欢迎光临重庆协创IT国际认证中心!

收藏本站 .网站地图 .联系我们

20年认证人才培训品牌

咨询热线:

023-65111115
023-65111116
  • 重庆协创教育
  • 协创教育_IT培训
  • 协创教育_国际认证
  • previous
  • next
您所在的位置:首页 > 新闻中心

Oracle内存管理之LRU链

2016-4-25
投稿人:admin

协创IT培训简介

  协创——成立于200111月,融IT培训、IT外包及顾问咨询服务于一体,拥有一支获得等各类IT国际认证资格,并具有多年的行业经验的高水平工程师和讲师队伍,一方面透过专业的训练中心和教室、提供世界主要软、硬件厂商的多种认证教育课程训练和面向IT职位的定制培训,开展全球的认证考试,另一方面面向企业提供系统诊断、方案设计、系统调试、现场解决技术难题等顾问咨询服务,提供克服企业人才短缺的整体解决化方案,并在重庆大学设有专门的培训基地。经过多年的积累,协创已成为备受客户信赖的首选合作伙伴。

  协创IT培训——作为开展时间较早、获得国际授权较多的IT高级技术培训机构,协创一直致力于IT前沿技术的传播与推广,通过协创IT培训,您和您的企业将获得与最新技术保持同步的最快途径。在您不断应用IT新的技术和产品变革企业信息系统时,您可以从我们的培训中获得您所亟需的广泛而深入的知识和资源、更高价值的解决方案、企业应用的实践成果。

  协创IT外包、技术咨询服务——协创至今已为上百家企业提供IT外包和技术咨询服务,从整体架构的发展与规划,到各个组件的详细设计,再到部署及实施的流程步骤,以及上线运行后的管理、维护和安全规范等。协创致力于帮助您最大限度地利用和发挥在企业信息系统上的投资。

Oracle内存管理之LRU

  一、LRU链:

  任何缓存的大小都是有限制的,并且总不如被缓存的数据多。就像Buffer cache用来缓存数据文件,数据文件的大小远远超过Buffer cache。因此,缓存总有被占满的时候。当缓存中已经没有空闲内存块时,如果新的数据要求进入缓存,就只有从缓存中原来的数据中选出一个牺牲者,用新进入缓存的数据覆盖这个牺牲者。这一点我们在共享池中曾提及过,这个牺牲者的选择,是很重要的。缓存是为了数据可以重用,因此,通常应该挑选缓存中最没有可能被重用的块当作牺牲者。牺牲者的选择,从CPUL1L2缓存,到共享池、Buffer cache池,绝大多数的缓存池都是采用著名的LRU算法,不过在Oracle中,Oracle采用了经过改进的LRU算法。具体的算法它没有公布,不过LRU算法总的宗旨就是――“最近最少,其意义是将最后被访问的时间距现在最远的内存块作为牺牲者。比如说,现在有三个内存块,分别是ABCA被访问过10次,最后一次访问是在10:20B被访问过15次,最后一次访问是10:18C也被访问10次,最后一次被访问是在10:22。当需要选择牺牲者时,B访问次数最多,牺牲者肯定不是它。AC访问次数一样,但A10:20被访问,而C10:22被访问,A最后被访问的更早些,牺牲者就是A。注意,这就是LRU的宗旨,将最后访问时间距现在最远的块作为牺牲者

  为了实现LRU的功能,OracleBuffer cache中创建了一个LRU链表,OracleBuffer cache中所有内存块,按照访问次数、访问时间排序串在链表中。链表的两头我们分别叫做热端与冷端。

  当你第一次访问某个块时,如果这个块不在Buffer cache中,Oracle要选将它读进Buffer cache。在Buffer cache中选择牺牲者时,Oracle将从冷端头开始选择。

  新块将会被读入U,覆盖U原来的内容。这里,我们假设新块是V。但是块V不会被放在冷端头,因为冷端头的块,会很快被当作牺牲者权覆盖的。这不符合将最后访问时间距现在最远的块作为牺牲者的宗旨。块V是最后时间距当前时刻最近的,它不应该作为下一个牺牲者。Oracle是如何实验LRU的,我们继续看。

