что такое scn oracle

/привет/мир/etc

Непериодические заметки о программировании

вторник, 20 декабря 2016 г.

Два кейса для ora_rowscn в Oracle 11g

В СУБД Oracle системный номер изменения (SCN, system change number) есть непрерывно возрастающее число. Каждая транзакция, и даже каждое чтение этого номера из БД увеличивает его:

Как видим, SCN одинаков для всех строк таблицы, что неудивительно: все строки были добавлены в рамках одной транзакции.

Изменим одну строку в отдельной транзакции и повторим запрос:

Изменилось значение ora_rowscn для всех строк. Почему это произошло?

К сожалению, с помощью alter table данное свойство включить нельзя. Нужно пересоздать таблицу:

Теперь в таблице должны храниться SCN для каждой строки индивидуально. Проверим это:

Хранение SCN для каждой строки требует дополнительно 6 байт на строку.

Для перевода существующей таблицы в режим rowdependencies с сохранением ее данных и зависимостей и без приостановки работы с ней, можно воспользоваться пакетом dbms_redefinition (см., например, статью Online Table Redefinition (DBMS_REDEFINITION) Enhancements in Oracle Database 11g Release 1).

А теперь рассмотрим два случая, когда псевдостолбец ora_rowscn оказывается полезен.

Кейс 1. Оптимистическая блокировка

Допустим, мы прочитали из таблицы locations значение столбца name строки с id = 8 :

и отобразили его в пользовательском интерфейсе для редактирования. После редактирования названия («Санкт-Петербург» исправили на «Санкт-Петербургъ»), сохраняем изменения:

Последнее условие name = :loc_name гарантирует нам, что строка обновится только в случае, если считанное ранее значение name не изменилось в БД за то время, что нам понадобилось на его редактирование. Если же обновлено 0 строк, то изменение не сохранено и пользователь должен получить сообщение об ошибке.

Чем может быть полезен ora_rowscn в этой ситуации? Значение ora_rowscn как раз и есть непрерывно возрастающий номер изменения, для которого не нужно предусматривать отдельный столбец в таблице.

Если обновлено 0 строк, это значит, что строка была изменена в другом сеансе, и пользователь должен получить сообщение об ошибке.

Кейс 2. Получение изменений за период

При первом выполнении приведенный код обработает 0 строк, а при втором и последующих будет обрабатывать строки, измененные в интервале между временем предыдущего выполнения ( l_prev_when ) и текущим временем ( l_curr_when ).

Отсюда, код обработки изменений можно переписать так:

В заключение, удалю таблицы, с которыми экспериментировал:

Источник

Oracle RAC. Общее описание / Часть 2

Продолжение статьи про Real Application Cluster (RAC). Окончание.

Считаем, что кластер поднялся и все закрутилось.

Взаимодействие узлов. Cache-fusion.

Много экземпляров БД, много дисков. Хлынули пользовательские запросы… вот они, клиенты, которых мы так ждали. =)

Самым узким местом любой БД являются дисковый ввод-вывод. Поэтому все базы данных стараются как можно реже обращаться к дискам, используя отложенную запись. В RAC все так же, как и для single-instance БД: у каждого узла в RAM располагается область SGA (System Global Area), внутри нее находится буферный кэш (database buffer cache). Все блоки, некогда прочитанные с диска, попадают в этот буфер, и хранятся там как можно дольше. Но кэш не бесконечен, поэтому, чтобы оценить важность хранимого блока, используется TCA (Touch Count Algorithm), считающий количество обращений к блокам. При первом попадании в кэш, блок размещается в его cold-end. Чем чаще к блоку обращаются, тем ближе он к hot-end. Если же блок «залежался», он постепенно утрачивает свои позиции в кэше и рискует быть замещенным другой записью. Перезапись блоков начинается с наименее используемых. Кэш узла – крайне важен для производительности узлов, поэтому для поддержания высокой производительности в кластере кэшем нужно делиться (как завещал сами-знаете-кто). Блоки, хранимые в кэше узла кластера, могут иметь роль локальных, т.е. для его собственного пользования, но некоторые уже будут иметь пометку глобальные, которыми он, поскрипев зубами дисками, будет делится с другими узлами кластера.

