RAC下的併發控制
1. DLM
dlm（分佈式鎖管理）：記錄着哪個節點正在用哪種方式操作哪個數據，並負責協調解決節點間的競爭
舉例說明DLM的作用：
一個兩個節點的rac
2、節點1想要修改數據1
3、節點1向DLM請求，DLM發現數據1還沒有被任何節點使用，DLM就授權給節點1；並且DLM登記節點1對數據1的使用
4、節點2也想修改數據1,；
5、節點2向DLM請求，dlm發現數據1被節點1使用，dlm就會請求節點1“先給節點2使用”，節點1接到請求後釋放其對數據1的佔用，節點2能夠操作數據
6、DLM記錄這個過程
需要注意的是dlm負責的是節點間的協調，而節點內的協調不是dlm負責。
繼續上面的例子
1、現在節點2的進程1修改數據1；
2、節點2的進程2也想修改數據1；
3、節點2任然請求DLM，dlm發現節點2現在已經有權限，無須授權；
4、進程2對dlm的請求被通過，但是進程2是否能夠修改數據1，還需要進一步檢查；
5、通過傳統的鎖模式，比如“行級鎖”進程2發現數據1正被進程1修改，所以進程2只能等待。
oracle RAC徐澤的是以數據塊作爲粒度單位。也就是說進程想要修改記錄1時，向dlm提出的申請是“數據塊1的操作權限”，而不是“記錄1的操作權限”。
2. dlm中資源和鎖
dlm協調集羣各節點對資源使用的功能叫作同步。所有的資源訪問都是需要同步。
在dlm中把資源分成了兩大類。分別叫作PCM RESOURCE （cache fusion resource）AND NON-PCM RESOURCE（non-cache fusion resource）。
cache fusion resource特指數據塊資源。非數據塊資源全部歸爲NON-cache fusion resource，包括數據文件，控制文件，數據字典視圖，Librarycache 、row cache等
dlm提供的鎖分爲兩種：PCMLOCK AND NON-PCM LOCK 。加上 lock 和latch，在rac數據庫中共有兩大類4種鎖。
Global locks:用於集羣間的併發控制，由 後臺進程使用
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Pcm locks |
Non -pcm locks |
local locks：用於本地進程間的併發控制，由用戶進程和後臺進程使用
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Locks |
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Latch |
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GRD中記錄PCM lock的信息它位於每個實例的SGA中 但每個實例都僅含部分GRD、所有實例的GRD彙總在一起纔是一個完整的GRD
PCM lock有3個主要屬性：Mode、Role、PI
① Mode
--S
--X
--NULL
對於S，X兩種鎖模式這裏不再贅述
而NULL代表對應的內存空間可以被重用、在沒有被重用之前、實例是不能訪問這裏的數據
② Role
Role這個屬性是用來描述“髒塊”在集羣間的分佈狀況
注意，“髒”只是用來描述數據塊的內存版本和磁盤版本是否一致、和事務沒有關係
Role有兩個取值：Local和Global
⑴ 對於Local Role、Mode只會是S或X:
Ⅰ 如果Mode是S，則該數據塊內存版本和磁盤版本一致
Ⅱ 如果Mode是X, 則該數據塊內存版本和磁盤版本不同
當擁有LocalRole和X Mode的實例給其他實例發送數據塊：
Ⅰ 如果接收方收到的也是和磁盤一致的版本的，那麼本實例（發送方）仍然保持Local Role
Ⅱ 如果接收方收到的和磁盤版本不一致，那麼發送方和接收方的角色就要轉換成Global
⑵對於Global Role、Mode可以是S、X、或NULL
Global Role意味着一個“髒塊”同時被多個實例擁有
如果想要把這個“髒塊”flush到磁盤，必須要聯繫GRD，讓擁有該塊Current版本的實例完成寫動作
但對於擁有LocalRole的實例而言，如果要把“髒塊”flush到磁盤，不需要聯繫GRD，由本實例完成即可
③ Past Image
下面通過例子說明什麼是PastImage
假設一個2節點的RAC集羣，塊_A在磁盤上的SCN=1
1)node1要修改塊_A,從磁盤讀入SGA進行修改，修改後塊_A在內存中的SCN=2
2)node2也要修改塊_A，node1就會通過cachefusion把塊_A傳送給node2，傳的是SCN=2的版本，
