oracle数据库的物理存储结构
1、spfile：参数文件
2、controlfile：控制文件
3、datafile：数据文件
4、redo log
5、arch：归档日志
oracle数据库的datafile（数据文件）
datafile：oracle有多个数据文件
图解：
数据库的数据文件被格式化成一个一个大小相等的block（2k、4k、8k、16k、32k），一般都是8k
block（数据块）
1、数据文件被格式化成一个一个大小相等的block；
2、是IO的最小单元
表空间
表空间：一个或者多个数据文件组成的一个组；如果表空间不够了，可以向它加入数据文件；如果一个表非常大的话，一个数据文件就存储不了，就需要多个数据文件来存储，因为数据文件的大小是有限制的，所以有了一个表空间的概念，如果一个数据文件存储不了了，可以向表空间里面扩充多个数据文件
图解：
一个或者多个数据文件组成一个表空间，将来在表空间里要建一个表，这个表可能被建在不同的数据文件上（数据文件4、数据文件5或者数据文件4和数据文件5上...）
表是建在表空间上的
oracle数据库表空间的类别
1、system表空间（系统表空间）：放着字典表（核心的字典表）
2、systemaux表空间（系统辅助表空间，oracle版本10g开始）：放着辅助的字典表（存着历史性能信息）
3、temp表空间（临时表空间）：放着临时数据
4、undo表空间：放着修改过的数据（比如：将1改为了2，就把1存到undo表空间里，避免操作失误的时候可以rollback回来，把2再改回1）
除了这些系统相关的表空间以外，我们还可以建一些别的表空间
oracle数据库支持表空间级别，block的大小不一样的情况（建议不这么做），这种情况需要在buffer cache里面有相同大小的buffer与其对应：8k的block对应8k的buffer，16k的block对应16k的buffer，32k的block对应32k的buffer
段区块
图解：
一个表空间，现在要在表空间1（tb1）上建一个表（t1），从存储的层面上来说，我们要建的表（t1）叫做表段（我们建了一个表，就是说我们建了一个段（表段））；从存储的层面上来讲，一个表是一个段，一个索引是一个段；
现在要在tb1上建一个段t1，在oracle版本10g的时候，在建t1的时候，先分配几个物理上连续的块（就是一个区）（比如分了4个块）；如果不分的话，一个一个的给，这时候就会出现一个问题：此时在tb1上又建了一个表t2，这时候第一个块给t1，第二个块给t2，......就会出现在一个表空间里，里面有好多表，这些表参差不齐，块之间互相交叉；将来如果对t1做全表扫描的话，只能先读第一个块，然后隔一个才能读下一个块，就会发生多次IO读；如果一次性分4个块给t1，全表扫描的时候就可以一次性读完，只发生一次IO读，基于这个，oracle提出了一个区（extent）的概念
段（segment）分为
1、表段
2、索引段
区（extent）的概念
1、物理上连续的多个块，是一个区（extent）
2、区（extent）是段分配空间的最小单位
段区块的关系
图示：
一个extent区由多个块组成，一个段由多个区组成，一个表空间有多个段，一个表空间由多个数据文件组成
段区块的管理
有两个管理：
1、区的管理（表空间的管理）
两种方式：
1、local（本地）
2、字典
2、段的管理
两种方式：
1、manual（手动）
2、auto（自动）
区（表空间）的管理
图解：
现在在表空间里面建一个表t1，首先：分配区，在表空间里面找空的extent区；t1表需要8个block，fet表的第二行记录着表空间里面的第二行有9个空的block，就把这一行的8个block给t1，之后fet表的第二行的记录还在，但是是记录着表空间里面的第二行有1个空的block，uet表里面就加上对应那一行被用的block的数量
区的管理方式（表空间的管理方式）：
在表空间里面，对extent区进行空间的记录（哪些区用了，哪些还没有用）
1、字典管理方式
oracle在数据库的system表空间里面记录两张表：fet表（free extent表）、uet表（used extent表）
对于字典的管理方式，第一、需要写SQL来找空的extent；
第二、需要修改两张记录表（fet表：delete或者update，uet表：inster），还会产生redo、undo
这种方式的坏处：
1、需要8个block，一行有9个block，还剩下1个block，产生了小碎片；
2、使用SQL来访问，性能比较差
3、随着时间的推移，小碎片会越来越多，有一个进程smonitor，会将在一块的小碎片合并（由于时间的不同，相邻的block，记录的信息也不在一块，有的记录在表的前面，然后跟它相邻的block的信息因为时间的关系被记录在表的后面，就出现的虚块的现象，就是说现在需要16个block，前面记录了8个block，后面记录了8个block，就找不到一个16个block的空间），因为合并，需要把fet表全表扫描一遍，又因为随着时间的推移，小碎片越来越多，所以smonitor清理起来很麻烦，会造成smonitor会hang住的情况：
图示：
2、local本地管理方式
每一个数据文件里面有很多的extent，每一个数据文件，自己管理自己里面的extent
图解：
在每一个数据文件的头部，找出六个块来，64kbit的空间来记录extent：被分配的extent记录为1，没有被分配的extent记录为0，一个位表示一个extent（8个block），这样，要找一个空的extent（8个block），就在数据文件的头部里找，找一个0，如果要找一个16个block的extent，就找两个0的，这样的好处：
