Oracle一致性讀（Consistent Read）的原理

在Oracle資料庫中，undo主要有三大作用： 提供一致性讀（Consistent Read）、回滾事務（Rollback Transaction）以及例項恢復（Instance Recovery） 。

一致性讀是相對於髒讀（Dirty Read）而言的。假設某個表T中有10000條記錄，獲取所有記錄需要15分鐘時間。當前時間為9點整，某使用者A發出一條查詢語句：select * from T，該語句在9點15分時執行完畢。當使用者A執行該SQL語句到9點10分的時候，另外一個使用者B發出了一條delete命令，將T表中的最後一條記錄刪 除並提交了。那麼到9點15分時，A使用者將返回多少條記錄？

如果返回9999條記錄，則說明發生了髒讀；如果仍然返回10000條記錄，則說明發生了一致性讀。很明顯，在 9點鐘那個時間點發出查詢語句時，表T中確實有10000條記錄，只不過由於I/O的相對較慢，所以才會花15分鐘完成所有記錄的檢索。 對於Oracle 資料庫來說，沒有辦法實現髒讀，必須提供一致性讀，並且該一致性讀是在沒有阻塞使用者的DML的前提下實現的。

那麼undo資料是如何實現一致性讀的呢？ 還是針對上面的例子。使用者A在9點發出查詢語句時，伺服器程式會將9 點那個時間點上的SCN號記錄下來，假設該SCN號為SCN9.00。那麼9點整的時刻的SCN9.00一定大於等於記錄在所有資料塊頭部的ITL槽中的 SCN號（如果有多個ITL槽，則為其中最大的那個SCN號）。

注: ITL （ Interested Transaction List） 是 Oracle資料塊內部的一個組成部分，用來記錄該塊所有發生的事務，一個itl可以看作是一個記錄，在一個時間，可以記錄一個事務（包括提交或者未提交 事務）。當然，如果這個事務已經提交，那麼這個itl的位置就可以被反覆使用了，因為itl類似記錄，所以，有的時候也叫itl槽位。

伺服器程式在掃描表T的資料塊時，會把掃描到的資料塊頭部的ITL槽中的SCN號與SCN9:00之間進行比較，哪個更大。如果資料塊頭部的SCN號比 SCN9.00要小，則說明該資料塊在9點以後沒有被更新，可以直接讀取其中的資料；否則，如果資料塊ITL槽的SCN號比SCN9.00要大，則說明該 資料塊在9點以後被更新了，該塊裡的資料已經不是9點那個時間點的資料了，於是要藉助undo塊。

9點10分，B使用者更新了表T的最後一條記錄並提交（注意，在這裡，提交或者不提交併不是關鍵，只要使用者B更新了表T，使用者A就會去讀undo資料塊）。 假設被更新記錄屬於N號資料塊。那麼這個時候N號資料塊頭部的ITL槽的SCN號就被改為SCN9.10。當伺服器程式掃描到被更新的資料塊（也就是N號 塊）時，發現其ITL槽中的SCN9.10大於發出查詢時的SCN9.00，說明該資料塊在9點以後被更新了。於是伺服器程式到N號塊的頭部，找到 SCN9.10所在的ITL槽。由於ITL槽中記錄了對應的undo塊的地址，於是根據該地址找到undo塊，將 undo塊中的被修改前的資料取出，再結合N號塊裡的資料行，從而構建出9點10分被更新之前的那個時間點的資料塊內容，這樣的資料塊叫做CR塊 （Consistent Read）。對於delete來說，其undo資訊就是insert，也就是說該構建出來的CR塊中就插入了被刪除的那條記錄。隨後，伺服器程式掃描該 CR塊，從而返回正確的10000條記錄。

讓我們繼續把問題複雜化。假設在9點10分B使用者刪除了最後一條記錄並提交以後，緊跟著9點11分，C使用者在同一個資料塊裡（也就是N號塊）插入了2條記 錄。這個時候Oracle又是如何實現一致性讀的呢（假設表T的initrans為1，也就是隻有一個ITL 槽）？因為我們已經知道，事務需要使用ITL槽，只要該事務提交或回滾，該ITL槽就能夠被重用。換句話說，該ITL槽裡記錄的已經是SCN9.11，而 不是SCN9.10了。這時，ITL槽被覆蓋了，Oracle的伺服器程式又怎能找回最初的資料呢？

