undo表空间相关
?DML语句与undo?
当我们发出一条DML（比如update t set col1='B' where col1='A'）语句时，其执行过程可大致概括为以下几步。
1、在shared pool里进行解析，从而生成执行计划。
假设根据执行计划，得出col1='A'的记录存放在10号数据文件的54号数据块里。
2、服务器进程在buffer cache里找一个可用的undo数据块，如果没有发现，则到undo表空间里找一个可用的undo块，并调入buffer cache。假设获得的undo数据块号为24号，位于11号undo数据文件里。
3、将改变前的值，也就是A放入11号undo数据块。
由于undo数据块发生了变化，于是产生重做记录，假设重做记录号为120。
行号? 事务id file# block# row? column? value
120? T1? 24? 11? 10? col1?? A?
4、在buffer cache里找到54号数据块。如果没有发现，则从10号数据文件里调入。
将改变后的值，也就是B放入54号数据块。
由于数据块发生了变化，于是产生重做记录，假设重做记录号为121。
行号? 事务id file# block# row? column? value
121? T1? 10? 54? 10? col1?? B??
5、控制权返回给用户，如果在SQL*Plus里执行DML，则表现为光标返回。
当用户发出commit命令时，触发LGWR进程，将120与121这两个重做记录写入联机日志文件，并将54号数据块和11号undo数据块头部所记录的事务状态标记设置为已提交。然后控制权返回给用户，如果在SQL*Plus里执行DML操作，则表现为光标返回。
6、这个时候，54号数据块以及11号undo块并不一定被DBWn写入数据文件。只有在脏数据块的数量达到一定程度才会被写入。
事务只要被提交或回滚，那么该事务所使用的undo块就可以被覆盖。对于上面的例子来说，当第 步，用户发出commit命令以后，11号undo块里的数据就可以被其他事务所覆盖。
undo的作用
在Oracle数据库中，undo主要有三大作用：提供一致性读（Consistent Read）、回滚事务（Rollback Transaction）以及实例恢复（Instance Recovery）。
一致性读是相对于脏读（Dirty Read）而言的。假设某个表T中有10000条记录，获取所有记录需要15分钟时间。当前时间为9点整，某用户A发出一条查询语句：select * from T，该语句在9点15分时执行完毕。当用户A执行该SQL语句到9点10分的时候，另外一个用户B发出了一条delete命令，将T表中的最后一条记录删除并提交了。
那么到9点15分时，A用户将返回多少条记录？
如果返回9999条记录，则说明发生了脏读；如果仍然返回10000条记录，则说明发生了一致性读。很明显，在9点钟那个时间点发出查询语句时，表T中确实有10000条记录，只不过由于I/O的相对较慢，所以才会花15分钟完成所有记录的检索。对于Oracle数据库来说，没有办法实现脏读，必须提供一致性读，并且该一致性读是在没有阻塞用户的DML的前提下实现的。
那么undo数据是如何实现一致性读的呢？还是针对上面的例子。用户A在9点发出查询语句时，服务器进程会将9点那个时间点上的SCN号记录下来，假设该SCN号为SCN9.00。那么9点整的时刻的SCN9.00一定大于等于记录在所有数据块头部的ITL槽中的SCN号（如果有多个ITL槽，则为其中最大的那个SCN号）。
服务器进程在扫描表T的数据块时，会把扫描到的数据块头部的ITL槽中的SCN号与SCN9:00之间进行比较，哪个更大。如果数据块头部的SCN号比SCN9.00要小，则说明该数据块在9点以后没有被更新，可以直接读取其中的数据；否则，如果数据块ITL槽的SCN号比SCN9.00要大，则说明该数据块在9点以后被更新了，该块里的数据已经不是9点那个时间点的数据了，于是要借助undo块。
9点10分，B用户更新了表T的最后一条记录并提交（注意，在这里，提交或者不提交并不是关键，只要用户B更新了表T，用户A就会去读undo数据块）。假设被更新记录属于N号数据块。那么这个时候N号数据块头部的ITL槽的SCN号就被改为SCN9.10。当服务器进程扫描到被更新的数据块（也就是N号块）时，发现其ITL槽中的SCN9.10大于发出查询时的SCN9.00，说明该数据块在9点以后被更新了。于是服务器进程到N号块的头部，找到SCN9.10所在的ITL槽。由于ITL槽中记录了对应的undo块的地址，于是根据该地址找到undo块，将undo块中的被修改前的数据取出，再结合N号块里的数据行，从而构建出9点10分被更新之前的那个时间点的数据块内容，这样的数据块叫做CR块（Consistent Read）。对于delete来说，其undo信息就是insert，也就是说该构建出来的CR块中就插入了被删除的那条记录。随后，服务器进程扫描该CR块，从而返回正确的10000条记录。
