Oracle Free Space Managements 验证报告

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 介绍

Oracle从Oracle9i开始为了管理段内空闲区域free extent,会新建bitmap来使用

追加了自动段区域管理这个功能。作为一直以来(Oracle6~Oracle8i)的管理段内空闲区域free extent的方法,可以使用free list (FREELISTS),这是管理数据块的唯一方法。另外,使用自动段区域管理的优点如下所示:

– 便于管理(特别是在Real Application Clusters(RAC)环境中)

– 提高区域使用率

– 提高同时执行处理

一直以来,管理空闲区域free extent的唯一方法都是free list(FREELISTS),free list groups。FREELIST GROUP的设定非常复杂,需要数据库管理者有大量的知识储备,自动段区域管理会自动调整好这些设定,变得非常简便了。另外,自动段管理会自动确认相邻的连续空闲区域free extent,所以不需要合并空白范围 (COALESCE)。由此可以提高区域使用率。但是,这究竟是否与性能有关呢?是否自动段管理比一直以来使用free list的空闲区域free extent管理的执行处理要快呢?本报告就是为了回答这个疑问,将日本oracle公司中进行的测试结果做了一个汇总。

区域管理方式概要

作为区域管理方式的选项,根据管理的layer差异,有以下几种组合。

 

区域(表区域的EXTENT管理)

  • 本地管理表管理表区域
    • 用管理bitmap可以使用的EXTENT
    • 用bit值分辨空闲区域free extent以及使用完成
    • 自动识别相邻空白EXTENT
    • 从9i开始的默认管理方法

 

 本地管理表区域中EXTENT管理(分配方法)

○ AUTOALLOCATE(默认)

□EXTENT的尺寸在系统中会自动管理自动分配。

– 初始EXTENT会分配到64KB

– 段尺寸小于1MB时,分别分割为64KB

– 段尺寸大于1MB小于64MB时,会分别分配1MB

– 之后就按1MB,8MB,64MB等尺寸来进行分配

○ UNIFROM SIZE

□通过指定EXTENT分配尺寸的值,可以使其统一。

 

 

  • 目录管理表区域
    • 通过数据目录管理可以使用的EXTENT
    • 表区域中的各个段中,可以指定不同的记忆区域参数
    • 需要合并相邻的空白EXTENT(COALESCE)

段区域管理

  • 自动段区域管理(管理bitmap)
    • 使用bitmap追踪段内部可以使用的部分以及使用完成的区域
    • 自动管理PCTUSED、FREELISTS、FREELISTS GROUPS

 

  • 手动管理数据块
    • 利用PCTFREE、PCTUSED、FREELISTS、FREELISTS GROUPS手动构成数据块
    • 目录管理表区域中,这是唯一的管理方法

段区域管理

  • 自动段区域管理(管理bitmap)
    • 使用bitmap追踪段内部可以使用的部分以及使用完成的区域
    • 自动管理PCTUSED、FREELISTS、FREELISTS GROUPS

 

  • 手动管理数据块
    • 利用PCTFREE、PCTUSED、FREELISTS、FREELISTS GROUPS手动构成数据块
    • 目录管理表区域中,这是唯一的管理方法

 

使用bitmap的空闲区域free extent管理概要

自动段区域管理中,段内空闲区域free extent的管理中就会使用到bitmap。这里的bitmap中,就会记录段内的各种数据块的使用量状态相关的信息。以下就是相关说明。

 

  • 通过bitmap,使用率的表示方法依赖于段类型
  • 数据块

Bitmap的状态可以在所有的活跃事务都被commit之后,以块内可以使用的空闲区域free extent的总计值来算出来。

 

  • 索引段

索引段的话,bitmap会表明那个块是否是空白块的候补。

 

  • LOB段

Bit并不是表示对应的1个块,而是表示块的chunk

 

 

那么实际上块的空闲区域free extent状态是怎样通过bit来表现出来的呢。

具体来说如下所示,将4个bit作为一个set来使用。

 

bitmap的状态

我将说明自动段区域管理(bitmap区域管理)中数据块的PCTUSED、PCTFREE的关系(制成段时,可以自动无视指定PCTUSED值)。

内部操作如下

空白块的性能指标(Block Space Utilization)

pctfree_oracle

 

Bitmap的管理中,数据块被分为4个部分(不包含数据beta)。上图中,被分割为4个部分FS1、FS2、FS3、FS4。然后根据4个会话,可以如下所示展示空白状态。

  • FS1・・・块有0%到25%的空白空间
  • FS2・・・块有25%到50%的空白空间
  • FS3・・・块有50%到75%的空白空间
  • FS4・・・块有75%到100%的空白空间

 

根据块内空闲区域free extent的水平,就会动态更新空白状态。

在图1-1的例子中,块X中,可以将空白状态以FS2来表现。原因在于块X已经使用了一半以上了,并且,还留存了25%以上的空闲区域free extent。对这个块X执行几次插入处理,假设块内使用完成的区域指定为PCTFREE,超过了阀值。(图1-1中②的状态)。这时,假设这个块无法使用新的插入处理,就可以竖起满(full)的flag。之后,进一步进行删除处理。虽然在同样的FS2,中也存在,对正在使用的区域中使用PCTFREE指定的阀值进行一定程度的下调(图1-1中③的状态)。但是此时,块中已经插满了flag。

那么,什么时候这个flag会被排除,什么时候又会再次在插入处理中使用这个块呢?根据删除处理,块的使用状态在FS2中出现在范围之外时,换言之,变成FS3的状态时(图1-1中④的状态)。

因此,一直以来的free list管理中,作为PCTUSED可以用百分比单位来指定这个值,在bitmap管理中,实际上,用25单位重复的值来设定,请注意这些点。

 

 

Bitmap储存在被称为bitmap块,bitmap被储存在被称为bitmap块的数据块组件中。在自动段区域管理中以段头与其数据块这种形式,最大可以保持3个水平的bitmap块。在如下所示的图1-2中,表示各个水平的bitmap块之间的关系。

 

 Bitmap段的等级制度

bitmap_oracle

如上述图1-2bitmap段的等级制度相关图中所示,bitmap块为树形结构,根部是段头(或者说是LevelⅢBMB)需要空闲区域free extent的所有进程首先会从这个段头(或者说是LevelⅢBMB)开始执行减少错误,然后标记可用空闲区域free extent。LevelⅠBMB中,会储存对应块以及空白状态信息DBA(Data Block Address)。

 

下面说明空白块的搜索方法相关概要。

空白块搜索方法概要

 

  1. 如果存在插入处理中已经应用的数据块的话,就会在那个数据块中储存接下来的插入数据。最开始的插入处理或者块的空闲区域free extent不够时,就会执行步骤2。

 

  1. 因为最后使用过的LevelⅡBMB的DBA将段头块作为提示储存了,所以就会执行对那个LevelⅡBMB管理的数据块的写入。

 

  1. 通过步骤2中决定下来的LevelⅡBMB来管理的LevelⅡBMB之中,选择空闲区域free extent最多的项目。LevelⅡBMB中没有空闲区域free extent时,通过执行插入的进程的进程ID来执行哈希处理来决定其他的LevelⅡBMB。段内完全没有空闲区域free extent的话,就会分配新的extent,返回步骤2。

 

  1. 在Level1BMB中寻找空白块。这时,请再次用进程ID执行哈希处理,决定搜索开始的位置。由此,就可以防止多个进程插入时的竞争。如果发现了空白块的话,就对这些块进行pin。如果不能pin或者空闲区域free extent不够时,请持续进行bitmap的扫描。

空白数据块的搜索相关的详细算法的说明以及bitmap管理的详细信息请参考本文末的《8.参考资料》。

 

 

内容提要

在自动段管理中(bitmap管理),在bitmap块中,可以通过段内对应的一个个数据块的空白状态从满,依次到(FULL)・0%~25%・25%~50%・50%~75・75%~100%——这样较为精细的设定,来管理。一直以来的free list管理中拥有可以用于插入处理的空闲区域free extent,所以数据块就会链接到free list。

要管理对应bitmap块的所有的数据块的空白状态的话,从区域使用效率来看,比起free list管理要更好。但是,通过这里数据块的管理对象的合计,我们应该可以猜到未来会有这样的发展趋势:使用管理对应所有数据块的空白状态的bitmap管理的人数,会超过使用free list管理的人数。

这是由于对新建数据执行大量插入、删除、更新处理,在大部分数据块的空白状态变化时,使其不会破坏bitmap管理。

对应的,管理数据块较多就代表,通过对长度可变的column进行更新,在数据长度比现有数据更大的案例中,可以掌握哪里有存在一定的空闲区域free extent的数据块,并可以有效利用

上述问题到底在这次的测试中是否能够成立呢?请关注下文。

测试概要

这次的验证中,重点在于评价两种方法的性能差异:1.使用至今的,使用了free list集群(free list group)的空闲区域free extent管理,2.新功能,使用bitmap的空闲区域free extent管理。为了避免oracle的其他功能影响测试结果,我们通过以下组合来测试性能。

区域管理 段管理 extent管理

(分配方法)

本地管理表区域

块尺寸 2K

自动
bitmap管理
PCTFREE 30
AUTOALLOCATE
UNIFORM SIZE 1GB
手动数据・块管理
PCTFREE 30 PCTUSED 40
PCTINCREASE 0
FREELISTS 20
FREELISTS GROUP S 4
AUTOALLOCATE
UNIFORM SIZE 1GB

 

另外,对于上述各种案例的性能差异之间,我们获得了单独案例(SI)环境Real Application Clusters(RAC)环境两种案例之中的数据进行了评价。

测试中所使用的H/W环境

Server HP L2000 2-nodes
CPU PA-8500(360Mhx) * 4
Memory 2GB
Interconnect 100MB Ethernet*2
Storage EMC Symmetrix 8430 (Cache 8GB)
O/S HP-UX B.11.11 64-bit (February 2001 Patch Bundle)
Clusterware ServiceGuard OPS Edition Bundle A.11.13
Database Oracle9iR9.0.1.1 w/option Real Application Clusters

 

 

测试方法

在下述测试项目中,分别获得各自的合计处理执行时间、CPU使用率、oracle的统计中的数据 (STATSPACK)。对于RAC环境中的处理时间请将其看成两案例中所有事物完结的时间、终止时间(根据不同情况,可能会有某个实例的处理优先完成的情况)。

 

SI环境中的测试方法

◆ 测试中使用过的表架构

列名 属性 column长度(Bytes) 索引
C_1 VARCHAR2 2 没有插入、有更新与删除、没有更新与删除
C_2 VARCHAR2 1960 没有

 

使用的数据长度

对于column C_1为2Bytes,对于column C_2来说,为了避免行连锁与行移行,需要使用1,460Bytes的字符串(半角英文)数据。

 

-插入(Insert)

在20个客户端中,对各个进程同时定义每5,000行(总计 200,000行

=  20客户端 × 5,000行)VARCHAR2的各自的column C_1、C_2插入数据。

 

-更新(Update)

同样地,还有这两种方法,在20个客户端中,将column C_1作为搜索关键词,将column C_2的值更新为NULL,或者将NULL的值更新为1460bytes的字符串。并且,获得在column C_1中制成时的数据以及没有使用时的数据。在没有竞争的进程中,每次更新5000行 (合计 200,000行= 20客户端 × 5,000行)。

 

-删除(Delete)

同样地,在20个客户端中,将column C_1作为搜索关键词删除行整体。在没有竞争的进程中,每次删除5000行。删除处理也需要获得column C_1中使用索引时的数据,以及没使用的数据。

 

RAC环境中的测试方法

◆ 测试中所使用的架构

列名 属性 column长(Bytes) 索引
C_1 VARCHAR2 2 没有
C_2 VARCHAR2 1960 没有

 

◆ 所使用的数据长度

对column C_1为2Bytes,对C_2来说,为了避免行连锁与行移行,需要使用1,460Bytes的字符串(半角英文)数据。

 

(合计100,000行 =  20客户端 × 2,500行 × 2 案例 )

在column  C_1、C_2中插入使用VARCHAR2定义的各自的数值。

 

-更新(Update)

同样的实例中,20个客户端同时将column C_1作为搜索关键词。将column C_2的值更新为NULL。在没有竞争的进程中,每次更新2500行 (合计 200,000行= 20客户端 ×2500行×2实例)。

 

-删除(Delete)

同样的实例中会将column C_1作为搜索关键词来删除行整体。在没有竞争的进程中,会重复一次一次地删除2500行(合计100,000行 =  20客户端 × 2,500行 × 2 实例)

 

 

结果与验证

 

7.1 Single Instance环境

▼ 插入(Insert)处理

下述表7.1-1是展示在插入处理时,所需要的时间以及CPU平均使用率 (%usr+%sys)的结果的一览。并且,不仅是这些数值的平均,而是一次的处理中获得的数值。

7.1-1. SI中插入处理结果

 

