ORACLE的工作機制

這是從別人的blog裡看到的，覺得很不錯，所以連原文和回複一起貼了出來，算是收藏吧。
由 meteor 發表於 October 29, 2004 08:32 AMORACLE的工作機制

一個高人寫的oracle資料

我們從一個使用者請求開始講,ORACLE的完整的工作機制是怎樣的,首先一個使用者進程發出一個串連請求,如果使用的是主機命名或者是本地服務命中的主機名稱使用的是機器名(非IP地址)，那麼這個請求都會通過DNS伺服器或HOST檔案的服務名解析然後傳送到ORACLE監聽進程,監聽進程接收到使用者請求後會採取兩種方式來處理這個使用者請求,下面我們分專用伺服器和共用伺服器分別採用這兩種方式時的情況來講：

專用伺服器模式下：一種方式是監聽進程接收到使用者進程請求後，產生一個新的專用伺服器處理序，並且將對使用者進程的所有控制資訊傳給此伺服器處理序，也就是說建立的伺服器處理序繼承了監聽進程的資訊，然後伺服器處理序給使用者進程發一個RESEND包，通知使用者進程可以開始給它發資訊了，使用者進程給這個建立的伺服器處理序發一個CONNECT包，伺服器處理序再以ACCEPT包回應使用者進程，致此，使用者進程正式與伺服器處理序確定串連。我們把這種串連叫做HAND-OFF串連，也叫轉換串連。另一種方式是監聽進程接收到使用者進程的請求後產生一個新的專用伺服器處理序，這個伺服器處理序選用一個TCP/IP連接埠來控制與使用者進程的互動，然後將此資訊回傳給監聽進程，監聽進程再將此資訊傳給使用者進程，使用者進程使用這個連接埠給伺服器處理序發送一個CONNECT包，伺服器處理序再給使用者進程發送一個ACCEPT包，致此，使用者進程可以正式向伺服器處理序發送資訊了。這種方式我們叫做重新導向串連。HAND-OFF串連需要系統平台具有進程繼承的能力，為了使WINDOWS NT/2000支援HAND-OFF必須在HKEY_LOCAL_MACHINE>SOFTWARE>ORACLE>HOMEX中設定USE_SHARED_SOCKET。

共用伺服器模式下：只有重新導向串連的方式，工作方式是監聽進程接收到使用者進程的請求後產生一個新的調度進程，這個調度進程選用一個TCP/IP連接埠來控制與使用者進程的互動，然後將此資訊回傳給監聽進程，監聽進程再將此資訊傳給使用者進程，使用者進程使用這個連接埠給調度進程發送一個CONNECT包，調度進程再給使用者進程發送一個ACCEPT包，致此，使用者進程可以正式向調度進程發送資訊了。可以通過設定MAX_DISPIATCHERS這個參數來確定調度進程的最大數目，如果調度進程的個數已經達到了最大，或者已有的調度進程不是滿負荷，監聽進程將不再建立新的調度進程，而是讓其中一個調度進程選用一個TCP/IP連接埠來與此使用者進程互動。調度進程每接收一個使用者進程請求都會在監聽進程處作一個登記，以便監聽進程能夠均衡每個調度進程的負荷，所有的使用者進程請求將分別在有限的調度進程中排隊，所有調度進程再順序的把各自隊列中的部分使用者進程請求放入同一個請求隊列，等候多個ORACLE的共用伺服器處理序進行處理（可以通過SHARED_SERVERS參數設定共用伺服器處理序的個數），也就是說所有的調度進程共用同一個請求隊列，共用伺服器模式下一個執行個體只有一個請求隊列，共用伺服器處理序處理完使用者進程的請求後將根據使用者進程請求取自不同的調度進程將返回結果放入不同的響應隊列，也就是說有多少調度進程就有多少響應隊列，然後各個調度進程從各自的響應隊列中將結果取出再返回給使用者進程。