即Currentcopy的數據塊，這時node1還是會保留這個SCN=2的塊在SGA中，但是不能再進行任何修改
這時node1擁有的這個Image就叫做“PastImage”
在node1發送Currentcopy之前，會先把相應的redoentry flush到redolog
3)node2修改這個數據塊，修改後SCN=3，但磁盤的版本仍然是SCN=1
4)如果node1發生檢查點事件，因爲node1上塊_A是“髒塊”，所以塊_A必須被同步到磁盤
5)node1會聯繫GRD，發現node2擁有塊_A的Current版本，GRD會通知node2把這個塊寫入磁盤
6)node2完成寫之後，會通知所有擁有PI版本的實例釋放他們所擁有的PI內存。這是node1會在logbuffer中記錄一條BWR記錄，然後釋放pi內存。
7)假設node2沒有完成寫時就異常宕機，這時就會觸發node1進行crashrecovery。雖然之前的修改動作被記錄在各個節點的聯機日誌中，但是因爲node1擁有最近的PI，所有隻需要利用實例1的PI和node2的聯機日誌就可以完成恢復。
所以，pastimage 代表着這個實例的sga中是否擁有和磁盤內容不一致的版本，以及版本順序，並不是代表這個節點是否曾經修改過這個數據塊，pastimage主要能夠加速crashrecovery的恢復過程。
接下來，我們通過下面的的例子說明在RAC
數據庫中訪問某個block時會發生什麼事情。
1. 節點C要求讀取塊1008。
1）1008塊的主節點被hash到D節點，之後節點C向主節點發送請求，要求以S模式鎖定塊1008。這時buffer
lock的模式是SL0（S?hared
，L?local, 0?沒有PI）。
2）主節點把對應的鎖賦予節點C。
3）節點C
從數據文件中讀取塊108。
4）讀取完成，節點C
以獲得對應的鎖，屬性爲SL0。
2．節點B要求讀取塊1008。
1） 節點B向主節點D發出請求，要求以S模式鎖定塊1008。
2） 主節點D發現節點C已經以S模式獲得了對應的鎖，而且S鎖之間是可兼容的，所以，不需要鎖的轉換，主節點D要求實例C發送塊1008
給實例B。
3） 節點C發送對應的塊給節點B。
4） 節點B通知主節點D，已經獲得了塊1008上的S
鎖，屬性爲SL0。
3.節點B要求修改塊1008 中的信息。
1) 節點B向主節點D發出請求，要求以X模式鎖定塊1008。
2) 主節點D發現節點C已經以S模式獲得了對應的鎖，而且S鎖於X鎖之間是不兼容的，所以，需要鎖的轉換，主節點D要求節點C將對應的鎖級別降低爲N，所得屬性爲NL0
3) 節點B將自己的所降級，並且將本地的塊1008
標識爲CR。之後，節點B將塊1008
修改爲塊1009，同時將通知主節點鎖的屬性爲XL0。
4．節點A要求修改塊1009。
1） 節點A向主節點D發出請求，要求以X模式鎖定塊1009。
2） 節點D發現節點B已經以X模式持有了對應的鎖，而且X模式的鎖是不能兼容的，所以，主節點D
要求節點B降級鎖到N模式，同時由於塊在節點A和B都被修改，所以，鎖的角色變爲全局（Global）,而且節點B上的塊會變成一個PI。也就是說這時，節點B上的鎖的屬性爲NG1（模式—>
N, 角色—>G,
存在PI—>1）。
3） 節點B完成鎖的降級之後，把塊1009傳遞給節點A。
4） 節點A修改塊1009
爲1013，同時將自己節點的鎖設置爲XG0，並且通知主節點。
5. 節點C 查詢塊1013。
1） 節點C發送請求給主節點D，要求以S模式鎖定塊1013.
2） 主節點發現節點A擁有最新的塊1013，而且這個節點以X模式鎖定了這個塊，因爲X和S鎖是不兼容的，主節點發送請求給節點A，要求降級鎖。
3） 節點A降級鎖爲S模式，同時，由於最新的塊會發送給節點C，所以在節點A上的塊1013變爲PI。接下來，節點A把塊1013發送給節點C。這是節點A上的鎖爲SG1。
4） 節點C收到最新的塊1013，並且以S模式鎖定塊，並把自己的鎖更新爲SG0。最後，通知主節點D。
根據以上的說明，我們能夠看到，對於RAC系統，當一個進程需要訪問一個塊時，一定要首先獲得塊上對應的鎖，之後才能對塊進行相應的操作。而且，在RAC系統中，無論數據庫包含多少個節點，當訪問一個buffer時，最多會有3個節點參與其中，他們是主節點，持有者節點和申請者節點。而且，每一次訪問的時候，都要有消息在節點間不斷的傳遞。另外，我們能看到，如果鎖的角色是全局，那麼我們要做的事情更多，也意味着我們要訪問的代碼深度也越多。這也從一個角度解釋了爲什麼oracle 會在RAC中推出DRM，read mostly，reader bypass等新特性（關於後兩個新特性，我們會在今後的文章介紹）。
最後，對於PCM lock，以上過程都是由 lms進程完成的。而對於enqueue，是由lmdj進程完成的。