段管理方法 extent管理方法 时间 CPU平均
使用率
(%usr+%sys)
自动
bitmap管理
Autoallocate Insert 454秒
(7分34秒)
85%
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB insert 425秒
(7分05秒)
87%
手动
Freelists 20
Freelists Gropus 4
Autoallocate insert 424秒
(7分04秒)
89%
手动
Freelists 20
Freelists Gropus 4
Uniform Size 1GB insert 424秒
(7分04秒)
90%

 

如上表所示,在SI环境中,用bitmap管理空闲区域free extent,除去用Autoallocate进行extent管理的情况,空闲区域free extent的bitmap管理以及free list管理之间,处理时间几乎相同。那么,在初始的bitmap管理中用Autoallocate来进行extent的分配时,处理速度大概会降低7%。基于此,验证各个STATSPACK报告。

 

– Top 5 Wait Events (插入处理-SI)

下表7.1-2是在插入处理中的统计信息:Top 5 Wait Events。

   *7.1-2插入中的Top 5 Wait Events

Top 5 Wait Events
段管理方法 extent管理方法 时间 Event     Waits Wait Time(s) %Total Wt Time
本地
bitmap管理
Autoallocate 7分34秒 log file sync 197,256 2,968 45.05
latch free 68,171 966 14.66
enqueue 7,017 665 10.1
ges remote message 378 461 7
free buffer waits 1,632 401 6.09
本地
bitmap管理
Uniform Size 1GB 7分05秒 log file sync 194,263 2,558 46.62
latch free 63,304 921 16.78
ges remote message 363 443 8.07
enqueue 3,630 439 8.01
free buffer waits 1,183 274 4.99
本地
Freelists 20
Freelist Group 4
Autoallocate 7分04秒 log file sync 193,691 2,921 52.55
latch free 67,878 934 16.81
ges remote message 380 464 8.35
enqueue 9,006 440 7.91
io done 54,882 290 5.21
本地
Freelists 20
Freelist Group 4
Uniform Size 1GB 7分04秒 log file sync 195,590 3,434 57.82
latch free 64,572 866 14.58
ges remote message 392 478 8.06
io done 48,167 325 5.47
enqueue 8,632 235 3.97

 

 

bitmap管理以及free list管理的比较

extent管理中,指定了Uniform Size时,要限定处理时间的话,就会出现差距几乎相同的结果。那么这次需要测试空闲区域free extent的管理方法之间的差距。

首先,请参考以下下表7.1.1-1。这是bitmap管理中的STATSPACK报告的Buffer busy waits。

 

* 7.1.1-1 bitmap管理/Uniform Size 1GB中的Buffer busy waits

 

 

Buffer busy waits
段管理方法 extent管理方法 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB 1st level bmb 8,292 65 8
data block 2,850 37 13
segment header 948 7 7
undo header 127 0 3
2nd level bmb 115 0 3

 

首先可以确认到上述表中发生了LevelⅠBMB(1st Level bmb)的等待。在Uniform Size 1GB中制成段时,用1个LevelⅠBMB管理256个数据块的空闲区域free extent时(跟块尺寸无关)。通过这次的插入处理,至今还没有使用的数据块就会变成空白,就会更新管理这些项目的LevelⅠBMB的bitmap的架构。这时就会发生等待。需要更新LevelⅠBMB以及段头 (LevelⅢBMB)。可以在上表中确认这些等待。

 

下面是Enqueue Activity相关内容的表7.1.1-2。

* 表 7.1.1-2 bitmap管理/Uniform Size 1GB中的Enqueue activity

 

Enqueue activity
段管理方法 extent管理方法 Enqueue Requests Succ Gets Failed Gets Waits Time (ms) Time (s)
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB FB 15,527 15,527 0 2,787 158.1 441
HW 7,053 836 6,217 600 16.98 10
US 37 37 0 6 10.5 0

 

上述表中作为Enqueue的Activity的上位可以观察到FB以及HW。FB是指数据块的格式。插入时进程将通过LevelⅠBMB所指定的数据块以及不超过数据块相邻的extent的范围的多个块,同时进行格式化。作为FB Enquere终于有所提高了。

 

HW Enqueue是指高水位线的Enqueue。bitmap管理中,与free list管理不同的是其实际应用了Low HWM以及High HWM两种高水位线。此值分别在Low HWM以及High HWM各自特定的条件下进行更新时,请注意两种合计值。

 

那么这次请关注free list、free list集群的Buffer busy waits。

 * 表 7.1.1-3 free list管理/Uniform Size 1GB中的Buffer busy waits

 

Buffer busy waits
段管理方法 extent管理方法 Class

Waits

Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
手动
free list20
free list集群4
Uniform Size 1GB free list 8,281 63 8

 

在bitmap管理时,LevelⅠBMB 中发生了free list的Wait

Waits的数据以及几乎没有差异的结果 (请参考上述表7.1.1-1)。

 

Enqueue activity中又是怎样的情况呢。

* 7.1.1-4 free list管理/Uniform Size 1GB中的Enqueue activity

 

Enqueue activity
段管理方法 extent管理方法 Enqueue Requests Succ Gets Failed Gets Waits Time (ms) Time (s)
手动
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB HW 40,061 40,061 0 8242 29.47 243
US 35 35 0 5 8.2 0

 

bitmap管理时没有发生之前发生过的FB Enqueue,由于插入处理HWM上升了。HW Enqueue也上升了。

总而言之,使用自动段区域管理时,在Buffer busy waits、Enqueue activity两方面中都会记录新的项目。请在通过STATSPACK报告调优时注意这点。

 

 bitmap管理中的extent管理Autoallocate的性能恶化

通过bitmap管理空闲区域,通过Autoallocate管理extent时,比起其他管理方法,处理时间大约恶化了7%。请大家注意Buffer busy waits。

 

 表 7.1.2-1 bitmap管理/Autoallocate中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理方法 extent管理方法

Class

Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Autoallocate 1st level bmb 10140 66 7
Data block 3340 44 13
segment header 1844 24 13
undo header 120 0 3
2nd level bmb 143 0 1

首先,比起上文中的《表 7.1.1-1 bitmap管理/Uniform Size 1GB》中的Buffer busy wait,请注意LevelⅠBMB、data block 、segment header、LevelⅡBMB中所有数值都大幅增加了。

通过Autoallocate 管理extent时,create table语句的storage语句中没有指定任何initial的值时,作为初始extent,就会分配到64kb。在64K的段中,1个LevelⅠBMB管理着16个数据块的空白状态(与块尺寸无关)。如上文《7.1.1bitmap管理与free list管理的比较》中所述,通过Uniform Size 1GB管理extent时,1个LevelⅠBMB管理着256个数据块的空白状态。这个段尺寸中的地址指定能力的差异是指,将同样数量的数据插入表时,如果所使用的数据块数相同的话, Autoallocate比Uniform Size 1GB数量要更多,就需要更多的LevelⅠBMB。通过Autoallocate制成段之后,确认了LevelⅡBMB的转储之后,在制成段时,就会分配到2个LevelⅠBMB (对此,Uniform Size 1GB中,制成段后分配到了2169个LevelⅠBMB)如此次测试所示,重新大量使用数据块时,仅凭2个LevelⅠBMB是无法管理所有数据块的空白状态的。于是就需要大量追加新建LevelⅠBMB。

追加新建LevelⅠBMB是指,bitmap・块部的格式以及追加对应的LevelⅡBMB,以及造成大部分段头(LevelⅢBMB)的更新。另外,在由于bitmap块而分配到的区域中,就会追加新建的LevelⅠBMB。还可能会发生这样的情况:无法储存这些bitmap块,在分配extent时,新建的bitmap块就可以获得多种bitmap块结构。表7.1.2-1的值为追加这些新建的LevelⅠBMB、LevelⅡBMB,更新段头(LevelⅢBMB),是反映了制成新建的bitmap块的结果。

 

那么Enqueue activity的情况又怎样呢?

* 7.1.2-2 bitmap管理/Autoallocate中的Enqueue activity

Enqueue activity
段管理方法 extent管理方法 Enqueue Requests Succ Gets Failed Gets Waits Time (ms) Time (s)
自动
bitmap管理
Autoallocate FB 17,302 17,302 0 4,411 134.39 593
HW 15,822 2,014 13,808 1,262 34.17 43
TX 201,149 201,149 0 726 65.62 48
US 40 40 0 9 19.44 0

 

在此,作为Enqueue activity,请注意产生TX(事务日志)。产生事务日志的理由有以下几条,特别需要注意通过Autoallocate管理extent时,因为执行create table语句的storage语句时,没有指定任何initial值,所以就分配到了过小的64k的extent。

bitmap管理中对于没有使用的数据块的格式,在多个进程同时执行插入处理时,各进程中独立执行的机制。各个进程将通过哈希算法指定的DBA作为起点,由此对不超过extent范围的相邻的16个块进行格式化。换言之,通过1个进程可以格式化32KB的区域(16块X手机块尺寸2KB=32KB)。通过Autoallocate分配的extent的尺寸是指,段尺寸超过1MB。实际上是对20个客户端中的未使用过的块进行格式化,为了执行插入处理至少需要640KB的区域(20客户端X16块X数据块尺寸2KB=640KB)(段头等区域实际上不够640KB)就会分配到64KB这个较少的尺寸。因此,就会执行块的格式化,这就是TX Enqueue增多的原因。

 

那么使用free list、free list・group 管理时的Autoallocate中的Buffer busy waits以及Enqueue Activity的情况又是怎样的呢?

* 7.1.2-3 free list管理/Autoallocate中的Buffer busy waits

 

Buffer busy waits
段管理方法 extent管理方法 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate free list 8,439 67 8
segment header 4 0 0

 

* 7.1.2-4 free list管理/Autoallocate中的Enquue Activity

Enqueue activity
段管理方法 extent管理方法 Enqueue Requests Succ Gets Failed Gets Waits Time (ms) Time (s)
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate HW 40,196 40,196 0 8,578 52.65 452
US 42 42 0 11 9.18 0

与bitmap管理时不同,在free list管理中理所当然的事情,在FB Enqueue中并不会发生。因此,并不会发生bitmap管理时会发生的日志等待

总而言之,在bitmap管理时通过Atoallocate分割extent时,如果不指定注意到同时执行事务数的initial值的话,就可能对性能造成较大影响(在指定了initial时,就会提前分配到对应尺寸的多个extent, LevelⅠBMB的地址指定能力也可以分配到对应尺寸的项目)。在制成段时,如果正确指定了storage语句,请通过Uniform Size来进行extent管理。

 

更新(Update)处理

下表7.1-3是在将column C_2的列数据长1,460bytes更新为NULL时,所需要的处理时间以及CPU平均使用率的结果一览。

 

*7.1-3 SI中的更新結果(索引、将column C_2的列数据长1,460bytes更新为NULL

段管理方法 extent管理方法 有没有索引 时间 CPU平均
使用率
(%usr+%sys)
自动
bitmap管理
Autoallocate 没有 Update

1,460byts→Null

2,172秒
(36分12秒)
46%
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB 没有 Update

1,460byts→Null

2,158秒
(35分58秒)
47%
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate 没有 Update

1,460byts→Null

2,167秒
(36分07秒)
44%

 

手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB 没有 Update

1,460byts→Null

2,166秒
(36分06秒)
46%

如上图所示,在SI环境中,将不使用索引的列数据长1,460bytes更新成NULL时所需要的处理时间是指free list管理中,几乎由于没有extent的差异造成的影响。比起管理free list时的处理时间,bitmap管理时的处理时间几乎都不到1%,人们几乎感觉不到有变化。

那么同样的处理中,使用索引的情况又是怎样的呢?

