCURRENTLY).

Реализация типа индекса, поддерживающего параллельные изменения, обычно требует глубокого и всестороннего анализа требуемого поведения. Для общего представления вы можете узнать о конструктивных решениях, принятых при реализации B-дерева и индекса по хешу, обратившись к src/backend/access/nbtree/README и src/backend/access/hash/README.

Помимо собственных внутренних требований индексов к целостности, при параллельном обновлении данных возникают вопросы согласованности родительской таблицы (основных данных) и индекса. Вследствие того, что PostgreSQL отделяет чтение и изменение основных данных от чтения и изменения индекса, образуются временные интервалы, в которых индекс может быть несогласованным с данными. Мы решаем эту проблему, применяя следующие правила:

Без третьего правила читатель индекса мог бы увидеть запись индекса за мгновение до того, как она была удалена процедурой VACUUM, а затем обратиться к соответствующей записи данных после того, как VACUUM удалит и её. Это не приведёт к серьёзным проблемам, если данный элемент остаётся незадействованным, когда к нему обращается читатель, так как пустой слот будет игнорироваться функцией heap_fetch(). Но как быть, если третий процесс уже занял этот слот какими-то своими данными? Когда применяется снимок, совместимый с MVCC, и это не проблема, так как эти данные определённо окажутся слишком новыми при проверке видимости для данного снимка. Однако для снимка несовместимого с MVCC (например, снимка SnapshotAny), может так получиться, что будет возвращена строка, на самом деле не соответствующая ключам сканирования. Мы можем защититься от такого исхода, потребовав, чтобы ключи сканирования всегда перепроверялись для строки данных, но это слишком дорогостоящее решение. Вместо этого, мы закрепляем страницу индекса как промежуточный объект, показывающий, что читатель может всё ещё быть «в пути» от записи индекса к соответствующей строке данных. Благодаря тому, что ambulkdelete блокируется при обращении к этой закреплённой странице, процедура VACUUM не сможет удалить строку данных, пока её извлечение не закончит читатель. Это решение оказывается очень недорогим по времени выполнения, а издержки блокирования привносятся только в редких случаях, когда действительно возникает конфликт.

Такое решение требует, чтобы сканирования индексов выполнялись «синхронно»: мы должны выбирать каждый следующий кортеж данных сразу после того получили соответствущую запись индекса. Это оказывается невыгодно по ряду причин. «Асинхронное» сканирование, при котором мы собираем множество TID из индекса, и обращаемся за кортежами данных только после этого, влечёт гораздо меньше издержек с блокировками и позволяет обращаться к данным более эффективным образом. Согласно проведённому выше анализу, мы должны использовать синхронный подход для снимков, несовместимых с MVCC, но для запросов со снимками MVCC будет работать и асинхронное сканирование.

При сканировании индекса с amgetbitmap, метод доступа не закрепляет страницы индекса ни для каких из возвращаемых кортежей. Поэтому такое сканирование можно безопасно применять только со снимками MVCC.

Когда флаг ampredlocks не установлен, любое сканирование с данным методом доступа в сериализуемой транзакции будет получать неблокирующую предикатную блокировку для всего индекса. Это будет приводить к конфликту чтения-записи при добавлении любого кортежа в этот индекс параллельной сериализуемой транзакцией. Если среди набора параллельных сериализуемых транзакций выявляются определённые варианты конфликтов чтения-записи, одна из этих транзакций может быть отменена для сохранения целостности данных. Когда данный флаг установлен, это означает, что метод доступа реализует более точную предикатную блокировку, что способствует сокращению частоты отмены транзакций по этой причине.