一. 概述
我们知道，在oracle中，每修改一条数据都会生成一条重做数据（也就是redo，里面记录了修改后的内容）。目的就是为了将修改的数据备份，方便今后重做。现在有一个问题。oracle中只要修改数据，都会生成redo，这些redo会存放在一个叫做重做日志缓冲区里面。如果同时多个回话在修改数据，都要往重做日志缓冲区写入内容，就存在为同一片内存区域竞争的问题。存在竞争，就存在开销，这篇文章大概介绍一下，oracle如何尽量降低这种开销。
二. 问题概述
oracle中不断地修改数据，源源不断地生成重做日志。oracle先将这些日志写入到重做日志缓冲区（一片内存区域），然后调用LGWR进程将这些日志写入磁盘上的联机日志文件（一般是三个，一个50M的样子）。一个联机日志文件写满之后，切换到另一个日志文件。如果oracle开启了归档模式，在切换日志文件的时候，会将上一个写满的日志文件拷贝一份，叫做归档日志文件，保存到一个地方（或许是另外一台服务器，以防意外发生，方便做实例恢复或介质恢复）。看起来一切都很完美，问题就出在将日志写入到重做日志缓冲区，如果并发量大，并且每一个回话都修改很多数据，那么对重做日志缓冲区的竞争就会异常激烈。很有可能导致cpu会花费大量时间在latch自旋上（也就是占用了cpu的时间，但是cpu什么都没干）。
三. 解决方案
问题1： 一个会话不停地修改数据，需要不停地往redo buffer（重做日志缓冲区）写入内容，也就是要不断地获取redo allocation latch（保护重做日志缓冲区的一种锁，控制并发）。非常影响效率，特别是高并发的时候，你不一定能获取到锁。
这里是否可以先把所有的redo生成，然后就获取一次redo allocation latch锁？答案是可以的，oracle中10g版本之后，提供了一种 private redo，也就是为每一个事物分配一个私有的redo buffer，你先在这里生成所有的重做日志。当事务提交的时候，获取一次redo allocation latch锁，将私有redo里面的内容，拷贝到公共redo buffer里面去。
引申 问题2：如果不停地修改数据，就会不停地生成undo数据块，undo数据块的改变也会生成redo buffer。而且这些必须跟描述数据改变的redo buffer成对出现，而且必须同时写入到重做日志文件。原因如下：当将一个脏数据块，写入磁盘数据块的时候，必须要求先将对应描述这条数据改变的redo记录和记录这条数据旧数据的undo数据块对应的redo记录写入到磁盘的重做日志文件。否则就保证不了数据的一致性。oracle在没有引入private redo之前，将描述数据块改变前的undo块当做一般的数据块处理，undo块发生改变，也生成redo，同时输出到重做日志文件。以前的这种机制存在如下问题：如果另一个会话需要到undo块里面寻找旧数据，但是undo块已经被刷新输出到磁盘，那么还需要到磁盘去调取出来，存在一定的I/O开销。同时，在引入private
redo之后，无法保证描述一条数据改变的redo和undo一起刷新输出到重做日志文件。
为此，oracle引入了一个叫做IMU机制，也就是在内存区域另外为一个事务开辟一处私有的内存区域，专门用来存放描述undo数据块改变的redo记录。一个事务如果修改了10条数据，就会生成10条undo数据，从而产生10条描述undo改变的redo记录，存放在IMU里面。另外，加上描述数据本身改变的10条redo记录存放在private redo里面。总共是20条redo记录，如果事务提交的时候，就会将这20条redo记录合并成一条，从IMU和private redo拷贝到公共的redo
buffer。当然，如果事务还没有提交，但是dbwn进程需要将其中3条脏数据刷新输出到磁盘，就会从imu和private redo里面分别取到这三条记录对于的redo记录，总共6条，合并成一条，然后拷贝到公共的redo buffer，进而刷新输出到磁盘。等到redo 刷新输出到磁盘成功，dbwn才能将脏数据刷新输出到磁盘。
为此，如果我们一个事务修改了很多数据，oracle的大概操作如下：
1. 获取成对的私有内存结构（也就是private redo：用来存放描述数据块的改变 和 IMU：用来存放描述对应undo数据块的改变），开启事务
2. 修改数据，为每一个受影响的数据块打上标记（以表示“拥有私有内存结构”），但不真正改变数据。
3. 将每一条还原改变向量（也就是描述undo数据改变）写到IMU池。
4. 将每一条重做改变向量（也就是描述数据块改变）写到私有redo区。
5. 将这两个内存结构的向量合并成一条重做改变记录。
6. 将重做改变记录复制到重做日志缓冲区（也就是公共 redo buffer），并改变这个数据块。（这么看来，我上面写的，事务还没结束，dbwn进程将脏数据写入磁盘是不可能发生的，因为，最后才改变数据块）