redo/undo -ag凯发k8国际

一、什么是redo？

redo：oracle在在线或者归档重做日志文件中的记录的信息，外以出现失败时可以利用这些数据来"重放"事务。
每个oracle数据都至少有二个在线重做日志组，每个组中的至少有一个成员，这些在线重做日志组以循环方式使用。
二、什么是undo？
undo：oracle在undo段中记录的信息，用于取消或者回滚事务。
undo在数据库内部存储在一组特殊的段中，称作undo段。
利用undo段恢复数据，不是将数据库物理地恢复到执行语句或者事务之前的样子，只是从逻辑上恢复到原来的样子，但是数据结构以及数据库块本身在回滚后可能大不相同。oracle在回滚时候，它实际上会做与先前逻辑上相反的工作，对于每个insert，oracle会完成一个delete，对于每个delete，oracle会执行一个insert，对于每个update，oracle则会执行一个"反update"，或者执行另外一个update，将修改前的行放回去。

小实验：

create table t as select * from all_objects where 1=0;
select * from t;
set autotrace traceonly statistics
select * from t;
insert into t select * from all_objects;
rollback;
select * from t;
set autotrace traceonly statistics
select * from t;

三、redo和undo如何协作？

undo信息存储在undo表空间或者undo段中，但是也会受到redo的保护。

在dml语句中，redo和undo都会生成。update生成的undo要比insert大，因为update需要保存修改数据的"前"映像。

系统崩溃恢复有两个过程，首先数据前滚，把系统放到失败点上，然后回滚尚未提交的所有工作。这个动作会再次同步数据文件。它会重放已经进行的工作，并撤销尚未完成的所有工作。
oracle有一点很重要：rollback过程从不涉及到redo日志。只有恢复和归档时会读取redo日志。oracle的目标是可以顺序写redo日志，而且在写日志时别人不会读日志 。

四、commit会做什么?
commit通常是一个非常快的操作，而不论事务大小如何。
这是oracle提倡用户的使用事务的提交根据业务来原因之一。commit的开销存在二个因素：
1、增加与数据库的往返通信。
2、每次提交时，必须等待redo写至磁盘，这会导致"等待"。在这种情况下，等待称为"log file sync".
commit前做的工作:
1、已经在sga中生成了undo块。
2、已经在sga中生成了已经修改数据块。
3、已经在sga中生成了对应前二项的缓存redo。
4、取决于前三项的大小，以及这些工作花费的时间，前面的某个数据或者某些数据可能已经刷新输出到磁盘。
5、已经得到了所需的全部锁。
commit时候做的工作：
1、为事务生成一个scn。每次有人commit时，scn都会增1。
2、lgwr将所有余下的缓存重做日志条目写至磁盘，并把scn记录到redo日志文件中。这一步是真正的commit。如果出现了这一步，即已经提交。事务条目会从v$transaction中删除，这说明我们已经提交。
3、v$lock中记录着我们的会话持有的锁，这些锁都将被释放，而排队等待这些锁的每一个人都会唤醒，可以继续完成他们的工作。
4、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"。块清除是指清除存储在数据块首部的与锁相关的信息。
五、rollback会做什么？
rollback必须逻辑地撤销我们所做的工作，回滚时间绝对是所修改数据量的一个函数。
rollback时候做的工作：
1、撤销已经做的所有修改。其完成方式如下：从undo段读回数据，然后实际上逆向执行前面所做的操作，并将undo条目标记为已用。
2、会话持有的所有锁都将释放，如果有人在排队等待我们持有的锁，就会被唤醒。
六、分析redo
redo管理是数据库中的一个串行点。任何oracle实例都只有一个lgwr，最终所有事务都会归于lgwr，要求这个进程管理他们的redo，并commit其事务。lgwr要做的越多，系统就会越慢。
1、如何测量redo？
v$mystat：会话的统计信息。
v$statname：这个视图告诉我们v$mystat中的每一行代表什么意思。
select b.name,a.value from v$mystat a,v$statname b where a.statistic#=b.statistic# and b.name='redo size';

