UNDO和REDO表空間區(qū)別

1、弄懂幾個概念:redo是重做日志文件，是oracle數(shù)據(jù)庫的日志文件.oracle的重做日志有兩種：在線重做日志以及歸檔重做日志。在線重做日志：主要用于由于數(shù)據(jù)庫主機掉電等原因?qū)е聦嵗。藭roracle采用在線重做日志在數(shù)據(jù)庫啟動時將數(shù)據(jù)庫恢復到歸檔重做日志：主要用于介質(zhì)失敗，比如：磁盤受損。此時需要使用對磁盤上的數(shù)據(jù)備份的歸動重做日志文件將該磁盤上的數(shù)據(jù)恢復到該歸檔文件數(shù)據(jù)所在的時間點上，然后再使用在線重做日志文件將適合的時間點上。歸檔重做日志文件實質(zhì)是被添滿的舊的在線重做日志的副本。歸檔重做日志文件是數(shù)據(jù)庫的歷史數(shù)據(jù)。在線重做日志在每個數(shù)據(jù)庫中至少有兩個重做日志組，每個日志組中至少有一

2、個重做日志文件，這些在線重做日志組是循環(huán)使用的，當日志組1被寫到最后時，然后自動切換到日志組2；當日志組2也被寫滿時，再切換到日志組1。undo與redo相反，redo是恢復數(shù)據(jù)，用于在事務失敗時重放事務，undo是撤消一條語句或者一組語句的作用oundo是存儲在數(shù)據(jù)庫內(nèi)部的段或者表空間中（undo如果是手動管理，則使用undo段來管理；如果undo使用AUM管理UNDO,則undo使用表空間來自動管理）。注意：在undo并不是物理的恢復到執(zhí)行語句之前或者事務之前的樣子，只是邏輯的恢復到原來的樣子，所有修改只是邏輯的取消，但是數(shù)據(jù)結構和數(shù)據(jù)塊在回滾之后也大不相同。原因是在多用戶系統(tǒng)中，有很多事

3、務是并發(fā)進行的，當一個事務修改一個數(shù)據(jù)并且被回滾，但是該數(shù)據(jù)在該用戶對該數(shù)據(jù)做過修改之后也也有被其他用戶修改，這個時候如果是對該事務修改的數(shù)據(jù)塊回滾到原來數(shù)據(jù)的物理樣子，就有可能將后來的事務所做的修改給覆蓋掉。所以回滾不是一個簡單的物理的恢復，而是邏輯恢復。例如：做下面的步驟：SQLdroptablet;表已刪除。SQLcreatetablet表已創(chuàng)建。SQLselect*fromt;未選定行SQLsetautotracetraceonlystatisticsSQLselect*fromt;未選定行統(tǒng)計信息992bytessentviaSQL*Nettoclient374bytesreceiv

4、edviaSQL*Netfromclient1SQL*Netroundtripsto/fromclientSQLsetautotraceoff;注意：在每個用例做2次全表掃描，這樣是為了避免解析和優(yōu)化期間優(yōu)化器可能產(chǎn)生的額外的I/O,測試只需要比較第二次的查詢情況SQLinsertintotselect*fromall_objects;統(tǒng)計信息676bytessentviaSQL*Nettoclient575bytesreceivedviaSQL*Netfromclient4SQL*Netroundtripsto/fromclientSQLrollback;回退已完成。SQLselect*fr

5、omt;未選定行SQLsetautotracetraceonlystatisticsSQLselect*fromt;未選定行統(tǒng)計信息992bytessentviaSQL*Nettoclient374bytesreceivedviaSQL*Netfromclient1SQL*Netroundtripsto/fromclientSQLsetautotraceoff;分析：在進行插入操作的時候數(shù)據(jù)庫為該表分配可新的數(shù)據(jù)塊，表示表所占用的空間變大。進行插入操作，表得到新的數(shù)據(jù)塊，然后格式化新的數(shù)據(jù)塊，然后準備放數(shù)據(jù)進入；此時另一個事務是回滾這些數(shù)據(jù)，此時回滾并不能將新分配給表的空間給撤消掉，也不能取消

6、對數(shù)據(jù)塊的格式化操作，實際做的是與原來的邏輯相反的工作，insert操作相反的操作是delete,delete相反的操作是insert操作，操作相反的操作是另外執(zhí)行一個update操作將其變?yōu)樵瓉淼男小ndo信息是存放在UNDO表空間或者UNDO段中，也會受REDO保護,即表示會將UNDO數(shù)據(jù)當做表數(shù)據(jù)或者是索引數(shù)據(jù)一樣，對UNDO的修改也會產(chǎn)生一些REDO,這些REDO信息也會被記錄到日志中去。為什么會這樣？在下面講解系統(tǒng)崩潰發(fā)生的情況會解釋oundo數(shù)據(jù)會被加到UNDO段有下面的三句語句：insertintot(x,y)values(1,1);updatetsetx=x+1wherex=