以上我們講完了使用者與ORACLE的串連方式，下面我們要講ORACLE伺服器處理序如可處理使用者進程的請求，當一個使用者進程發出了一條SQL語名：UPDATE TABBLEA SET SALARY=SALARY*2；首先，伺服器處理序把這條語句的字元轉換成ASCII等效數字碼，接著這個ASCII碼被傳遞給一個HASH函數，並返回一個HASH值，伺服器處理序將到SHARED POOL 的共用PL/SQL區去尋找是否存在同樣的HASH值，如果存在，伺服器處理序將使用這條語句已快取在SHARED POOL中的已分析過的版本來執行，如果不存在，伺服器處理序將對該語句進行文法分析，首先檢查該語句的文法的正確性，接著對語句中涉及的表、索引、視圖等對象進行解析，並對照資料字典檢查這些對象的名稱以及相關結構，並根據ORACLE選用的最佳化模式以及資料字典中是否存在相應對象的統計資料和是否使用了儲存大綱來產生一個執行計畫或從儲存大綱中選用一個執行計畫，然後再用資料字典核對此使用者對相應對象的執行許可權，最後產生一個編譯代碼。ORACLE將這條語名的本身實際文本、HASH值、編譯代碼、與此語名相關聯的任何統計資料和該語句的執行計畫緩衝在SHARED POOL的共用PL/SQL區。伺服器處理序通過SHARED POOL 鎖存器來申請可以向哪些共用PL/SQL區中緩衝這此內容，也就是說被SHARED POOL鎖存器鎖定的PL/SQL區中的塊不可被覆蓋，因為這些塊可能被其它進程所使用。在SQL分析階段將用到LIBRARY CACHE，從資料字典中核對錶、視圖等結構的時候，需要將資料字典從磁碟讀入LIBRARY CACHE，因此，在讀入之前也要使用LIBRARY CACHE鎖存器來申請用於快取資料字典。

產生編譯代碼之後，接著下一步伺服器處理序要準備開始更新資料，伺服器處理序將到DB BUFFER中尋找是否有相關對象的快取資料，下面分兩個可能進行解釋：

如果沒有，伺服器處理序將在表頭部請求一些行鎖，如果成功加鎖，伺服器處理序將從資料檔案中讀這些行所在的資料區塊放入DB BUFFER中閒置地區或者覆蓋已被擠出LRU列表的非髒資料區塊緩衝區，並且排列在LRU列表的頭部，如果這些非髒資料緩衝區寫完也不能滿足新資料的請求時，會立即觸發DBWN進程將髒資料列表中指向的緩衝塊寫入資料檔案，並且清洗掉這些緩衝區，來騰出空間緩衝新讀入的資料，也就是在放入DB BUFFER之前也是要先申請DB BUFFER中的鎖存器，成功鎖定後，再寫入DB BUFFER，然後伺服器程將該語句影響的被讀入DB BUFFER塊中的這些行的ROWID及將要更新的原值和新值及SCN等資訊逐條的寫入REDO LOG BUFFER，在寫入REDO LOG BUFFER之前也是先請求REDO LOG BUFFER塊的鎖存器，成功鎖定之後才開始寫入，當寫入達到REDO LOG BUFFER大小的三分之一或寫入量達到1M或超過三秒後或發生檢查點時或者DBWN之前發生，LGWR將把REDO LOG BUFFER中的資料寫入磁碟上的重做記錄檔，已被寫入重做記錄檔的REDO LOG BUFFER中的塊上的鎖存器被釋放，並可被後來寫入的資訊所覆蓋，REDO LOG BUFFER以迴圈的方式工作。當一個重做記錄檔寫滿後，LGWR將切換到下一個重做記錄檔，如果是歸檔模式，歸檔進程還將前一個寫滿的重做日誌進程寫入歸檔記錄檔，重做記錄檔也是迴圈工作方式。寫完所有的REDO LOG BUFFER之後，伺服器處理序開始改寫這個DB BUFFER塊頭部的事務列表並寫入SCN，然後COPY包含這個塊的頭部事務列表及SCN資訊的資料副本放入復原段中，我們將復原段中的副本稱為資料區塊的“前映像”。（復原段可以儲存在專門的復原資料表空間中，這個資料表空間由一個或多個物理檔案組成，並專用於復原資料表空間，復原段也可在其它資料表空間中的資料檔案中開闢。）然後改寫這個DB BUFFER塊的資料，並在其頭部寫入對應的復原段地址，如果對一行資料多次UPDATE而不COMMIT則在復原段中將會有多個“前映像”，除第一個“前映像”含有SCN資訊外，其它的每個“前映像”的頭部還含有SCN資訊和“前前映像”的復原段地址。一次UPDATE操作只對應一個SCN。然後伺服器處理序在髒資料列表中建立一條指向此緩衝塊的指標。接著伺服器處理序會從資料檔案讀入第二個塊重複以上讀入，記日誌，建立復原段，修改，放入髒列表的動作，當髒資料列表達到一定長度時，DBWN進程將髒資料列表中指向的緩衝塊全部寫入資料檔案，也就是釋放加在這些DB BUFER 塊上的鎖存器。其實ORACLE可以一次從資料檔案中讀入幾個塊放入DB BUFFER，可以通過參數DB_FILE_MULTIBLOCK_READ_COUNT來設定一次讀入的塊的個數。