*7.1-4 SI中的更新結果(索引、将column C_2列数据長1,460bytes更新成NULL)

段管理方法 extent管理方法 有无索引 时间 CPU平均
使用率
(%usr+%sys)
自动
bitmap管理
Autoallocate Update

1,460bytes→Null

215秒
(3分35秒)
54%
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB Update

1,460bytes→Null

200秒
(3分20秒)
54%
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate Update

1,460bytes→Null

205秒
(3分25秒)
54%
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB Update

1,460bytes→Null

205秒
(3分25秒)
56%

 

比较是否使用索引的情况时,发现处理时间减少了十分之一。另外,使用索引时,在freelist的管理红可以看到extent管理中处理时间的差异。对应的,bitmap管理中使用Autoallocate时,比起free list管理,处理速度大约恶化5%。反而Uniform Size 1GB提高了5%的处理速度。虽说如此,不过只是时间差正负5秒以内的结果而已。

 

这次,我们来观察将C_2的值,从NULL更新成1460bytes时的情况。

*7.1-5 SI中的更新結果(没有索引、将columnC_2Null列数据长更新为1,460bytes)

段管理方法 extent管理方法 有没有索引 时间 CPU平均
使用率
(%usr+%sys)
自动
bitmap管理
Autoallocate 没有 Update

Null→1,460bytes

1,297秒
(21分37秒)
41%
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB 没有 Update

Null→1,460bytes

1,270秒
(21分10秒)
44%
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate 没有 Update

Null→1,460bytes

1,240秒
(20分40秒)
44%
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB 没有 Update

Null→1,460bytes

1,235秒
(20分35秒)
46%

这次的结果中,free list管理比起bitmap管理,通过Autoallocate 管理extent要快4%左右,通过Uniform Size 1GB来管理时要快3%。

这次我们也观察到,由于extent的管理方法不同,造成了明显的差距。Bitmap管理中, Autoallocate比Uniform Size 1GB大约会慢2%左右。这是全盘扫描时必须读入的

LevelⅠBMB总量,Autoallocate要更多。

 

同样的处理中使用索引的情况又是怎样的呢?。

*7.1-6 SI中的更新結果(索引、将columnC_2Null列数据长更新为1,460bytes)

段管理方法 extent管理方法 索引の

有無

时间 CPU平均
使用率
(%usr+%sys)
自动
bitmap管理
Autoallocate Update

Null→1,460bytes

146秒
(2分26秒)
70%
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB Update

Null→1,460bytes

189秒
(3分09秒)
57%
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate Update

Null→1,460bytes

165秒
(2分45秒)
63%
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB Update

Null→1,460bytes

164秒
(2分44秒)
62%

首先是处理时间,比起不使用索引的情况,大约缩短了八分之一。这次是bitmap管理中,通过Autoallocate管理extent的情况比free list管理要提高了大约13%处理时间。反之,通过Uniform Size 1GB管理extent时,比bitmap大约慢了15%。这是因为管理一个bitmap块的DBA越少需要空闲区域free extent时的搜索算法的性能就越能提高。

那么,这次让我们分别从各自的STATSPACK来进行验证吧。

 

 

– Top 5 Wait Events (更新-SI)

各案例的更新处理中的STATSPACK的Top 5 Wait Events的一览如下所示

 

*7.1-7 更新中的Top 5 Wait Events(索引、将columnC_2Null列数据长更新为1,460bytes)

Top 5 Wait Events

段管理方法 extent管理方法 索引の

有無

时间 Event   Waits Wait Time(s) %Total Wt Time
自动
bitmap管理
Autoallocate 没有 36分12秒 db file scattered read 3876478 19170 43.83
latch free 496643 9994 22.85
db file sequential read 1622413 5832 13.33
buffer busy waits 1789753 4358 9.96
ges remote message 2571 3139 7.18
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB 没有 35分58秒 db file scattered read 3455611 16856 39.68
latch free 544438 9536 22.45
buffer busy waits 1769811 5934 13.97
db file sequential read 1610309 5745 13.52
ges remote message 1767 2157 5.08
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate 没有 36分07秒 db file scattered read 3843154 19136 44.97
latch free 478675 9616 22.6
db file sequential read 1588767 5848 13.74
buffer busy waits 1771329 4338 10.2
ges remote message 1777 2169 5.1
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB 没有 36分06秒 db file scattered read 3910601 19132 45.07
latch free 490490 9872 23.26
db file sequential read 1606871 5839 13.76
buffer busy waits 1722666 4161 9.8
ges remote message 1787 2181 5.14

因为储存数据的表中没有制成索引, Wait Events的top中db file scattered read就会上升,因此就会频繁发生db file sequential read。

 

 

 

 

 

*7.1-8更新中的Top 5 Wait Events(索引、将columnC_2Null列数据长更新为1,460byte)

Top 5 Wait Events

段管理方法 extent管理方法 索引の

有無

时间 Event   Waits Wait Time(s) %Total Wt Time
自动
bitmap管理
Autoallocate 3分35秒 db file sequential read 201932 2464 63.18
free buffer waits 1593 689 17.67
ges remote message 190 232 5.95
io done 4285 150 3.84
library cache load lock 82 117 2.99
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB 3分20秒 db file sequential read 201588 2268 59.92
free buffer waits 1704 849 22.44
ges remote message 173 211 5.58
io done 5531 187 4.95
db file parallel write 3418 88 2.32
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate 3分25秒 db file sequential read 200537 2317 56.52
free buffer waits 1699 846 20.64
ges remote message 338 413 10.06
io done 4626 191 4.66
db file parallel write 2260 92 2.25
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB 3分25秒 db file sequential read 200521 2224 57.26
free buffer waits 1729 916 23.58
ges remote message 200 244 6.29
io done 4634 188 4.85
db file parallel write 2036 85 2.19

这次的bitmap管理中使用Autoallocate时,Wait Events「Library cache load lock」也会出现。会话为了加载数据基础对象,试着搜索加载日志。就像其他进程无法加载同一个对象一样,加载模式通常是通过排他模式来获得的。加载日志繁忙时,会话直到可以使用为止,都会使得这个项目待机。发生「Library cache load lock」的原因如下所示。

・解析过度

– 不共享的SQL

– 发行了不必要的解析call

– 没有使用绑定变量

・共享SQL被age-out(解除分配)了

– 共享池尺寸不合适

・共享池中无法保持较大的PL/SQL对象

・ 通过变更以及重编译,使得依赖于这个对象的对象无效化

这次更新测试时所执行的SQL语句,对应搜索关键词的种类有200个。这些都没有共享。因为使用了同样的客户端程序,在bitmap管理中,除了指定了Autoallocate的情况以外,如果发生了这个问题,就不会上升到Top 5 Wait Event。

 

*表7.1-9更新中的Top 5 Wait Events(没索引、将columnC_2Null列数据长更新为1,460bytes)

Top 5 Wait Events

段管理方法 extent管理方法 索引の

有無

时间 Event   Waits Wait Time(s) %Total Wt Time
自动
bitmap管理
Autoallocate 没有 21分37秒 db file scattered read 1970359 9532 40.27
latch free 209173 3925 16.58
db file sequential read 920893 3470 14.66
buffer busy waits 908788 2186 9.24
free buffer waits 2833 2166 9.15
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB 没有 21分10秒 db file scattered read 1964837 9612 39.95
db file sequential read 1016230 3940 16.38
latch free 224530 3797 15.78
buffer busy waits 1042507 2442 10.15
free buffer waits 2668 1953 8.12
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate 没有 21分40秒 db file scattered read 1913386 9409 40.99
latch free 206018 3783 16.48
db file sequential read 908297 3470 15.12
buffer busy waits 954458 2302 10.03
Enqueue 25098 1352 5.89
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB 没有 20分38秒 db file scattered read 1901859 9341 40.16
latch free 234296 4377 18.82
db file sequential read 959690 3609 15.52
buffer busy waits 1012685 2378 10.22
ges remote message 1009 1232 5.3

储存数据的表中因为没有展开索引,就会上升Wait Events的top中db file scattered read。另外,由于同样的理由,还会导致频繁发生db file sequential read。

*7.1-10 更新中的Top 5 Wait Events(索引、将columnC_2Null列数据长更新为1,460bytes)

Top 5 Wait Events

段管理方法 extent管理方法 索引の

有無

时间 Event   Waits Wait Time(s) %Total Wt Time
自动
bitmap管理
Autoallocate 2分26秒 Enqueue 14189 883 37.94
free buffer waits 10133 379 16.29
latch free 12172 242 10.41
buffer busy waits 39444 242 10.4
ges remote message 128 156 6.72
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB 3分09秒 enqueue 5695 970 28.01
free buffer waits 14238 908 26.24
write complete waits 596 412 11.91
ges remote message 237 289 8.36
latch free 13253 255 7.38
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate 2分45秒 enqueue 38853 1852 62.8
ges remote message 287 350 11.88
free buffer waits 432 192 6.51
io done 3454 158 5.37
latch free 6164 121 4.1
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB 2分44秒 enqueue 38210 1934 69.07
ges remote message 167 204 7.28
io done 3432 159 5.68
latch free 6490 129 4.6
free buffer waits 286 103 3.66

所有的案例中,作为wait的top,enqueue就会上升。各自的Enqueue  Activity如下所示。

 

 

 

 

 

 

 

 

 

*7.1-11 更新中的Enqueue Activity(索引、将columnC_2Null列数据长更新为1,460bytes)

Enqueue activity
段管理方法 extent管理方法 索引の
有無
Enqueue Requests Succ Gets Failed Gets Waits Time (ms) Time (s)
自动
bitmap管理
Autoallcoate Update
Null→1,460bytes
FB 23,208 23,208 0 10,182 70.64 719
HW 55,438 2,054 53,384 1,527 113.36 173
TX 1,197 1,197 0 620 25.34 16
US 44 44 0 34 11.38 0
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB Update
Null→1,460bytes
FB 17,110 17,110 0 4,426 161.76 716
HW 5,892 824 5,068 728 381.24 278
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallcoate Update
Null→1,460bytes
HW 41,629 41,629 0 35,560 53.51 1,903
US 32 32 0 1 30 0
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB Update
Null→1,460bytes
HW 40,030 40,030 0 34,652 57.27 1,985
US 14 14 0 4 36 0

 

通过bitmap管理Autoallocate的组合中,产生TX(事务日志)的理由请参考前文中的「▼插入(Insert)处理」的《7.1.2 bitmap管理中的extent管理Autoallocate的性能恶化》。

 

 

 

7.1.3 bitmap管理中的extent管理的差异导致的空闲区域free extent管理的影响

首先指定bitmap管理,通过Autoallocate以及Uniform Size来管理extent

 

 

* 7.1.3-1 bitmap管理・更新(索引、将columnC_2Null列数据长更新为1,460bytes)

Buffer Busy Waits

段管理方法 extent管理方法 索引の
有無
Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Autoallocate 没有 Update
1,460bytes→Null
data block 1773766 4656 3
undo block 4327 57 13
1st level bmb 10446 9 1
2nd level bmb 41 0 0
undo header 1 0 0
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB 没有 Update
1,460bytes→Null
data block 1762424 5919 3
undo block 4878 55 11
1st level bmb 923 1 2
undo header 438 1 2
file header block 2 0 10

 

 

* 7.1.3-2 bitmap管理・更新・有索引・Buffer busy waits(columnC_2Null列数据长更新为1,460bytes)

Buffer Busy Waits

段管理方法 extent管理方法 索引の
有無
Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Autoallocate Update
1,460bytes→Null
1st level bmb 5245 24 5
2nd level bmb 5 0 8
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB Update
1,460bytes→Null
1st level bmb 1659 7 4
2nd level bmb 2 0 5

 

 

 

*7.1.3-3bitmap管理・更新・没有索引・Buffer busy waitscolumnC_2Null列数据长更新为1,460bytes)

Buffer Busy Waits

段管理方法 extent管理方法 有没有索引 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Autoallocate 没有 Update
Null→1,460bytes
data block 885794 2252 3
1st level bmb 20933 31 1
segment header 866 10 12
extent map 16 2 136
undo header 54 2 31
2nd level bmb 276 1 4
undo block 161 0 2
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB 没有 Update
Null→1,460bytes
data block 1023565 2504 2
1st level bmb 17218 19 1
segment header 404 5 12
undo block 283 1 3
2nd level bmb 161 1 3
undo header 35 0 8

 

* 7.1.3-4  bitmap管理・更新・有索引・Buffer busy waits(columnC_2Null値的列数据更新1,460bytes)

Buffer Busy Waits

段管理方法 extent管理方法 索引の
有無
Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Autoallocate Update
Null→1,460bytes
1st level bmb 31560 115 4
data block 5155 113 22
segment header 2050 16 8
2nd level bmb 643 4 6
undo header 27 0 0
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB Update
Null→1,460bytes
data block 3543 121 34
1st level bmb 17499 117 7
2nd level bmb 377 11 29
segment header 1067 6 6
undo header 2 0 0

 

 

从表7.1.3-1到7.1.3-4中所有共通的可以观测到的点中,通过Autoallocate来管理extent的情况比使用Uniform Size 1GB的情况会产生更多的LevelⅠBMB等待。如前文所述,由于Autoallocate,会分配到一个较小的64kb的区域。另外,Autoallocate比Uniform Size 1GB分配到的LevelⅠBMB要多。LevelⅠBMB增加就代表追加LevelⅠBMB的数量以及更新段头(LevelⅠBMB)的信息。因此,Autoallocate比Uniform Size 1GB会发生更多的LevelⅡBMB以及段头的等待。

bitmap块总数会影响搜索时的性能。特别是在进行全盘扫描时,因为需要检测Low HWM与High HWM之间是否存在未格式化的块,就会需要读入所有的bitmap块。在这次的验证中,可以理解到表7.1-7、表7.1.3-1、表7.1.3-3的结果中反映出了这些问题