让我们继续把问题复杂化。假设在9点10分B用户删除了最后一条记录并提交以后，紧跟着9点11分，C用户在同一个数据块里（也就是N号块）插入了2条记录。这个时候Oracle又是如何实现一致性读的呢（假设表T的initrans为1，也就是只有一个ITL槽）？因为我们已经知道，事务需要使用ITL槽，只要该事务提交或回滚，该ITL槽就能够被重用。换句话说，该ITL槽里记录的已经是SCN9.11，而不是SCN9.10了。这时，ITL槽被覆盖了，Oracle的服务器进程又怎能找回最初的数据呢？
其中的秘密就在于，Oracle在记录undo数据的时候，不仅记录了改变前的数据，还记录了改变前的数据所在的数据块头部的ITL信息。因此，9点10分B用户删除记录时（位于N号块里，并假设该N号块的ITL信息为[Undo_block0 / SCN8.50]），则Oracle会将改变前的数据（也就是insert）放到undo块（假设该undo块地址为Undo_block1）里，同时在该undo块里记录删除前ITL槽的信息（也就是[Undo_block0 / SCN8.50]）。删除记录以后，该N号块的ITL信息变为 [Undo_block1 / SCN9.10]；到了9点11分，C用户又在N号块里插入了两条记录，则Oracle将插入前的数据（也就是delete两条记录）放到undo块（假设该undo块的地址为Undo_block2）里，并将9点11分时的ITL槽的信息（也就是[Undo_block1 / SCN9.10]）也记录到该undo块里。插入两条记录以后，该N号块的ITL槽的信息改为 [Undo_block2 / SCN9.11]。
那么当执行查询的服务器进程扫描到N号块时，发现SCN9.11大于SCN9.00，于是到ITL槽中指定的Undo_block2处找到该undo块。发现该undo块里记录的ITL信息为[Undo_block1 / SCN9.10]，其中的SCN9.10仍然大于SCN9.00，于是服务器进程继续根据ITL中记录的Undo_block1，找到该undo块。发现该undo块里记录的ITL信息为[Undo_block0 / SCN8.50]，这时ITL里的SCN8.50小于发出查询时的SCN9.00，说明这时undo块包含合适的undo信息，于是服务器进程不再找下去，而是将N号块、Undo_block2以及Undo_block1的数据结合起来，构建CR块。将当前N号的数据复制到CR块里，然后在CR块里先回退9点11分的事务，也就是在CR块里删除两条记录，然后再回退9点10分的事务，也就是在CR块里插入被删除的记录，从而构建出9点钟时的数据。Oracle就是这样，以层层嵌套的方式，查找整个undo块的链表，直到发现ITL槽里的SCN号小于等于发出查询时的那个SCN号为止。正常来说，当前undo块里记录的SCN号要比上一个undo块里记录的SCN号要小。
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但是在查找的过程中，可能会发现当前undo块里记录的ITL槽的SCN号比上一个undo块里记录的SCN号还要大。这种情况说明由于事务被提交或回滚，导致当前找到的undo块里的数据已经被其他事务覆盖了，于是我们无法再找出小于等于发出查询时的那个时间点的SCN号，这时Oracle就会抛出一个非常经典的错误——ORA-01555，也就是snapshot too old的错误。
回滚事务则是在执行DML以后，发出rollback命令撤销DML所作的变化。Oracle利用记录在ITL槽里记录的undo块的地址找到该undo块，然后从中取出变化前的值，并放入数据块中，从而对事务所作的变化进行回滚。
实例恢复则是在SMON进程完成前滚并打开数据库以后发生。SMON进程会去查看undo segment头部（所谓头部就是undo segment里的第一个数据块）记录的事务表（每个事务在使用undo块时，首先要在该undo块所在的undo segment的头部记录一个条目，该条目里记录了该事务相关的信息，其中包括是否提交等），将其中既没有提交也没有回滚，而是在实例崩溃时被异常终止的事务全部回滚。
关于UNDO_RETENTION
UNDO_RETENTION通常默认是900 秒，也就是15 分钟。值得注意是，undo_retention 只是指定undo 数据的过期时间，并不是说，undo 中的数据一定会在undo表空间中保存15 分钟，比如说刚一个新事务开始的时候，如果undo 表空间已经被写满，则新事务的数据会自动覆盖已提交事务的数据，而不管这些数据是否已过期。因此，当你创建一个自动管理的undo 表空间时，还要注意其空间大小，要尽可能保证undo 表空间有足够的存储空间。
