RAC3——RAC原理开始

1、RAC并发

RAC的本质是一个数据库，只不过现在这个数据库运行在了多台计算机上，在原先的单实例中，一个进程是否可以修改一条数据，取决于是否有其他进程（同一台计算机上）并发修改。在RAC环境下，这种判断已经不够了，还必须坚持其他计算机上的进程是否有并发修改。

      于是RAC要解决的第一个问题就是：如何在多台计算机环境下感知并发的存在？

      对于检查本机上的并发，用传统的单实例中的锁机制就可以解决，单对于其他计算机上的并发检测，必须引入一个新的机制，这个机制就是分布式锁管理器（distributed lock management   DLM），我们可以把DLM想象成一个“仲裁”，他记录着哪个节点正在用哪种方式操作哪个数据，比负责协调解决节点间的竞争。

 

下面我们用一个例子来说明DLM的机制原理：

一个2节点的RAC，节点1想要修改数据A，节点1想DLM请求，DLM发现数据A还没有被任何节点使用，DLM就授权给节点1，并向DLM登记节点1对数据1的使用，这时，节点2也想修改数据A，节点2向DLM请求，DLM发现数据A正被节点1使用，DLM就会请求节点1，“先给节点2用吧”，节点1收到请求后释放其对数据1的占用，节点2能够操作数据A。DLM记录这个过程。

需要强调的是DLM负责的是节点间的协调，而节点内的协调不是DLM的责任，我们继续考虑上面的例子：

这时，节点2的进程1在修改数据A，节点2的进程2也想修改数据A，节点2仍然请求DLM，但是DLM发现节点2已经有权限，无序授权。进程2对DLM的请求被通过，但是进程2是否能够修改数据A，还需要进一步通过传统的锁模式检查。

 

解决了第一个问题后，第二个问题就出现了，我们上文提到的数据A到底是啥呢？或者说DLM到底在那个层次上对资源的冲突进行协调？那个A是一行记录？还是一个数据块？还是一个数据文件？哈哈——答案是：数据块！！！

也就是说，进程想要修改A时，向DLM提出申请的是“数据块A的操作权限”。

 

oracle集群发展历史分为两个阶段，最初的是oracle并行服务器（oracle parallel server OPS），之后到9i时改成RAC，两个阶段的DLM名称也不同 ，ops的叫做pcm，RAC的叫做Cache Fusion。现在看来我们只需知道一点：现在DLM的名称叫Cache Fusion。

在DLM中，根据资源数量，活动密集程度，把资源分成两类：cache fusion 和 non-cache fusion。

 

cache fusion resource：是指数据块这种资源，包括 普通数据块，索引数据块，段头块（segement header）， undo 数据块。

非数据块资源全部都归类为non-cache fusion resource ：包括数据文件，控制文件，数据字典视图，library cache，row cache等等。

对于典型的non-cache-fusion资源，我们对library cache做一个说明，library cache中主要存的是sql语句，执行计划，plsql的包，存储过程，还有这些对象所引用的对象，当这些sql语句进行编译的时候，会对这些对象应用的对象加上一个library cache lock ，而在这些sql对象执行的时候，会对这些引用的对象加上library cache pin来保证sql语句执行的过程中应用对象的结构不会发生变化。

需要特别说明的是，当编译完成后，引用对象上的library cache lock会由shared或者exclusive模式转变成null模式，null模式的library cache look相当于一个触发器，每当引用的对象的结构遭到改变，或者定义被修改，如添加一列。。那么引用他的sql语句编译的对象就成了无效的了，需要对那个sql语句重新编译。例如：select * from a。编译后这个语句的执行计划对象会在a上加一个null模式的library cache lock。当我们改变a的机构（如增加一个新字段），此触发器就会导致select * from a 这个语句的执行计划失效。重新执行此sql的时候，需要重新编译。

在RAC环境下这个问题进一步的延伸，在每个节点上，都有可能有表a的引用对象。在任何一个节点上对a的结构进行了修改，那其他所有节点上a的对象都应被置为无效。因此：除了传统的library cache lock之外，每个节点的LCK0进程会对本实例library cache 中对象加一个shared mode的IV（Invalidation） instance lock。如果某用户想要修改对象的定义。必须先获得一个Exclusive 模式的IV锁，这会通知本地的LCK0进程释放shared mode锁。本地LCK0释放这个shared mode锁之前，会通知其他节点的LCK0,其他节点的LCK0进程收到这个消息，会将本地library cache 中的相关的对象置为无效。

这是一种广播机制，这种通信过程是通过实例的LMD（此进程详细介绍在下一节）进程完成的。

Row Cache中存放的是数据字典，其目的是编译过程减少对磁盘的访问。其内容也需要在所有实例中同步。其同步机制和library cache 是一样的，也是由LCK0进程完成。

 

 2、 GRD（Global Resource Directory ）

可以把 GRD 看作一个内部数据库，这里记录的是每一个数据块在集群间分布图，它位于每一个实例的SGA 中，但是每个实例 SGA 中都是部分 GRD ， 所有实例的GR 汇总在一起就是个完整的 GRD 。

RAC 会根据每个资源的名称从集群中选择一 个节点作为它的 Master Node ， 而其他节点叫作 Shadow Node。 Master Node 的 GRD 中记录了该资源在所有节 点上的使用信息 ，而 Shadow Node 的 GRD 中只需要记录资源在该节点上的使用情况，这些信息实际就是PCM Lock信息 。 PCM Lock 有 3个属性： Mode ，Role和 PI(Past Image)。下图显示了GRD内容结构：