另外,将列数据长从1460 bytes更新为NULL时,需要更新LevelⅠBMB所保存空闲区域free extent的信息。因此,在类似处理中(可增加可以使用的空白块),跟是否存在索引无关,LevelⅠBMB数量较多的Autoallocate在处理上所需要的时间更多。

相对地,这次的验证中,我们也弄清楚了在将列数据长从NULL更新为1460 bytes的处理中,如何才能尽早找出可以储存数据的空白块,从而使得整体性能提高。同时进行多个DML中,减少bitmap块中的竞争的最佳方法就是增加bitmap块数。然后,发现Autoallocate满足这个条件。在这样的条件中,使用全盘搜索以及不同的索引时,在bitmap管理中找出可以使用的空白块的搜索算法的效率比使用freelist的效率更高。另外,观察表7.1-11,可以发现bitmap管理中使用Autoallocate的话,块在格式化时,作为Enqueue,tx(事务日志)也会上升。基于此,在制成段时的storage句中,指定合适的initial或者设定合适的Uniform Size的话,可能性能就可以进一步提高。

 

总结上述内容的话,DSS系等同时进行多个DML中发生全盘扫描时,根据bitmap块的数量(特别是LevelⅠBMB的数量)对应的I/O也会增加,造成处理速度降低但是,提高设定并行DM+,就可以减少成本。相对的,使用索引时,在bitmap块总数较多的案例中,需求空白块的竞争也会大幅减少,从结果上来说提高了性能。特别是OLTP中,因为不进行全表扫描,所以bitmap管理比freelist管理更好。

但是,为了确保大部分的bitmap块,提高减少extent的尺寸,可能会发生TX Enqueue,所以需要考虑到同时执行用户数,指定合适的Uniform Size,另外,在Autoallocate中制成段时,请使用合适的initial值来明确进行分配。

 

7.1.4  free list、free list・group中的extent管理差异中的空闲区域free extent管理性能

 

与上文的7.1.3相同,请注意extent管理中指定Autoallocate与Uniform Size时的Buffer busy waits的值。

 

* 7.1.4-1free list管理・更新・没有索引・Buffer busy waits(columnC_2Null列数据长更新为1,460bytes)

Buffer Busy Waits
段管理方法 extent管理方法 有没有索引 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate 没有 Update
1,460bytes→Null
data block 1761388 4621 3
undo block 5897 58 10
free list 2889 7 3
undo header 244 1 4
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB 没有 Update
1,460bytes→Null
data block 1713767 4443 3
undo block 5111 47 9
free list 2592 7 3
undo header 200 1 3

 

* 7.1.4-2 free list管理・更新・有索引・Buffer busy waitscolumnC_2Null列数据长更新为1,460bytes)

Buffer Busy Waits
段管理方法 extent管理方法 有没有索引 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate Update
1,460bytes→Null
free list 9293 29 3
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB Update
1,460bytes→Null
free list 9024 30 3

 

 

 

 

 

 

* 7.1.4-3free list管理・更新・没有索引・Buffer busy waits(columnC_2Null列数据长更新为1,460bytes)

Buffer Busy Waits
段管理方法 extent管理方法 有没有索引 Class      Waits  Tot Wait
Time (s)
   Avg
Time (ms)
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate 没有 Update
Null→1,460bytes
data block 933325 2395 3
free list 20166 25 1
undo block 240 2 7
segment header 93 0 3
undo header 15 0 3
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB 没有 Update
Null→1,460bytes
data block 996902 2482 2
free list 14706 12 1
undo block 248 2 9
undo header 30 0 4
segment header 15 0 1

 

* 7.1.4-4free list管理・更新・有索引・Buffer busy waits(columnC_2Null列数据长更新为1,460bytes)

Buffer Busy Waits
段管理方法 extent管理方法 有没有索引 Class      Waits  Tot Wait
Time (s)
   Avg
Time (ms)
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate Update
Null→1,460bytes
free list 24828 36 1
segment header 130 0 1
data block 45 0 2
undo header 1 0 0
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB Update
Null→1,460bytes
free list 25897 37 1

 

如上述表7.1.4-1到7.1.4-4所示,与7.1.3中验证过的空闲区域free extent管理时不同,在freelist管理中,extent的分配方法并不会受到太大影响。

 

 

▼删除(Delete)处理

下述表7.1-12以及表7.1-13是表示删除处理所需要的时间以及CPU平均使用率。

 

*表7.1-12 SI中的結果(没有索引)

段管理方法 extent管理方法 有没有索引 时间 CPU平均
使用率
(%usr+%sys)
自动
bitmap管理
Autoallocate 没有 Delete 2,193秒
(36分33秒)
46%
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB 没有 Delete 2,164秒
(36分04秒)
46%
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate 没有 Delete 2,171秒
(36分11秒)
46%
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB 没有 Delete 2,176秒
(36分16秒)
45%

首先这是bitmap管理中的extent管理的差异,Autoallocate比Uniform Size 1GB大约多需要1%的处理时间。在管理中,extent管理之差是指插入处理与更新处理性能完全相同。空闲区域free extent管理之差是指bitmap管理与freelist之间只有1%的差异。

那么,同样的处理中,使用索引的情况又是怎样呢?

 

*表7.1-13 SI中的結果(有索引)

段管理方法 extent管理方法 有没有索引 时间 CPU平均
使用率
(%usr+%sys)
自动
bitmap管理
Autoallocate Delete 200秒
(3分20秒)
53%
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB Delete 205秒
(3分25秒)
54%
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate Delete 206秒
(3分26秒)
56%
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB Delete 200秒
(3分20秒)
61%

使用索引时,比起不使用索引,处理时间缩短了约10%。

另外,在bitmap管理中, Autoallocate比Uniform Size 1GB提高了3%的处理时间。相对的,在free list管理中,Uniform Size 1GB大约打稿了3%左右的处理时间。虽是如此,两者之间最打差异也才正负6秒,人几乎感受不到有什么变化。空闲区域free extent管理方法的差异,这次没有得到明确的确认。

那么Top 5 Wait Events又是怎样的呢?

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

* 表7.1.-14 中的Top 5 Wait Events(没有索引)

Top 5 Wait Events

段管理方法 extent管理方法 有没有索引 时间 Event   Waits Wait Time(s) %Total Wt Time
自动
bitmap管理
Autoallocate 没有 36分33秒 db file scattered read 3473323 17267 39.77
latch free 501751 10261 23.64
buffer busy waits 1769805 5853 13.48
db file sequential read 1599164 5762 13.27
ges remote message 1784 2177 5.02
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB 没有 36分04秒 db file scattered read 3507576 17110 40.03
latch free 552527 9687 22.66
db file sequential read 1660754 5841 13.66
buffer busy waits 1830286 5684 13.3
ges remote message 1788 2182 5.11
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate 没有 36分11秒 db file scattered read 3495785 17273 40.52
latch free 554257 9424 22.1
db file sequential read 1598393 5706 13.38
buffer busy waits 1794571 5594 13.12
ges remote message 1767 2157 5.06
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB 没有 36分16秒 db file scattered read 3487035 16906 37.54
latch free 513246 10509 23.33
db file sequential read 1575431 5476 12.16
buffer busy waits 1693642 5365 11.91
ges remote message 3430 4187 9.3

因为更新处理中没有制成表以及索引,所以Wait Events中频繁发生db file scattered read以及db file sequential read。

然后记录同样的删除处理中的使用索引的Top 5 Wait Events。

 

 

 

 

 表7.1-15 中的Top 5 Wait Events(有索引)

Top 5 Wait Events

段管理方法 extent管理方法 索引の

有無

时间 Event   Waits Wait Time(s) %Total Wt Time
自动
bitmap管理
Autoallocate 3分20秒 db file sequential read 201,893 2,237 59.93
Free buffer waits 2,036 916 24.53
ges remote message 179 218 5.85
io done 5,034 153 4.11
db file parallel write 2,904 91 2.44
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB 3分25秒 db file sequential read 201,505 3,732 65.81
Free buffer waits 1,769 856 15.09
ges remote message 274 334 5.9
io done 5,489 279 4.92
db file parallel write 3,278 146 2.58
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate 3分26秒 db file sequential read 200,764 2,225 57.31
free buffer waits 1,777 916 23.59
ges remote message 178 217 5.6
io done 4,778 184 4.74
latch free 4,985 99 2.56
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size 1GB 3分20秒 db file sequential read 200,755 2,209 57.51
free buffer waits 1,772 863 22.46
ges remote message 173 211 5.5
io done 4,345 186 4.85
latch free 6,128 121 3.16

通过有效使用所以,可以在Wait Events中减少db file scattered read的发生。

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

7.1.5 bitmap管理中的extent管理差异导致的性能差异

使用bitmap管理空闲区域free extent,指定Autoallocate进行extent管理时,请注意 Buffer busy waits以及、Uniform Size 1GB的Buffer busy waits。讨论作为最开始的比较没有使用索引的情况。

 

* 7.1.5-1 bitmap管理・・没有索引・Autoallocate中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent管理

方法

有没有索引 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Autoallocate 没有 data block 1759107 6177 4
undo block 5405 78 15
1st level bmb 3735 11 3
extent map 12 3 279
undo header 411 2 5
2nd level bmb 6 0 7
file header block 1 0 30

 

 

*7.1.5-2 bitmap管理・・没有索引・Uniform Size 1GB中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent管理

方法

有没有索引 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB 没有 data block 1822995 5654 3
undo block 4828 58 12
undo header 398 2 4
1st level bmb 907 2 2

 

LevelⅠBMB的waits数的差异以及Autoallocate管理中,LevelⅡ不会上升,这在上文的《7.1.3bitmap管理中extent管理的差异造成的空闲区域free extent管理的差异》中说明过了。

伴随着LevelⅠBMB数量的增大,现有的bitmap块就会出现容量不足,所以需要采用多bitmap块结构。删除时,为了避免extent map的资源竞争。还是应该在制成段时指定合适的initial,或者指定合适的Uniform Size。

下面的内容是使用了索引时的情况的结果。

 

* 7.1.5-3 bitmap管理・・有索引・Autoallocate中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent管理

方法

索引の

有無

Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Autoallocate 1st level bmb 4,073 22 5
2nd level bmb 7 0 13
file header block 2 0 0
segment header 1 0 0

 

 

* 7.1.5-4 bitmap管理・・有索引・Uniform Size 1GB中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent管理

方法

索引の

有無

Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Uniform Size

1GB

1st level bmb 9,889 47 5

 

没有使用索引时就会频繁发生数据块的等待。另外,Autoallcoate中的extent map竞争也会消失。另外,Uniform Size 1GB中只会增加LevelⅠBMB的waits。

 

总结以上几点,为了在bitmap管理中获得更好的性能,需要指定考虑到同时执行用户数的合适的Uniform Size,或者在Autoallocate中提前预分配extent,根据实际情况使用索引。

 

 

7.1.6 free list、free list・group管理中的extent管理差异中空闲区域free extent管理的性能

下面表的内容为free list管理中的Autoallocate以及Uniform Size 1GB的Buffer busy waits。

 

* 7.1.6-1 free list管理・・没有索引・Autoallocate中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent

管理方法

索引の

有無

Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate 没有 data block 1783121 5536 3
undo block 6814 59 9
free list 3128 8 2
undo header 344 1 3
file header block 9 0 43

 

 

* 7.1.6-2 free list管理・・没有索引・Uniform Size1GB中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent

管理方法

索引の

有無

Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size

1GB

没有 data block 1683652 5700 3
undo block 5729 57 10
free list 2949 9 3
undo header 227 1 5

 

更新处理时也得到了同样的结果,与bitmap管理时不同,由于extent管理方法的差异,freelist的等待并没有什么差异,那么使用索引时又是怎样的情况呢?