7、1;deletefromtwherex=2;假設沿著不同的路徑完成這個事務，得到不同的答案：路徑1：如果系統(tǒng)在處理這些語句的不同時間點上失敗，會發(fā)生什么情況；對于第一條語句進行的insertinto語句，redo和undo都會生成。所生成的UNDO足以撤消insert操作的作用；所生成的REDO可以使這個插入操作再次復現(xiàn)；圖中顯示了緩存中存放的已經(jīng)被修改的UNDO塊，索引塊和表數(shù)據(jù)塊,這些數(shù)據(jù)塊都得到了重做日志緩沖區(qū)中相應的redo項保存；系統(tǒng)現(xiàn)在崩潰沒有關系。SGA會被清空，但是SGA中的內(nèi)容我們并不需要。因為在系統(tǒng)重新啟動時就好象這個事務沒有發(fā)生過一樣。沒有任何已修改的塊刷新輸出到磁盤，也

8、沒有任何REDO刷新輸出到磁盤，這樣就不需要這些undo和redo信息來實現(xiàn)實例恢復；由于緩存區(qū)已滿，所以DBWR進程需要將已修改的數(shù)據(jù)塊從緩存中刷新寫入磁盤中去來留出空閑的空間。如果是這樣，DBWR首先是要求LGWR進程將這些已被修改的數(shù)據(jù)塊的相關的REDO條目信息先刷新寫入重做日志文件中去oDBWR在做任何將已被修改的數(shù)據(jù)塊寫進磁盤中之前，都要做首先通知LGWR進程先將這些塊相關的REDO信息寫入重做日志文件中去。假設沒有這樣的話，在DBWR將被修改的數(shù)據(jù)塊寫進磁盤之前沒有通知LGWR進程將REDO信息寫進重做日志文件,一旦系統(tǒng)失敗的話，就只有被修改的數(shù)據(jù)，而沒有與之相關的REDO信息而造

9、成系統(tǒng)不能很好的恢復。但是如果進行了通知LGWR進程先將這些塊相關的REDO信息寫入重做日志文件中去的話，這樣就能夠重做所有的修改，將SGA恢復到系統(tǒng)失敗前的狀態(tài)，從而可以成功回滾。從圖1中可以看出，生成的被修改的書數(shù)據(jù)塊和索引塊，以及與這些被修改的數(shù)據(jù)塊相關的UNDO段塊，這三部分都會生成REDO來保護自己的。重做日志緩沖區(qū)刷新輸出的條件：每3秒一次；緩沖區(qū)達到1/3滿時；或者包含1M的緩沖數(shù)據(jù)；或者是只要發(fā)生事務提交就會發(fā)生刷新輸出；重做日志緩沖區(qū)很有可能會在處理期間的某個時間點上刷新輸出，并且刷新輸出的狀態(tài)是如圖2：大；由于是更新，需要保存更新前的數(shù)據(jù)，即“前”映象。塊緩沖區(qū)中會有更多新

10、的UNDO塊，為了也能夠撤消這個更新，如果有必要，已修改的數(shù)據(jù)庫整張表和索引塊也會放到緩存中，也會生成更多的重做日志緩沖區(qū)條目。下面假設前面的插入語句生成了一些重做日志，有部分被寫進重做日志文件中，但是還有一些仍存放在緩存中。該場景涵蓋了系統(tǒng)崩潰恢復的基本細節(jié)。系統(tǒng)將其作為一個2步的過程來完成。首先前滾，將系統(tǒng)放到失敗的點上，然后回滾尚未提交的所有工作，這個動作會再次同步數(shù)據(jù)文件。它會重放已經(jīng)進行的工作，并撤消尚未完成的所有工作。第一步：前滾，將系統(tǒng)放到失敗的時間點上：系統(tǒng)啟動時，系統(tǒng)會讀取重做日志，發(fā)現(xiàn)有相關的事務的一些重做日志條目。給定系統(tǒng)的當前狀態(tài)，利用重做日志文件中對應插入的REDO條