Технология общего кэша в кластере называется Cache-fusion (синтез кэша). CRS на каждом узле порождает синхронные процессы LMSn, общее их название как сервиса — GCS (Global Cache Service). Эти процессы копируют прочитанные на этом экземпляре блоки (глобальные) из буферного кэша к экземпляру, который за ними обратился по сети, и также отвечают за откат неподтвержденных транзакций. На одном экземпляре их может быть до 36 штук (GCS_SERVER_PROCESSES). Обычно рекомендуется по одному LMSn на два ядра, иначе они слишком сильно расходуют ресурсы. За их координацию отвечает сервис GES (Global Enqueue Service), представленный на каждом узле процессами LMON и LMD. LMON отслеживает глобальные ресурсы всего кластера, обращается за блоками к соседним узлам, управляет восстановлением GCS. Когда узел добавляется или покидает кластер, он инициирует реконфигурацию блокировок и ресурсов. LMD управляет ресурсами узла, контролирует доступ к общим блоками и очередям, отвечает за блокировки запросов к GCS и управляет обслуживанием очереди запросов LMSn. В обязанности LMD также входит устранение глобальных взаимоблокировок в рамках нескольких узлов кластера.

Таблица GRD распределена между узлами кластера. Каждый узел принимает участие в распределении ресурсов кластера, обновляя свою часть GRD. Часть таблицы GRD относится к ресурсам – объектам: таблицы, индексы и.т.п. Она постоянно синхронизируется (обновляется) между узлами.
Когда узел прочел блок данных с диска, он становится master-ом этого ресурса и делает соответствующую отметку в своей части таблицы GRD. Блок помечается как локальный, т.к. узел пока использует его в одиночку. Если же этот блок потребовался другому узлу, то процесс GCS пометит этот блок в таблице как глобальный («опубликован» для кластера) и передаст затребовавшему узлу.

Без необходимости никаких записей на диск не происходит. Всегда копия блока хранится на узле, на котором он чаще используется. Если определенного блока пока еще нет в глобальном кэше, то при запросе master попросит соответствующий узел прочитать блок с диска и поделиться им с остальными узлами (по мере надобности).

Taking fire, need assistance! Workload distribution.

Описанное устройство Cache-fusion, предоставляет кластеру возможность самому (автоматически) реагировать на загрузку узлов. Вот как происходит workload distribution или resource remastering (перераспределение вычислительных ресурсов):
Если, скажем, через узел №1 1500 пользователей обращается к ресурсу A, и примерно в это же время 100 пользователей обращается к тому же ресурсу A через узел №2, то очевидно, что первый узел имеет большее количество запросов, и чаще будет читать с диска. Таким образом узел №1 будет определен как master для запросов к ресурсу A, и GRD будет создано и координироваться начиная с узла №1. Если узлу №2 потребуются те же самые ресурсы, то для получения доступа к ним он должен будет согласовать свои действия с GCS и GRD узла №1, для получения ресурсов через interconnect.
Если же распределение ресурсов поменяется в пользу узла №2, то процессы №2 и №1 скоординируются свои действия через interconnect, и master-ом ресурса A станет узел №2, т.к. теперь он будет чаще обращаться к диску.
Это называется родственность (affinity) ресурсов, т.е. ресурсы будут выделяться тому узлу, на котором происходит больше действий по получению и их блокированию. Политика родственности ресурсов скоординирует деятельность узлов, чтобы ресурсы более доступны были там, где это более необходимо. Вот, кратко, и весь workload distribution.

Перераспределение (remastering) также происходит, когда какой-то узел добавляется или покидает кластер. Oracle перераспределяет ресурсы по алгоритму называемому «ленивое перераспределение» (lazy remastering), т.к. Oracle почти не принимает активных действий по перераспределению ресурсов. Если какой-то узел упал, то все, что предпримет Oracle – это перекинет ресурсы, принадлежавшие обвалившемуся узлу, на какой-то один из оставшихся (менее загруженный). После стабилизации нагрузки GCS и GES заново (автоматически) перераспределят ресурсы (workload distribution) по тем позициям, где они более востребованы. Аналогичное действие происходит при добавлении узла: примерно равное количество ресурсов отделяется от действующих узлов и назначается вновь прибывшему. Потом опять произойдет workload distribution.
Как правило, для инициализации динамического перераспределения, загруженность на определенном узле должна превышать загруженность остальных в течение более 10 минут.

Вот пуля пролетела, и… ага? Recovery.

Но пока все эти процессы происходят, нетерпеливому клиенту есть что предложить.

Пока узлы спасают друг друга… Failover.

Virtual IP (VIP) – логический сетевой адрес, назначаемый узлу на внешнем сетевом интерфейсе. Он предоставляет возможность CRS спокойно запускать, останавливать и переносить работу с этим VIP на другой узел. Listener (процесс, принимающий соединения) на каждом узле будет прослушивать свой VIP. Как только какой-то узел становится недоступным, его VIP подхватывает на себя другой узел в кластере, таким образом, временно обслуживая свои и запросы упавшего узла.

