晶晶实验十一相关重做日志的闩晶晶实验十一相关重做日志的闩一,相关闩的介绍重做是先产生在各个会话的PGA 中,再由各个会话的服务器进程,将重做记录拷贝到SGA中的 log buffer 中,再由 LGWR 进程刷新到redo log 文件中 .整个这个过程,涉及到 3个比较重要的闩 .分别是 redo copy latch,redo allocation,和 redo writing. 下面先介绍下这3个闩 ,在重做产生的流程中，各自的作用.明白了这一点,对这 3个闩的调优会有很大的帮助. 1,redo copy latch redo copy latch 的数量可以有多个,可以通过 _log_simultaneous_copies参数来设定 ,缺省值是两倍CPU 的个数 .当前台进程将自己PGA 中的重做记录拷贝到日志缓存中时,此闩用于保护日志缓存中的信息.LGWR 工作时并不需要再获得此闩. 注意 .此闩主要的用途是从PGA 拷贝重做记录到日志缓存,LGWR 的工作是将日志缓存写到磁盘 .因此 ,LGWR 不需要此闩 ,但是 ,oracle 也不会允许某前台进程一边对重做记录A 进行修改 ,LGWR 一边将重做记录A 写进磁盘 .因此 LGWR 虽然不需要获得redo copy latch,但是在他开始工作时,必须等待正持有此闩的前台进程,将要刷新的重做记录拷贝完毕,redo copy latch 是保护日志缓存的.LGWR 不持有此闩的目的就是在LGWR 工作时 ,任一前台进程仍可以向日志缓存中拷贝自己的重做日志.所有正在进行的工作都可以继续,而不必等待LGWR完成 . 如果此闩的数量设置的多一些,这将有助于降低前台进程对此闩的争用.但这又势必增加LGWR 等待此闩释放的时间.资料视图 (v$sysstat) 中的 redo writer latching time资料记录的就是 LGWR 等待此闩释放的总的时间. 2,redo allocation LGWR 和前台进程都需持有.当前台进程在日志缓存中分配空间时,必须先持有此闩,当LGWR 刷新缓存时 ,它持有此闩 ,以阻止前台进程在日志缓存中分配空间.但 LGWR 持有此闩的时间是很短暂的.当它一旦确定要刷新的缓存范围后,再开始真正的写磁盘操作前,它就会释放此闩 ,以便让其他的前台进程可以继续向日志缓存中拷贝重做条目. 从以上两个闩可以看到,oracle 把向 log buffer 中写缓存这样一个操作.分做两个步骤.1是先在 log buffer 中分配一块空间,2是向这块空间中实际的写入重做信息.分成两步之后 ,多个服务器进程 ,在 log buffer 中申请空间的操作,会互相阻塞 .一旦空间分配成功,多个进程可以同时向自己所属的那块空间写入信息.分配空间时 ,必须持有redo allocation闩,这个闩数量只有一个 .这就意味着多个进程分配空间的操作将会互相阻塞.向 log buffer 中写信息时 ,必须持有 redo copy 闩,redo copy闩的数量可以有多个.也就是说 ,在空间分配好后,向各自的空间中的写操作可以同时进行.但是 ,计算机的总限宽度和CPU 资源是有一定限制的.如果同时向log buffer 中写信息的进程太多.反而会使速度降低.因此 redo copy 闩虽然可以有多个,但数量上很受限制 .一般都是 CPU 的两倍 .目的就是为了限制同时向log buffer 中写信息的进程数.如果 oracle 不把向 log buffer中写信息的过程分为两步,那么在某一个进程,在 log buffer中分配空间并向空间写信息的时候其他所有进程都必须等待.分做两步后 ,在 log buffer 中分配空间这个步骤必须是串行的,而向各自已分配的空间写信息则可以并行. oracle 会尽量让可以并行的操作并行来处理.以减少阻塞和等待. 3,redo writing 当日志缓存中没有空间时，前台进程必须通知LGWR 刷新日志缓存，只有第一个得到此闩的进程可以通知LGWR ，它用来阻止其他进程通知LGWR ，前台进程取得此闩，通知LGWR 刷新缓存，然后马上就释放此闩，它不会一直占有此闩，通常闩的持有都是很快的. LGWR 接到前台进程的通知,同样，当它写日志缓存到文件前,它也得到此闩 ,这样 ,其他需要刷新日志缓存的进程,就无法再次呼叫它,它可以专心完成刷新缓存的工作,当一个新的前台进程得到此闩后,第一件事情就是检测LGWR 是否已经准备好了可用的空间.如果是这样 ,进程释放闩并不再通知LGWR, 这是很有可能的,因为 ,如果同时有十个进程争用此闩,第一个获得此闩的进程需要400 字节的缓存 ,它呼叫 LGWR 刷新日志缓存,LGWR 不可能只为此前台进程只腾出 400 字节就完了 ,它每次都要把所有满的日志块和必须要同步的重做信息写进磁盘 ,也就是说 LGWR 每刷新一次 ,很可能会腾出许多空间,因此 ,后得到此闩的进程就不必忙着呼叫 LGWR, 有可能他需要的缓存空间已经有了。总结一下此闩的作用，当写日志缓存到文件时，只有LGWR 能完成这个工作.既然只能有 LGWR 自己可以写日志文件,那么日志文件不必再有闩来保护.但是同时可能会有多个服务器进程 (又称前台进程 )呼叫 LGWR 写缓存 ,这就需要按次序进行,此时需要此闩来保护.还有,在 LGWR 正在写缓存时 ,也不希望别的进程再来打扰,因此 ,当 LGWR 开始写缓存时 ,它先获得此闩 ,这样 ,在他完成写操作前,其他想要呼叫它的进程只有等待.综上所述 ,此闩是在呼叫LGWR 写缓存时必须先获得的闩. 