GRD中記錄PCM lock的信息，它位于每個實例的SGA中，但每個實例都僅含部分GRD、所有實例的GRD匯總在一起才是一個完整的GRD

GRD中記錄PCM lock的信息

它位于每個實例的SGA中

但每個實例都僅含部分GRD、所有實例的GRD匯總在一起才是一個完整的GRD

PCM lock有3個主要屬性：Mode、Role、PI

① Mode

--S

--X

--NULL

對于S，X兩種鎖模式這里不再贅述

而NULL代表對應的內存空間可以被重用、在沒有被重用之前、實例是不能訪問這里的數據

② Role

Role這個屬性是用來描述“臟塊”在集群間的分布狀況

注意，“臟”只是用來描述數據塊的內存版本和磁盤版本是否一致、和事務沒有關系

Role有兩個取值：Local和Global

⑴ 對于Local Role、Mode只會是S或X:

Ⅰ 如果Mode是S，則該數據塊內存版本和磁盤版本一致

Ⅱ 如果Mode是X, 則該數據塊內存版本和磁盤版本不同

當擁有Local Role和X Mode的實例給其他實例發送數據塊：

Ⅰ 如果接收方收到的也是和磁盤一致的版本的，那么本實例（發送方）仍然保持Local Role

Ⅱ 如果接收方收到的和磁盤版本不一致，那么發送方和接收方的角色就要轉換成Global

⑵ 對于Global Role、Mode可以是S、X、或NULL

Global Role意味著一個“臟塊”同時被多個實例擁有

如果想要把這個“臟塊”flush到磁盤，必須要聯系GRD，讓擁有該塊Current版本的實例完成寫動作

但對于擁有Local Role的實例而言，如果要把“臟塊”flush到磁盤，不需要聯系GRD，由本實例完成即可

③ Past Image

下面通過例子說明什么是Past Image

假設一個2節點的RAC集群，塊_A在磁盤上的SCN=1

1)node1要修改塊_A,從磁盤讀入SGA進行修改，修改后塊_A在內存中的SCN=2

2)node2也要修改塊_A，，node1就會通過cache fusion把塊_A傳送給node2，傳的是SCN=2的版本，

即Current copy的數據塊，這時node1還是會保留這個SCN=2的塊在SGA中，但是不能再進行任何修改

這時node1擁有的這個Image就叫做“Past Image”

在node1發送Current copy之前，會先把相應的redo entry flush到redo log

3)node2修改這個數據塊，修改后SCN=3，但磁盤的版本仍然是SCN=1

4)如果node1發生檢查點事件，因為node1上塊_A是“臟塊”，所以塊_A必須被同步到磁盤

5)node1會聯系GRD，發現node2擁有塊_A的Current版本，GRD會通知node2把這個塊寫入磁盤

6)node2完成寫之后，會通知所有擁有PI版本的實例釋放他們所擁有的PI內存

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