?DML语句与undo?
当我们发出一条DML（比如update t set col1='B' where col1='A'）语句时，其执行过程可大致概括为以下几步。
1、在shared pool里进行解析，从而生成执行计划。
假设根据执行计划，得出col1='A'的记录存放在10号数据文件的54号数据块里。
2、服务器进程在buffer cache里找一个可用的undo数据块，如果没有发现，则到undo表空间里找一个可用的undo块，并调入buffer cache。假设获得的undo数据块号为24号，位于11号undo数据文件里。
3、将改变前的值，也就是A放入11号undo数据块。
由于undo数据块发生了变化，于是产生重做记录，假设重做记录号为120。
行号? 事务id file# block# row? column? value
120? T1? 24? 11? 10? col1?? A?
4、在buffer cache里找到54号数据块。如果没有发现，则从10号数据文件里调入。
将改变后的值，也就是B放入54号数据块。
由于数据块发生了变化，于是产生重做记录，假设重做记录号为121。
行号? 事务id file# block# row? column? value
121? T1? 10? 54? 10? col1?? B??
5、控制权返回给用户，如果在SQL*Plus里执行DML，则表现为光标返回。
当用户发出commit命令时，触发LGWR进程，将120与121这两个重做记录写入联机日志文件，并将54号数据块和11号undo数据块头部所记录的事务状态标记设置为已提交。然后控制权返回给用户，如果在SQL*Plus里执行DML操作，则表现为光标返回。
6、这个时候，54号数据块以及11号undo块并不一定被DBWn写入数据文件。只有在脏数据块的数量达到一定程度才会被写入。
事务只要被提交或回滚，那么该事务所使用的undo块就可以被覆盖。对于上面的例子来说，当第 步，用户发出commit命令以后，11号undo块里的数据就可以被其他事务所覆盖。
undo的作用

在Oracle数据库中，undo主要有三大作用：提供一致性读（Consistent Read）、回滚事务（Rollback Transaction）以及实例恢复（Instance Recovery）。
一致性读是相对于脏读（Dirty Read）而言的。假设某个表T中有10000条记录，获取所有记录需要15分钟时间。当前时间为9点整，某用户A发出一条查询语句：select * from T，该语句在9点15分时执行完毕。当用户A执行该SQL语句到9点10分的时候，另外一个用户B发出了一条delete命令，将T表中的最后一条记录删除并提交了。
那么到9点15分时，A用户将返回多少条记录？
如果返回9999条记录，则说明发生了脏读；如果仍然返回10000条记录，则说明发生了一致性读。很明显，在9点钟那个时间点发出查询语句时，表T中确实有10000条记录，只不过由于I/O的相对较慢，所以才会花15分钟完成所有记录的检索。对于Oracle数据库来说，没有办法实现脏读，必须提供一致性读，并且该一致性读是在没有阻塞用户的DML的前提下实现的。
那么undo数据是如何实现一致性读的呢？还是针对上面的例子。用户A在9点发出查询语句时，服务器进程会将9点那个时间点上的SCN号记录下来，假设该SCN号为SCN9.00。那么9点整的时刻的SCN9.00一定大于等于记录在所有数据块头部的ITL槽中的SCN号（如果有多个ITL槽，则为其中最大的那个SCN号）。
服务器进程在扫描表T的数据块时，会把扫描到的数据块头部的ITL槽中的SCN号与SCN9:00之间进行比较，哪个更大。如果数据块头部的SCN号比SCN9.00要小，则说明该数据块在9点以后没有被更新，可以直接读取其中的数据；否则，如果数据块ITL槽的SCN号比SCN9.00要大，则说明该数据块在9点以后被更新了，该块里的数据已经不是9点那个时间点的数据了，于是要借助undo块。
9点10分，B用户更新了表T的最后一条记录并提交（注意，在这里，提交或者不提交并不是关键，只要用户B更新了表T，用户A就会去读undo数据块）。假设被更新记录属于N号数据块。那么这个时候N号数据块头部的ITL槽的SCN号就被改为SCN9.10。当服务器进程扫描到被更新的数据块（也就是N号块）时，发现其ITL槽中的SCN9.10大于发出查询时的SCN9.00，说明该数据块在9点以后被更新了。于是服务器进程到N号块的头部，找到SCN9.10所在的ITL槽。由于ITL槽中记录了对应的undo块的地址，于是根据该地址找到undo块，将undo块中的被修改前的数据取出，再结合N号块里的数据行，从而构建出9点10分被更新之前的那个时间点的数据块内容，这样的数据块叫做CR块（Consistent Read）。对于delete来说，其undo信息就是insert，也就是说该构建出来的CR块中就插入了被删除的那条记录。随后，服务器进程扫描该CR块，从而返回正确的10000条记录。
让我们继续把问题复杂化。假设在9点10分B用户删除了最后一条记录并提交以后，紧跟着9点11分，C用户在同一个数据块里（也就是N号块）插入了2条记录。这个时候Oracle又是如何实现一致性读的呢（假设表T的initrans为1，也就是只有一个ITL槽）？因为我们已经知道，事务需要使用ITL槽，只要该事务提交或回滚，该ITL槽就能够被重用。换句话说，该ITL槽里记录的已经是SCN9.11，而不是SCN9.10了。这时，ITL槽被覆盖了，Oracle的服务器进程又怎能找回最初的数据呢？
其中的秘密就在于，Oracle在记录undo数据的时候，不仅记录了改变前的数据，还记录了改变前的数据所在的数据块头部的ITL信息。因此，9点10分B用户删除记录时（位于N号块里，并假设该N号块的ITL信息为[Undo_block0 / SCN8.50]），则Oracle会将改变前的数据（也就是insert）放到undo块（假设该undo块地址为Undo_block1）里，同时在该undo块里记录删除前ITL槽的信息（也就是[Undo_block0 / SCN8.50]）。删除记录以后，该N号块的ITL信息变为 [Undo_block1 / SCN9.10]；到了9点11分，C用户又在N号块里插入了两条记录，则Oracle将插入前的数据（也就是delete两条记录）放到undo块（假设该undo块的地址为Undo_block2）里，并将9点11分时的ITL槽的信息（也就是[Undo_block1 / SCN9.10]）也记录到该undo块里。插入两条记录以后，该N号块的ITL槽的信息改为 [Undo_block2 / SCN9.11]。
那么当执行查询的服务器进程扫描到N号块时，发现SCN9.11大于SCN9.00，于是到ITL槽中指定的Undo_block2处找到该undo块。发现该undo块里记录的ITL信息为[Undo_block1 / SCN9.10]，其中的SCN9.10仍然大于SCN9.00，于是服务器进程继续根据ITL中记录的Undo_block1，找到该undo块。发现该undo块里记录的ITL信息为[Undo_block0 / SCN8.50]，这时ITL里的SCN8.50小于发出查询时的SCN9.00，说明这时undo块包含合适的undo信息，于是服务器进程不再找下去，而是将N号块、Undo_block2以及Undo_block1的数据结合起来，构建CR块。将当前N号的数据复制到CR块里，然后在CR块里先回退9点11分的事务，也就是在CR块里删除两条记录，然后再回退9点10分的事务，也就是在CR块里插入被删除的记录，从而构建出9点钟时的数据。Oracle就是这样，以层层嵌套的方式，查找整个undo块的链表，直到发现ITL槽里的SCN号小于等于发出查询时的那个SCN号为止。正常来说，当前undo块里记录的SCN号要比上一个undo块里记录的SCN号要小。