Если узел восстановится и выйдет в online, CRS опознает это и попросит сбросить в offline на подменяющем его узле и вернет VIP адрес обратно владельцу. VIP относится к CRS, и может не перебросится если выйдет из строя именно экземпляр БД.

Важно отметить, что при failover переносятся только запросы select, вместе и открытыми курсорами (возвращающими результат). Транзакции не переносятся (PL/SQL, temp tables, insert, update, delete), их всегда нужно будет запускать заново.

Туда не ходи, сюда ходи… Load-balancing.

При выполнении любых операций, информацию, относящуюся к производительности запросов (наподобие «отладочной»), Oracle собирает в AWR (Automatic Workload Repository). Она хранится в tablespace SYSAUX. Сбор статистики запускается каждые 60 минут (default): I/O waits, wait events, CPU used per session, I/O rates on datafiles (к какому файлу чаще всего происходит обращение).

Необходимость в Load-balancing (распределении нагрузки) по узлам в кластере определяется по набору критериев: по числу физических подключений к узлу, по загрузке процессора (CPU), по трафику. Жаль что нельзя load-balance по среднему времени выполнения запроса на узлах, но, как правило, это некоторым образом связано с задействованными ресурсами на узлах, а следовательно оставшимися свободными ресурсам.

О Client load-balancing было немного сказано выше. Он просто позволяет клиенту подключаться к случайно выбранному узлу кластера из списка в конфигурации. Для осуществления же Server-side load-balancing отдельный процесс PMON (process monitor) собирает информацию о загрузке узлов кластера. Частота обновления этой информации зависит от загруженности кластера и может колебаться в пределе от приблизительно 1 минуты до 10 минут. На основании этой информации Listener на узле, к которому подключился клиент, будет перенаправлять его на наименее загруженный узел.

Если в приложении реализован connection pool, Oracle предоставляет вариант Runtime Connection Load Balancing (RCLB). Вместо обычного варианта, когда мы пытаемся предугадать, который из узлов будет менее загружен, и направить запрос туда, будет использован механизм оповещений (events) приложения о загрузке на узлах. И теперь уже само приложение будет определять куда отправить запрос, опираясь на эти данные. Оповещение происходит через ONS (Oracle Notification Service). RCLB регулярно получает данные (feedback) от узлов кластера, и connection pool будет раздавать подключения клиентам, опираясь на некоторое относительное число, отображающее какой процент подключений каждый экземпляр может выполнить. Эти метрики (средняя загрузка узла), которые пересылает RAC, каждый узел строит сам в AWR. На их основании формируется required load advisory и помещается в очередь AQ (advanced querying), откуда данные пересылаются через ONS клиенту.

Источник

Простая транзакция базы данных Oracle

До сих пор вы знакомились с компонентами системы базы данных Oracle: необходимыми файлами и распределением памяти, а также способами их настройки. Теперь пришло время посмотреть, как Oracle обрабатывает пользовательские запросы и как проводит изменение в данных. Важно понимать механизм обработки транзакций SQL, потому что все взаимодействие с базой данных Oracle происходит либо в форме запросов SQL, которые читают данные, либо операций SQL (или PL/SQL), которые модифицируют, вставляют или удаляют данные.

Транзакция – это логическая единица работы в базе данных Oracle, состоящая из одного или более операторов SQL. Транзакция начинается с первого исполняемого опертартора SQL и завершается, когда вы фиксируетет или отказываете транзакцию. Фиксация (commiting) транзакции закрепляет проведенные вами изменения, а откат (roll back) – конечно же, отменяет их. Как только вы зафиксировали транзакцию, все прочие транзакции других пользователей, которые начались после нее, смогут видеть изменения, проведенные вашими транзакциями.

Когда транзакция вообще не может выполниться (скажем, из-за отключения электропитания), то она вся целиком должна быть отменена. Oracle откатывает все изменения, проведенные предшествующими операторами SQL, возвращая данные в исходное состояние (которое они имели перед началом транзакции). Весь процесс построен так, чтобы поддерживать целостность данных – т.е. концепцию «все или ничего».

Следующий простой пример вставки строки описывает то, как Oracle обрабатывает транзакцию.

Фиксация и откат

Вы должны четно понимать два фундаментальных термина, касающихся транзакций: фиксаций (commiting) и откат (rolling back) транзакций. Ниже кратко объясняются оба термина.

Фиксация транзакции

Когда вы фиксируете транзакцию, скажем, посредством оператора COMMIT, Oracle делает все имзееения, выполненные всеми операторами SQL, в рамках этой транзакции, постоянной частью базы данных. Прежде, чем Oracle зафиксирует результаты транзакции, он делает следующее.

