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ORACLE的工作机制-4

原创 Linux操作系统 作者:junsansi 时间:2007-08-09 00:00:00 0 删除 编辑

ORACLE的工作机制-4 (by xyf_tck)

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,则回滚段只记录行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。注意,检查点除了触发LGWR和DBWN向数据块头部写SCN和COMMIT SCN,检查点还向控制文件和数据文件头部写SCN,而用户的DML和COMMIT仅是向数据块头部写SCN和COMMIT SCN而不更新控制文件和数据文件的SCN,SMON的前滚是以文件头部的SCN为起始点的也就是从前一个检查点开始,SMON的回滚是回滚所有回滚段中未标识为已提交的数据块,用户的回滚是回滚与此事务有关的回滚段中未标识为已提交的数据块。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,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中某些区的头部,使用位图来管理(最普通的情况是一个段的第一个区的第一个块为FIRST LEVEL BITMAP BLOCK,第二个块为SECOND LEVEL BITMAP BLOCK,第三个块为PAGETABLE SEGMENT HEADER,再下面的块为记录数据的数据块,FIRST LEVEL BITMAP BLOCK的父数据块地址指向SECOND LEVEL BITMAP BLOCK,SECOND LEVEL BITMAP BLOCK的父数据块地址指向PAGETABLE SEGMENT HEADER,FIRST LEVEL BITMAP BLOCK记录了它所管理的所有块(包括头部三个块,不仅仅指数据块)的状态,标识的状态有Metadata、75-100% free、50-75% free、25-50% free、0-25% free、full、unformatted,在SECOND LEVEL BITMAP BLOCK中有一个列表,记录了它管理的FIRST LEVEL BITMAP BLOCK,PAGETABLE SEGMENT HEADER中记录的内容比较多,除了记录了它管理的SECOND LEVEL BITMAP BLOCK,还记录了各个区的首块地址以及各个区的DB BLOCK的个数,段的各个区所对应的FIRST LEVEL BITMAP BLOCK的块地址以及区里面记录数据的数据块的起始地址。如果一个区拥有很多块,这时会在一个区里出现两个或多个FIRST LEVEL BITMAP BLOCK,这些FIRST LEVEL BITMAP BLOCK分别管理一个区中的一些块,当区的数据块比较少时,一个区的FIRST LEVEL BITMAP BLOCK可以跨区管理多个区的数据块,BITMAP BOLCK最多为三级)。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,例如SYSTEM表空间是本地管理表空间,但是它是采用了手动段空间管理,所以也是用FREELIST来管理段中的空闲数据块的。空闲列表是一个逻辑上的链表,在段的HEADER BLOCK中记录了一个指向第一个空闲块的BLOCK ADDRESS,第一个DB BLOCK中同时也记录了指向下一个空闲块的BLOCK ADDRESS。以此形成一个单向链表。如果段上有两个FREE LIST则会在段头部的HEADER BLOCK存有两个指针分别指向两个空闲块并建立独立的两个单向链表。空闲列表的工作方式:首先当建立一个段时,初始分配的第一个区的第一个块会成为段的头块,初始分配的第一个区的其它块将全部加入空闲列表,再次扩展一个区时,这个区中的块立即全部加入空闲列表,扩展一次加入一次。与位图管理不同的是用空闲列表时区的头部将不记录区里面空闲块的信息。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,即上一个指向它的块中记录的下一个空闲块地址更改为其它空闲块的地址,使得这个块类似于被短路,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,而且是加入到空闲列表前端,即头块直接指向它,它再指向原头块指向的空闲块,位于空闲列表中的数据块都是可以向其中INSERT的块,但是INSERT都是从空闲列表指向的第一个块开始插入,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,然后找到第一个空闲块的地址,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,也就是说多个进程只在同时INSERT时才会发生FREELIST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。采用自动段空间管理还会忽略的参数有PCTUSED和FREELIST GROUPS。如果用户动作是UPDATE或DELETE等其它操作,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。对数据块中数据操作必须使用transaction entries,即事务入口。在建立段时我们可以通过MINTRANS和MAXTRANS参数指定它的最大值和最小值,MAXTRANS规定了在段中每一个块上最大并发事务数量,可以输入1到255之间的值。我们可以把它比喻为是一些长在块头部的事务插座,每个插座后面是一个可以伸缩的操作手,当事务进程插到一个插座上时相当于找到一个可以操作数据块中数据行的操作手,通过这个操作手,事务进程可以对块中数据进行INSERT、UPDATE、DELETE等操作。在没有超过MAXTRANS设定的最大值时,如果transaction entries不够用,则会在块上自动分配一个,但不会影响其它块中的transaction entries数量。只不过INSERT操作必须要先找到空闲块然后才能INSERT。那么DBWN是根据什么顺序来写DB BUFFER中的脏数据的呢?ORACLE从8I开始加入新的数据结构--检查点队列(Buffer Checkpoint Queue)。检查点队列是一个链接队列。这个队列的按照Buffer块第一次被修改的顺序排列,分别指向被修改的Buffer块。在DB_Buffer中的数据被第一次被修改时,会记录所生成的REDO LOG条目的位置RBA作为该Buffer的Low RBA,记录在该Buffer的头部(Buffer Header),如果该数据继续被修改,则把该块修改的最新的REDO LOG的RBA作为High RBA记录在该Buffer的头部。如果DB_Buffer中的块没有被修改的数据,则该块的头部不会有Low RBA和High RBA的信息。检查点队列按照被修改块的Low RBA的递增值链接修改块,没有被修改的块因为没有Low RBA,而不会加入到检查点队列中。在没有检查点发生时DBWR就按照检查点队列的Low RBA的升序,将被修改的块写入到数据文件中。当块被写入到数据文件后,该块会从检查点队列中断开。DBWR继续写下一个块。CKPT进程每三秒记录检查点队列中对应的最小Low RBA到控制文件中,也就是更新控制文件中的CheckPointRBA,当实例崩溃时,恢复将从CheckPointRBA所指向的日志位置开始。这就是"增量检查点"的行为和定义。CKPT进程也会记录检查点位置到数据文件的头部,但是只是日志切换时才写。而不是每三秒。当检查点发生时,DBWN不会一直不停的写DB BUFFER中脏数据,它将写到检查点队列的开始块的Low RBA的值大于该检查点的Checkpoint RBA的值时停止写入,然后完成这次检查点,CKPT进程将记录该检查点的有关信息到控制文件中去。


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