RAC 的并发控制

RAC下的并发控制

1.        DLM

dlm（分布式锁管理）：记录着哪个节点正在用哪种方式操作哪个数据，并负责协调解决节点间的竞争

举例说明DLM的作用：

一个两个节点的rac

2、节点1想要修改数据1

3、节点1向DLM请求，DLM发现数据1还没有被任何节点使用，DLM就授权给节点1；并且DLM登记节点1对数据1的使用

4、节点2也想修改数据1,；

5、节点2向DLM请求，dlm发现数据1被节点1使用，dlm就会请求节点1“先给节点2使用”，节点1接到请求后释放其对数据1的占用，节点2能够操作数据

6、DLM记录这个过程

需要注意的是dlm负责的是节点间的协调，而节点内的协调不是dlm负责。

继续上面的例子

1、现在节点2的进程1修改数据1；

2、节点2的进程2也想修改数据1；

3、节点2任然请求DLM，dlm发现节点2现在已经有权限，无须授权；

4、进程2对dlm的请求被通过，但是进程2是否能够修改数据1，还需要进一步检查；

5、通过传统的锁模式，比如“行级锁”进程2发现数据1正被进程1修改，所以进程2只能等待。

oracle RAC徐泽的是以数据块作为粒度单位。也就是说进程想要修改记录1时，向dlm提出的申请是“数据块1的操作权限”，而不是“记录1的操作权限”。

2.        dlm中资源和锁

dlm协调集群各节点对资源使用的功能叫作同步。所有的资源访问都是需要同步。

  在dlm中把资源分成了两大类。分别叫作PCM RESOURCE （cache fusion resource）AND NON-PCM RESOURCE（non-cache fusion resource）。

cache fusion resource特指数据块资源。非数据块资源全部归为NON-cache fusion resource，包括数据文件，控制文件，数据字典视图，Librarycache 、row cache等

 

dlm提供的锁分为两种：PCMLOCK AND NON-PCM LOCK 。加上 lock 和latch，在rac数据库中共有两大类4种锁。

Global locks:用于集群间的并发控制，由 后台进程使用

Pcm locks

Non -pcm locks

 

local locks：用于本地进程间的并发控制，由用户进程和后台进程使用

Locks

Latch

GRD中记录PCM lock的信息它位于每个实例的SGA中 但每个实例都仅含部分GRD、所有实例的GRD汇总在一起才是一个完整的GRD
          
    PCM lock有3个主要属性：Mode、Role、PI

① Mode
 --S
 --X
 --NULL
 对于S，X两种锁模式这里不再赘述
 而NULL代表对应的内存空间可以被重用、在没有被重用之前、实例是不能访问这里的数据
               
 ② Role
 Role这个属性是用来描述“脏块”在集群间的分布状况
 注意，“脏”只是用来描述数据块的内存版本和磁盘版本是否一致、和事务没有关系
 Role有两个取值：Local和Global

 ⑴ 对于Local Role、Mode只会是S或X:
   Ⅰ 如果Mode是S，则该数据块内存版本和磁盘版本一致
   Ⅱ 如果Mode是X, 则该数据块内存版本和磁盘版本不同
      当拥有LocalRole和X Mode的实例给其他实例发送数据块：
   Ⅰ 如果接收方收到的也是和磁盘一致的版本的，那么本实例（发送方）仍然保持Local Role

 Ⅱ 如果接收方收到的和磁盘版本不一致，那么发送方和接收方的角色就要转换成Global

               ⑵对于Global Role、Mode可以是S、X、或NULL
               
               Global Role意味着一个“脏块”同时被多个实例拥有
               如果想要把这个“脏块”flush到磁盘，必须要联系GRD，让拥有该块Current版本的实例完成写动作
               但对于拥有LocalRole的实例而言，如果要把“脏块”flush到磁盘，不需要联系GRD，由本实例完成即可      
                
            ③ Past Image
               
              下面通过例子说明什么是PastImage
              假设一个2节点的RAC集群，块_A在磁盘上的SCN=1
              1)node1要修改块_A,从磁盘读入SGA进行修改，修改后块_A在内存中的SCN=2
              2)node2也要修改块_A，node1就会通过cachefusion把块_A传送给node2，传的是SCN=2的版本，
                即Currentcopy的数据块，这时node1还是会保留这个SCN=2的块在SGA中，但是不能再进行任何修改
                这时node1拥有的这个Image就叫做“PastImage”
                在node1发送Currentcopy之前，会先把相应的redoentry flush到redolog
              3)node2修改这个数据块，修改后SCN=3，但磁盘的版本仍然是SCN=1
              4)如果node1发生检查点事件，因为node1上块_A是“脏块”，所以块_A必须被同步到磁盘
              5)node1会联系GRD，发现node2拥有块_A的Current版本，GRD会通知node2把这个块写入磁盘
              6)node2完成写之后，会通知所有拥有PI版本的实例释放他们所拥有的PI内存。这是node1会在logbuffer中记录一条BWR记录，然后释放pi内存。