 

 

 

 

 

* 7.1.6-3 free list管理・・没有索引・Autoallocate中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent

管理方法

有没有索引 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
手动manual
free list20
free list・group4
Autoallocate free list 10,229 31 3

 

 

* 7.1.6-4 free list管理・・有索引・Uniform Size1GB中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent

管理方法

有没有索引 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
手动manual
free list20
free list・group4
Uniform Size

1GB

free list 11,559 37 3

 

使用索引时,之前没有使用时的几个等待就会消失,就会变成发生freelist的等待。比较两个等待我们可以看出,extent管理方法不同几乎没有造成什么影响。

 

总结起来就是,由于删除处理增加了一些可以使用的新的空闲区域free extent的情况。如果限定在SI环境中的话,bitmap管理与freelist管理之间并没有明显的差异。实际上,这也同样证明了将上文中所示的1460bytes更新为NULL的处理中,也会得到同样的结果。

但是提高bitmap管理空闲区域free extent时,请不要使用合适的extent尺寸,可能会使得性能恶化。

▼结论 (SI环境)

由上述验证结果,提高bitmap管理SI环境中的空闲区域free extent时,与使用free list、free list・group管理的差异如下所示。

 

 

  • 由于插入、更新处理,从而使用新的数据块在管理空闲区域free extent的案例中,bitmap管理以及freelist管理之间,并没有发现显著性能差异。
  • 通过更新、删除处理来增加新的可以使用的空闲区域free extent的案例中,也并没有发现显著的性能差异。

 

  • Bitmap管理时,bitmap块数会影响搜索时的性能。全盘搜索时,bitmap块数也与成本紧密相关。设定并行查询以及并行DML可以减少成本。在同时执行多个DML,为了找出可以使用的空闲区域free extent的搜索处理中,通过大部分bitmap块可以会被管制,所以性能较高。

 

  • bitmap管理中通过Autoallocate管理extent时,在制成段时,没有在storage语句中指定合适的initial值的话,根据同时执行用户数以及所使用的数据长度,就会发事务日志以及性能恶化。请指定合适的initial值或者使用Uniform Size管理extent。

 

  • 用freelist以及freelist group管理时,由于extent管理方法的差异,对性能的影响也较小。

 

  • Bitmap管理、freelist管理以及freelist group管理之间基本没有明显的性能差异。但从管理方面以及区域使用效率的角度来看的话,还是使用bitmap管理较好。

 

  • 总之迁移到RAC中在可以预测的系统中,需要讨论bitmap管理。(详细内容请参考后文中的RAC)

 

 

7.2 Real Application Clusters(RAC)环境

▼插入(Insert)处理

下表7.2-1是RAC环境中的插入处理所需要的时间以及CPU平均使用率的结果。

*表7.2-1 RAC中的插入結果

段管理方法 extent管理方法 实例 时间
(
単体)
时间
(
)
CPU平均
使用率(%usr+%sys)

bitmap
管理
Autoallocate Insert #1 403秒

(6分43秒)

409秒

(6分49秒)

47%
#2 407秒

(6分47秒)

47%

bitmap
管理
Uniform Size 1GB Insert #1 411秒

(6分51秒)

411秒

(6分51秒)

51%
#2 383秒

(6分23秒)

47%
手动manual
free list20
free list
group4
Autoallocate Insert #1 583秒

(9分43秒)

583秒

(9分43秒)

35%
#2 370秒

(6分10秒)

48%
手动manual
free list20
free list
group4
Uniform Size 1GB Insert #1 397秒

(6分37秒)

657秒

(10分57秒)

44%
#2 657秒

(10分57秒)

34%

首先是处理时间(単体)与处理时间(合计)的相关内容。这是在各实例中同时开始处理时,每个实例完成处理所需要的时间,并且所有的实例直到所有处理完成所需要的时间。要说为什么要分成两部分来说明的话,是因为在容易发生竞争的RAC环境中,单侧节点处理优先执行,这时其他的资源都在持续等待,结果就是每个实例完成所需要的时间。

基于以上几点,重新观察上表结果的话,总计所需要的处理时间,bitmap管理比freelist一级freelist group管理要快多了。Autoallocate要快30%,Uniform Size 1GB要快48%左右,bitmap管理整体处理所需要的时间更少。

另一方面,各自的单体处理中,bitmap中的实例#1与实例#2之间处理时间又较大差距,对于较早完成的实例,其他实例会大概浪费约37%-39%左右的时间。

我还想通过STATSPACK来进行验证。

 

 

– Top 5 Wait Events (插入– RAC)

下表展示了RAC环境中的插入处理时的STATSPACK的Top 5 Wait Eventsで示す。

   *7.2-2 RAC・插入中的Top 5 Wait Events

Top 5 Wait Events
段管理方法 extent管理方法 实例 Event     Waits Wait Time(s) %Total Wt Time
自动
bitmap管理
Autoallocate
(Default)
#1 enqueue 8508 990 25.06
free buffer waits 1060 479 12.11
latch free 29245 454 11.49
ges remote message 195791 454 11.48
buffer busy due to global cache 12472 259 6.56
#2 enqueue 9268 817 19.07
free buffer waits 1588 643 15.01
ges remote message 234394 626 14.61
latch free 33073 517 12.07
buffer busy due to global cache 17280 413 9.65
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB #1 enqueue 7368 755 20.6
free buffer waits 1133 610 16.62
ges remote message 186236 415 11.32
latch free 24662 372 10.15
log file sync 49313 333 9.08
#2 free buffer waits 1037 453 12.88
log file sync 47991 438 12.47
enqueue 6212 437 12.45
ges remote message 180194 432 12.28
latch free 26076 403 11.48

 

 

 

 

 

 

   *7.2-2 RAC・插入中的Top 5 Wait Events (続き)

Top 5 Wait Events
段管理方法 extent管理方法 实例 Event     Waits Wait Time(s) %Total Wt Time
手动manualfree list20

free list・

group4

Autoallocate #1 enqueue 30356 6622 75.84
Ges remote message 182976 740 8.47
buffer busy waits 15908 590 6.76
log file sync 46369 314 3.6
latch free 18774 276 3.16
#2 enqueue 23396 2088 53.46
Ges remote message 201830 744 19.04
buffer busy waits 14733 415 10.62
latch free 18545 264 6.76
log file sync 46144 192 4.91
手动manual

free list20

free list・

group4

Uniform Size

1GB

#1 enqueue 22268 2085 41.16
Ges remote message 190149 1513 29.86
log file sync 47795 487 9.62
buffer busy waits 15636 471 9.31
latch free 17865 258 5.08
#2 enqueue 26271 7010 68
Ges remote message 178281 1528 14.82
buffer busy waits 17763 725 7.03
log file sync 48708 542 5.26
latch free 18322 258 2.5

 

 

 

 

7.2.1 RAC环境・插入处理時・bitmap管理中的extent管理差异造成的性能差异

表7.2-2的Top 5 Wait Events中需要注意的点在于通过Autoallocate分配extent比Uniform Size 1GB分配来说,Enqueue以及Ges remote message两方面等待值都会增加。Ges remote message的增加意味着节点之间的事务日志、表日志。Library cache、字典日志、mount日志都增加了。、Buffer busy waits变化如下所示。

 

 

* 7.2.1-1 RACbitmap管理・Autoallocate・插入中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent管理方法 实例 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Autoallocate #1 segment header 10211 258 25
2nd level bmb 3397 95 28
1st level bmb 2089 54 26
data block 709 27 39
undo header 491 2 4
undo block 59 0 0
#2 segment header 12264 330 27
2nd level bmb 3144 153 49
1st level bmb 5705 124 22
data block 875 21 23
undo header 853 3 4
undo block 57 0 1

 

 

* 7.2.1-2 RACbitmap管理・Uniform Size 1GB・插入中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent管理方法 实例 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB #1 segment header 9380 237 25
1st level bmb 4134 60 15
2nd level bmb 1766 47 27
data block 848 13 15
undo header 286 2 6
undo block 1 0 0
#2 segment header 10370 284 27
1st level bmb 3806 119 31
2nd level bmb 1451 33 23
data block 785 22 28
undo header 134 1 5
undo block 1 0 0

除去data block值,Autoallocate的所有Class中等待值都增加了。原因依旧是Autoallocate,在制成段时,没有在storage语句中指定合适的initial语句。因为默认的extent分配方法,初始会动态分配类似64K或1MB这样较小的extent尺寸。

我之前已经在「7.1.2 bitmap管理中的extent管理Autoallocate性能恶化」中阐述过了。Autoallocte为了管理空闲区域free extent,需求较多的LevelⅠBMB,并且,由于LevelⅠBMB增加引起了LevelⅡBMB比例増加。然后更新段头(LevelⅢBMB)的信息,这次验证中,并没有出现明确的性能差异,类似DSS等大规模处理数据的案例中,请通过这点来决定extent的分配方法。

下面记载着各自的Enqueue Activity。

 

 

 

* 7.2.1-3 RACbitmap管理・Autoallocate・插入中的Enqueue activity

Enqueue activity

管理方法

extent

管理方法

实例 Enqueue Requests Succ Gets Failed Gets Waits Time (ms) Time (s)
自动
bitmap管理
Autoallocate #1 FB 7272 7272 0 4069 67.42 274
HW 3837 1870 1967 1849 351.4 650
TX 51285 51285 0 938 113.87 107
TT 717 717 0 104 1.99 0
US 52 52 0 52 6.13 0
TS 64 64 0 47 0.62 0
CF 826 826 0 27 1.93 0
TM 51527 51526 1 23 0.78 0
ST 68 68 0 6 926.33 6
TA 1 1 0 1 1 0
#2 FB 7919 7919 0 4660 77.6 362
HW 1749 1555 194 1564 179.35 281
TX 51427 51427 0 1162 165.05 192
TM 51359 51356 3 724 0.81 1
ST 59 59 0 56 485.63 27
TS 55 55 0 4 1 0
US 178 178 0 3 32.33 0
TD 2 2 0 2 1 0
DR 1 1 0 1 2 0

Enqueue中缩写的意思如下所示。

CF: 控制文件事务

FB : 数据・块的格式化

HW: 高水位线入队

ST: 区域管理事务

TA: 事务恢复

TD:将 SCN以及时间进行mapping的入队(每5分钟发生一次)

TM: DML入队

TS: 临时段(包含表区域)

TT: 临时表

TX: 事务

US: 回滚(undo)・段

* 7.2.1-4 RACbitmap管理・Uniform Size 1GB・插入中的Enqueue activity

Enqueue activity

管理方法

extent

管理方法

インス

タンス

Enqueue Requests Succ Gets Failed Gets Waits Time (ms) Time (s)
自动
bitmap管理
Uniform Size

1GB

#1 FB 8183 8183 0 4978 101.04 503
HW 3023 603 2420 585 481.74 282
TM 51415 51415 0 407 0.68 0
ST 61 61 0 60 1 0
TX 50230 50230 0 10 3.8 0
TS 57 57 0 6 0.83 0
US 98 98 0 5 17.8 0
TD 1 1 0 1 1 0
#2 FB 8289 8289 0 4945 76.01 376
HW 7011 246 6765 229 360.17 82
TM 50500 50500 0 66 0.77 0
US 55 55 0 55 6.36 0
CF 717 717 0 19 3.05 0
TT 40 40 0 17 1.24 0
TS 20 20 0 16 0.63 0
TX 50094 50094 0 10 5.4 0
TA 1 1 0 1 1 0

Enqueue中缩写的意思如下所示。

CF: 控制文件事务

DR: 分散恢复

FB : 数据・块的格式化的格式化

HW: 高水位线入队

ST: 区域管理事务

TA: 事务恢复

TD:将 SCN以及时间进行mapping的入队(每5分钟发生一次)

TM: DML入队

TS: 临时段(包含表区域)

TT: 临时表

TX: 事务

 

 

 

FB Enqueue(数据块的格式化)的Waits由于extent管理的差异,似乎没有受到太大影响。相对的,HW Enqueue引起的waits中,Uniform Size 1GBの方比Autoallocate更多。这主要是由于Low HWM相邻的块被格式化了,导致Low HWM上升造成的影响。

总而言之,RAC环境中的bitmap管理,管理10万件的数据量时,extent管理不同造成的性能差异也不同。但是,Autoallocate中的LevelⅠBMB、LevelⅡBMB数量增加可能导致性能恶化。特别是动态分配extent时发生的LevelⅠBMB格式化会直接影响到性能。请一定要注意这点来对extent进行预分配。或者分配合适的Uniform Size。

 

 

7.2.2 RAC环境插入处理・free list、free list・group中的extent管理差异导致的性能差异

首先,请注意各自的Buffer busy waits。

* 7.2.2-1 RACfree list管理・Autoallocate插入中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理方法 extent管理方法 实例 Class      Waits  Tot Wait
Time (s)
   Avg
Time (ms)
手动manual
free list 4
free list・group20
Autoallocate #1 free list 15881 607 38
undo block 25 0 0
data block 2 0 0
#2 free list 14719 430 29
segment header 10 0 2
undo block 3 0 3
data block 1 0 0

 

* 7.2.2-2 RACfree list管理・Uniform Size 1GB・插入中的Buffer busy waits

 

Buffer busy waits
段管理方法 extent管理方法 实例 Class      Waits  Tot Wait
Time (s)
   Avg
Time (ms)
手动manual
free list 4
free list・group20
Uniform Size 1GB #1 free list 15628 486 31
data block 4 0 0
undo block 3 0 3
undo header 1 0 0
#2 free list 17714 745 42
undo block 43 0 1
data block 6 0 0

 

 

 