11、目，還有仍在緩沖區(qū)中的一些對應的REDO信息，oracle會前滾插入;（前面講系統(tǒng)崩潰，SGA被清空，那么在這里應該也會清空緩沖區(qū)中的REDO信息的呀？但是為什么還仍然繼續(xù)存在？這里的緩沖區(qū)不在SGA中嗎？）前滾得到圖1中的狀態(tài)。第二步：如果發(fā)現(xiàn)前面的插入操作還沒有提交，并且這個插入語句對應的UNDO塊（用于撤消插入），已修改的表塊（剛插入后的狀態(tài)），以及已修改的索引塊（剛插入后的狀態(tài)），此時系統(tǒng)會使用上面的這些UNDO信息來回滾。系統(tǒng)取剛剛在緩沖區(qū)緩存中前滾得到的UNDO，并將這些UNDO應用到數(shù)據(jù)塊和索引塊，使數(shù)據(jù)塊和索引塊恢復到插入前的系統(tǒng)狀態(tài)。這樣回到插入前的狀態(tài)，但是在磁盤上的塊可能

12、會反映插入后的數(shù)據(jù)，也可能不反映（這個取決于崩潰前DBWR是否進行塊刷新輸出將數(shù)據(jù)寫進磁盤）。如果磁盤中的塊確實反映了插入，而實際上插入已經(jīng)被撤消。此時這個只有在當緩沖區(qū)緩存刷新輸出塊時，數(shù)據(jù)文件就會被重新寫，使得數(shù)據(jù)文件反映出插入已撤消。如果磁盤上的塊沒有反映前面的插入，就不用管它-這些塊以后會被覆蓋。假設場景：應用回滾事務Oracle發(fā)現(xiàn)這個事務的UNDO信息可能在緩存的UNDO段中塊中（基本上這樣），也可能這個事物的UNDO信息已經(jīng)被刷新寫進磁盤中去（當大事務會有這種情況發(fā)生）。系統(tǒng)會將UNDO信息應用到緩沖區(qū)緩存中的數(shù)據(jù)塊和索引塊上，或者如果這些需要回滾的數(shù)據(jù)塊已經(jīng)不在緩存中，則就需要

13、從磁盤中將對應的數(shù)據(jù)和索引塊讀入緩存，再對其進行應用UNDO。這些塊會恢復為原來的行值，并刷新輸出到數(shù)據(jù)文件寫進磁盤中去。需要指出一點：回滾過程不涉及對重做日志，只有在恢復和歸檔時才會讀取重做日志。Oracle在正常情況下，不會重做日志進行讀取操作。Oracle的目標是：可以順序地寫日志，而且在寫日志時別人不會讀日志,這樣主要是為了提高性能和避免資源競爭。DELETE會生成UNDO，塊被修改，并且將REDO寫到重做日志緩沖區(qū)中。這個與前面的UPDATE差不多。COMMIT，此時oracle會將日志緩沖區(qū)刷新輸出到磁盤中去。如圖4：已修改的數(shù)據(jù)塊或者還在緩沖區(qū)緩存中；也有可能被寫進磁盤中去。但是

14、重做這個事務的所有REDO信息都被寫進磁盤中去，此時就表示這個數(shù)據(jù)的修改是永久的了。如果有讀取文件中的數(shù)據(jù)不是事務發(fā)生之后的樣子，這個是由于DBWR還沒有立即寫進磁盤的原因，這個不要緊。如果出現(xiàn)讀取失敗，可以通過重做日志文件來得到最新的塊信息。UNDO信息也存在（除非UNDO被重用），UNDO信息存在就可以保證數(shù)據(jù)的一致性，可以回滾到過去某個時間點上的數(shù)據(jù)。COMMIT操作是一個很快的操作，并且每個COMMIT操作其響應的時間或多或少是平均的，不管事務的大小。取決于前三項的大小，以及這些花費的時間，前面的某個數(shù)據(jù)（或者是某些數(shù)據(jù)）被刷新寫入磁盤；*LGWR將所有余下的緩存重做日志條目寫到磁盤中

15、，并將SCN記錄到在線蟲做日志文件中，這步的完成表示事務提交的真正完成。此時，事務條目會從V$TRANSACTION視圖中刪除掉，表示事務已經(jīng)提交；*如果事務修改的數(shù)據(jù)塊還有部分還沒有寫入磁盤，則會一種快速的模式訪問并“清理“。塊清理(blockcleanout)是指清除存儲在數(shù)據(jù)庫首部的與鎖相關的信息。實質(zhì)是清除塊上的事務信息。這樣下一個訪問這個塊的人就不用再做塊清理了操作了。這種是采用一種無需生成重做日志信息的方式來完成塊清除。由上可以看出，處理CMMIT操作所要的做的工作很少，耗時最長的是LGWR執(zhí)行的將REDO寫進磁盤的操作，因為這個操作進行了物理磁盤I/O。但是CMMIT又是很快的原因是在于LGWR在你的工作期間一直在以連續(xù)的方式將重做日志緩沖區(qū)的內(nèi)容寫進磁盤中，同時LGWR也一直在以增量的方式來不停的刷新重做日志緩沖區(qū)中的內(nèi)容。這樣避免一次性將大量REDO寫進磁盤操