         7)假设node2没有完成写时就异常宕机，这时就会触发node1进行crashrecovery。虽然之前的修改动作被记录在各个节点的联机日志中，但是因为node1拥有最近的PI，所有只需要利用实例1的PI和node2的联机日志就可以完成恢复。

所以，pastimage 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，pastimage主要能够加速crashrecovery的恢复过程。

 

 

接下来，我们通过下面的的例子说明在RAC 数据库中访问某个block时会发生什么事情。

1. 节点C要求读取块1008。

1）1008块的主节点被hash到D节点，之后节点C向主节点发送请求，要求以S模式锁定块1008。这时buffer lock的模式是SL0（S?hared ，L?local, 0?没有PI）。

2）主节点把对应的锁赋予节点C。

3）节点C 从数据文件中读取块108。

4）读取完成，节点C 以获得对应的锁，属性为SL0。

2．节点B要求读取块1008。

1） 节点B向主节点D发出请求，要求以S模式锁定块1008。

2） 主节点D发现节点C已经以S模式获得了对应的锁，而且S锁之间是可兼容的，所以，不需要锁的转换，主节点D要求实例C发送块1008 给实例B。

3） 节点C发送对应的块给节点B。

4） 节点B通知主节点D，已经获得了块1008上的S 锁，属性为SL0。

3.节点B要求修改块1008 中的信息。

1) 节点B向主节点D发出请求，要求以X模式锁定块1008。

2) 主节点D发现节点C已经以S模式获得了对应的锁，而且S锁于X锁之间是不兼容的，所以，需要锁的转换，主节点D要求节点C将对应的锁级别降低为N，所得属性为NL0

3) 节点B将自己的所降级，并且将本地的块1008 标识为CR。之后，节点B将块1008 修改为块1009，同时将通知主节点锁的属性为XL0。

4．节点A要求修改块1009。

 1） 节点A向主节点D发出请求，要求以X模式锁定块1009。

2） 节点D发现节点B已经以X模式持有了对应的锁，而且X模式的锁是不能兼容的，所以，主节点D 要求节点B降级锁到N模式，同时由于块在节点A和B都被修改，所以，锁的角色变为全局（Global）,而且节点B上的块会变成一个PI。也就是说这时，节点B上的锁的属性为NG1（模式—> N, 角色—>G, 存在PI—>1）。

3） 节点B完成锁的降级之后，把块1009传递给节点A。

4） 节点A修改块1009 为1013，同时将自己节点的锁设置为XG0，并且通知主节点。

5. 节点C 查询块1013。

1） 节点C发送请求给主节点D，要求以S模式锁定块1013.

2） 主节点发现节点A拥有最新的块1013，而且这个节点以X模式锁定了这个块，因为X和S锁是不兼容的，主节点发送请求给节点A，要求降级锁。

3） 节点A降级锁为S模式，同时，由于最新的块会发送给节点C，所以在节点A上的块1013变为PI。接下来，节点A把块1013发送给节点C。这是节点A上的锁为SG1。

4） 节点C收到最新的块1013，并且以S模式锁定块，并把自己的锁更新为SG0。最后，通知主节点D。

根据以上的说明，我们能够看到，对于RAC系统，当一个进程需要访问一个块时，一定要首先获得块上对应的锁，之后才能对块进行相应的操作。而且，在RAC系统中，无论数据库包含多少个节点，当访问一个buffer时，最多会有3个节点参与其中，他们是主节点，持有者节点和申请者节点。而且，每一次访问的时候，都要有消息在节点间不断的传递。另外，我们能看到，如果锁的角色是全局，那么我们要做的事情更多，也意味着我们要访问的代码深度也越多。这也从一个角度解释了为什么oracle 会在RAC中推出DRM，read mostly，reader bypass等新特性（关于后两个新特性，我们会在今后的文章介绍）。

最后，对于PCM lock，以上过程都是由 lms进程完成的。而对于enqueue，是由lmdj进程完成的。