Oracle core03_ACID

ACID特性

oracle如何使用undo和redo来保证了关系数据库的ACID特性。 ACID的特性简单描述为：

• Atomic：以事务为单位的原子性
• Consistency:保证数据一致性
• Isolation:不同事务之间的隔离性，未提交的事务对其它会话是不可见的
• Durablity:提交的事务在系统失败的情况下是可恢复的

oracle使用了redo和undo的机制来完成ACID的特性。

1, Atomic:

　　当oracle更新数据的时候，会创建undo vector来保存数据的前映像。这样当不同的session访问的时候，使用undo来构建一致性读，最新的数据是不可见的，直到事务提交。

2, Consistency:

　　数据更新，伴随着oracle的状态变更的整个过程，但对于最终用户来说，只会看到两种状态，老版本和提交后的新版本。而一致性的整个机制依靠undo的完成。但对oralce internal来说，最新的数据是可见的，这也是实现enqueue阻塞的基础。

3, Isolation:

　　正是由于undo的可用性，保证了不同会话间不会看到更新变更的过程，而只会看到前映像的一致版本或者commit后的最终版本。

4, Durablity：

　　持久化的特性，oracle使用redo的机制来完成，相比较写更新的数据块到磁盘，在commit的时候，只持久化更新的日志记录就返回完成来说，代价会大大降低，当system发生问题的时候，有这些redo就可以回放重做。 所以，undo和redo的机制完全满足了ACID的特性，不仅仅如此，还实现了performance和recoverability。

5，performance

　　redo机制实现了oracle 持久化特性的同时，保证了数据更新的异步化，大大提高了事务处理能力。 　　undo机制实现了oralce事务的隔离，在多用户并发的场景下，实现多版本一致性的基础上，可以实现读写完全不阻塞。大大提高了并发（concurrency）能力

6，recoverability

　　redo机制记录了oracle数据变更的必要日志，可以使用日志来重新放映数据的变更。

redo：

　　1,redo的基本机制相对比较简单，顺序的写入变更的日志到buffer中，是事务提交或者其它条件满足的时候，把buffer中redo写入到online redo file中，当一组redo file写完了之后，就switch到下一组，如果oracle设置为归档模式，就会copy redo到archive redo file中，online redo file会被循环使用。

　　2，通常情况下redo只是写入，copy就完成了，但也会有读的情况，如一些高级特性，logminer，stream，standby等。

　　3，redo在9i的时候会有一个性能瓶颈，oracle会有一个共享的redo buffer，当会话产生redo change的时候，会写入redo buffer，但在大并发情况下，而oracle分配内存空间时，使用latch机制，这样在高并发高负载的系统中，这个latch（redo allocation）就变成很热的共享资源，会造成不停的重试和sleep。 在10g里，每一个session会有一个private redo buffer and in-memory undo buffer，当一个事务完成时，会一次性的申请public redo allocation latch 来copyr redo到buffer中。这样一个事务获取一个latch，而一个change仅获取一个private redo allocation latch。最后commit时，lgwr获取一个public redo allocation latch。

　　 4,在获得redo allocation latch之前，需要一个redo copy latch，这个latch是为了同步lgwr进程的，即在这个latch过程中，lgwr必须等待，处在log file sync的等待事件中。

undo：

　　undo record主要完成：

　　　　1，read consistency

　　　　2，rollback changes

　　　　3，delay block cleanout 当开启一个事务的时候，ITL entry里会记录undo的地址，当有新的undo record的时候，就更新itl里的指针，以前的指针会记录在新的undo record中，这样对一个块的更改就形成了一个undo的链表。

下面通过一个实验来看一下：

第一步：dump原始的块的内容：

第二步：更新一行的记录，观察undo record的地址。

0x02 0x0003.01d.00000135 0x00800021.0162.13 ---- 1 fsc 0x0000.00000000

第三步：更新这个块中的第三条记录

0x02 0x0003.01d.00000135 0x00800021.0162.14 ---- 2 fsc 0x0000.00000000

最后再看一下undo块的内容

op: C uba: 0x00800021.0162.13

总结：itl中的undo block address发生了变更，从0x00800021.0162.13变为0x00800021.0162.14。 在从undo块中，找到slot为ox14的undo record。发现op: C uba: 0x00800021.0162.13，这个代表这link的上一个undo record，找到这个undo block address，验证了我们对undo record link的理解。

checkpoint：

　　redo的机制保证了数据的更新异步化，但数据更新刷入磁盘的时候是要计入checkpoint点的，这样用redo回放的时候，不用从头开始了。

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