七、redo生成和before/after触发器。
1、before或者after触发器不影响delete生成的redo。
2、oracle9i release 2以及以前版本中，before或者after触发器会使insert生成同样数量的额外redo。在oracle 10g中，则不会生成任何额外的redo。
3、在oracle9i release 2 及以前的所有版本中，update生成的redo只受before触发器影响，after触发器不会增加任何额外的redo，不过oracle 10g中，
如果一个表没有触发器，对其更新期间生成的redo量总是比oracle9i及以前版本中要少。看来这是oracle着力解决的一个关键问题：对于无触发器的表，要减少这种表更新所生成的redo量。
在oracle 10g中，如果表有一个before触发器，则其更新期间生成的redo量比9i中更大。
如果表中after触发器，则更新所生成的redo量与9i中一样。

每个开发人员应该具备的能力：
1、估计你的"事务"大小（需要修改数据量）。
2、在修改的数据量基础上再增加10%-20%的开销，具体增加多大的开销取决于你的要修改的行数，修改得行数越多，增加的开销就越小。
3、对于update，要把这个估计值加倍。八、我能关掉redo日志生成吗？
答案：不能。
1、在sql中设置nologging：有些sql和操作支持nologging字句，这个对象的所有操作在执行时都不生成重做日志，而是说有些特定操作生成的redo会比平常少的多。
select * from v$database;
--改成archivelog mode
shutdown immediate
startup mount
alter database archivelog;
alter database open;
--改成noarchivelog mode
shutdown immediate
startup mount
alter database noarchivelog;
alter database open;
----------------------------------
drop table t;
@ 'c:\oracle\mystat' "redo size"
create table t as select * from all_objects;
@ 'c:\oracle\mystat' "redo size"
drop table t;
@ 'c:\oracle\mystat' "redo size"
create table t nologging as select * from all_objects;
@ 'c:\oracle\mystat' "redo size"
在noarchiving mode的数据库中，除了数据字典的修改外，create table不会记录日志，create index/drop index生成日志。
关于nologging操作，需要注意地方：
虽然是nologging mode，还会生成少量的redo，这些redo作用是保护数据字典。
nologging不能避免所有后续操作生成redo，在前面例子中，dml操作还会正常生成redo日志，sql*loader、insert /*append*/语法不生成日志。
在一个archivelog模式的数据执行nologging操作后，必须尽快为受影响的数据文件建立一个新的基准备份，从而避免由于介质失败而丢失对这些对象的后续修改。
2、nologing小结：
索引的创建和alter（rebuild）。
表的批量insert(通过/*append*/)或者采用sql*loader，表数据不生成redo。
lob操作。
通过create table as select 创建表。
各种alter table 操作。
在一个archiveing mode数据库中适当使用nologging，可以加快许多操作的速度。

九、为什么不能分配一个新日志？
dbwr、lgwr、arch进程操作时异步，如果dbwr还没有完成redo日志所保护数据的检查点，或者arch还没有把rdo日志文件复制到归档目标，就发生checkpoint not complete或者archival required。
解决办法：
1、让dbwr更快一些，可以使用async i/o、使用dbwr i/o从属进程，或者使用多个dbwr进程。这个方法好处是：宁可ibuyong付出什么代价就能有所收获，性能提高，而且不必修改如何逻辑/结构/代码。
2、增加更多重做日志文件。这种方法:可以消除系统中的"暂停"，其缺点是会消耗更多的磁盘空间。
3、重新创建更大的日志文件。
4、让检查点发生得更频繁，此方法很不可取。

十、块清除。
block cleanout：即删除所有修改数据块上与"锁定"有关的信息。
有二个场合会做block cleanout，在commit时候，在sga中的数据块中"锁定"信息会被清除掉，不在sga中的数据块的将被忽略；这些被忽略的块会在第一次访问时候被清除。