  OracleLRU链从中间分为两半,一半记录热端块、一半记录冷端块。如上图,而刚刚被访问的块V

  如过再有新的块进入Buffer cache,比如块X被读入Buffer cache,它将覆盖T,并且会被移至块V的前面。

  大家可以想像一下,如果按照这面的方式继续下去,最右边冷端头处的块,一定是最后一次访问时间距现在最远的块。那么,访问次数多的块是不会被选做牺牲者的,这一点Oracle是如何实现的?这很简单,Oracle一般以2次为准,块被访问2次以上了,它就有机会进入热端。

  Oracle为内存中的每个块都添加了一个记录访问次数的标志位。

  如果现在又有新块要被读入Buffer cacheOracle开始从冷端头寻找牺牲者,冷端头第一个块S,它的访问次数是2,那么,它不能被覆盖,只要访问次数大于等于2的块,Oracle会认为它可能会被经常访问到,Oracle要把它移到热端,它会选择R做为本次的牺牲者:

  块S会被从冷端移到热端,并且它的访问次数会被清零。此时,块R就是牺牲者了,因为它的访问次数不到两次。

  新块Y覆盖了块R,并被移到了冷端块开始处,它的访问次数是1。如果块Y再被访问了一次,它的访问次数变为了2

  虽然Y的访问次数达到了两次,但它不会马上被移到热端,它仍然留在原来的位置,随着不断有新块加入,被插入到它的前面,它会不断的被向后推移。

 又加入了很多的新块,Y又被推到了冷端头,当再有新块进入Buffer cache时,Y不会是牺牲者,它会被移到热端头S的前面,Y后面的Z,它的访问次数没有达到2,它将会是牺牲者。

  好了,这就是OracleBuffer cache管理LRU的原理。按照这种方式运作,Oracle可以把常用的块尽量长的保持在Buffer cache中。而且,每有新块进入Buffer cacheOracle都会从冷端头处,从右向左搜索牺牲块。因为越靠近冷端,块的访问次数有可能越少、最后的访问时间离现在最远。好了,LRU链还没有讲完,下面,我们再讨论一下脏块与脏LRU链的问题。

  二、脏块与脏LRU链:

  Oracle中修改块的规则是只对Buffer cache中的块进行修改,并不直接修改磁盘中的块。如果要修改的块不在Buffer cache中,Oracle会先将它读入Buffer cache,再在Buffer cache中进行修改。当Buffer cache中的块被修改后,Oracle会把它标记为块。脏块含有脏数据,脏数据就是用户修改过的数据。Oracle会定期的将脏块写到磁盘中。有一个专门的后台进程就是专门负责写脏块到磁盘的,它就是DBWn。我们也把DBWn写脏块到磁盘这个过程叫做刷新脏块,刷新过后,脏块就不脏了,又变成了干净块。其实,有一个块A,如果Buffer cache中此块的数据和磁盘上块中数据不一致,那么,这个块就是脏块。否则,就是干净块。当修改完成后,因为Oracle只修改Buffer cache,因此,块中数据和磁盘肯定不一致,这时块就是脏块。当块被刷新后,块被写到磁盘,那么,磁盘中块数据和Buffer cache中块的数据又是一致的,此时,块就又变成了干净块。

  脏块在被写回磁盘前,也就是在它还是脏块时,它是不能被覆盖的,因为,脏块含有用户修改过的数据,而这些数据还没被写到磁盘,如果此时覆盖了脏块,用户的修改结果将会丢失。

  设当前LRU链如上图所示,其中VLOPQ是脏块。当新的块要进入Buffer cache时,Oracle从冷端头开始选择牺牲块,QPO都不能做作牺牲块,因为它们是脏块,N是这一次的牺牲者,新进入的块将会覆盖N,然后将N插入到Y之前。然后呢,下一次有块进入Buffer cache时,Oracle从冷端头开始搜索,它还要检查一边QPO,发现它们都不能覆盖,再将M定为牺牲者。等等,每一次都要检查一边OPQ,这太浪费时间了,Oracle不会这么傻,Oracle有准备了一个脏LRU链,专门保存脏块。当块变脏时,块不会马上被移到脏LRU中,只有当Oracle从冷端头开始,寻找牺牲者时,才会将发现的脏块移动到脏LRU链中。这样做的目的我们刚才已经快要讲到了,就是下次再寻找牺牲者时,可以不用再检查这些脏块。好,让我们继续看图,接着上图,有新块Z要进入Buffer cache