二,LGWR 的工作流程 : 综上所述 ,我们先来了解一下LGWR 的工作流程 ,在 LGWR 被触发时 ,它必须先获得redo writing 闩,确保其他进程不会再通知它写缓存,然后 LGWR 获得 redo allocation闩 ,以组织前台进程分配更多的重做空间,然后LGWR 确定要写的buffer 是哪些 ,这包括所有满的,或者必须被同步的buffer. 此时 ,还要分配一个新的SCN, 这主要用于RAC 环境 ,确保不会在同一SCN 刷新缓存两次,这些完成后 ,redo allocation被释放 ,根据情况 ,有时 LGWR 还要计算Target RBA. 在这完成后 ,redo writing闩也被释放 ,可以看到 ,redo writing与 redo allocation都是持有很短的时间.在真正的写磁盘操作开始前就被释放了.因为其他进程中,重做的生成仍然要继续 . LGWR 在刷新缓存前 ,必须确保前台进程完成对要刷新缓存的修改.这就是它必须等待redo copy 闩的释放 ,此时 LGWR 将暂停工作 ,等待一个唤醒通知.即相关的 redo copy 闩被释放时 ,LGWR 会被唤醒继续工作,如果持有redo copy闩的前台进程,正在修改的缓存并不是LGWR 要刷新的缓存 ,LGWR 并不需要等待此redo copy闩的完成 . 在这些操作都完成后,LGWR 开始真正的写磁盘,在磁盘写时 ,它并不持有上述三个闩中的任一个 . 下面用一个图来说明一下: redo.gif上图中 ,都是假设每给进程的重做记录正好占满一个重做块,其实 ,重做记录有大有小,不可能都那么凑巧.就象上面所讲的例子,在11号重做块中提交的进程.并没有将 11号块占满 .假如说只使用了 200 个字节 ,LGWR 在刷新重做时 ,也必须将整个11号重做块刷新到重做日志文件中 .这可能会造成一些空间上的浪费,在资料视图v$sysstat中有一个redo wastage资料 ,是专门记录重做日志文件中,浪费空间的数量. 三,重做的产生流程1,先在 PGA 中生成重做记录,并计算出重做记录大小. 2,由服务器进程申请redo copy latch 如果成功的话, 3,再去申请redo allocation,成功分配空间后. 4,释放 redo allocation. 5,开始把 PGA 中的重做记录写往log buffer. 6,记录写完后 ,释放 redo copy latch. 在第 1步 ,计算出重做记录大小后,还将更新资料视图中的重做信息.redo size. 我们可以通过它来了解生成了多少重做. 如果在第 2步时 ,分配不成功的话,会等待 . 如果在第 3步时 ,redo allocation 闩无法获得 ,那么会等待 ,第2步获得的闩不释放像这样进程已持有某个闩,但在等待另外一个闩的次数,可以在 v$latch 中的 watis_holding_latch列查看.如果获得了reod allocation闩,但是 log buffer中没有空间 ,会去通知LGWR 写日志 .并且把第 1,第2步所获得的闩都释放.当 LGWR 刷新过缓存 .log buffer 中已经有了可用空间后,进程将从头开始重新申请第2步的 redo copy latch.此时会增加资料视图中redo buffer allocation retries的值 . 如果在上面步骤3时,log buffer中空间不足 ,服务器进程把redo allocation和 redo copy latch 释放 .然后服务器进程将申请redo writing闩,获得后 ,会再次检查一次log buffer 中空间是否足够 .如果空间仍然不足,LGWR 就必须要去刷新缓存了,在 LGWR 刷新缓存前 .会再检查一次当前连机重做日志文件中是否有足够空间.如果有的话 ,服务器进程将释放redo writing闩.并通知 LGWR 开始刷新缓存 .此时服务器进程将等待.相关等待信息会被记录进log buffer space 等待事件 . 四,简述 LGWR 的触发LGWR 的触发已经有很多人说过了,我就不详细再讲了.下面我简单的列举下LGWR 的触发条件 : 1,lgo buffer不足服务器进程通知LGWR 刷新缓存 . 2,事务提交时 . 3,log buffer 满1/3 时. 4,每3秒一次 . 5,重做信息满 1M 时. 6,日志切换时 . 7,在 DBWn 写之前 . 因为 oracle 有一个规定 :Write-Ahead Loggin(在 write 前 loggin) 它有两点要求: (1) 在数据缓存块被改变前,重做必须先被写进日志缓存.(2)在 DBWN 写缓存块到数据文件前,LGWR 必须写日志缓存到日志文件.因此 ,如果 DBWN 沿检查点队列写缓存块到磁盘时,此缓存块对应的重做记录还没有被写进日志文件,DBWN 会暂停写此块 .并通知 LGWR 刷新日志缓存 .额外说一点 ,此时 DBWN 并不会停止 ,他可以转去写LRUW 中的块 .等等 ,总之DBWN 在这种情况下不会等待. 注意LGWR 的写是连续的,它必须按重做记录生成时的顺序.也就是按照RBA 的大下 ,顺序写 . *小结 :了解咯重做产生的流程以及redo copy.redo allocation和 redo writing这3个闩在重做生成的流程中扮演了什么样的角色,当这 3个闩出现争用时,会更容易的判断问题出现在什么地方以及下一步该采取什么样的行动.