* 7.2.2-3 RACfree list管理・Autoallocate・插入中的Enqueue Activity

Enqueue activity

管理方法

extent

管理方法

实例 Enqueue Requests Succ Gets Failed Gets Waits Time (ms) Time (s)
手动manual
free list 4
free list・group20
Autoallocate #1 HW 20518 20518 0 19558 348.2 6810
US 94 94 0 93 1.8 0
TT 276 276 0 73 2.08 0
CF 1228 1228 0 29 2.07 0
TM 50254 50254 0 25 0.68 0
TS 19 19 0 17 0.59 0
TX 50165 50165 0 11 1 0
TA 2 2 0 2 1 0
ST 21 21 0 1 21 0
#2 HW 21100 21100 0 21072 102.75 2165
TM 51910 51910 0 509 1.01 1
ST 80 80 0 75 0.89 0
TX 50393 50393 0 9 1 0
US 178 178 0 2 9.5 0
TD 2 2 0 2 1 0
DR 1 1 0 1 3 0

Enqueue中缩写的意思如下所示。

CF: 控制文件事务

FB : 数据・块的格式化

HW: 高水位线入队

ST: 区域管理事务

TA: 事务恢复

TD:将 SCN以及时间进行mapping的入队(每5分钟发生一次)

TM: DML入队

 

TS: 临时段(包含表区域)

TT: 临时表

TX: 事务

US: 回滚(undo)・段

 

 

* 7.2.2-4. RACfree list管理・Uniform Size1GB・插入中的Enqueue Activity

Enqueue activity

管理方法

extent

管理方法

实例 Enqueue Requests Succ Gets Failed Gets Waits Time (ms) Time (s)
手动manual
free list 4
free list・group20
Uniform Size

1GB

#1 HW 20031 20031 0 20004 107.73 2155
TM 51416 51416 0 554 0.79 0
ST 62 62 0 61 0.89 0
TX 50249 50248 0 9 0.89 0
TS 57 57 0 7 0.57 0
TD 5 5 0 5 0.6 0
US 428 428 0 2 41.5 0
DV 4 4 0 1 1 0
DR 1 1 0 1 2 0
#2 HW 20041 20041 0 20029 122.98 2463
TM 51777 51776 1 491 1.12 1
ST 87 87 0 85 10.27 1
DV 4 4 0 3 1 0
TX 50289 50289 0 2 9 0
US 176 176 0 2 6 0
TD 2 2 0 2 1 0
DR 1 1 0 1 2 0

Enqueue中缩写的意思如下所示。

CF: 控制文件事务

FB : 数据・块的格式化

HW: 高水位线入队

ST: 区域管理事务

 

TA: 事务恢复

TD:将 SCN以及时间进行mapping的入队(每5分钟发生一次)

TM: DML入队

TS: 临时段(包含表区域)

TT: 临时表

TX: 事务

US: 回滚(undo)・段

两者间,HW Enqeue就会上升到top中,两个实例中的合计的数值中,Autoallocate与Uniform Size 1GB之间没什么差异。

但是,仅限Uniform Size 1GB,作为新的入队,Diana Version(DV) Enqueue就会上升。这个DV入队本来就是在oracle共享池中读入PL/SQL程序时,但是实际上,发生这些情况时,大部分都是O/S水平异常或者其他原因(这次我们没有过多追究正确原因)

本文永久链接 http://www.askmaclean.com/archives/oracle-free-space-managements-验证报告.html

总而言之,freelist管理中选择Autoallocate时,可能发生master空白列表竞争,另外指定较大尺寸的extent时,可能发生新的DV入队等。因此,插入处理中,比起使用freelist管理,使用bitmap性能要更好。

▼更新(Update)处理

下表7.2-3是RAC环境中进行更新处理时所需要的时间以及CPU平均使用率的结果一览

*7.2-3 RAC中的更新結果(column C_2列数据长从1460 bytes更新为NULL)

管理方法

extent

管理方法

实例 时间
(
単体)
时间
(
)
CPU平均
使用率
(%usr+%sys)

bitmap
管理
Autoallocate Update #1 1,064秒
(17分44秒)
1,123秒
(18分43秒)
55%
#2 1,123秒
(18分43秒)
58%

bitmap
管理
Uniform Size

 1GB

Update #1 1,204秒
(20分04秒)
1,212秒
(20分12秒)
58%
#2 1,147秒
(19分07秒)
54%
手动manual
free list 20
free list
group 4
Autoallocate Update #1 1,601秒
(26分41秒)
1,601秒
(26分41秒)
41%
#2 1,335秒
(22分15秒)
49%
手动manual
free list 20
free list
group 4
Uniform Size

 1GB

Update #1 1,185秒
(19分45秒)
1,185秒
(19分45秒)
59%
#2 1,106秒
(18分26秒)
55%

处理时间(単体)以及处理时间(合计)请参考插入处理的项目。

合计的处理时间首先是在bitmap管理中通过Autoallocate来进行时,比起使用Uniform Size 1GB能提高8%左右的处理时间。另一方面,freelist管理中,反而是Uniform Size 1GB比Autoallocate的处理时间要快35%。

比较空闲区域free extent管理的差异时,Autoallocate管理方面,bitmap管理要比freelist管理要快42%。相对的,Uniform Size 1GB中freelist要快2%左右。

那么STATSOACK中又是怎样的情况呢?

 

 

*7.2–4 RAC・更新中的Top 5 Wait Events(column C_2列数据长从1460 bytes更新为NULL)

Top 5 Wait Events
段管理方法 extent管理方法 实例 Event     Waits Wait Time(s) %Total Wt Time
自动
bitmap管理
Autoallocate
(Default)
#1 global cache cr request 606569 6435 31.37
latch free 260388 4490 21.89
global cache s to x 54703 3054 14.89
buffer busy due to global cache 98264 2804 13.67
KJC: Wait for msg sends to complete 1060413 1454 7.09
#2 global cache cr request 770848 8457 39.38
latch free 273382 4886 22.75
global cache s to x 55372 2456 11.44
buffer busy due to global cache 56848 1855 8.64
KJC: Wait for msg sends to complete 1527438 1530 7.12
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB #1 global cache cr request 796545 9068 39.53
latch free 276780 4729 20.62
global cache s to x 52125 2900 12.64
buffer busy due to global cache 63969 2233 9.73
KJC: Wait for msg sends to complete 1483038 1668 7.27
#2 global cache cr request 702136 8111 36.57
latch free 264556 4724 21.3
global cache s to x 51774 3586 16.17
buffer busy due to global cache 76018 1965 8.86
KJC: Wait for msg sends to complete 1176069 1590 7.17

 

*7.2-4 RAC・更新中的Top 5 Wait Events(column C_2列数据长从1460 bytes更新为NULL)

Top 5 Wait Events
段管理方法 extent管理方法 实例 Event     Waits Wait Time(s) %Total Wt Time
手动manualfree list20

free list・

group4

Autoallocate #1 global cache cr request 473370 13254 43.83
latch free 297110 5144 17.01
buffer busy due to global cache 70893 3141 10.39
global cache s to x 70479 2721 9
ges remote message 2598161 1878 6.21
#2 global cache cr request 539812 7468 28.32
latch free 300839 5479 20.77
buffer busy due to global cache 110418 4306 16.33
KJCTS client waiting for tickets 52231 2469 9.36
ges remote message 2431088 1619 6.14
手动manual

free list20

free list・

group4

Uniform Size

1GB

#1 ges remote message 3446941 52194 70.46
global cache cr request 633104 5987 8.08
latch free 314660 5379 7.26
buffer busy due to global cache 113030 3838 5.18
global cache s to x 60527 3531 4.77
#2 ges remote message 3301328 52261 71.78
global cache cr request 721933 6355 8.73
latch free 294386 5297 7.28
global cache s to x 57089 3000 4.12
buffer busy due to global cache 77360 2574 3.54

 

7.2.3 RAC环境・更新处理(将column C_2列数据长从1460 bytes更新为NULL)・bitmap管理中extent管理差异造成的性能差异

 

Buffer Busy Waits相关内容如下所示。

 

* 7.2.3-1 RACbitmap管理・Autoallocate・更新中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent管理方法 实例 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Autoallocate #1 data block 128671 3411 27
1st level bmb 197 1 6
undo block 491 1 2
2nd level bmb 11 0 31
undo header 27 0 2
#2 data block 71364 2297 32
1st level bmb 636 8 13
undo block 1104 7 6
2nd level bmb 10 0 14
undo header 38 0 3

* 7.2.3-2 RACbitmap管理・Uniform Size 1GB・更新中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent管理方法 实例 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Uniform Size

1GB

#1 data block 79696 2677 34
undo block 901 4 4
1st level bmb 351 4 10
undo header 36 0 3
2nd level bmb 1 0 30
#2 data block 97946 2387 24
1st level bmb 148 1 5
undo block 319 1 2
2nd level bmb 2 0 60
undo header 26 0 2

 

  首先请注意bitmap块的wait。使用Autoallocate管理extent时,实例#1以及#2的LevelⅠBMB waits的总计为833(:197+636=833),LevelⅡBMB的waits的总计为21(:11+10=21)。对此,、Uniform Size 1GB中LevelⅠBMB的waits 合计为499(:351+148=399),LevelⅡBMB的waits为3(:1+2=3)。换言之,Autoallocate以及Uniform Size 1GB之间waits的差距是指LevelⅠBMB中为334,LevelⅡBMB中为18。Bitmap相关的内容,Autoallocate反而更多。特别需要注意LevelⅡBMB 的Waits对于性能的影响。

这次在管理extent时,Autoallocate(制成段时的storage语句中没有指定initial值)以及Uniform Size 1GB选择比较极端的管理方法的验证。为了验证Bitmap等待相关内容,需要考虑同时执行用户数、以及将要处理的列数据长。请指定合适的Uniform Size或者在Autoallocate管理中,制成段时,指定合适的initial值,对extent进行预分配。

 

7.2.4  RAC环境・更新处理(将column C_2列数据长从1460 bytes更新为NULL)・freelist管理中的extent管理差异造成的性能差异。

 

* 7.2.4-1 RACfree list管理・Autoallocate・更新中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent管理方法 实例 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
手动manual

free list20

free list・

group 4

Autoallocate #1 data block 95671 4478 47
free list 8034 28 4
undo block 4555 22 5
undo header 85 0 4
#2 data block 145176 5315 37
free list 3398 9 3
undo block 1390 2 1
undo header 60 1 10

 

 

 

* 7.2.4-2 RACfree list管理・Uniform Size 1GB・更新中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent管理方法 实例 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
手动manual

free list20

free list・

group4

Uniform Size

1GB

#1 data block 140784 4749 34
free list 4963 12 2
undo block 2256 10 4
undo header 16 0 3
#2 data block 96182 3220 33
free list 5385 13 2
undo block 1655 5 3
undo header 36 0 9

 

 

 

首先我们需要注意free list的waits。Autoallocate的情况中,实例#1以及#2的Waits的总计为11,432(:8,034+3,398=11,432),Uniform Size 1GB中为10,348(:4,963+5,385),其差距为1084占比约为10%。另外,还需要注意上文中介绍过的extent管理差异导致的性能差异。Bitmap管理中的LevelⅠBMB的差399为大约2.8倍。Freelist在扩展段时,在extent的空白块指的并不是free list・group而是对段头(super master freelist)进行链接时的项目。换言之,因为freelist group带来的性能提升太多,在ALTER TABLE ALLOCATE EXTENT语句中对free list・group进行extent分配。

在RAC环境中,使用free list・group来管理空闲区域free extent时,分配extent进行扩展的案例中(在扩展段时,通过这次的验证,进行大部分的extent分配,指定较小的extent尺寸)可能会影响性能,请多加注意。

▼删除(Delete)处理

下表7.2-5是RAC环境中删除处理所需要的时间以及CPU平均使用率的结果。

 

*表7.2-5 RAC中的結果

管理方法

extent

管理方法

实例 时间
(
単体)
时间
(
)
CPU平均
使用率
(%usr+%sys)

bitmap
管理
Autoallocate Delete #1 1,238秒
(20分38秒)
1,239秒
(20分39秒)
52%
#2 1,148秒
(19分08秒)
54%

bitmap
管理
Uniform Size

 1GB

Delete #1 1,173秒
(19分33秒)
1,235秒
(20分35秒)
57%
#2 1,235秒
(20分35秒)
55%
手动manual
free list 20
free list
group 4
Autoallocate Delete #1 791秒
(13分11秒)
812秒
(13分32秒)
46%
#2 805秒
(13分25秒)
62%
手动manual
free list 20
free list
group 4
Uniform Size

 1GB

Delete #1 809秒
(13分29秒)
824秒
(13分44秒)
45%
#2 820秒
(13分40秒)
62%

与插入时的处理不同,在删除处理中bitmap管理比freelist管理带来的性能提升更多。Extent管理中,Autoallocate的情况为比freelist管理时的情况的处理时间要快52%,Uniform Size 1GB比freelist管理要快50%左右。

Extent管理的差异中需要注意的是Autoallocate以及Uniform Size 1GB的处理时间差小于1%,freelist管理中约为1%,基本没有什么差异。

那么STATSPACK又是怎样的情况呢。

 

 

