OracleRAC学习之--OPS中的RACPing和RACCacheFusion

Oracle RAC学习之--OPS中的RAC Ping和RAC Cache Fusion 650) this.width=650;" src="http://www.68idc.cn/help/uploads/allimg/151213/0K12H634-0.jpg" title="rac3.png" alt="wKioL1Q_Y-TBsKTMAAHVIYBd3wE503.jpg" /> 一、OPS中的RAC Ping 650) this.width=

                       Oracle RAC学习之--OPS中的RAC Ping和RAC Cache Fusion

一、OPS中的RAC Ping

二、RAC中的Cache Fusion

什么是Cache Fusion?
        Cache Fusion就是通过互联网络在集群内各节点的SGA之间进行块传递，以避免首先将块推送到磁盘，然后再重新读入其他实例的缓存中这样一种低效的实现方式(OPS的实现)。当一个块被读入RAC环境中某个实例的缓存时，该块会被赋予一个锁资源（与行级锁不同），以确保其他实例知道该块正在被使用。之后，如果另一个实例请求该块的一个副本，而该块已经处于前一个实例的缓存内，那么该块会通过互联网络直接被传递到另一个实例的SGA。如果内存中的块已经被改变，但改变尚未提交，那么将会传递一个CR副本。这就意味着只要可能，数据块无需写回磁盘即可在各实例的缓存之间移动，从而避免了同步多实例的缓存所花费的额外I/O。很明显，不同的实例缓存的数据可以是不同的，也就是在一个实例要访问特定块之前，而它又从未访问过这个块，那么它要么从其他实例cache fusion过来，或者从磁盘中读入。
这里还是有一些问题需要思考的：
1、在所有实例都未读取该块，而第一个实例读取时，是怎么加的锁，加的什么锁？如果此时有另一个实例也要读这个块，几乎是同时的，那么Oracle如何来仲裁，如何让其中一个读取，而另一个再从前者的缓存中通过cache来得到？
2、如果一个块已经被其他实例读入，那么本实例如何判断它的存在？
3、如果某个实例改变了这个数据块，是否会将改变传递到其他实例，或者说其他实例是否会知道并重新更新状态？
4、如果一个实例要swap out 某个块，而同时其他实例也有这个块的缓存，修改过的和未修改过的，本实例修改的和其他实例修改的，如何操作? truncate一张表，drop一张表... 和单实例有何不同？
5、应该如何设计应用，以使RAC真正发挥作用，而不是引入竞争，导致系统被削弱？
6、RAC下锁的实现。锁是在各实例的SGA中保留的资源，通常被用于控制对数据库块的访问。每个实例通常会保留或控制一定数量与块范围相关的锁。当一个实例请求一个块时，该块必须获得一个锁，并且锁必须来自当前控制这些锁的实例。也就是锁被分布在不同的实例上。而要获得特定的锁要从不同的实例上去获得。但是从这个过程来看这些锁不是固定在某个实例上的，而是根据锁的请求频率会被调整到使用最频繁的实例上，从而提高效率。
对于前面的一些问题，可以结合另外的概念来学习，它们是全局缓存服务和全局队列服务。

全局缓存服务(GCS):

        全局缓存要涉及到数据块。全局缓存服务负责维护该全局缓冲存储区内的缓存一致性，确保一个实例在任何时刻想修改一个数据块时，都可获得一个全局锁资源，从而避免另一个实例同时修改该块的可能性。进行修改的实例将拥有块的当前版本（包括已提交的和未提交的事物）以及块的前象(post image)。如果另一个实例也请求该块，那么全局缓存服务要负责跟踪拥有该块的实例、拥有块的版本是什么，以及块处于何种模式。LMS进程是全局缓存服务的关键组成部分。
全局队列服务(GES)：