База данных может писать изменения транзакции, которые были выполнены первыми, из буферов базы данных в SGA в файлы данных немедленно или же спустя какое-то время после фиксации транзакции, либо даже перед ее фиксацией. Когда баз данных фиксирует транзакцию, она выполняет следующее.

Откат транзакции

Отменить изменения, выполненные транзакцией, которые еще не были зафиксированы можно с помощью команды ROLLBACK. В то время как журнал повторного выполнения содержит все изменения, проведенные в транзакции, сегмент отмены (undo) содержит все старые значения, которые существовали до момента проведения изменений. Вы можете либо откатить изменения, проведенные всей транзакцией, либо просто вернуться к маркеру, который поместили ранее внутри транзакции, называемому точкой сохранения (savepoint). Существует несколько типов отката, среди которых перечислены ниже:

Независимо от причины отката, процедура всегда одна и та же.

Целостность данных и параллелизм данных

Для обеспечения целостности данных, Oracle использует специальные структуры, именуемые сегментами отмены (undo segments). Например, когда вы читаете набор данных для транзакции, Oracle обеспечивает, чтобы прочитанные данные были согласованы по набору транзакций т.е. гарантирует, что данные, которые вы видите, отражают один набор зафиксированных транзакций. Oracle также обеспечивает согласованность данных по чтению, что означает, что все данные, выбранные вашими запросами, относятся к одному моменту времени. Сегменты отмены Oracle – это часть табличного пространства undo, упомянутого ранее в этой главе.

Oracle использует механизм блокировок для обеспечения параллелизма данных. Позволяя одному пользователю блокировать индивидуальные строки или целые таблицы, он гарантирует ему исключительное использование таблицы в целях обновления. Важной характеристикой механизмов блокировки Oracle является то, что они по большей части происходят автоматически. Вам не нужно беспокоиться о деталях блокировки объектов, которые вы хотите модифицировать – Oracle «за кулисами» позаботится об этом.

Oracle использует две базовые модели блокировок. Модель исключительной блокировки применяется для обновлений, а модель разделяемой блокировки используется для операции SELECT на таблицах. Модель разделяемой блокировки позволяет нескольким пользователям одновременно читать один и те же строки таблицы. Модель исключительной блокировки, поскольку включает обновление таблицы, может использоваться только одним пользователем в любой заданный момент времени. Исключительные блокировки почти всегда применяются к определенным строкам, подлежащим обновлению, позволяя одновременно использовать базы данных множеству пользователей. После выполнения команды COMMIT или ROLLBACK Oracle автоматически освобождает блокировки на таблицах и прочие важные ресурсы.

Блокировки Oracle сложны, и вы детально познакомитесь с ними в главе 8, вместе с тем, как Oracle обеспечивает согласованность и параллелизм данных.

Писатель базы данных и протокол опережающей записи

Писатель базы данных, как вы видели ранее, отвечает за запись в файлы данных всех модифицированных буферов из буферного кэша базы данных. Кроме того, он следует за наличием свободного пространства в буферном кэше, чтобы серверный процесс мог читать новые данные из файлов данных при необходимости. Протокол опережающей записи (журнала) также требует, чтобы записи повторного выполнения в буфере журнала повторного выполнения, ассоциированные с измененной информацией в буферном кэше, были записаны в буфер журнала повторного выполнения перед тем, как они отразятся в файлах данных. Важность содержимого журнала повторного выполнения диктует Oracle обязательность записи содержимого файла журнала повторного выполнения в постоянное хранилище перед тем, как изменения данных будут проведены в фалах данных на диске.

Когда пользователь фиксирует транзакцию, процесс-писатель журнала немедленно вносит в файлы журналов повторного выполнения запись о фиксации. Полный набор записей, затронутых зафиксированной транзакцией, может и не записываться одновременно в в файлы данных. Механизм быстрой фиксации, наряду с журналом опережающей записи, гарантирует, что базада нных не будет ждать завершения всех физических операций записи после каждой транзакции. Как вы можете себе представить, огромные базы данных OLTP с многочисленными изменениями на протяжении всего дня не могли бы функционировать оптимально, если бы им пришлось выполнять запись на диск после каждого зафиксированного изменения данных.

При наличии огромного числа транзакций и, как следствие, огромного количества запросов на фиксацию, процесс-писатель журнала может и не вносить немедленно запись о каждой зафиксированной транзакции в журнал повторного выполнения. Он может накапливать по нескольку запросов на фиксацию, если очень занят в данный момент. Такая пакетированная запись информации о множестве зафиксированных транзакций называется групповой фиксацией.

