如何理解redo的內(nèi)部過程與lgwr

如何理解redo的內(nèi)部過程與lgwr，很多新手對(duì)此不是很清楚，為了幫助大家解決這個(gè)難題，下面小編將為大家詳細(xì)講解，有這方面需求的人可以來學(xué)習(xí)下，希望你能有所收獲。

Oracle采用混合日志記錄模式，以數(shù)據(jù)塊為單位，即dba + sql，即避免記錄整個(gè)塊，又可快速恢復(fù)
the granularity is at the block level (like physical logging), so one operation is stored for each individual block change

一個(gè)大事務(wù)可由多個(gè)mini-transaction即redo record組成，而每個(gè)record又可由多個(gè)change vector組成；commit/rollback單獨(dú)對(duì)應(yīng)1個(gè)redo record；
每個(gè)redo record包含1個(gè)原子操作，1個(gè)change vector僅對(duì)應(yīng)1個(gè)數(shù)據(jù)塊，change vector在實(shí)際修改塊之前生成；

事務(wù)提交時(shí)，將生成的redo+undo和commit record寫入重做日志文件，同時(shí)更新rollback segment header的事務(wù)表；
注：臨時(shí)表只記錄undo

Redo有3種latch
1 Copy，可通過_LOG_SIMULTANEOUS_COPIES設(shè)置多個(gè)
2 Allocation 只有1個(gè)
3 Write 只有1個(gè)

REDO的生成
Redo先在PGA中生成，依次獲取copy latch--allocation latch，將redo寫入log buffer后再修改塊，Lgwr在刷新redo buffer時(shí)獲取write latch，避免同時(shí)多次刷新；
具體步驟如下
1 以排他模式pin住buffer block
2 在PGA中構(gòu)建change vector并組合成redo record，由kconew()/kcoadd()完成
3 調(diào)用kcrfwr()將record寫入log buffer：
 計(jì)算record占用的空間大?。?br/> 分配SCN；
 獲取copy latch，驗(yàn)證SCN；
 獲取allocation latch，檢驗(yàn)log buffer/file是否有足夠空間，有則釋放allocation latch將redo寫入log buffer，否則同時(shí)釋放allocation/copy latch并通知LGWR進(jìn)行l(wèi)og flush/switch；
 注：為防止多個(gè)進(jìn)程同時(shí)通知LGWR刷新redo或切換日志文件，引入write latch(只有1個(gè))，只有獲取此latch后才能進(jìn)行下一步操作；
4 將redo record寫至log buffer而后釋放copy latch,檢查是否達(dá)到觸發(fā)LGWR閾值；
5 更改buffer block


nologging
此模式下仍記錄redo record，其下的change vector類型均為INVALID；每個(gè)record可對(duì)應(yīng)多個(gè)數(shù)據(jù)塊，應(yīng)用該redo時(shí)相應(yīng)數(shù)據(jù)塊將被標(biāo)識(shí)為soft-corrupt；

LGWR觸發(fā)閾值
1 由前臺(tái)進(jìn)程觸發(fā)：log buffer空間不足；事務(wù)提交
2 log buffer滿1/3
3 redo超過1M
4 3秒超時(shí)
5 日志切換
6 redo線程關(guān)閉

LGWR觸發(fā)過程
1 獲取write/allocation latch，前者防止LGWR被多次請(qǐng)求，后者防止為前臺(tái)進(jìn)程繼續(xù)分配redo空間
2 確定待寫的log buffer范圍(從起始處至待刷新的buffer)，分配新SCN(避免兩次flush使用同一個(gè)SCN)
3 釋放allocation latch
4 計(jì)算所需redo write次數(shù)，因?yàn)閘og buffer為環(huán)形，故至多寫兩次(分布于頭尾)

5計(jì)算target RBA，依據(jù)log_checkpoint_interval增進(jìn)增量檢查點(diǎn)
6 釋放write latch
7 確保待寫的log buffer都復(fù)制完畢，即等待所有copy latch釋放
8 LGWR更新redo block header的SCN和checksum(可選)
9 執(zhí)行磁盤寫，可修改_lgwr_async_io啟用異步IO

組提交
Lgwr在c1處接到請(qǐng)求，開始刷新log buffer時(shí)新增了c2/g1/c3，此時(shí)需等待c3寫完(釋放redo copy latch)后，連同c3一起刷新，
 

常見的redo等待事件
log file parallel write-由lgwr觸發(fā)，將redo record寫入當(dāng)前l(fā)og文件，其并行度由物理磁盤數(shù)決定
log file sync-由前臺(tái)進(jìn)程等待，從commit/rollback直到lgwr將日志寫入磁盤并通知請(qǐng)求進(jìn)程為止
log buffer space- log buffer中沒有足夠空間存放新生成的redo，說明lgwr寫出速度較redo生成慢
log file switch-分為checkpoint incomplete和archiving needed

Log file sync流程
 

lgwr會(huì)post哪些前臺(tái)進(jìn)程？
當(dāng)lgwr刷新完日志后，會(huì)post相應(yīng)的前臺(tái)進(jìn)程(wakeup）繼續(xù)工作，那么lgwr怎么判斷應(yīng)該wakeup哪些前臺(tái)進(jìn)程呢？
log file sync等待的p1參數(shù)的含義為：P1 = buffer# in log buffer that needs to be flushed
當(dāng)lgwr刷新完buffer后，會(huì)掃描活躍會(huì)話列表，查看哪些會(huì)話在等待log file sync，而且會(huì)話的buffer#小于等于它所刷新的log buffer的最大值，這些會(huì)話會(huì)被wakeup。

Lgwr file sync與buffer busy wait
事務(wù)commit的stack call如下
為ktcCommitTxn=> ktucmt => kcbchg => kcbchg1_main => kcrfw_redo_gen => kcrf_commit_force
kcbchg==> block change ，為什么要發(fā)生block change呢？ 因?yàn)閏ommit需要對(duì)在Buffer Cache里的block做immediate block cleanout，期間需要排他模式pin；
若此時(shí)其他會(huì)話訪問該塊則會(huì)等待buffer busy wait
http://www.askmaclean.com/archives/why-slow-redo-write-cause-buffer-busy-wait.html

歸檔日志流程
1 ARCH讀取控制文件以決定待歸檔的日志文件
2 分配歸檔內(nèi)存_LOG_ARCHIVE_BUFFERS * _LOG_ARCHIVE_BUFFER_SIZE；
3 以只讀方式打開待歸檔日志組的所有成員(以輪循方式依次讀取log buffer)，并驗(yàn)證log file header；如果db_block_checksum=true每個(gè)log block還將驗(yàn)證checksum
4 創(chuàng)建并打開歸檔日志文件
5 以循環(huán)方式將日志從online log復(fù)制到archive log，對(duì)每個(gè)buffer都執(zhí)行sanity check
 
執(zhí)行完畢后關(guān)閉online log和archive log

看完上述內(nèi)容是否對(duì)您有幫助呢？如果還想對(duì)相關(guān)知識(shí)有進(jìn)一步的了解或閱讀更多相關(guān)文章，請(qǐng)關(guān)注億速云行業(yè)資訊頻道，感謝您對(duì)億速云的支持。