《Oracle编程艺术》学习笔记(18)-REDO和UNDO

  REDO
Oracle维护着两类重做日志文件：在线（online）重做日志文件和归档（archived）重做日志文件。
在线重做日志用于在出现电源故障（实例终止）时“修正”数据文件，而归档重做日志用于在出现硬盘故障时或者误操作删除数据时，配合数据文件备份“修正”数据文件。
为什么需要重做日志文件-> http://blog.csdn.net/fw0124/article/details/6899201

每个 Oracle数据库都至少有两个在线重做日志组，每个组中至少有一个成员（重做日志文件）。这些在线重做日志组以循环方式使用。
可以使用以下语句在一个操作前后查询redo size，计算差值来得到本次操作生成的重做日志的大小：
select b.value from v$statname a, v$mystat b where a.statistic# = b.statistic# and a.name = 'redo size';
（对于简单的DML语句，也可以在SQL*PLUS中利用AUTOTRACE来测量）

UNDO
对数据执行修改时，数据库会生成undo信息，这样事务或语句由于某种原因失败了，或者用ROLLBACK语句请求回滚，就可以利用这些UNDO信息将数据放回到修改前的样子。UNDO在数据库内部存储在一组特殊的段中，这称为UNDO段（UNDO segment），或者“回滚段”（rollback segment）。
需要注意，UNDO并不能将数据库物理地恢复到执行语句或事务之前，只是逻辑地恢复，所有修改都被逻辑地取消，但是数据结构以及数据库块本身在回滚后可能会改变。考虑到可能会有并发事务，必须这样。

UNDO也会受到REDO的保护。换句话说，会把UNDO数据当成是表数据或索引数据一样，对UNDO的修改会生成一些REDO，这些REDO将计入日志。

如何估计REDO量
需要考虑表数据或索引数据的REDO，加上对UNDO的修改生成的REDO，来估算REDO的生成量。
INSERT生成很少的UNDO，但是生成大量的REDO；DELETE生成很少的REDO，但是生成最多的UNDO；UPDATE则同时生成大量的REDO和UNDO。
因此可以如下估算：
· 估计你的“事务”大小（你要修改多少数据）。
· 在要修改的数据量基础上再加10%～20%的开销，具体增加多大的开销取决于要修改的行数。修改行越多，增加的开销就越小。
· 对于UPDATE，要把这个估计值加倍。
UPDATE 的估计值加倍只是一个猜测，实际上这取决于你修改了多少数据。之所以加倍，是因为在此假设要取一个X 字节的行，并把它更新（UPDATE）为另一个X 字节的行。如果你取一个小行（数据量较少的行），要把它更新为一个大行（数据量较多的行），就不用对这个值加倍（这更像是一个INSERT）。如果取一个大行，而把它更新为一个小行，也不用对这个值加倍（这更像是一个DELETE）。加倍只是一种“最坏情况”。
另外还必须考虑到索引，触发器，隐式操作（如外键上的ONDELETE CASCADE设置）等影响。

临时表上的REDO和UNDO
临时表->http://blog.csdn.net/fw0124/article/details/6738266
临时表不会为数据块生成redo，但是临时表会生成undo（因为必须支持rollback），由于undo数据必须建立redo日志，因此临时表会为所生成的undo生成一些redo日志。
· INSERT在临时表上只会生成很少的数据，因为临时表只会为UNDO数据建立REDO日志，而INSERT的UNDO很少。
· DELETE在临时表上生成的REDO与正常表上生成的REDO几乎同样多。因为对DELETE的UNDO很大，而REDO很小。
· UPDATE会生成正常表UPDATE一半的REDO。
因此，应当避免删除临时表（可以使用TRUNCAT，或者只是让临时表在COMMIT之后或会话终止时自动置空），把临时表主要用于插入（INSERT）和选择（SELECT），这样就能充分利用临时表不生成REDO的能力。

COMMIT所作的事情
实际上COMMIT之前，已经修改了数据库中的数据，所以99.9%的工作都已经完成。例如，已经发生了以下操作：
· 已经在SGA的块缓存区中生成了undo块。
· 已经在SGA的块缓存区中生成了已修改数据块。
· 已经在SGA的重做日志缓存区中生成了对于前两项的缓存redo。
· 取决于前三项的大小，以及这些工作花费的时间，前面的每个数据（或某些数据）可能已经刷新输出到磁盘。
· 已经得到了所需的全部锁。
执行COMMIT时，余下的工作只是：
· LGWR 将所有余下的缓存重做日志条目写到磁盘，并为事务生成一个SCN（System Change Number or System Commit Nunber，可以把SCN看作一个钟摆，每次有人COMMIT时，SCN都会增1），把SCN记录到在线重做日志文件中。这一步就是真正的COMMIT。事务条目会从V$TRANSACTION 中“删除”，这说明我们已经提交。
· V$LOCK中记录这我们的会话持有的锁都将被释放。
· 如果事务修改的某些块还在缓冲区缓存中，则会以一种快速的模式访问并“清理”。块清除（Block cleanout）是指清除块首部的与锁相关的信息，实质上讲，我们在清除块上的事务信息。
可以看到，处理COMMIT 所要做的工作很少。其中耗时最长的操作要算LGWR的物理磁盘写入操作。不过，实际上由于LGWR一直在后台增量式地刷新输出重做日志缓冲区的内容，即使我们有一个长时间运行的事务生成了大量缓存的重做日志，但在提交之前，许多缓存重做日志已经刷新输出到磁盘了，只需要等待剩余部分输出到磁盘。（默认情况如此，也有例外->http://blog.csdn.net/fw0124/article/details/6899357）

可以看出，如果事务提交得太频繁，就有可能引入大量的日志文件同步等待。
因此最好根据业务需求来确定事务的大小，而不是错误地为了减少数据库上的资源使用而“压缩”事务。

ROLLBACK所作的事情
回滚时间是所修改数据量的一个函数，因为ROLLBACK必须物理地撤销我们所做的工作。类似于COMMIT，在到达ROLLBACK之前，数据库已经做了大量的工作，执行ROLLBACK时，需要做如下工作：
· 撤销已做的所有修改。从undo段读回数据，然后逆向执行前面所做的操作，并将undo 条目标记为已用。如果先前插入了一行，将其删除；如果更新了一行，取消更新；如果删除了一行，把它再次插入。
· 会话持有的所有锁都将释放。