同时还要注意，也并不是说，undo_retention 中指定的时间一过，已经提交事务中的数据就立刻无法访问，它只是失效，只要不被别的事务覆盖，它会仍然存在，并可随时被flashback 特性引用。如果你的undo表空间足够大，而数据库又不是那么繁忙，那么其undo_retention 参数的值并不会影响到你，哪怕你设置成1，只要没有事务去覆盖undo 数据，它就会持续有效。因此呢，这里还是那句话，要注意undo 表空间的大小，保证其有足够的存储空间。因此如果闪回表时所需要的UNDO数据，由于保留的时间超过了UNDO_RETENTION的所指定的值，从而导致该UNDO数据被其他事务覆盖的话，那么就不能闪回到指定时间了。表空间上指定了retention guarantee选项使UNDO数据在一定时间内不被覆盖。
修改UNDO_RETETION的值命令如下：
SQL> alter system set undo_retention=600 scope=both;
启用undo guarantee
SQL> alter tablespace undotbs1 retention guarantee;
禁用undo guarantee
SQL> alter tablespace undotbs1 retention noguarantee;
在AUM模式下，当活动的事务使用undo segment时，事务可以在不同的undo segment之间动态交换undo空间，也就是在不同的undo segment里交换extents。当一个正在执行的事务需要更多的undo空间时，首先会重用当前undo segment里的可用空间；如果当前undo segment里的可用空间（也就是extents）不足时，则会按照下面的步聚获得所需要的extent：
获取undo表空间里可用的、空的extents；
获取其他undo segment里的expired状态的extents；
如果undo表空间里的数据文件启用了自动扩展（autoextend on），则数据文件进行自动扩展；
如果undo表空间里的数据文件没有启用自动扩展，则获取其他undo segment里的INACTIVE状态的extents；
如果以上步骤均无法获得可用空间时，报空间不足的错误消息。
管理undo
数据库中可以同时存在多个undo表空间，但是在一个时间点上，数据库只能使用一个undo表空间。如果我们将undo_tablespace参数设置为另外一个undo表空间的名字，则这叫做undo表空间的切换。
当我们切换undo_tablespace时，如果旧的undo表空间上有事务正在执行，则该旧的undo表空间变成pending offline状态。同时用户的事务可以正常执行，切换操作立刻结束，它并不会等待使用旧的undo表空间的事务结束。发生切换以后，所有新的事务所产生的undo数据不会存放在该旧的undo表空间里，而是会使用新的undo表空间。我们不能使用pending offline状态的undo表空间，该状态下的undo表空间也不能被删除。最终，当旧的undo表空间上的所有的事务都提交以后，旧的undo表空间从pending offline状态变成offline状态，这时我们才可以删除该旧的undo表空间。
在删除undo表空间时，与删除一般的表空间不同。也就是说，如果drop tablespace后面跟的是某个undo表空间的名字，就相当于发出drop tablespace ? including contents命令。一个undo 表空间只有在当前没有被活动的事务使用的时候才能被删除。如果undo表空间还包含某个未结束的事务，比如某个事务异常中断，但是还没有回滚，这时drop tablespace会报错。但是，drop tablespace命令能够删除那些含有inactive状态的undo块（这些undo块还没有expired）的undo表空间。这样就有可能发生ORA-1555错。因此，我们在切换undo_tablespace以后，应该在等待的时间超过undo_retention的长度以后再删除旧的undo表空间。
在判断undo表空间应该设置多大时，借助Database Control所提供的Undo Advisory会更加简单。这里，横轴为undo retention，以秒为单位，纵轴为undo表空间大小尺寸，以MB为单位。
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参考至：《教你成为10g OCP》韩思捷著
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