1、不需要使用SQL了，找到空的extent要分配，分配的时候，只要把0改为1就行了，不管是找空的extent，释放extent，还是修改记录，都是一些位操作了
2、要找16个block时，找两个0的就可以，也不存在虚块的现象，也不会产生小碎片，也不需要合并了
区的管理方式：建议使用local本地管理的方式
段的管理
图解：
一个表t1（8个block），分配了一个区，那么这个表怎么用这个extent里面的block？
要在t1里面做inster，插入一行数据（占800bit），第一个块：段头块，里面记录着相关段的信息，里面不能存放数据，第二个开始做inster，现在因为第二个块是空的（8k），做inster显然空间够；但是随着时间的推移，每一个块里都有好多行，当然还有就是这个extent用完了的情况；现在假设用了六个块，然后中间的块，删了一些行，然后每个block还剩一些空间，这时候对t1表做inster（1000bit），oracle的需求是：在这已经使用的六个block里面，需要一个能够容纳1000bit的block；每一个块是8k，需要1000bit，就是需要一个块大约13%的空间，所以只要剩余的空间大于13%，都可以用。
对于区（表空间）来说，段里面所有的extent用完了，需要新的extent的时候，才涉及到区（表空间）的管理；一个段被分配了很多区了，无论做inster、update、delete，只要不需要新的extent就不会涉及到区的管理；所以DML操作绝大部分不会涉及到区的管理（表空间的管理）；
但是对于段来说，无论做inster、update、delete，每一次的DML操作，都会涉及到段的管理；所以如果段的管理方式选错了，对DML的影响还是很大的；
oracle怎么记录一个段已经分配给extent里面的每一个block的空间使用情况呢？两种方式：
段的管理方式：
1、manual管理方式：
pctfree（空闲百分比）
这里有一个参数：pctfree（空闲百分比）（默认是：10%）
一个block，要做inster，插入数据，oracle会尝试着在block里面尽量的留大于等于10%的一个空闲空间作为pctfree，但是也有可能小于10%，当block的空间剩余10%的时候，就说这个block满了，用的话，就要用下一个block了（也就是说，当一个块的空闲空间大于10%的时候，还有空闲空间；空闲空间小于10%的时候，就没有空闲空间了）
图解：
oracle会在段头块里面记录着一个地址，指向后面的第一个空闲空间大于10%的块的地址，第一个空闲空间大于10%的块也记录着下一个空闲空间大于10%的块的地址，以此类推；
然后在t1里面做inster，假设要插入2000bit，大约空闲空间25%，然后找空闲空间大于25%的块，段头，然后找，找到第一个有空闲空间的块，剩余80%，满足了，就用它；然后剩余55%了；
在做inster的时候，oracle会锁住t1这个表的段头块，锁住以后，遍历free list（链表），找空闲空间；
现在server process1在对t1做inster，这时候，server process2也要对t1表做inster，这时候，t1这个表的段头块已经被锁住了，就会产生free list争用，就会产生等待事件；
所以oracle就会做一件事：使用多个free list，每个链表链一部分空闲空间，减少一部分free list征用
段管理使用manual的话，就使用free list链表
使用free list（链表）来管理这些空闲空间大于10%的块，将这些空闲空间大于10%的块链起来
pctused（使用百分比）
这里有一个参数：pctused（使用百分比）
图解：
现在有一个链表，现在要做inster，插入数据，假设对第二个块做inster，inster的话，第二个块的空闲空间就小于10%了，然后把它拿下来了；然后删除一行之后，又得挂上去；拿下来，挂上去就需要锁住链，然后去修改，所以就出现一个问题：插入一行，拿下来，修改链表；删除一行，挂上去也要修改链表，所以oracle就定义了一个参数：pctused；
假设pctused = 40%，inster以后，空间剩余8%，被拿下来了；delete一行，空间剩余又变回12%了，这时候还不把它挂上去，又删了一行，剩余22%，这时候也还不把它挂上去，直到空闲空间大于等于40%才挂上去
2、auto管理方式：
图解：
oracle在前面的这些块，又拿出一部分块来，然后在下面组成新的块；这部分使用位图的方式来记录下面组成的新块，使用位的方式来记录下面的块的空间的使用情况；假设以后要在这个段里面找一个1000bit的空闲空间，只需要读位图就可以，因为在位图里面以位的方式记录着所有块的空间使用情况，计算机对位的操作是最擅长的，这里位的方式也不存在锁的概念；
假设现在要找一个1000bit的空闲空间，pctfree = 10%，block = 8k，需要大约23%的空闲空间，就找空闲空间大于等于23%的块，就满足这个需求；现在找，找到一个块剩余30%，可以满足，再找，找到一个剩余24%的块，它就用剩余24%的，因为用剩余30%的产生小碎片，用24%的刚好，然后如果有23%的，那么更好；
使用位图的方式的好处：
1、计算速度快
2、找的时候可以找到正好的，而manual方式是找到满足需求的就用，不管剩余空间有多大
段的管理方式：建议使用auto的方式
oracle数据块（block）的结构
图解：
数据块有：块的头部，从上往下记录，下面是数据行，从下往上存储数据，中间是free；
有一个表t1插入一行数据：第一个字段数据：num，第二个字段数据：varchar（60），第三个字段数据：varchar（40），......
