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㈠ 单实例Oracle locking机制
locking机制的三大组成部分：
① resource structure
Oracle对于每个需要“并发访问”的资源，都在SGA中用一个数据结构来描述它
这个结构叫resource structure
这个数据结构有三个成员：owner、waiter和converter
这是3个指针
指向由lock structure组成的链表的指针
其中，converter和waiter有些区别：
如果某个操作先后需要两种不同模式的锁，比如，先S，后X，则进程会先请求S，获得后lock structure会挂在owner上，
当需要X时，进行必须先释放S，然后再次申请X
但是可能无法立即获得
这时这个请求会被立即挂在converter下
converter的优先级高于waiter
根据v$lock的lmode和request可以判断他三：
● lmode > 0,request =0 → owner
● lmode = 0,request >0 → waiter
● lmode > 0,request >0 → converter
② lock structure
每当进程要访问共享资源时，必须先锁定该资源
锁定实际就是从SGA中申请一个lock structure
在其中记录lmode 、PID等
然后看能否立刻获得该资源的访问权
● 如果能，则把lock structure挂到resource structure的owner链表中
● 否则，把这个lock structure挂到resource structure的waiter链表中
③ enqueue算法
按先入先出原则分配锁
㈡ 行级锁
以上的locking机制需要resource、lock两种数据结构，适合粗粒度资源，但对于数据记录等细粒度的访问，无论从
内存需求还是维护成本，都是一个恶梦
Oracle的行级锁就是在这种场合下闪亮登场的
行级锁不是Oracle一般意义上的锁
虽然有锁的功能，但是没有锁的开销
行级锁根本没有相关开销，对1千万行锁定所需的资源数与对1行锁定所需的资源数完全相同，这是个常量：0和1
在Oracle的每行数据上，都有一个标志位来表示该行数据是否被锁定，要查看某一行是否被锁定，必须直接找到这一行，
而不要指望能从哪个列表得到答案
我们dump一个数据块，其transaction header的trc文件摘录如下：
Block header dump: 0x01000197
Object id on Block? Y
seg/obj: 0xcd8a csc: 0x00.a26fe itc: 2 flg: E typ: 1 - DATA
brn: 0 bdba: 0x1000191 ver: 0x01 opc: 0
inc: 0 exflg: 0
Itl Xid Uba Flag Lck Scn/Fsc
0x01 0x0001.005.00000100 0x0080000f.00ae.23 --U- 1 fsc 0x0000.000a2707
0x02 0x0000.000.00000000 0x00000000.0000.00 ---- 0 fsc 0x0000.00000000
其中 Lck字段就是行级锁的表示：1加锁，0不加锁
data header的部分trc摘录如下：
tab 0, row 0, @0x1f93
tl: 5 fb: --H-FL-- lb: 0x1 cc: 1
col 0: [ 1] 61
其中 lb => ITL number
其实，lb就是Itl
并发访问时，事务通过这个lb找到Itl，从而确定Lck的值，若为1，则挂到队列池
所以，当用户被阻塞时，不是被某条记录的行级锁阻塞，而是被TX锁阻塞
下面用实验证明之：
session_A
sys@ORCL> drop table t purge;
Table dropped.
sys@ORCL> create table demo (id number,name varchar2(10));
Table created.
sys@ORCL> insert into demo values(1,'bin');
1 row created.
sys@ORCL> insert into demo values(2,'think');
1 row created.
sys@ORCL> insert into demo values(3,'water');
1 row created.
sys@ORCL> commit;
Commit complete.
sys@ORCL> select * from demo;
ID NAME
---------- ----------
1 bin
2 think
3 water
sys@ORCL> savepoint a;
Savepoint created.
sys@ORCL> update demo set name='think big' where id=2;
1 row updated.
session_B
在session_B，并发修改同一条记录，会话被阻塞
sys@ORCL> update demo set name='think big' where id=2;
--被阻塞
作为一名DBA，常见的一个场景之一：
创建表空间：
create tablespace Think
datafile '/u01/app/oracle/oradata/orcl/think.dbf' size 100M
autoextend on next 10M maxsize 4096M
extent management local uniform size 256K
segment space management auto;
创建用户：
create user bin
default tablespace Think
temporary tablespace temp;
授予权限：
grant connect,resource to bin;
revoke unlimited tablespace from bin;
alter user bin quota unlimited on Think;
在这个场景中，有两条语句：
① extent management local uniform size 256K
② segment space management auto
其中，前者是区管理;后者则是段空间管理
㈠ 区管理
区管理实际上就是表空间的管理
8i以前，是字典管理表空间，当创建或删除对象时，Oracle的空间分配或回收是通过数据字典来记录和管理
在高并发系统中，这会导致性能衰减、空间碎片等难题
这已经是门过去的技术，这里就不赘述了。
8i开始，Oracle引入本地表空间管理
在每个表空间的数据文件的头部加入了一个位图区域
一个段的第一个区的第一个块是first level bitmap block
第二个块是second level bitmap block
第三个块才是段头块
这两个块是用来管理free block
语法：
extent management local { autoallocate | uniform size n K/M}
是自动分配还是统一尺寸
若为自动分配，则Oracle会按照递增算法来分配空间
如果选择统一尺寸，还可以详细指定每个区间的大小
dba_extents这个视图可以看到哪些对象分配了多少区间
㈡ 段空间管理
Oracle以区间为单位将空间分配给对象段，而段内则是以block为单位进行空间使用和管理
我们以几个参数来理解段空间管理
sys@ORCL> select extent_management,segment_space_management from dba_tablespaces;
EXTENT_MAN SEGMEN
---------- ------
LOCAL MANUAL
LOCAL MANUAL
LOCAL AUTO
LOCAL MANUAL
LOCAL MANUAL
从9i开始，段空间管理有两种：
① MSSM：由你设置freelists、freelist groups、pctused、pctfree、initrans等参数来控制如何分配、使用段中的空间
② ASSM：你只需控制一个参数pctfree，其他参数即使建了也将被忽略
⑴ freelist
使用MSSM表空间管理时，Oracle会在freelist中为有自由空间的对象维护HWM以下的块
freelist和freelist group在ASSM表空间中根本不存在，仅在MSSM表空间使用这个技术
⑵ pctfree 和 pctused
pctfree告诉Oracle：块上应该保留多大的空间来完成将来的更新
对于MSSM，她控制着块何时放入freelist中，以及何时从freelist中取出。
如果大于pctfree，则这个块会一直在freelist上
对于ASSM，因为ASSM根本不使用freelist。在ASSM中，pctused也将被忽略。
但她仍然会限制能否将一个新行插入到一个块中
适当的设置pctfree有助于减小行迁移
⑶ initrans
无论是ASSM or MSSM这个参数仍然有效
块头的事务槽的初始化大小有对象的initrans指定
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