RAC cache fusion機制實現原理分析

在單一實例中，進程要想修改資料區塊，必須在資料區塊的目前的版本（Currentcopy）上進行修改RAC環境也一樣

這便涉及到一系列問題：
如何獲得資料區塊的版本在叢集節點間的分布圖？
如何知道哪個節點擁有的是目前的版本？
如何完成傳遞過程？

這一系列問題的解決依靠記憶體融合技術（cachefusion）

cachefusion通過高速的privateinterconnect，在執行個體間進行資料區塊傳遞
這是RAC最核心的工作機制，他把所有執行個體的SGA虛擬成一個大的SGA區
每當不同的執行個體請求相同的資料區塊，這個資料區塊就需要在執行個體間進行傳遞
在Oracle7的OPS中，這種傳遞是通過磁碟完成的，也叫“Disk-BasedPing”
也就是第1個執行個體必須先把這個資料區塊寫回磁碟，然後第2個執行個體再從磁碟上讀取這個資料區塊
這種依靠磁碟來完成資料傳遞極大影響系統效能
在Oracle8i引入“Net-BasedPing”通過PrivateInterconnect來傳遞資料區塊
但是8i只能傳遞沒有修改過的資料區塊，對於“髒塊”還是要通過磁碟來傳遞，這一點和OPS一樣
在Oracle9i的cachefusion，所有的資料區塊，無論修改的或者沒有修改的，都可以通過PrivateInterconnect傳遞

系統系能得到極大的改善
在cachefusion中，每個資料區塊都會被映射成一個cachefusion資源，或者說是一個PCM資源
PCM資源實際上是一個資料結構，資源的名稱就是DBA(資料區塊地址)

每個進程對資料的請求都是分步完成：
①把DBA轉換成PCM資源名稱
②把這個PCM資源請求提交給DLM（分布式鎖管理器）
③DLM進行GlobalLock的申請、釋放活動，只有進程獲得了PCMLock，才能繼續下一步
也就是執行個體首先要獲得資料區塊的使用權

整個cachefusion有兩個服務組成：GCS和GES
⑴GCS服務負責資料區塊在執行個體間的傳遞
由後台進程LMSn完成
⑵GES服務負責鎖管理
在多個執行個體之間協調對資料區塊的訪問順序，保證資料的一致性訪問
由後台進程LMD完成