3、PCM Lock 

由上文我们知道了GRD中记录的是pcm lock信息，这种锁有3个属性：mode，role，PI。

下面我们挨个看看这三个属性是怎么个意思：

1）mode：这个属性用于描述锁的模式，其中有3种取值，如下所示：

2）role：每个数据块可以被多个节点修改，role这个属性是用来描述“脏数据块”在集群间的分布状况的，其中有local  和  global  两个取值，下面结合mode来解释各个role的含义：

对于local role，可能的mode 只会是S 和 X；如果mode是S ，代表这个内存数据块时和磁盘上的内容完全一致的；如果mode是X，则代表这个数据块在内存中做过修改，但是修改没有被写回磁盘，也就是“脏数据块”；对于拥有local role的实例而言，如果要把这个数据块写到磁盘，不需要联系GRD，由本实例完成即可。

如果拥有local role的X mode 的实例要给其他实例发送这个数据块，如果发送的是和磁盘一直的版本，也就是说接收方收到的也是磁盘一致的版本，那么本实例就仍然保持local role；  如果发送的是和磁盘不一致的版本，那么角色就要转变成global，同时接收方的角色也是global，代表同时有多个实例拥有“脏数据块”版本。

如果是global role，可能的mode 是S,X,Null，global role 首先意味着有多个实例拥有和磁盘一致版本，这时如果想要把这个数据写到擦盘，必须联系GRD，由拥有数据块的current版本来完成写动作。

 

3）past Image： 下面通过一个例子说明什么是past image，假设一个2节点的rac集群，某个数据块在磁盘上的scn=100：

好了下面我们开始。。。实例1要修改这个数据块，从磁盘读入SGA进行修改，修改后内存的scn=110。实例2也要修改该这个数据块，实例1就会通过cache fusion 把这个数据块传送给实例2，发送的是scn=110的版本，即current copy的数据块；这时实例1还会保留这个scn=110的数据块在sga中，但是不能在进行任何修改操作，这时实例1拥有的这个拷贝就是一个past image，其中scn=110；在实例1发送这个数据块之前，会把log buffer 的内容写到redo log中。接下来实例2修改这个数据块，修改后的scn=120；注意，此时磁盘上的版本仍然是scn=100；假设实例1现在因为日志切换，触发了检查点动作，因为实例1上的数据块是个脏数据块（但不是最脏的，哈哈，还有实例2上那个scn=120的版本最脏），所以要把这个数据块也同步到磁盘。实例1会找到GRD，发现实例2拥有这个数据块的current版本，GRD会通知实例2把这个数据块写入磁盘。实例2完成写入之后，会通知其他实例（所有拥有PI版本的实例）释放他们拥有的PI内存了。这时，实例1会在log buffer中记录一条BWR（block write record）记录，然后释放PI内存。

假设实例2没有完成写时就异常宕机了，这时会触发实例1上进行crash recovery（不同与单实例instance recovery）虽然修改动作都被记录在各个节点的联机日志中，但是因为实例1拥有最近的PI，所以只需要实例1的PI及实例2的联机日志就可以完成恢复。

所以，past image代表着这个实例的SGA中是否拥有和磁盘内容不一致的版本，以及版本顺序，并不是代表这个节点是否曾经修改过这个数据块，past image主要能够加速crash recovery的恢复过程。

 

下面通过读写实例介绍RAC的工作过程：

 

4、AST

到现在为止，想必各位已经知道了所谓的cache fusion资源（也就是数据块）是如何被传输工作的了，但是前面的讲述故意遗漏了一个细节还没有交代，就是这些请求在DLM中是如何管理的，主要是避免分散读者的注意力，现在把这部分内容补上。

     DLM使用两个队列跟踪所有的lock 请求，并用两个ASTs（asynchronous traps）来完成请求的发送和响应，实际就是异步中断（interrupt）或者陷阱（trap）。下图显示的是资源和队列的关系，granted queue中记录的是所有已经获得的lock的进程，而convert queue记录时是所有等待lock的进程。

进程1和进程2拥有数据块S模式的锁，因此在granted queue 中有记录，假设现在进程2要获得X模式的锁，进程2必须先向DLM提出请求；请求提交给DLM后，DLM就要把进程2放在convert queue中。向拥有不兼容模式锁的进程1发送一个blocking  ASTs，这是一个异步请求，所以DLM不必等待响应。当进程1接受到这个BAST之后，就会把这个lock降级为null模式，DLM把进程2的锁模式转换为x模式，如下图所示：

然后，DLM发送一个acquisition ASTn（AAST）给进程2，并把进程2放到Granted queue中，如下图所示，进程2就可以继续处理了：

5、RAC并发控制总结

在cache fusion中，每一个数据块都会被映射成一个cache fusion 资源，或者说是一个PCM资源，pcm资源实际是一个数据结构，资源的名称就是数据块的地址（dba）。每个数据请求动作是分步完成的。首先把数据块地址x转换成pcm资源名称，然后把这个pcm资源请求提交给DLM，DLM进行global lock的申请，释放活动，只有获得了pcm lock，才能继续下一步；也就是说第一步“实例要获得数据块的使用权”

除了获得数据块的使用权，还要考虑数据块状态。在单实例中，进程想要修改数据块，必须在数据块的当前版本（current copy）上进行修改，在RAC环境下也一样，如果实例要修改该数据块，必须获得这个数据块的当前版本拷贝，这就涉及一系列的问题：如何获得数据块的拷贝在集群节点间的分布图，如何知道哪个节点拥有的是当前的拷贝，如何完成传递过程，这一些问题的解决机制就是内存融合技术（cache fusion） 。一旦实例获得了访问权限，并且也得到了正确的版本。然后进程就能访问资源了，进程间仍然使用传统的lock，latch，这一点和单实例没有区别。

 

转：http://blog.csdn.net/cymm_liu/article/details/7899432