如果要尋找的資料已緩衝，則根據使用者的SQL操作類型決定如何操作，如果是SELECT 則查看DB BUFFER塊的頭部是否有事務，如果有，將從復原段讀取，如果沒有則比較SELECT 的SCN與DB BUFFER塊頭部的SCN如果比自己大，仍然從復原段讀取，如果比自己小則認這是一個非髒緩衝，可以直接從這個DB BUFFER塊中讀取。如果是UPDATE則即使在DB BUFFER中找到一個沒有事務，而且SCN比自己小的非髒快取資料塊，伺服器處理序仍然要到表的頭部對這條記錄申請加鎖，加鎖成功則進行後續動作，如果不成功，則要等待前面的進程解鎖後才能進行動作。

只有當SQL語句影響的所有行所在的最後一個塊被讀入DB BUFFER並且重做資訊被寫入REDO LOG BUFFER（僅是指重做日誌緩衝，而非重做記錄檔）之後，使用者才可以發出COMMIT，COMMIT觸發LGRW，但並不強制立即DBWN來釋放所有相應的DB BUFFER塊上的鎖，也就是說有可能出現已COMMIT，但在隨後的一段時間內DBWN還在寫這條語句涉及的資料區塊的情形，表頭部的行鎖，並不是在COMMIT一發出就馬上釋放，實際上要等到相應的DBWN進程結束才會釋放。一個使用者請求鎖定另一個使用者已COMMIT的資源不成功的機會是存在的，從COMMIT到DBWN進程結束之間的時間很短，如果恰巧在這個時間斷電，由於COMMIT已觸發LGWR進程，所以這些未來得及寫入資料檔案的改變會在執行個體重啟後由SMON進程根據重做記錄檔來前滾。如果未COMMIT就斷電，由於DBWN之前觸發LGWR，所有DBWN在資料檔案上的修改都會被先一步記入重做記錄檔，執行個體重啟後，SMON進程再根據重做記錄檔來復原。

如果使用者ROOLBACK，則伺服器處理序會根據資料檔案塊和DB BUFFER中塊的頭部的事務列表和SCN以及復原段地址找到復原段中相應的修改前的副本，並且用這些原值來還原當前資料檔案中已修改但未提交的改變。如果有多個“前映像”，伺服器處理序會在一個“前映像”的頭部找到“前前映像”的復原段地址，一直找到同一事務下的最早的一個“前映像”為止。一旦發出了COMMIT，使用者就不能ROOLBACK，這使得COMMIT後DBWN進程還沒有全部完成的後續動作得到了保障。

下面我們要提到檢查點的作用，當一個全部檢查點發生的時候，首先讓LGWR進程將REDO LOG BUFFER中的所有緩衝（包含未提交的重做資訊）寫入重做記錄檔，然後讓DBWN進程將DB BUFFER中所有已提交的緩衝寫入資料檔案（不強制寫未提交的）。然後更新控制檔案和資料檔案頭部的SCN，表明當前資料庫是一致的，如果在發生檢點之前斷電，並且當時有一個未提交的改變進行中，執行個體重啟之後，SMON進程將從上一個檢查點開始核對這個檢查點之後記錄在重做記錄檔中已提交的和未提交改變，因為DBWN之前會觸發LGWR，所以DBWN對資料檔案的修改一定會被先記錄在重做記錄檔中。因此，斷電前被DBWN寫進資料檔案的改變將通過重做記錄檔中的記錄進行還原，叫做復原，如果斷電時有一個已提交，但DBWN動作還沒有完全完成的改變存在，因為已經提交，提交會觸發LGWR進程，所以不管DBWN動作是否已完成，該語句將要影響的行及其產生的結果一定已經記錄在重做記錄檔中了，則執行個體重啟後，SMON進程根據重做記錄檔進行前滾。由此可見，執行個體失敗後用於恢複的時間由兩個檢查點之間的間隔大小來決定，我們可以通個四個參數設定檢查點執行的頻率，LOG_CHECKPOINT_IMTERVAL決定了兩個檢查點之間寫入重做記錄檔的系統物理塊的大小，LOG_CHECKPOINT_TIMEOUT決定了兩個檢查點之間的時間長度，FAST_START_IO_TARGET決定了用於恢複時需要處理的塊的大小，FAST_START_MTTR_TARGET直接決定了用於恢複的時間的長短。SMON進程執行的前滾和復原與使用者的復原是不同的，SMON是根據重做記錄檔進行前滾或復原，而使用者的復原一定是根據復原段的內容進行復原的。在這裡我們要說一下復原段儲存的資料，假如是delete操作，則復原段將會記錄整個行的資料，假如是update,則復原段只記錄被修改了的欄位的變化前的資料（前映像），也就是沒有被修改的欄位是不會被記錄的，假如是insert，則復原段只記錄插入記錄的rowid。這樣假如事務提交，那復原段中簡單標記該事務已經提交；假如是回退，則如果操作是是delete,回退的時候把復原段中資料重新寫回資料區塊，操作如果是update，則把變化前資料修改回去，操作如果是insert，則根據記錄的rowid 把該記錄刪除。