Системный номер изменения

Системный номер изменения, или SCN (system change number) – важный оценочный фактор, используемый базой данных Oracle для отслеживания состояния в каждый данный момент времени. Когда вы читаете (SELECT) данные в таблицах, то не затрагиваете состояния базы данных, но когда модифицируете, вставляете или удаляете строку, то состояние базы данных по отношению к тому, каким оно было до операции. Oracle использует SCN для слежения за всеми изменениями, проведенными в базе данных со временем. SCN – это логическая временная метка, используемая Oracle для упорядочивания событий, происходящих с базой данных. SCN очень важен по нескольким причинам, не последняя из которых – восстановление базы данных после сбоя.

SCN подобны возрастающим номерам последовательности, и Oracle сначала увеличивает их в SGA. Когда транзакция модифицирует или вставляет данные, Oracle сначала пишет новый SCN в сегмент отката. Процесс-писатель журналов затем немедленно вносит запись о фиксации транзакции в журнал повторного выполнения, и эта запись получает уникальный SCN в сегмент отката. Процесс-писатель журналов, затем немедленно вносит запись о фиксации транзакции в журнал повторного выполнения, и эта запись получает уникальный SCN новой транзакции. Фактически запись этого SCN в журнал повторного выполнения отмечает зафиксированную транзакцию в базе данных Oracle.

Управление отменой

Когда вы проводите изменения в базе данных, вы должны иметь возможность отменить или откатить это изменение при необходимости. Информация, необходимая для отмены или отката изменений транзакции, которая в основном состоит из информации таблицы, предшествующей изменению, называется данными отмены (векторами изменений) и хранится в записях отмены (undo records). При выдаче команды ROLLBACK Oracle использует эти записи отмены для замены измененных данных их исходными версиями. Записи отмены жизненно важны для восстановления базы данных, когда незавершенные или незафиксированные транзакции должны быть отменены, чтобы оставить базу в согласованном состоянии.

Поскольку Oracle самостоятельно управляет размерами индивидуальных сегментов отмены, два решения, которые вы должны принять, касаются размера табличного пространства undo и установки инициализационного параметра UNDO_RETINTION (который определяет, насколько долго Oracle будет стараться хранить для вас записи об отмене в табличном пространстве undo). Помните, что ваше табличное пространство undo должно не только вместить все долговременные транзакции, но так же быть достаточно большим, чтобы позволить работать всем средства ретроспективы (flashback), которые вы можете реализовать в вашей базе данных; средства ретроспективы Oracle позволяют отменять изменение данных на различных уровнях. Некоторые из них, такие как Flashback Query, Flashback Versions Query и Flashback Table используют данные отмены.

Вы можете использовать Undo Advisor Oracle через OEM для нахождения идеального размера табличных пространств undo и идеальной длительности, чтобы специфицировать параметр UNDO_RETENTION. Посредством статистики текущего использования пространства отмены можно оценить оптимальные параметры генерации данных отмены для вашего экземпляра.

Tags: Oracle Database, Транзакция

Источник

10 Transactions

This chapter defines a transaction and describes how the database processes transactions.

This chapter contains the following sections:

Introduction to Transactions

All tasks of a transaction are performed or none of them are. There are no partial transactions. For example, if a transaction starts updating 100 rows, but the system fails after 20 updates, then the database rolls back the changes to these 20 rows.

The transaction takes the database from one consistent state to another consistent state. For example, in a banking transaction that debits a savings account and credits a checking account, a failure must not cause the database to credit only one account, which would lead to inconsistent data.

The effect of a transaction is not visible to other transactions until the transaction is committed. For example, one user updating the hr.employees table does not see the uncommitted changes to employees made concurrently by another user. Thus, it appears to users as if transactions are executing serially.

Changes made by committed transactions are permanent. After a transaction completes, the database ensures through its recovery mechanisms that changes from the transaction are not lost.

The use of transactions is one of the most important ways that a database management system differs from a file system.

Sample Transaction: Account Debit and Credit

To illustrate the concept of a transaction, consider a banking database. When a customer transfers money from a savings account to a checking account, the transaction must consist of three separate operations:

Decrement the savings account

Increment the checking account

Record the transaction in the transaction journal

Oracle Database must allow for two situations. If all three SQL statements maintain the accounts in proper balance, then the effects of the transaction can be applied to the database. However, if a problem such as insufficient funds, invalid account number, or a hardware failure prevents one or two of the statements in the transaction from completing, then the database must roll back the entire transaction so that the balance of all accounts is correct.

Figure 10-1 A Banking Transaction

Description of «Figure 10-1 A Banking Transaction»

Structure of a Transaction

A database transaction consists of one or more statements. Specifically, a transaction consists of one of the following:

One or more data manipulation language (DML) statements that together constitute an atomic change to the database

One data definition language (DDL) statement

A transaction has a beginning and an end.