         Global Enqueue Service (GES) tracks the status of all Oracle enqueuing mechanism.主要负责维护字典缓存和库缓存内的一致性。字典缓存是实例的SGA内所存储的对数据字典信息的缓存，用于高速访问。由于该字典信息存储在内存中，因而在某个节点上对字典进行的修改（如DDL)必须立即被传播至所有节点上的字典缓存。GES负责处理上述情况，并消除实例间出现的差异。处于同样的原因，为了分析影响这些对象的SQL语句，数据库内对象上的库缓存锁会被去掉。这些锁必须在实例间进行维护，而全局队列服务必须确保请求访问相同对象的多个实例间不会出现死锁。LMON、LCK和LMD进程联合工作来实现全局队列服务的功能。GES是除了数据块本身的维护和管理（由GCS完成）之外，在RAC环境中调节节点间其他资源的重要服务。
查看GCS和GES:
SQL> set linesize 1000
SQL> select * from gv$sysstat where name like 'gcs %'

INST_ID STATISTIC# NAME CLASS VALUE STAT_ID
---------- ---------- ------------------------------ ---------- ---------- ----------
1 44 gcs messages sent 32 5981 2765451804
2 44 gcs messages sent 32 3632 2765451804

SQL> select * from gv$sysstat where name like 'ges %';

INST_ID STATISTIC# NAME CLASS VALUE STAT_ID
---------- ---------- ------------------------------ ---------- ---------- ----------
1 45 ges messages sent 32 3760 1145425433
2 45 ges messages sent 32 4447 1145425433

这里可以看到gcs和ges消息的发送个数。
（如果没有使用DBCA来创建数据库，那么要SYSDBA权限来运行CATCLUST.SQL脚本来创建RAC相关的视图和表）
在RAC中InterConnect的配置要求：
怎样配制interconnect互联网络以保证高效运行？
1、硬件  ：千兆网络
2、参数设定
net.core.rmem_max     最大的TCP数据接收缓冲

Cache Fusion

提供传输的扩展性，在实例间传输block 的image，跟踪资源的当前位置和状态，每个实例的sga的目录结构中保存有资源信息

GRD:Global Resoure Directory

       GES and GCS together maintains Global Resource Directory (GRD). GRD is like an in-memory database which contains details about all the blocks that are present in cache. GRD know what is the location of latest version of block, what is the mode of block, what is the role of block (Mode and role will be discussed shortly) etc. When ever a user ask for any data block GCS gets all the information from GRD. GRD is a distributed resource, meaning that each instance maintain some part of GRD. This distributed nature of GRD is a key to fault tolerance of RAC. GRD is stored in SGA.

Typically GRD contains following and more information

       （1）Data Block Address – This is the address of data block being modified

       （2）Location of most current version of data block

       （3）Modes of data block

       （4）Roles of data block

       （5）SCN number of data block

       （7）Image of data block – Could be current image or past image.

Global Resoure Directory由Global Cache Service 来管理
记录资源的模式、资源的角色、block在实例中的状态、在各个活动的节点发布资源的master、在必要的时候重新发布master（例如实例的启动和关闭）

Global Cache Service MODE and ROLE:
1、资源模式(mode）
null (默认的)
share(s) (查询)
exclusive(x) (可以改变block的内容,其它的实例就是null mode)
2、资源角色（role）
local：
第一次请求资源的初试模式;只有一个实例可以有这个block的dirty copy
global：
当一个Block在多个实例中变dirty时，Local就变成了Global Block只能由Global Cache Service写到磁盘中

Past Images

       Past Image concept was introduced in Oracle 9i to maintain data integrity. In an Oracle database, a typical block is not written to disk immediately after it is dirtied. This is to reduce excessive IO. When the same dirty block is requested by some other instance for write of read purpose, an image of the block is created in owning instance and then the block is shifted to requesting instance. This image copy of the block is called Past Image (PI). In the event of failure Oracle can reconstruct the block by reading PIs. It is also possible to have more then 1 PI of the block, depending on how many times the block was requested in dirty stage.