下面我們要講DBWN如何來寫資料檔案，在寫資料檔案前首先要找到可寫的空閑資料區塊，ORACLE中空閑資料區塊可以通過FREELIST或BITMAP來維護，它們位於一個段的頭部用來標識當前段中哪些資料區塊可以進行INSERT。在本地管理資料表空間中ORACLE自動管理分配給段的區的大小，區的分配資訊儲存在組成資料表空間的資料檔案的頭部，而資料字典管理的資料表空間使用者可以在建立時決定區的大小，並且區的分配資訊是儲存在資料字典中的，只在本地管理的資料表空間中才能選用段自動管理，採用自動段空間管理的本地管理資料表空間中的段中的空閑資料區塊的資訊就存放在段的頭部並且使用位元影像來管理，採用手動管理的本地管理資料表空間中的段和資料字典管理的資料表空間中的段中的空閑資料區塊的管理都使用位於段頭部的空閑列表來管理，空閑列表的工作方式：首先一個空的資料區塊被加入空閑列表，當其中空閑空間小於PCTFREE設定的值之後，這個塊從空閑列表刪除，當這個塊中的內容降至PCTUSED設定的值之下後，這個資料區塊被再次加入空閑列表，位於空閑列表中的資料區塊都是可以向其中INSERT的塊，當一個塊移出了空閑列表，但只要其中還有保留空間就可以進行UPDATE，當對其中一行UPDATE一個大資料時，如果當前塊不能完全放下整個行，只會把整個行遷移到一個新的資料區塊，並在原塊位置留下一個指向新塊的指標，這叫行遷移。如果一個資料區塊可以INSERT，當插入一個當前塊裝不下的行時，這個行會溢出到兩個或兩個几上的塊中，這叫行連結。如果使用者的動作是INSERT 則伺服器處理序會先鎖定FREELIST，然後找到空閑塊的地址，再釋放FREELIST，當多個伺服器處理序同時想要鎖定FREELIST時即發生FREELIST的爭用，可以在非採用自動段空間管理的資料表空間中建立表時指定FREELIST的個數，預設為1，如果是在採用自動段空間管理的資料表空間中建立表，即使指定了FREELIST也會被忽略，因為此時將使用BITMAP而不是FREELIST來管理段中的空閑空間。如果使用者動作是UPDATE伺服器處理序將不會使用到FREELIST和BITMAP，因為不要去尋找一個空閑塊，而使用鎖的隊列。