*7.2-6 RAC中的Top 5 Wait Events

Top 5 Wait Events
段管理方法 extent管理方法 实例 Event     Waits Wait Time(s) %Total Wt Time
自动
bitmap管理
Autoallocate
(Default)
#1 global cache cr request 606569 6435 31.37
Latch free 260388 4490 21.89
global cache s to x 54703 3054 14.89
buffer busy due to global cache 98264 2804 13.67
KJC: Wait for msg sends to complete 1060413 1454 7.09
#2 global cache cr request 770848 8457 39.38
Latch free 273382 4886 22.75
global cache s to x 55372 2456 11.44
buffer busy due to global cache 56848 1855 8.64
KJC: Wait for msg sends to complete 1527438 1530 7.12
自动
bitmap管理
Uniform Size 1GB #1 global cache cr request 796545 9068 39.53
Latch free 276780 4729 20.62
global cache s to x 52125 2900 12.64
buffer busy due to global cache 63969 2233 9.73
KJC: Wait for msg sends to complete 1483038 1668 7.27
#2 global cache cr request 702136 8111 36.57
Latch free 264556 4724 21.3
global cache s to x 51774 3586 16.17
buffer busy due to global cache 76018 1965 8.86
KJC: Wait for msg sends to complete 1176069 1590 7.17

 

 

 

 

 

 

 

 

*7.2-6 RAC中的Top 5 Wait Events(続き)

Top 5 Wait Events
段管理方法 extent管理方法 实例 Event     Waits Wait Time(s) %Total Wt Time
手动manualfree list20

free list・

group4

Autoallocate #1 global cache cr request 473370 13254 43.83
latch free 297110 5144 17.01
buffer busy due to global cache 70893 3141 10.39
global cache s to x 70479 2721 9
ges remote message 2598161 1878 6.21
#2 global cache cr request 539812 7468 28.32
latch free 300839 5479 20.77
buffer busy due to global cache 110418 4306 16.33
KJCTS client waiting for tickets 52231 2469 9.36
ges remote message 2431088 1619 6.14
手动manual

free list20

free list・

group4

Uniform Size

1GB

#1 ges remote message 3446941 52194 70.46
global cache cr request 633104 5987 8.08
latch free 314660 5379 7.26
buffer busy due to global cache 113030 3838 5.18
global cache s to x 60527 3531 4.77
#2 ges remote message 3301328 52261 71.78
global cache cr request 721933 6355 8.73
latch free 294386 5297 7.28
global cache s to x 57089 3000 4.12
buffer busy due to global cache 77360 2574 3.54

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

7.2.5 RAC环境・删除处理時・bitmap管理中的extent管理的差异造成的性能差异

 

   首先,请注意二者的Buffer busy waits。

* 7.2.5-1 RACbitmap管理・Autoallocate中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent管理方法 实例 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Autoallocate #1 data block 98787 3258 33
undo block 1442 10 7
1st level bmb 996 5 5
undo header 97 0 4
extent map 4 0 48
#2 data block 101963 2987 29
1st level bmb 425 9 21
undo block 275 2 7
undo header 38 0 1
2nd level bmb 1 0 30

 

 

 

 

 

*7.2.5-2 RACbitmap管理・Uniform Size 1GB中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent管理方法 实例 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
自动
bitmap管理
Uniform Size

1GB

#1 data block 82589 2094 25
1st level bmb 691 4 6
undo block 190 1 4
undo header 35 0 3
2nd level bmb 3 0 0
#2 data block 75416 2354 31
undo block 848 7 8
1st level bmb 4440 6 1
undo header 89 1 6
2nd level bmb 42 0 8

 

首先,让我们来关注仅仅在Autoallocate中发生的extent map的竞争,其原因为分配extent时,变成了多bitmap块结构。

另外比其Autoallocate,Uniform Size 1GB的LevelⅠBMB语句LevelⅡBMB的Waits要更高,这是因为LevelⅠBMB地址指定能力之间有差异。之前已经上文的SI环境中的验证的「7.1.2 bitmap管理中的extent管理Autoallocate的性能恶化」中验证过了,结论为Unifrom Size 1GB是用1个LevelⅠBMB来管理256 数据块的空白状态的。对此,Autoallcoate则是1个LevelⅠBMB来管理16个或者64个数据块(使用Autoallocate时,储存100,000行时,因为段的总计尺寸约为260MB。因此,在连续数据块被删除的案例中,Uniform Size 1GB比Autoallocate更容易发生LevelⅠBMB的竞争。那么为什么在删除处理中,会发生大量的LevelⅠBMB的Waits,而在更新处理中却并不会发生那么多wait呢?

现阶段中,因为还没有确认方法,所以没有推断区域,可以想到的主要理由如下所示:储存数据时,拥有同样的key(C_1的值)得到较好扩散,可以管理不同的LevelⅠBMB中的数据块的空白状态。这次的验证中,单纯把重点放在处理件数上,所以并没有获得严谨的数据储存序列。这个差值是指出现的可能性较大。

bitmap管理中,1个数据块只能储存1-5行左右的情况下,如上文中的删除处理以及更新处理的对策一样,通过将数据长度更换为NULL等操作,可以制造数据块中的空闲区域free extent。制造空闲区域free extent是指更新LevelⅠBMB保存的空白信息,并且更新管理的LevelⅡBMB信息,甚至更新段头(LevelⅢBMB)的信息。这时发生的竞争绝不低,请在检查时注意。

 

7.2.6 RAC环境・删除处理時・free list管理中的extent管理差异造成的性能差异

 

首先,请大家注意Autoallocate眼睛Uniform Size 1GB Buffer busy waits。

* 7.2.6-1 RACfree list管理・Autoallocate中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent管理方法 实例 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
手动manual

free list20

free list・

group4

Autoallocate #1 data block 126496 4610 36
free list 6209 17 3
undo block 3157 14 4
undo header 2 0 5
#2 data block 62635 1988 32
undo block 2521 25 10
free list 6408 21 3
file header block 17 7 392
undo header 45 0 1

 

 

* 7.2.6-2 RACfree list管理・Uniform Size 1GB中的Buffer busy waits

Buffer busy waits
段管理

方法

extent管理方法 实例 Class Waits Tot Wait
Time (s)
Avg
Time (ms)
手动manual

free list20

free list・

group4

Uniform Size

1GB

#1 data block 136784 4297 31
free list 6352 17 3
undo block 3192 12 4
undo header 2 0 0
#2 data block 53108 1753 33
free list 5746 18 3
undo block 2268 9 4
undo header 20 0 10

 

 

首先是free list值的差异,实例#1、#2的waits的总计值,Autoallcoate中为 12,617(:6,207+6,408=12,617),Uniform Size 1GB中为12,098(内訳:6,352+5,746)。差距为519,百分比来表示的话就是4%左右,Autoallcate的数值较高。上文7.2.4  RAC环境・更新处理(将column C_2的列数据长度从1,4620bytes更新为Null)中free list管理中的extent管理的差异导致的性能差异」中论述过了,free list・group管理机制中,段扩展时,被分配到的extent中的空白块不是指freelist group,而是指连接到段头(super master freelist)。相对的,Uniform Size 1GB的情况就是将各自的free list・group连接到空白块。

总而言之,在RAC环境中,利用free list・group来管理空闲区域free extent时,与这次的验证相同,通过Autoallocate来管理、分配进行扩展的案例中以及在段中指定较小的extent尺寸时,在分配大部分extent的案例中,可以有效利用free list・group。在制成段时,在在storage语句中指定合适的initial值或者在ALTER TABLE ALLOCATE EXTENT语句中,对freelist group分配extent,从管理层面来考虑的话,导入到bitmap管理要更好。

 

▼結論 (RAC环境)

提高上述验证结果,RAC环境中的空闲区域free extent管理中,bitmap管理与freelist group管理之间的区域如下所示。

 

  • 插入处理中,bitmap管理的效率比freelist管理的效率要高得多。

 

  • 更新处理中比插入管理来说,bitmap管理与freelist管理之间基本没有差异。但是如果使用如下方法的话,可以提高bitmap管理的性能:考虑到了同时执行的用户数进行extent分配。2.在制成段时,指定合适的initial值。

 

  • Bitmap管理时,bitmap块数量会对搜索性能产生影响。特别是在搜索全盘时,会读入所有的bitmap块。可以同设定并行DML,可以减轻这些成本,请根据具体情况来进行导入。

 

  • 一个块只能储存4-5行时,在bitmap管理中,连续数据块就会被删除,空闲区域free extent就会增加,bitmap块竞争就会升高,请大家注意。特别是段尺寸较大时,这个倾向较强。
  • 管理freelist group,进行段扩展时,被分配的extent中的空白块是指不是连接到freelistgroup,而是连接到段头(super freelist),请大家注意。

 

  • Freelistgroup只能在制成段时进行指定,另外,还有如上文所说的,extent的空白块不会进行连接。相对地,bitmap管理中,就不需要考虑这些问题,RAC环境中,还是尽可能使用bitmap管理会更好。

 参考資料

各水平的bitmap块相关的详细内容如下所示,首先是LevelⅠBMB相关说明。

 

  • LevelⅠBMB

 

・LevelⅠBMB保存了属于段的extent中的相邻块之间的空白信息。

 

 

 

Bit set             DBA(Data Block Address)    range:

vector               ・段中的块的subset信息

・无法超过extent的范围来构成subset

 

通过LevelⅠBMB的排列来指定的DBA range是指不超过extent的范围的相邻的DBA的set。由此,可以更加方便地执行extent的操作以及段的重构。

各个LevelⅠBMB最多可以管理16个DBA range。由此,在重构复杂段以及多个同时执行处理中,需要调整对Level BMB的高负荷访问之间的平衡。LevelⅠBMB中,使用RAC环境时,会储存区域对应的实例相关的Affinity的数据。

 

LevelBMB的转储

l1bmb

l1bmb2

 

LevelⅠBMB表示相邻的DBA的range。DBA的range是指位于range开始位置的DBA,range长度。LevelⅠBMB中可以储存的DBA range是指段尺寸以及依赖于适合的bit的数量。

由上述的转储中,extent中最开始的4个数据块(0-3也计为4)可以通过储存元数据来确认。这是其他的LevelⅠBMB、LevelⅡBMB 段头相关信息。插入处理中,首先使用的数据块为4,接下来可以在插入处理使用的块为9.另外,4-8的数据块为满(FULL)时(作为bitmap的架构可以使得1101成立)。然后9-15的数据块没有被格式化的状态可以使得0000成立。

接下来是Level II BMB的相关说明。

 

  • LevelBMB

 

・LevelⅡBMB保持着LevelⅠ的DBA以及元数据。

LevelⅠBMB排列

  • LevelⅠBMB的DBA
  • 任意块中的空闲区域free extent的最大值
  • 实例的Affinity

 

另外LevelⅡBMB中会储存以下信息。

  • LevelⅢBMB(或者是段头)的DBA
  • 可以使用空闲区域free extent的LevelⅠBMB的总数
  • LevelⅠBMB的合计
  • 可能存在的下一个LevelⅡBMB的DBA
  • Bitmap锁定处理中的XID
  • 锁定操作描述符(Locking Operation Descriptor)

通过1个LevelⅡBMB来管理的LevelⅠBMB数据(1个LevelⅠBMB使用7bytes的区域)如下所示。

  • 块尺寸2K → 300 LevelⅠBMB (最小:2.4MB 最大:600MB)
  • 块尺寸4K → 500 LevelⅠBMB (最小:32MB 最大:2GB)
  • 块尺寸32K → 4,000 LevelⅠBMB (最小:2GB 最大:128GB)

由此,1个LevelⅡBMB所管理的LevelⅠBMB数量就变得非常多。因此,LevelⅡBMB的信息就会频繁更新。这时,系统就会产生新的瓶颈。

l2bmb

 

与LevelⅠBMB时相同,上述转储中作为bitmap块的level,可以确认 「SECOND LEVEL BITMAP BLOCK」的字符串。段头(LevelⅢBMB)的DBA会作为「pdba」的值被表示出来。另外还可以确认Level II BMB值中出现的LevelⅠBMB的总数(number)以及其中空闲区域free extent的LevelⅠBMB的总数(nfree)、以及各个LevelⅠBMB的DBA。通过Inst中表示的数值是指实例的Affinity表示的数值,这个值为1时,表示意味着这是SI环境在RAC环境中,需要根据具体情况,动态变更这个数值。

 

l2bmb1

 

接下来我将说明LevelⅢBMB的相关内容。

  • LevelBMB

LevelⅢBMB保持了LevelⅡBMB的地址信息,大部分的段中,基本没有LevelⅢBMB新制成的案例。一般而言,段头作为最开始的LevelⅢBMB来发挥作用。新制成这个LevelⅢBMB是指段头无法保持所有的LevelⅡBMB信息了(空间不足)。

 

l3bmp

LevelⅢBMB中包含以下信息。

 