Beginning of a Transaction

When a transaction begins, Oracle Database assigns the transaction to an available undo data segment to record the undo entries for the new transaction. A transaction ID is not allocated until an undo segment and transaction table slot are allocated, which occurs during the first DML statement. A transaction ID is unique to a transaction and represents the undo segment number, slot, and sequence number.

The following example execute an UPDATE statement to begin a transaction and queries V$TRANSACTION for details about the transaction:

End of a Transaction

A transaction ends when any of the following actions occurs:

A user issues a COMMIT or ROLLBACK statement without a SAVEPOINT clause.

The database issues an implicit COMMIT statement before and after every DDL statement. If the current transaction contains DML statements, then Oracle Database first commits the transaction and then runs and commits the DDL statement as a new, single-statement transaction.

A user exits normally from most Oracle Database utilities and tools, causing the current transaction to be implicitly committed. The commit behavior when a user disconnects is application-dependent and configurable.

Applications should always explicitly commit or undo transactions before program termination.

A client process terminates abnormally, causing the transaction to be implicitly rolled back using metadata stored in the transaction table and the undo segment.

After one transaction ends, the next executable SQL statement automatically starts the following transaction. The following example executes an UPDATE to start a transaction, ends the transaction with a ROLLBACK statement, and then executes an UPDATE to start a new transaction (note that the transaction IDs are different):

Statement-Level Atomicity

A SQL statement that does not succeed causes the loss only of work it would have performed itself.

The unsuccessful statement does not cause the loss of any work that preceded it in the current transaction. For example, if the execution of the second UPDATE statement in Figure 10-1 causes an error and is rolled back, then the work performed by the first UPDATE statement is not rolled back. The first UPDATE statement can be committed or rolled back explicitly by the user.

The effect of the rollback is as if the statement had never been run.

Any side effects of an atomic statement, for example, triggers invoked upon execution of the statement, are considered part of the atomic statement. Either all work generated as part of the atomic statement succeeds or none does.

System Change Numbers (SCNs)

A system change number (SCN) is a logical, internal time stamp used by Oracle Database. SCNs order events that occur within the database, which is necessary to satisfy the ACID properties of a transaction. Oracle Database uses SCNs to mark the SCN before which all changes are known to be on disk so that recovery avoids applying unnecessary redo. The database also uses SCNs to mark the point at which no redo exists for a set of data so that recovery can stop.

SCNs occur in a monotonically increasing sequence. Oracle Database can use an SCN like a clock because an observed SCN indicates a logical point in time and repeated observations return equal or greater values. If one event has a lower SCN than another event, then it occurred at an earlier time with respect to the database. Several events may share the same SCN, which means that they occurred at the same time with respect to the database.

Every transaction has an SCN. For example, if a transaction updates a row, then the database records the SCN at which this update occurred. Other modifications in this transaction have the same SCN. When a transaction commits, the database records an SCN for this commit.

Overview of Transaction Control

Transaction control is the management of changes made by DML statements and the grouping of DML statements into transactions. In general, application designers are concerned with transaction control so that work is accomplished in logical units and data is kept consistent.

Transaction control involves using the following statements, as described in «Transaction Control Statements»:

The COMMIT statement ends the current transaction and makes all changes performed in the transaction permanent. COMMIT also erases all savepoints in the transaction and releases transaction locks.

The ROLLBACK statement reverses the work done in the current transaction; it causes all data changes since the last COMMIT or ROLLBACK to be discarded. The ROLLBACK TO SAVEPOINT statement undoes the changes since the last savepoint but does not end the entire transaction.

The SAVEPOINT statement identifies a point in a transaction to which you can later roll back.

The session in Table 10-1 illustrates the basic concepts of transaction control.

Table 10-1 Transaction Control

This statement ends any existing transaction in the session.

This statement updates the salary for Banda to 7000.

This statement updates the salary for Greene to 12000.

This statement rolls back the transaction to t3, undoing the update to Greene’s salary at t4. The sal_update transaction has not ended.

This statement updates the salary for Banda to 7050.

This statement updates the salary for Greene to 10950.

Oracle Database SQL Language Reference to learn about transaction control statements

Transaction Names

Transaction names provide the following advantages:

You can view transaction names along with transaction IDs in applications. For example, a database administrator can view transaction names in Oracle Enterprise Manager (Enterprise Manager) when monitoring system activity.

The database writes transaction names to the transaction auditing redo record, so you can use LogMiner to search for a specific transaction in the redo log.

Active Transactions

An active transaction has started but not yet committed or rolled back. In Table 10-1, the first statement to modify data in the sal_update transaction is the update to Banda’s salary. From the successful execution of this update until the ROLLBACK statement ends the transaction, the sal_update transaction is active.

