讨论ORACLE的工作机制（转）

liyongdong

由此可见，实例失败后用于恢复的时间由两个检查点之间的间隔大小来决定，我们可以通个四个参数设置检查点执行的频率， LOG_CHECKPOINT_IMTERVAL决定了两个检查点之间写入重做日志文件的系统物理块的大小， LOG_CHECKPOINT_TIMEOUT决定了两个检查点之间的时间长度，FAST_START_IO_TARGET决定了用于恢复时需要处理的块的大小，FAST_START_MTTR_TARGET直接决定了用于恢复的时间的长短。

liyongdong

SMON进程执行的前滚和回滚与用户的回滚是不同的，SMON是根据重做日志文件进行前滚或回滚，而用户的回滚一定是根据回滚段的内容进行回滚的。在这里我们要说一下回滚段存储的数据，假如是delete操作，则回滚段将会记录整个行的数据，假如是update,则回滚段只记录被修改了的字段的变化前的数据（前映像），也就是没有被修改的字段是不会被记录的，假如是insert，则回滚段只记录插入记录的rowid。这样假如事务提交，那回滚段中简单标记该事务已经提交；假如是回退，则如果操作是是delete,回退的时候把回滚段中数据重新写回数据块，操作如果是update，则把变化前数据修改回去，操作如果是insert，则根据记录的rowid 把该记录删除。

liyongdong

下面我们要讲DBWN如何来写数据文件，在写数据文件前首先要找到可写的空闲数据块，ORACLE中空闲数据块可以通过FREELIST或BITMAP来维护，它们位于一个段的头部用来标识当前段中哪些数据块可以进行INSERT。在本地管理表空间中ORACLE自动管理分配给段的区的大小，区的分配信息存储在组成表空间的数据文件的头部，而数据字典管理的表空间用户可以在创建时决定区的大小，并且区的分配信息是存储在数据字典中的，只在本地管理的表空间中才能选用段自动管理，采用自动段空间管理的本地管理表空间中的段中的空闲数据块的信息就存放在段的头部并且使用位图来管理，采用手动管理的本地管理表空间中的段和数据字典管理的表空间中的段中的空闲数据块的管理都使用位于段头部的空闲列表来管理.

liyongdong

空闲列表的工作方式：首先一个空的数据块被加入空闲列表，当其中空闲空间小于PCTFREE设置的值之后，这个块从空闲列表删除，当这个块中的内容降至 PCTUSED设置的值之下后，这个数据块被再次加入空闲列表，位于空闲列表中的数据块都是可以向其中INSERT的块，当一个块移出了空闲列表，但只要其中还有保留空间就可以进行UPDATE，当对其中一行UPDATE一个大数据时，如果当前块不能完全放下整个行，只会把整个行迁移到一个新的数据块，并在原块位置留下一个指向新块的指针，这叫行迁移。如果一个数据块可以INSERT，当插入一个当前块装不下的行时，这个行会溢出到两个或两个几上的块中，这叫行链接。如果用户的动作是INSERT 则服务器进程会先锁定FREELIST，然后找到空闲块的地址，再释放FREELIST，当多个服务器进程同时想要锁定FREELIST时即发生 FREELIST的争用，可以在非采用自动段空间管理的表空间中创建表时指定FREELIST的个数，默认为1，如果是在采用自动段空间管理的表空间中创建表，即使指定了FREELIST也会被忽略，因为此时将使用BITMAP而不是FREELIST来管理段中的空闲空间。如果用户动作是UPDATE服务器进程将不会使用到FREELIST和BITMAP，因为不要去寻找一个空闲块，而使用锁的队列。

liyongdong

如果两个用户锁定各自的一行并请求对方锁定的行的时候将发生无限期等待即死锁，死锁的发生都是由于锁的争用而不是锁存器的争用引起的，ORACLE在遇到死锁时，自动释放其中一个用户的锁并回滚此用户的改变。正常情况下发生锁的争用时，数据的最终保存结果由SCN来决定哪个进程的更改被最终保存。两个用户的服务器进程在申请同一表的多个行的锁的时候是可以交错进入锁的申请队列的。只有其中发生争用才会进行等待。创建表时指定的MAXTRANS参数决了，表中的一个数据块最多可以被几个事务同时锁定。

liyongdong

下面是几个关于回滚段和死锁的事例：

    有表：Test (id number(10)) 有记录1000000条

一，大SELECT，小UPDATE
    A会话----Select * from test;----设scn=101----执行时间09:10:11
B会话-----Update test set id=9999999 where id=1000000----设scn=102-----执行时间09:10:12

liyongdong

我们会发现B会话会在A会话前完成，A会话中显示的ID=100000是从回滚段中读取的，因为A会话在读到ID=1000000所在的BLOCK时发现 BLOCK上有事务信息，因此要从回滚段中读，如果UPDATE在SELECT读到此BLOCK之前已经COMMIT，则SELECT 读到此BLOCK时发现其BLOCK上没有事务信息，但是会发现其BLICK的SCN比SELECT自己的SCN大，因此也会从回滚段中读取。

liyongdong

因此是否从回滚段读一是看是否有事务信息二是比较SCN大小。如果B会话在A会话结束前连续多次对同一条记录UPDATE并COMMIT，那么在回滚段中将记录多个“前映像”，而每个“前映像”中不但包括了原BLOCK的数据和SCN也记录了“前前映像”的回滚段地址，因此A会话在查询到被UPDATE过的BLOCK时，会根据BLOCK记录的回滚段的地址，找到回滚段中的“前映像”，发现这个“前映像”的SCN也比自己的大，因此将根据这个“前映像”中记录的“前前映像”的回滚段地址，在回滚段中找到“前前映像”，再与这个“前前映像”比较SCN，如果比自己小就读取，如果还比自己大，则重复以上步骤，直到找到比自己SCN小的“前…前映像”为止，如果找不到，就会报ORA-01555快照太旧这个错误。

liyongdong

二、大UPDATE，小SELECT

    A会话----Update test set id=1;----设scn=101----执行时间09:10:11
    B会话-----select * from test where id=1000000----设scn=102-----执行时间09:10:12

liyongdong

我们会发现B会话会在A会话前完成，B会话中显示的ID=1000000是从BLOCK中直接读取的，因为B会话在读到ID=1000000所在的 BLOCK时，A会话还没有来得及对其锁定，因此B会话既不会发现BLOCK上有事务信息，也不会发现BLOCK上的SCN比SELECT的大，因此会从 BLOCK中直接读取，如果SELECT在UPDATE锁定此BLOCK后才发出，B会话读到此BLOCK时发现其BLOCK上有事务信息，因此会从回滚段中读取。