插入数据： 1 abc xkj
在数据块里面怎么存的这些数据呢？
一行，头部留出一个字节来，然后后面：第一字段列的宽度9，后面跟着存上1，再接着第二字段列的宽度3，后面存上abc，第三字段列的宽度3，后面存上xkj；然后下一行，紧接着在后面加一个行头，列宽，值，列宽，值......
存储的时候，行与行之间是没有空隙的，是紧密连在一起的
访问块的时候，怎么访问的呢？
在块的头部，有一个行目录；假设这个块有10行，行目录里面记录着这10行，每一行的起始位置；找的时候，通过行目录找到行头，再找到列的位置取出数据；现在要做update，将xkj改为xkjagr，这时候，就要更改这一列的宽度，将3改为6，这一列数据之后的所有数据就要往后挪3个字节，将列宽改为6，这时候数据行的空间不够了，就要压缩free部分的空间，所以在inster的时候，不希望被挤出这个块，就使用pctfree = 10%，让它有一个预留的空间来存数据
行地址（行迁移）
在这里，每一行有一个行地址（rowid），oracle数据库里面，默认的每一行的行地址（rowid）是不能改变的；如果数据往后挪的时候，挤出一行来了，但是行地址是不能改变的，这时候就会出现行迁移（一般都是update造成的），就是说，假设现在要update一行数据，free就只有10%的空闲空间，但是对于要更新的这一行来说，10%的空闲空间不够用，oracle就会把这一行拿出来放到另外一个块里，然后，这一行原来的位置不变，在这个位置上记录着被迁移到另外一个块这一行的地址
行地址（rowid）由三部分组成：
1、文件号
2、块号（文件里面哪个块）
3、行号（文件里面第几行）
rowid是一个物理地址，可以快速的找到对应的数据行
行链接
假设，现在一个block是8k，数据库里一个表里的一行是12k，然后oracle将一行12k的数据分别存在两个块里面，一个块里面存6k，然后第一个块里面还存着在另外一个块里面的行地址
行链接是因为行数据太大，而block的空间太小，所以要使用多个block存储
行迁移和行链接都不是很好，访问性能会降低
高水位线
图解:
一个段（t1），分配了多个区，第一、二个区都用完了，第三个区用到第三个块，然后前面的块，空间大小可能不一样，有的剩余80%，有的剩余10%，有可能还有空块（被删除了），这里面的块有的空的，有的满的；然后这个区的最后一块的地址会被记录在段头块里面（表示这个段，最后一个块的地址），这个地址叫做高水位线
高水位线的含义：
假设将t1里面所有的数据全删了，然后提交，里面所有的块都是空的，但是高水位线还在那个位置；对t1插入数据的时候，高水位线往上涨，但是删除数据的时候，高水位线不变，还在原来的位置；现在t1是空的，对t1做select：select * from t1；全表扫描t1，全表扫描就是对高水位线以下所有的块扫描一遍（高水位线对全表扫描的行为影响比较大），现在t1是空的，但还是要扫描所有的块，因为高水位线还在那个位置，所以有时候我们就需要对t1做一个segment shrink（段收缩），就是将高水位线以下那些有空闲空间的块收缩，把数据收缩到一起（假设收缩到了三个块里），让它们之间没有空闲的块，然后将高水位线降下来，然后再select * from t1；的时候，就只需要访问这三个块了；
但是对一个段DML很频繁的情况下，段收缩的效果不是很好；还有一个命令：move命令，也是段收缩，这个效果很好，但是风险最大；还有就是truncate命令，就是将整个表清空了，也就是将表的段头块进行了修改，修改了高水位线，但是其实数据没有被删除，数据还在，只是高水位线指在了第一个块的位置