我們知道block scn存在 block頭中,其具體位置在block offset 8-13中,即占用6個位元組。
用bbed檢視,可以看到scn處于kcbh結構體中,其中offset 8-11屬于scn的低8位,offfset 12-13屬于scn的高4位。
struct kcbh, 20 bytes @0
ub1 type_kcbh @0
ub1 frmt_kcbh @1
ub1 spare1_kcbh @2
ub1 spare2_kcbh @3
ub4 rdba_kcbh @4
[color=red] ub4 bas_kcbh @8
ub2 wrp_kcbh @12 [/color]
ub1 seq_kcbh @14
ub1 flg_kcbh @15
ub2 chkval_kcbh @16
ub2 spare3_kcbh @18
那我們不禁有個疑問?此scn是什麼時候産生的呢?是該block發生變化時,還是該block從buffer_cache刷到資料檔案時産生的呢?
我們先做簡要分析
假設會話開始于scn 1000,block scn記錄的是block變化時scn
(1)不論引起該block變化的事務送出與否,當block scn大于1000時,那麼會話将讀取該block後,為保證事務一緻性會話将讀取undo block(即consistent read)。
(2)不論引起該block變化的事務送出與否,當block scn小于1000時,那麼會話将讀取該block後,如果事務已送出,将直接讀取結果。如果事務未送出,那再次讀取undo block,構造一緻性block。
采用此方法,當有多并發事務時,原理相似,并不會導緻事務不一緻。
如果block scn記錄的是記憶體刷到資料檔案時的current scn,那會有什麼樣的後果?
假設block變化scn為1500。block scn記錄的是從block從buffer_cache刷到資料檔案時産生,其scn為2000并已記錄在block head中,且此block已不在記憶體中。
假設會話開始于scn 1600,當已引起該block變化的事務已送出,從事務一緻性角度來講,将直接讀取block(即current read),但由于block head記錄為scn 2000,
1600<2000,又滿足consistent read條件(一直讀到scn<1600,且事務已送出的scn為止),這樣又會引起事務不一緻。
經過以上分析,我們得出以下結論,block head記錄的是該引起該block變化時的scn。
下面通過實驗來解答上述結論。以下測試來自測試環境,資料庫極少事務變化量。
首先檢視表格zhoul在資料庫的存放位置,由以下查詢可知zhoul表格資料存放在7号檔案block号為15511的資料塊中。
SQL> col file# for 999
SQL> col block# for 99999
SQL> set linesize 300
SQL> select dbms_rowid.ROWID_RELATIVE_FNO(rowid) file#,dbms_rowid.ROWID_BLOCK_NUMBER(rowid) block#,i,name from zhoul;
FILE# BLOCK# I NAME
----- ------ ---------- --------------------
7 15511 1 aaa
7 15511 2 bbb
7 15511 3 ccc
為了獲得比較幹淨的測試環境,首先切換一個歸檔日志,這樣可以将其他事務的變化條目排除在這個online redolog之外。
SQL> alter system switch logfile;
System altered.
SQL> select * from zhoul;
I NAME
---------- --------------------
1 uuu
2 bbb
3 ccc
在記憶體中修改表格zhoul資料,注意将字段i=1修改成系統最新的scn值,并進行送出。這樣該資料檔案頭在buffer_cache存儲的scn将會比10995251185389略大
但應該會比10995251185563小。
SQL> update zhoul set i=(select current_scn scn from v$database) where i=1;
1 row updated.
SQL> commit;
Commit complete.
SQL> col i for 999999999999999999
SQL> select * from zhoul;
I NAME
------------------- --------------------
10995251185389 uuu
2 bbb
3 ccc
SQL> select current_scn i from v$database;
I
-------------------
10995251185563
打開statistic跟蹤,可以看到全部為8個consistent gets,也就意味着15511号還在buffer_cache中。
SQL> set autot traceonly stat
SQL> select * from zhoul;
Statistics
----------------------------------------------------------
0 recursive calls
0 db block gets
8 consistent gets
0 physical reads
0 redo size
523 bytes sent via SQL*Net to client
400 bytes received via SQL*Net from client
2 SQL*Net roundtrips to/from client
0 sorts (memory)
0 sorts (disk)
3 rows processed
現在将buffer_cache中資料塊刷出至資料檔案中。
SQL> alter system flush buffer_cache;
System altered.
獲得包含此事務的online redolog
SQL> set autot off
SQL> select member from v$log a,v$logfile b where a.group#=b.group# and a.status='CURRENT';
MEMBER
--------------------------------------------------------------------------------
/oradata/mcstar/redo01.log
将redo01.log dump出來,由于本文隻研究資料塊寫出操作,固隻需dump layer為23,opcode為1的change。
SQL> alter system dump logfile '/oradata/mcstar/redo01.log' layer 23 opcode 1;
System altered.
打開跟蹤檔案可以看到,其scn為 0x0a00.080a86ef,此值和bbed結果一緻。
CHANGE #1 MEDIA RECOVERY MARKER SCN:0x0000.00000000 SEQ: 0 OP:23.1
Block Written - afn: 7 rdba: 0x01c03c97 BFT:(1024,29375639) non-BFT:(7,15511)
scn: 0x0a00.080a86ef seq: 0x03 flg:0x06
BBED> dump block 15511 offset 0 count 20
File: /oradata/mcstar/zhoul01.dbf (0)
Block: 15511 Offsets: 0 to 19 Dba:0x00000000
------------------------------------------------------------------------
06a20000 973cc001 ef860a08 000a0306 3f130000
進一步将0x0a00.080a86ef轉換成10進制之後為10995251185391,此值比10995251185389略大,但小于10995251185563,也就證明了我們的猜想:
block head的scn記錄的是該block改變時的scn,并非從buffer_cache時刷出的scn。
SQL> col scn for 999999999999999
SQL> select to_number('0a00080a86ef','xxxxxxxxxxxx') scn from dual;
SCN
----------------
10995251185391