其中的祕密就在於，Oracle在記錄undo資料的時候，不僅記錄了改變前的資料，還記錄了改變前的資料所在的資料塊頭部的ITL資訊。因此，9點10 分B使用者刪除記錄時（位於N號塊裡，並假設該N號塊的ITL資訊為[Undo_block0 / SCN8.50]），則Oracle會將改變前的資料（也就是insert）放到undo塊（假設該undo塊地址為Undo_block1）裡，同時在 該undo塊裡記錄刪除前ITL槽的資訊（也就是[Undo_block0 / SCN8.50]）。刪除記錄以後，該N號塊的ITL資訊變為 [Undo_block1 / SCN9.10]；到了9點11分，C使用者又在N號塊裡插入了兩條記錄，則Oracle將插入前的資料（也就是delete兩條記錄）放到undo塊（假 設該undo塊的地址為Undo_block2）裡，並將9點11分時的ITL槽的資訊（也就是[Undo_block1 / SCN9.10]）也記錄到該undo塊裡。插入兩條記錄以後，該N號塊的ITL槽的資訊改為 [Undo_block2 / SCN9.11]。

那麼當執行查詢的伺服器程式掃描到N號塊時，發現SCN9.11大於SCN9.00，於是到ITL槽中指定的 Undo_block2處找到該undo塊。發現該undo塊裡記錄的ITL資訊為[Undo_block1 / SCN9.10]，其中的SCN9.10仍然大於SCN9.00，於是伺服器程式繼續根據ITL中記錄的Undo_block1，找到該undo塊。發現 該undo塊裡記錄的ITL資訊為[Undo_block0 / SCN8.50]，這時ITL裡的SCN8.50小於發出查詢時的SCN9.00，說明這時undo塊包含合適的undo資訊，於是伺服器程式不再找下 去，而是將N號塊、Undo_block2以及Undo_block1的資料結合起來，構建CR塊。將當前N號的資料複製到CR塊裡，然後在CR塊裡先回 退9點11分的事務，也就是在CR塊裡刪除兩條記錄，然後再回退9點10分的事務，也就是在CR塊裡插入被刪除的記錄，從而構建出9點鐘時的資料。 Oracle就是這樣，以層層巢狀的方式，查詢整個undo塊的連結串列，直到發現ITL槽裡的SCN號小於等於發出查詢時的那個SCN號為止。正常來說，當 前undo塊裡記錄的SCN號要比上一個undo塊裡記錄的SCN號要小。

但是在查詢的過程中，可能會發現當前undo塊裡記錄的ITL槽的SCN號比上一個undo塊裡記錄的SCN號還要大。這種情況說明由於事務被提交或回 滾，導致當前找到的undo塊裡的資料已經被其他事務覆蓋了，於是我們無法再找出小於等於發出查詢時的那個時間點的SCN號，這時Oracle就會丟擲一 個非常經典的錯誤——ORA-1555，也就是snapshot too old的錯誤。

以上的描述可以用圖來描述：

 

回滾事務 則是在執行DML以後，發出rollback命令撤銷DML所作的變化。Oracle利用記錄在ITL槽裡記錄的undo 塊的地址找到該undo塊，然後從中取出變化前的值，並放入資料塊中，從而對事務所作的變化進行回滾。

例項恢復 則是在SMON程式完成前滾並開啟資料庫以 後發生。SMON程式會去檢視undo segment頭部（所謂頭部就是undo segment裡的第一個資料塊）記錄的事務表（每個事務在使用undo塊時，首先要在該undo塊所在的undo segment的頭部記錄一個條目，該條目裡記錄了該事務相關的資訊，其中包括是否提交等），將其中既沒有提交也沒有回滾，而是在例項崩潰時被異常終止的 事務全部回滾。

整理自： http://blog.chinaunix.net/u3/107027/showart.php?id=2188339