Data changes made by a transaction are temporary until the transaction is committed or rolled back. Before the transaction ends, the state of the data is as follows:

The undo data contains the old data values changed by the SQL statements of the transaction. See «Read Consistency in the Read Committed Isolation Level».

Oracle Database has generated redo in the online redo log buffer of the SGA.

The redo log record contains the change to the data block and the change to the undo block. See «Redo Log Buffer».

Changes have been made to the database buffers of the SGA.

The rows affected by the data change are locked.

Other users cannot change the data in the affected rows, nor can they see the uncommitted changes. See «Summary of Locking Behavior».

Savepoints

A savepoint is a user-declared intermediate marker within the context of a transaction. Internally, this marker resolves to an SCN. Savepoints divide a long transaction into smaller parts.

If you use savepoints in a long transaction, then you have the option later of rolling back work performed before the current point in the transaction but after a declared savepoint within the transaction. Thus, if you make an error, you do not need to resubmit every statement. Table 10-1 creates savepoint after_banda_sal so that the update to the Greene salary can be rolled back to this savepoint.

Rollback to Savepoint

A rollback to a savepoint in an uncommitted transaction means undoing any changes made after the specified savepoint, but it does not mean a rollback of the transaction itself. When a transaction is rolled back to a savepoint, as when the ROLLBACK TO SAVEPOINT after_banda_sal is run in Table 10-1, the following occurs:

Oracle Database rolls back only the statements run after the savepoint.

In Table 10-1, the ROLLBACK TO SAVEPOINT causes the UPDATE for Greene to be rolled back, but not the UPDATE for Banda.

Oracle Database preserves the savepoint specified in the ROLLBACK TO SAVEPOINT statement, but all subsequent savepoints are lost.

In Table 10-1, the ROLLBACK TO SAVEPOINT causes the after_greene_sal savepoint to be lost.

Oracle Database releases all table and row locks acquired after the specified savepoint but retains all data locks acquired previous to the savepoint.

The transaction remains active and can be continued.

Oracle Database SQL Language Reference to learn about the ROLLBACK and SAVEPOINT statements

Oracle Database PL/SQL Language Reference to learn about transaction processing and control

Enqueued Transactions

Depending on the scenario, transactions waiting for previously locked resources may still be blocked after a rollback to savepoint. When a transaction is blocked by another transaction it enqueues on the blocking transaction itself, so that the entire blocking transaction must commit or roll back for the blocked transaction to continue.

In the scenario shown in Table 10-2, session 1 rolls back to a savepoint created before it executed a DML statement. However, session 2 is still blocked because it is waiting for the session 1 transaction to complete.

Table 10-2 Rollback to Savepoint Example

Session 1 begins a transaction. The session places an exclusive lock on the Banda row (TX) and a subexclusive table lock (SX) on the table.

Session 1 locks the Greene row.

Session 2 attempts to update the Greene row, but fails to acquire a lock because session 1 has a lock on this row. No transaction has begun in session 2.

The Greene row is currently unlocked, so session 3 acquires a lock for an update to the Greene row. This statement begins a transaction in session 3.

Session 1 commits, ending its transaction. Session 2 is now enqueued for its update to the Greene row behind the transaction in session 3.

«Lock Duration» to learn more about when Oracle Database releases locks

Rollback of Transactions

A rollback of an uncommitted transaction undoes any changes to data that have been performed by SQL statements within the transaction. After a transaction has been rolled back, the effects of the work done in the transaction no longer exist.

In rolling back an entire transaction, without referencing any savepoints, Oracle Database performs the following actions:

Undoes all changes made by all the SQL statements in the transaction by using the corresponding undo segments

The transaction table entry for every active transaction contains a pointer to all the undo data (in reverse order of application) for the transaction. The database reads the data from the undo segment, reverses the operation, and then marks the undo entry as applied. Thus, if a transaction inserts a row, then a rollback deletes it. If a transaction updates a row, then a rollback reverses the update. If a transaction deletes a row, then a rollback reinserts it. In Table 10-1, the ROLLBACK reverses the updates to the salaries of Greene and Banda.

Releases all the locks of data held by the transaction

Erases all savepoints in the transaction

Ends the transaction

In Table 10-1, the ROLLBACK leaves the database in the same state as it was after the initial COMMIT was executed.

The duration of a rollback is a function of the amount of data modified.

Committing Transactions

A commit ends the current transaction and makes permanent all changes performed in the transaction. In Table 10-1, a second transaction begins with sal_update2 and ends with an explicit COMMIT statement. The changes that resulted from the two UPDATE statements are now made permanent.