下面來講一下ORACLE鎖的機制，ORACLE分鎖存器和鎖兩種。鎖存器是用來保護對記憶體結構的訪問，比如對DB BUFFER中塊的鎖存器申請，只有在DBWN完成後，這些DB BUFFER塊被解鎖。然後用於其它的申請。鎖存器不可以在進程間共用，鎖存器的申請要麼成功要麼失敗，沒有鎖存器申請隊列。主要的鎖存器有SHARED POOL鎖存器，LIBRARY CACHE鎖存器，CACHE BUFFERS LRU CHAIN鎖存器，CACHE BUFFERS CHAINS 鎖存器，REDO ALLOCATION 鎖存器，REDO COPY 鎖存器。ORACLE的鎖是用來保護資料訪問的，鎖的限制比鎖存器要更寬鬆，比如，多個使用者在修改同一表的不同行時，可以共用一個表上的一個鎖，鎖的申請可以按照被申請的順序來排隊等候，然後依次應用，這種排隊機制叫做隊列（ENPUEUE），如果兩個伺服器處理序試圖對同一表的同一行進行加鎖，則都進入鎖的申請隊列，先進的加鎖成功，後面的進程要等待，直到前一個進程解鎖才可以加鎖，這叫做鎖的爭用，而且一旦加鎖成功，這個鎖將一直保持到使用者發出COMMIT或ROOLBACK命令為止。如果兩個使用者鎖定各自的一行並請求對方鎖定的行的時候將發生無限期等待即死結，死結的發生都是由於鎖的爭用而不是鎖存器的爭用引起的，ORACLE在遇到死結時，自動釋放其中一個使用者的鎖並復原此使用者的改變。正常情況下發生鎖的爭用時，資料的最終儲存結果由SCN來決定哪個進程的更改被最終儲存。兩個使用者的伺服器處理序在申請同一表的多個行的鎖的時候是可以交錯進入鎖的申請隊列的。只有其中發生爭用才會進行等待。建立表時指定的MAXTRANS參數決了，表中的一個資料區塊最多可以被幾個事務同時鎖定。

下面是幾個關於復原段和死結的案例：

有表：Test (id number(10)) 有記錄1000000條

一，大SELECT，小UPDATE
A會話----Select * from test;----設scn=101----執行時間09:10:11
B會話-----Update test set id=9999999 where id=1000000----設scn=102-----執行時間09:10:12

我們會發現B會話會在A會話前完成，A會話中顯示的ID=100000是從復原段中讀取的，因為A會話在讀到ID=1000000所在的BLOCK時發現BLOCK上有事務資訊，因此要從復原段中讀，如果UPDATE在SELECT讀到此BLOCK之前已經COMMIT，則SELECT 讀到此BLOCK時發現其BLOCK上沒有事務資訊，但是會發現其BLICK的SCN比SELECT自己的SCN大，因此也會從復原段中讀取。因此是否從復原段讀一是看是否有事務資訊二是比較SCN大小。如果B會話在A會話結束前連續多次對同一條記錄UPDATE並COMMIT
，那麼在復原段中將記錄多個“前映像”，而每個“前映像”中不但包括了原BLOCK的資料和SCN也記錄了“前前映像”的復原段地址，因此A會話在查詢到被UPDATE過的BLOCK時，會根據BLOCK記錄的復原段的地址，找到復原段中的“前映像”，發現這個“前映像”的SCN也比自己的大，因此將根據這個“前映像”中記錄的“前前映像”的復原段地址，在復原段中找到“前前映像”，再與這個“前前映像”比較SCN，如果比自己小就讀取，如果還比自己大，則重複以上步驟，直到找到比自己SCN小的“前…前映像”為止，如果找不到，就會報ORA-01555快照太舊這個錯誤。

二、大UPDATE，小SELECT

A會話----Update test set id=1;----設scn=101----執行時間09:10:11
B會話-----select * from test where id=1000000----設scn=102-----執行時間09:10:12

我們會發現B會話會在A會話前完成，B會話中顯示的ID=1000000是從BLOCK中直接讀取的，因為B會話在讀到ID=1000000所在的BLOCK時，A會話還沒有來得及對其鎖定，因此B會話既不會發現BLOCK上有事務資訊，也不會發現BLOCK上的SCN比SELECT的大，因此會從BLOCK中直接讀取，如果SELECT在UPDATE鎖定此BLOCK後才發出，B會話讀到此BLOCK時發現其BLOCK上有事務資訊，因此會從復原段中讀取。

三、大UPDATE，小UPDATE

A會話----Update test set id=1;----設scn=101----執行時間09:10:11
B會話1-----Update test set id=999999 where id=1000000----設scn=102-----執行時間09:10:12
B會話2----- select * from test where id=2----設scn=103-----執行時間09:10:14
B會話3----- update test set id=3 where id=2----設scn=104-----執行時間09:10:15