       A past image of the block is different then CR (Consistent read) image. Past image is required to create CR by applying undo data.

“Juggling” Data with Multiple Past Images

       （1）Multiple Past Image versions of a data block may be kept by different instances

       （2）Upon a checkpoint, only the current image is written to disk; Past Images are discarded

       （3）In the event of a failure, current version of block can be reconstructed from PIs

       （4）Since PIs are kept in memory, they aid in avoiding frequent disk writes

       （5）This avoids “disk pinging” experienced with 8i OPS due to frequent writes to disk

       （6）Data is “juggled” in memory, without touching down on the disk

Cache Fusion Block的传输

例如：有A、B、C、D四个节点

1. Read with no transfer

如果C节点需要向共享磁盘文件上读一个Block，那么它向Global Cache Service 发送请求，这个时候请求被定向到节点D，D是这个Block的Master(每个资源都有Master)。GCS把资源授权为Share Mode和Local Role，在目录中记录下了他的状态(目录在节点D)，然后通知C，C把这个资源从Null改成Share。C开始I/O，现在C有了这个Block以Share模式从磁盘文件读取。
       2. Read to write transfer
        B也要这个Block，并且不仅是读，而且还要改变它的内容。B向D(这个Block的Mater)的GCS发出请求，GCS向C发出请求，要求C把这个Block给B，C把Block给B，B收到后，告诉GCS，现在B可以修改这个block了。
      3. Write to write transfer
        A向D节点的GCS发出请求，GCS告诉B节点放弃他的Exclusive锁，并且把当前的Image传到A，如果这个请求没有完成，就会放到GCS的队列里。B把这个Block传到A，这个时候，要写Log，强制Log Flush，把模式变成Null。发送到A，并且告诉它这个Exclusive的资源可以用了。A收到了这个Block的Image，会通知GCS并且告诉它Block的Status是Exclusive。这个时候，B不能对这个Block做操作，虽然在它的Buffer Cache中，它还有这个Block的Copy。
      4. Write to read transfer
       C要读这个Block，先向D(Master)发出请求，GCS要求A把它传输到C，A接受到请求完成它的工作，这可能会在A写Log和Log Flush在发送这个Block之前。A会把它的Exclusive锁降低到Share模式。C把从A收到的Block的SCN取出来，建设成一个资源Assumption信息为GCS更新Global Resource Directory。

通过设置参数gc_files_to_locks，可以关闭Cache Fusion。这样就象8i的OPS一样，别的节点要访问数据快，必须等待别的节点提交，写回数据文件中。
        Cache Resoure的Remastering：
        Cache Resoure在一个节点上不再需要继续Master，Dynamic Remastering能把它移动到不同的节点。GCS和GES使用动态的Remastering：在一个新实例加入到这个Active Set之后重新分发资源，在一个实例离开这个Active Set之后重新分发资源。

Cache Fusion示例图：

Read/Read Cache Fusion – GCS Processing 

          

Write/Write Cache Fusion – GCS Processing 

         

Blocks to Disk – GCS Processing

                    

Online Instance Recovery Steps

步骤如下：

（1）Instance Failure detected by Cluster Manager and GCS

（2）Reconfiguration of GES resources (enqueues); global resource directory is frozen

（3）Reconfiguration of GCS resources; involves redistribution among surviving instances

（4）One of the surviving instances becomes the “recovering instance”

（5）SMON process of recovering instance starts first pass of redo log read of the failed instance’s redo log thread

（6）SMON finds BWR (block written records) in the redo and removes them as their PI is already written to disk

（7）SMON prepares recovery set of the blocks modified by the failed instance but not written to disk

（8）Entries in the recovery list are sorted by first dirty SCN

（9）SMON informs each block’s master node to take ownership of the block for recovery

（10）Second pass of log read begins. 

（11）Redo is applied to the data files.

（12）Global Resource Directory is unfrozen