  冷端头变成了NN的访问次数小于2,它就是本次的牺牲者了。这样当下一次再需要从冷端头开始寻找牺牲者时,就不用再检查OPQ这三个脏块了。当脏LRU链的长度,也就是脏LRU链中的脏块达到一定数目时,DBWn会开始刷新脏块。

  通过上面所讲述的LRU链与脏LRU链的原理,我们可以发现Oracle把很多工作,都留到了在LRU的冷端搜索牺牲者时。当块的访问次数增加的超过2时,块在LUR链的位置不变;当块变脏时,块的LRU链位置也不变。只有当从LRU的冷端搜索牺牲者时,才会将发现的脏块移到脏LRU链,将访问次数超过2的,插入到热端,这就是Oracle改进了的LRU算法。Oracle这样做的目的,是为了让我们平时的查询、修改所需完成的操作尽量的少。对于用户的查询、修改操作,LRU算法几乎没有任何的影响,额外所做的工作只是改变了几个标志位而已,查询时增加访问次数标志位,修改块时设置脏块标志位。LRU算法大部分的工作,都是在寻找牺牲者时完成的。因此,有时寻找牺牲者这个过程有可能会出现等待,等待事件是free buffer waits

  访问次数大于2的块太多,或脏块太多,反正这些块都是不能覆盖的,Oracle不得不移动它们到它们该去的位置。当碰到的这样的块超过LRU中总块数的40%时,也就是说搜索了一小半LRU链,还是没有发现可以覆盖的牺牲者,Oracle就不在找了,它会唤醒DBWn刷新脏块。在DBWn刷新期间的等待,就会被记入到free buffer waits事件中。另外,在资料视图中有一个资料free buffer inspected,它记录了Oracle在所有次的寻找牺牲者的过程中,共计碰到了多少个不可覆盖的块。

  在寻找牺牲者过程中发现脏块,Oracle将其移动到脏LRU链,但是脏LRU链中脏块数目达到限制,DBWn被唤醒开始刷新脏块,Oracle必须等待刷新脏块完毕,才能再继续寻找牺牲者,这其间的等待事件,也会被记入free buffer inspected

  总之,free buffer waits事件发生的主要原因就是在LRU中寻找牺牲者的时间过长。如果这个等待事件频繁出现,说明Buffer cache中脏块太了,这通常是DBWn写刷新速度慢造成的。我们应该将DBWn更频繁的被唤醒去刷新脏块,好让它们变干净、可以被选为牺牲者。我们不应该让脏块从脏LRU链中被刷新,因为这时通常会出现free buffer inspected。脏LRU链并不是为了将脏块集中到一起,让DBWn去刷新的,将脏块移动到脏LRU链中,是为了减少下一次寻找牺牲者时,所需搜寻的块。Oracle中另有一个链表,专门用来记录脏块,好让DBWn定期刷新,这个链表是检查点队列。

 

 

  重庆协创信息技术有限公司

  地址及邮编:沙坪坝区沙中路重庆大学科技园一楼215

  电话:023-65111115 65111116 邮编:400044


您的评论

评论者: 请填写您的姓名,方便我们联系您
评论内容:
请填写您的评论内容, 内容不能超过200字哟!有您的支持,是我们不断前进的动力,感谢您的支持!
  
相关评论更多
Copyright: Chongqing Co-Founder of Network Technology Education Center (c) 2005-2021 All Rights
版权所有:重庆协创IT国际认证中心(c)2005-2011 All Rights 网站备案号:渝ICP备17014127号-1
地址:重庆市沙坪坝区小龙坎新街86号嘉多利广场11-7     联系电话:023-65111115   023-65111116
站长统计 技术支持:重庆网络推广专家