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RAC cache fusion机制实现原理分析

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李凯908 显示全部楼层 发表于 2021-10-26 12:53:02 |阅读模式 打印 上一主题 下一主题
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

这便涉及到一系列标题
怎样得到数据块的版本在集群节点间的分布图?
怎样知道哪个节点拥有的是当前版本?
怎样完成通报过程?

这一系列标题的解决依赖内存融合技能(cachefusion)

cachefusion通过高速的privateinterconnect,在实例间进行数据块通报
这是RAC最焦点的工作机制,他把全部实例的SGA捏造成一个大的SGA区
每当不同的实例请求雷同的数据块,这个数据块就需要在实例间进行通报
在Oracle7的OPS中,这种通报是通过磁盘完成的,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
这种依赖磁盘来完成数据通报极大影响体系性能
在Oracle8i引入“Net-BasedPing”通过PrivateInterconnect来通报数据块
但是8i只能通报没有修改过的数据块,对于“脏块”照旧要通过磁盘来通报,这一点和OPS一样
在Oracle9i的cachefusion,全部的数据块,无论修改的或者没有修改的,都可以通过PrivateInterconnect通报

体系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资源现实上是一个数据布局,资源的名称就是DBA(数据块地点)

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、开释活动,只有进程得到了PCMLock,才气继续下一步
也就是实例起首要得到数据块的利用权

整个cachefusion有两个服务构成:GCS和GES
⑴GCS服务负责数据块在实例间的通报
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次序,保证数据的同等性访问
由后台进程LMD完成

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