RAC cache fusion机制达成原理分析
发布时间：2021-12-01 12:36:59 所属栏目：教程 来源：互联网
导读：在单实例中，进程要想修改数据块，必须在数据块的当前版本（Currentcopy）上进行修改RAC环境也一样 这便涉及到一系列问题： 如何获得数据块的版本在集群节点间的分布图？ 如何知道哪个节点拥有的是当前版本？ 如何完成传递过程？ 这一系列问题的解决依靠内存
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在单实例中，进程要想修改数据块，必须在数据块的当前版本（Currentcopy）上进行修改RAC环境也一样 这便涉及到一系列问题： 如何获得数据块的版本在集群节点间的分布图？ 如何知道哪个节点拥有的是当前版本？ 如何完成传递过程？ 这一系列问题的解决依靠内存融合技术（cachefusion） cachefusion通过高速的privateinterconnect，在实例间进行数据块传递 这是RAC最核心的工作机制，他把所有实例的SGA虚拟成一个大的SGA区 每当不同的实例请求相同的数据块，这个数据块就需要在实例间进行传递 在Oracle7的OPS中，这种传递是通过磁盘完成的，也叫“Disk-BasedPing” 也就是第1个实例必须先把这个数据块写回磁盘，然后第2个实例再从磁盘上读取这个数据块 这种依靠磁盘来完成数据传递极大影响系统性能 在Oracle8i引入“Net-BasedPing”通过PrivateInterconnect来传递数据块 但是8i只能传递没有修改过的数据块，对于“脏块”还是要通过磁盘来传递，这一点和OPS一样 在Oracle9i的cachefusion，所有的数据块，无论修改的或者没有修改的，都可以通过PrivateInterconnect传递 系统系能得到极大的改善 在cachefusion中，每个数据块都会被映射成一个cachefusion资源，或者说是一个PCM资源 PCM资源实际上是一个数据结构，资源的名称就是DBA(数据块地址) 每个进程对数据的请求都是分步完成： ①把DBA转换成PCM资源名称 ②把这个PCM资源请求提交给DLM（分布式锁管理器） ③DLM进行GlobalLock的申请、释放活动，只有进程获得了PCMLock，才能继续下一步 也就是实例首先要获得数据块的使用权 整个cachefusion有两个服务组成：GCS和GES ⑴GCS服务负责数据块在实例间的传递 由后台进程LMSn完成 ⑵GES服务负责锁管理 在多个实例之间协调对数据块的访问顺序，保证数据的一致性访问 由后台进程LMD完成  （编辑：东莞站长网） 【声明】本站内容均来自网络，其相关言论仅代表作者个人观点，不代表本站立场。若无意侵犯到您的权利，请及时与联系站长删除相关内容! |