十一、日志竞争
出现日志竞争时，数据库会提示“cannot allocate new log”。
原因可能是：redo放在一个慢速设备上。
redo与其他频繁访问的文件放在一个设备上。
以缓冲方式装载日志设备。
redo采用一个慢速技术，比如raid-5.
解决方法：每组的redo日志文件放在不同的磁盘上；使用快速的设备；以raw磁盘装载日志。
十二、临时表和redo/undo
临时表不会为它们的块生成redo。因此，对临时表的操作不是“可恢复的”，修改临时表中的一个块时，不会将这个这个修改记录到重做日志文件中，不过，临时表确实会生成undo，而这个undo会记入日志，因此，临时表也会生成一些redo。
临时表的作用一般是insert和select为主。
十三、分析undo
1、dml操作生成undo情况
一般来说，insert生成的undo最少，因为oracle为此所需要记录的只是要“delete”的一个rowid；update一般排名第二，对于update，只需记录修改的字节；delete一般生成的redo最多，对于delete，oracle必须把整行的前映像记录到undo段中。
如何测量？
在事务中，可以通过v$transaction.used_ublk字段察看。
drop table t;
create table t as select object_name unindexed,object_name indexed from all_objects ;
create index t_inx on t(indexed);
exec dbms_stats.gather_table_stats(user,'t');
select used_ublk from v$transaction where addr =(select taddr from v$session where sid=(select sid from v$mystat where rownum=1));
update t set unindexed=lower(unindexed) ;
update t set indexed=lower(indexed);
2、ora-01555：snapshot too old 错误
错误原因：undo段太小，不足以在系统上执行工作；你的程序跨commit获取；块清除。
ag凯发k8国际的解决方案：适当地设置参数undo_retention(要大于执行查询嘴上的事务所需的时间)，可以用v$undostat来确定长时间运行的查询的持续时间，另外，要确保磁盘上已经预留了足够的空间，使undo段能根据所请求的undo_retention增大。
使用手动的undo管理时加大或者增加更多的回滚段。这样在长时间运行的查询执行期间，覆盖undo数据的可能性降低。
减少查询的运行时间（调优）。
收集相关对象的停机信息，这个有助避免块清除导致的错误。
3、undo段大小确定
undo段管理方法：
自动undo管理：通过undo_retention参数告诉oracle要把undo段保留多少时间。oralce根据并发工作负载来确定要创建多少个undo段，以及每个undo段应该多大，这个undo管理的推荐方法。
手动undo管理：dba根据估计和观察到工作负载，确定手动的创建多少个undo段，dba根据事务量和长时间运行查询的长度来确定这些undo段应该多大。（问题：控制的参数有多少？）
在手动undo管理中，undo段不会因为查询而扩大，只有insert、update和delete才会让undo段增长。所以dba需要定时调整undo段的大小。
在手动undo管理中，回收机制是首先回收最小的undo段，如果所有的undo段的大小相同，会回收最老的undo段。因此遇到ora-01555错误可能是系统中最小的回滚段指示的，就算你增加一个大的undo段也不能解决此问题，故建议设置一致的undo段大小。
4、延迟块清除
在块清除过程中，如果一个块已经修改，下一个会话访问这个块时，可能必须查看最后一个修改这个块的事务是否还是活动。一旦确定该事务不再活动，就会完成块清除，这样另外一个会话访问这个块时就不必再经历同样的过程。要完成块清除，oracle会从块首部确定前一个事务所用的undo段，然后确定从undo首部能不能看出这个事务很久以前就已经提交，它在undo段事务表中的事务槽以及被覆盖，另一种情况是commit scn孩子undo段的事务表中，这说明该事务只是刚刚提交。

转载于:https://www.cnblogs.com/luoyx/archive/2011/12/22/2298669.html

总结

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