块分裂原理
执行begin bacckup之后，oracle会把将要备份的数据文件都标记为hot-backup-in-progress，锁定所要备份的datafile header的scn，例如此时scn=100,同时redolog中会记住这个scn，其他数据文件正常使用，scn会继续增长。之后再备份所要备份的数据文件过程中，数据文件是允许写入和checkpoint，而且可能不止一次checkpoint，而这个过程中的所有操作和checkpoint也会正常记录到redolog与archivelog中。
假如oracle系统数据文件最小存储单元是数据块，比如8192bytes，而操作系统的最小存储单元os块为固定的512bytes，这样问题就产生了。
在oracle执行begin backup之后进行copy操作，这个copy操作底层属于操作系统的命令，每次只能copy一个os block，假如oracle数据块的block单位为8192bytes，那么这个oracle block就由16个os block组成，这里为了方便理解，我们把他们标记为1-16个os block。copy命令对于数据块的拷贝时没有顺序的，也就是说第一次可能copy 1号block，而第二次可能就会copy 16号block。而在这个copy过程中，对于oracle热备份机制来说对oracle整个的block是允许读写的，这样就会产生如下的问题，例如：执行begin backup,oracle锁定datafile header的scn，假设此时oracle block中存储的数据是10，敲copy进行复制，系统就会将这个oracle block中的16个os block一个一个地拷贝到备份目录，假如拷贝到第五个os block时候，如果数据写入，例如需要将这个数据块中的数据update为20，oracle就会调用dbwr进程对这个数据块进行数据修改，同样dbwr进程也是不顺序地将数据写入这16个os block，所以他就有可能从已经拷贝完的哪五个os块中开始写数据，也有可能从剩下的11个os block中开始写数据。如果从剩下的11个os block中开始写入的话，就会带来一个严重的后果，热备份copy正在进行，而剩下的11个block其中的几个有可能数据已经改变，这样copy出来的备份文件肯定会不一致，copy出来的备份文件对于这个oracle block来说前5个block是原来存储数据10的信息，而后来copy的11个block就有可能存储的是update之后的数据20的信息，这样是绝对不允许的。
（自己的理解：
块分裂：数据库1个块相当于操作系统16个块，在转储时，数据文件改变，导致16个系统块中前5个的scn为2000，后11个scn为2001，也就是说前后不一致，对应的数据库块，既不是更新前的数据，也不是更新后的数据。
解决方法：
将update之前的镜像对os块进行覆盖，在用日志对其恢复。）
因此，oracle做了这样的一个机制，在copy过程中如果需要有数据update，dbwr进程告诉oracle我要update，这时候oracle就会通知备份系统，先把所要写入的那个Oracle black完全镜像到redo中，redo记录的是整个数据块的镜像，而不是一条信息。之后dbwr在开始向这个oracle block中的16个os block随机写入数据。这样，在数据恢复的时候，oracle检查是从被锁定的那个scn时刻起开始恢复，如果检查到那个时间点上的某个oracle block出现上述所说的那种"损坏的block‘，他就会将redo中的镜像在完全copy到这个oracle block，这样，这个数据块就是begin backup的那个时间点时候的完整的数据库了，之后redo就可以从这个scn进行向后的恢复工作。
这个过程也就解释了为什么在热备过程中有时候redo会急剧增加的现象。
结束热备end backup之后，oracle解锁备份的datafile header的scn，自动同系统当前的scn同步，例如此时的scn已经变为1000，那么备份文件的scn会与系统自动同步到1000.
因为在备份过程中数据文件及redo是允许写入的，因此备份的数据文件不仅包含scn=100以前的数据，而且还包含scn在100和1000之间的所有操作数据。这就是上述所说的“损坏的block”。