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这篇CFSDN的博客文章RAC cache fusion机制实现原理分析由作者收集整理,如果你对这篇文章有兴趣,记得点赞哟.
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 。
最后此篇关于RAC cache fusion机制实现原理分析的文章就讲到这里了,如果你想了解更多关于RAC cache fusion机制实现原理分析的内容请搜索CFSDN的文章或继续浏览相关文章,希望大家以后支持我的博客! 。
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