When a transaction commits, the following actions occur:

The i nternal transaction table for the associated undo tablespace records that the transaction has committed. The corresponding unique SCN of the transaction is assigned and recorded in the transaction table. See «Serializable Isolation Level».

The log writer (LGWR) process writes remaining redo log entries in the redo log buffers to the online redo log and writes the transaction SCN to the online redo log. This atomic event constitutes the commit of the transaction.

Oracle Database releases locks held on rows and tables.

Users who were enqueued waiting on locks held by the uncommitted transaction are allowed to proceed with their work.

Oracle Database deletes savepoints.

In Table 10-1, no savepoints existed in the sal_update transaction so no savepoints were erased.

If modified blocks containing data from the committed transaction are still in the SGA, and if no other session is modifying them, then the database removes lock-related transaction information from the blocks. Ideally, the COMMIT cleans out the blocks so that a subsequent SELECT does not have to perform this task.

Oracle Database marks the transaction complete.

After a transaction commits, users can view the changes.

Typically, a commit is a fast operation, regardless of the transaction size. The speed of a commit does not increase with the size of the data modified in the transaction. The lengthiest part of the commit is the physical disk I/O performed by LGWR. However, the amount of time spent by LGWR is reduced because it has been incrementally writing the contents of the redo log buffer in the background.

The default behavior is for LGWR to write redo to the online redo log synchronously and for transactions to wait for the buffered redo to be on disk before returning a commit to the user. However, for lower transaction commit latency, application developers can specify that redo be written asynchronously so that transactions need not wait for the redo to be on disk and can return from the COMMIT call immediately.

Oracle Database PL/SQL Language Reference for more information on asynchronous commit

Overview of Autonomous Transactions

Autonomous transactions are useful for actions that must be performed independently, regardless of whether the calling transaction commits or rolls back. For example, in a stock purchase transaction, you want to commit customer data regardless of whether the overall stock purchase goes through. Additionally, you want to log error messages to a debug table even if the overall transaction rolls back.

Autonomous transactions have the following characteristics:

The autonomous transaction does not see uncommitted changes made by the main transaction and does not share locks or resources with the main transaction.

Changes in an autonomous transaction are visible to other transactions upon commit of the autonomous transactions. Thus, users can access the updated information without having to wait for the main transaction to commit.

Autonomous transactions can start other autonomous transactions. There are no limits, other than resource limits, on how many levels of autonomous transactions can be called.

Figure 10-2 Transaction Control Flow

Description of «Figure 10-2 Transaction Control Flow»

When you enter the executable section of an autonomous routine, the main routine suspends. When you exit the autonomous routine, the main routine resumes.

Overview of Distributed Transactions

Unlike a transaction on a local database, a distributed transaction alters data on multiple databases. Consequently, distributed transaction processing is more complicated because the database must coordinate the committing or rolling back of the changes in a transaction as an atomic unit. The entire transaction must commit or roll back. Oracle Database must coordinate transaction control over a network and maintain data consistency, even if a network or system failure occurs.

Two-Phase Commit

The two-phase commit mechanism guarantees that all databases participating in a distributed transaction either all commit or all undo the statements in the transaction. The mechanism also protects implicit DML performed by integrity constraints, remote procedure calls, and triggers.

The two-phase commit mechanism is transparent to users who issue distributed transactions. In fact, users need not even know the transaction is distributed. A COMMIT statement denoting the end of a transaction automatically triggers the two-phase commit mechanism. No coding or complex statement syntax is required to include distributed transactions within the body of a database application.

Oracle Database Administrator’s Guide to learn about the two-phase commit mechanism

In-Doubt Transactions

An in-doubt distributed transaction occurs when a two-phase commit was interrupted by any type of system or network failure. For example, two databases report to the coordinating database that they were prepared to commit, but the coordinating database instance fails immediately after receiving the messages. The two databases who are prepared to commit are now left hanging while they await notification of the outcome.

The recoverer ( RECO ) background process automatically resolves the outcome of in-doubt distributed transactions. After the failure is repaired and communication is reestablished, the RECO process of each local Oracle database automatically commits or rolls back any in-doubt distributed transactions consistently on all involved nodes.

In the event of a long-term failure, Oracle Database enables each local administrator to manually commit or undo any distributed transactions that are in doubt because of the failure. This option enables the local database administrator to free any locked resources that are held indefinitely because of the long-term failure.

If a database must be recovered to a past time, then database recovery facilities enable database administrators at other sites to return their databases to the earlier point in time. This operation ensures that the global database remains consistent.

Oracle Database Administrator’s Guide to learn how to manage in-doubt transactions

Источник

• ← что делать если у кота диарея
• что значит материальный достаток →