我們會發現B會話1會完成，A會話將一直等待，因為B會話1會先於A會話鎖定ID=1000000所在的BLOCK，並改寫頭部的事務資訊，A會話在試圖鎖定此BLOCK時，發現其上有事務資訊，將會一直等待B會話1事務結束後再行鎖定， B會話2查詢到的ID=2是從復原段中讀取的而不是從BLOCK中直接讀出來的。因為A會話已將ID=2的BLOCK鎖定，並寫入了復原段，從B會話3可以證明這一點，B會話3發出後，B會話3會收到死結的資訊，死結的原因是A會話在等待B會話對ID=1000000所在的BLOCK解鎖，現在B會話又在等待A會話對ID=2所在的BLOCK解鎖，因此形成死結，因此證明ID=2所在的BLOCK已被A會話鎖定，然後A會話也會收到死結的資訊
Trackback Pings

引用下面文章的網址:
http://www.thinkjam.org/mtcgi/mt-tb.cgi/105

評論

由 biti_rainy 發表於 July 20, 2005 09:50 AM

##不得不承認，作者對oracle的理解是深刻的，也是頗費了工夫去思考的。只是可能由於缺乏和人的共同探討 或者 碰巧有點小錯誤引出一些推導錯誤。

如果要尋找的資料已緩衝，則根據使用者的SQL操作類型決定如何操作，如果是SELECT 則查看DB BUFFER塊的頭部是否有事務，如果有，將從復原段讀取，如果沒有則比較SELECT 的SCN與DB BUFFER塊頭部的SCN如果比自己大，仍然從復原段讀取，如果比自己小則認這是一個非髒緩衝，可以直接從這個DB BUFFER塊中讀取。如果是UPDATE則即使在DB BUFFER中找到一個沒有事務，而且SCN比自己小的非髒快取資料塊，伺服器處理序仍然要到表的頭部對這條記錄申請加鎖，加鎖成功則進行後續動作，如果不成功，則要等待前面的進程解鎖後才能進行動作。

只有當SQL語句影響的所有行所在的最後一個塊被讀入DB BUFFER並且重做資訊被寫入REDO LOG BUFFER（僅是指重做日誌緩衝，而非重做記錄檔）之後，使用者才可以發出COMMIT，COMMIT觸發LGRW，但並不強制立即DBWN來釋放所有相應的DB BUFFER塊上的鎖，也就是說有可能出現已COMMIT，但在隨後的一段時間內DBWN還在寫這條語句涉及的資料區塊的情形，表頭部的行鎖，並不是在COMMIT一發出就馬上釋放，實際上要等到相應的DBWN進程結束才會釋放。

##由上面兩段話可以看出點 瑕疵，作者對 block cleanout 概念都沒有提到，可能不大瞭解這個概念，所以在這兩個地方描述有遺漏，第二段更是因為這個概念不清楚而引出一些猜測

下面我們要提到檢查點的作用，當一個全部檢查點發生的時候，首先讓LGWR進程將REDO LOG BUFFER中的所有緩衝（包含未提交的重做資訊）寫入重做記錄檔，然後讓DBWN進程將DB BUFFER中所有已提交的緩衝寫入資料檔案（不強制寫未提交的）。

##由上面這段話可以看出多檢查點理解有誤，dbwr寫的時候不會管是否提交的，這也可以和 block cleanout 套上關係，因為參考更前面兩段話，作者一直以為是dbwr 來處理 block cleanout的。

下面我們要講DBWN如何來寫資料檔案，在寫資料檔案前首先要找到可寫的空閑資料區塊，ORACLE中空閑資料區塊可以通過FREELIST或BITMAP來維護，它們位於一個段的頭部用來標識當前段中哪些資料區塊可以進行INSERT

##由這段話也有錯誤，dbwr是把buffer寫到資料檔案，但是讀block進buffer和寫buffer 是 使用者進程做的時候，通過freelist去找空閑資料區塊 也是使用者進程做的事情，作者在這裡認為通過freelist去找空閑buffer是dbwr做的(參考文章很容易這麼理解的)? 參考我所陳述的上面所有內容可以看出作者 擴大了 dbwr 的功能，將使用者進程做的一些事情以為是dbwr做的，所以會有這一系列的相關錯誤。而作者應該是一個邏輯嚴密的人，有一點小東西沒理解清楚的時候，用了好幾個猜測去支援（只是碰巧猜測錯了 ）。

##所以如果作者能有人點一下這個問題，所有相關的疑惑 迎刃而解。

##另： 作者喜歡用 鎖存器這個概念，其實我覺得還是用 lock and latch 來分別說明一些概念比較好。畢竟，在很多時候latch僅僅是一個 記憶體中簡單的標誌位而已。