  • 段头的DBA
  • 可能存在的下一个LevelⅢBMB的DBA
  • 可以使用的LevelⅡBMB DBA数
  • LevelⅡBMB排列
  • Bitmap锁定中的XID

 

可以通过段头(作为最开始的LevelⅢBMB来操作)来管理的LevelⅡBMB数如下所示。

  • 块尺寸2K → 500 LevelⅡBMB (最小:1.2GB 最大:300GB)
  • 块尺寸→ 1,000 LevelⅡBMB (最小:32GB 最大:2TB)
  • 块尺寸→ 8,000 LevelⅡBMB (最小:16TB 最大:1PB)

l3bmb

「type」的项目中有「PAGETABLE SEGMENT HEADER」,这意味着这变成了自动段区域管理,(freelist管理时,这个值为「DATA SEGMENT HEADER」)。被highlight的「Highwater」值在这个段中表示包含数据的最终块的DBA(换言之就是还没使用过的块的DBA)。

然后请参考之后持续的段头的转储。

 

 

 

l3bmb2

 

 

上图是上面的《段头的转储》的续表。虽然是被highlight的「Extent Map」的部分,但由此我们可以查看extent的DBA以及extent中的块长度(length)。如果这个段中分配了多个extent时,在接下来的部分中,会记录extent相关的DBA以及长度。

通过LevelⅠBMB指定的数据块是指刚开始没有被格式化的状态。以下记录了没有被格式化的数据块的转储。

 

unformatted

如上所示,我们可以看出未被格式化的数据块的类型为UNKOWN,数据块实际上与「CORRUPT」状态相同。

插入处理中,进程通过LevelⅠBMB指定的适合的数据块中,对数据进行写入,但在最开始的写入时,首先就会对未格式化的相邻的一系列的范围(最小为16)的数据块进行格式化。

然后记录执行了格式化的数据块

 

  • 格式化之后的数据块的转储

l3bmb3

 

如上所示,完成格式化的数据块的类型就变成了「trans data」,就会追加bitmap块的锁定处理中使用的「xid」等,由此就可以储存数据了

这在之前已经阐述过了,数据块被格式化并不是指一个块被格式化,而是一定范围(最小是16个块)被格式化了。如果进程发现了没有被格式化的块的话,包含那个数据块,相邻的范围都会被格式化。这在实际执行格式化时,对于连续的数据块就会发生I/O。因此,新建extent的分配中,对所有的数据块进行格式化就代表这也需要巨量的成本。特别是extent尺寸越大,成本也就越高。因此,分配extent时,数据块就不会被格式化,在插入处理时,就会对数据进行格式化,从而减少I/O成本。

bitmap块中多个进程同时访问时,就很有可能发生。在多个进程进行插入时,通过LevelⅠBMB而执行的分配会通过根据实例编号以及实例ID中的哈希算法来执行。这是为了减少多个进程在插入处理中的格式化成本的机制。多个进程通过不同的LevelⅠBMB来指定的各个区域中同时执行写入时,比如,排列插入等案例中,对连续块进行格式化,也无法腾出足够的空闲区域free extent。这时,这个进程就不会对目标数据块进行格式化,转而去寻找其他可以使用空闲区域free extent。由此,就可能发生这样的状况:同一个extent中通过HWM(高水位线),会将一些未格式化的块原样保留。由此,因为存在没有格式化的数据块,所以在自动段区域管理中,应用了与一直以来freelist管理不同的HWM。

以下就是这样的HWM相关内容。

本文永久链接 http://www.askmaclean.com/archives/oracle-free-space-managements-验证报告.html

自动段区域管理中的HWM(高水位线)

 

Bitmap管理中,通过以下两个HWM来管理段。

 

  • Low High Water Mark (Low HWM)
    • 这是表示以下所有块都完成了格式化
  • High High Water Mark (High HWM)
    • 这是表示以上所有块都完成了格式化

 

Low HWM以及High HWM直接的块之间可能同时存在完成格式化以及没有完成格式化的块。另外,各自的高水位线的操作时机如下所示。

 

  • Low HWM操作时机
  • 在同一个extent中,对Low HWM上相邻的块进行格式化时
  • 分配新建extent时,之前extent中所有的块都完成格式化时

・ High HWM操作时机

  • 与一直以来的freelist管理相同,在新建行插入处理时使用新建的块时上升

 

可以通过1个bitmap块来管理的块的总数多少依赖于段尺寸。1个bitmap块地址指定能力

(Bitmap Block Addressability)以及段尺寸的关系如下所示。

 

 

 

 

 

 

 

 

 

8-1 bitmap的地址指定能力

段尺寸 被标记的数据块数量
1MB以下 16数据・块
32MB以下 64数据・块
1GB以下 256数据・块
1GB以上 1024数据・块

实际上,通过Autoallocate 管理extent时(段的初始尺寸为64K) 以及以Uniform Size为

10MB(段的初始尺寸为10MB)来制成时,会在以下记载LevelⅠBMB的转储

 

  • 段尺寸小于1MB 时的LevelⅠBMB的转储

l1bmbz

  • 段尺寸大于1MB小于等于32MB时LevelⅠBMB的转储

bmbz2

 

上述转储中LevelⅠBMB相关的段尺寸小于1MB时。在16个数据块中,并且对大于1MB小于等于32MB的64个数据块进行映射。

那么被分配的bitmap块数的成长率会怎样变化呢?请看下图。

 

 

bmbz3

 

 

上述图表是bitmap块数与段尺寸增大的比例。成长率大概是线性的。同时执行处理中的并行度数的机制严格来说无法进行严谨的定义(需求空闲区域free extent同时访问的进程数)。所以需要预想到最恶劣的情况(巨量的进程同时对较小尺寸的段进行访问的案例),来定义如上的成长率。伴随着段的成长被分配的extent扩大时,(extent管理中,通过Autoallocate来指定的情况等等),并不一定如上所示线性成长。成长率也并不一定是16、64、256、1024等等、偶尔也会有飞跃性的增长。

 

 

1个bitmap块管理的块数,是直接影响下述搜索算法的主要原因。

◆受到bitmap块数影响的搜索算法

 

  • 全盘搜索算法:

在自动段区域管理中,从High HWM对以下区域没有格式化的块进行许可。在表的全盘搜索中,为了判断块是否被格式化,首先需要对bitmap块进行搜索。因此,如果有大量的bitmap块的话,I/O成本也会相应增大。

 

  • 搜索算法

同时多个DML中,减少数据块以及bitmap块之间的竞争也是性能优化的目标之一。特别是RAC的环境中,为了减少数据块的ping,这一点就非常重要。Bitmap块中,减少竞争的最佳方法就是通过增加bitmap块数,减少使用一个bitmap块来管理的DBA数量。请大家注意这也会在全盘搜索时,导致读入大量的bitmap块。

 

对于多个同时DML,可以指定缩小extent的尺寸,从而可以确保大部分的bitmap块,减少数据块以及bitmap块的竞争。但是,在段增长较频繁的案例中,并不一定如此。

比起一直以来的free list管理,段头自身结构以及构成要素中被变更的部分如下所示。

 

  • 自动段区域管理中的段头结构

assm

自动段管理的段头中,使用freelist管理的区域中会储存LevelⅡBMB排列。另外,短途中还会保存以下信息。

  • Extent control:

维护High HWM

  • Low HWM:

根据<extent编号、extent map块、LevelⅠBMB编号>执行维护

  • 段头控制:

段类型、LevelⅡBMB数、DB块尺寸,插入中的LevelⅡBMB的提示。包含最后使用的LevelⅠBMB的DBA、最后使用的LevelⅡBMB的DBA、最后使用的LevelⅢBMB的DBA。

  • Extent 表

保存Extent中的块数以及extent中最开始的块的DBA的信息

  • 临时extent map

执行初始extent中的最开始的block的块的LevelⅠBMB以及最开始的数据块的维护。

 

自动段区域管理:

自动段区域管理

 

  一直以来的freelist管理中,段头块一般位于段最开始的块中。在自动段区域管理中,所有的bitmap块都配置得较前方

  • 多个bitmap块以及extent map的结构

如上所述,bitmap块一般位于段头的前方。由此,就可以使得合并段更加高效。如果extent尺寸超过了LevelⅠBMB中可以出现的范围的话,oracle就会在新的extent分配时,将现有的项目分配到其他的新建bitmap块中。这样的结构我们称为Multiple BMBs)。在新的extent分配中,会估算必需的bitmap块数 (LevelⅠ、Ⅱ、ⅢBMB),重新分配新的extent的部分。

分配extent map block时,也需要分配bitmap块,bitmap块通常被放在extent map block的前方。由此,就可以仅凭单个bitmap块来管理extent结构了。Oracle并不需要在所有的extent中分配bitmap。假设出现这样的结构的话,就会出现大量bitmap块,导致新的性能问题。

 

  • 复合bitmap块结构图

另外,extent map中还储存了以下信息。

  • Extent的起始DBA
  • 初期BMB的起始DBA
  • 初期数据块的起始DBA
  • Extent的最大长度

bmbz4

 

那么,我们搜索空闲区域free extent的算法到底是怎样的呢?

首先请搜索LevelⅡBMB中的空闲区域free extent的搜索算法。

 

  • 如果有负荷要求的完成高速缓存的数据块的DBA的话请直接使用。如果没有请看②。
  • 段头中最后使用的LevelⅡBMB作为提示保存着。在制成段时,最少也会分配到一个LevelⅡBMB。通过这个LevelⅡBMB所指定的DBA在搜索开始位置使用。这时,通过共享模式获得LevelⅡBMB。
  • 通过LevelⅡBMB的搜索,找出拥有这个实例中最大空闲区域free extent的LevelⅠBMB。各个LevelⅡBMB中,根据空闲区域free extent状态,会储存各自LevelⅠBMB的数量。如果,没有找到符合要求的LevelⅠBMB的话,就会跳过LevelⅡBMB,选择下一个LevelⅡBMB。同时多个处理中的LevelⅡBMB的搜索是通过<实例编号、进程编号、哈希函数>来执行的。
  • 搜索整个LevelⅡBMB,收集符合要求的空闲区域free extent的LevelⅠBMB的DBA,并且对应实例的Affinity。然后储存在对应排列中。这是,可以储存的LevelⅠBMB的最大值为10个。接下来,使用LevelⅠBMB搜索算法,搜索这10个LevelⅠBMB的排列找出空闲区域free extent。
  • 如果没有找到足够的空闲区域free extent的话,就会检测实例的Affinity。这时,存在对应其他实例的LevelⅠBMB。保存了满足块要求的空闲区域free extent时,就会对块进行Steele。并且进行LevelⅠBMB的搜索。
  • 扩展段,解放、LevelⅡBMB。RAC环境中为了减少PING, LevelⅠBMB保存着特定的实例以及实例group的Affinity。在空闲区域free extent的搜索算法中,经常想使用保存了与自己想通的实例的Affinity group的块,那么首先请尝试这种方法。如果,无法找到时,请进行其他扫描。

然后我将展示LevelⅠBMB中的空闲区域free extent的搜索算法

 

  • LevelⅠBMB中的空闲区域free extent搜索算法

bmb搜索

 

关于如何找出保存了最大的空闲区域free extent的LevelⅠBMB的问题,LevelⅠBMB可以将其作为DBA的2次元的grid来看待(grid的一次元固定为16)。通过对进程ID进行高速缓存,可以找出LevelⅠBMB搜索的开始位置。无法在现有块中找到足够的空白空闲区域free extent,需要在下一个块中寻找时,哈希函数中的同一column中,对现在的块到往前数16号的块进行搜索。如果现有column中没有找到候补块的话,就对下一个column进行搜索。发现了能成为候补的DBA时,首先对那个块以nowait模式进行锁定。这是,其他进程以及掌握时,就会继续寻找下一个候补。在寻找下一个候补块之前,首先尝试5次是否无法以排他模式获得那个块。

如果发现了没有格式化的DBA时,就需要解放LevelⅠBMB,并且以排他模式重新获得那个块。之后,作为DBA的开始位置,对相邻的16个数据块进行格式化,必要的话,还需要更新Low HWM或者High HWMを更新する。

最后解压LevelⅠBMB,检测其有效性。如果失败时,就会重新返回上述格式化的步骤。

 

 

确保空闲区域free extent的全盘搜索在date(终结)实例开始。为了更加简便地说明,上文的流程图中,不会覆盖。单纯以阀值的形式来表示。属于实例X的所有LevelⅠBMB的算法通过以下条目来决定。

  1. 如果实例date终结了,对LevelⅠBMB进行Steele。
  2. 如果instance有残留的话,执行LevelⅠBMB的CR(Consistent read)
  3. 如果现在的 时间比最后执行的分配阀值时间要少,或者现在的时间比最后执行的Steele的阀值要少时,就跳过那个块。
  4. 此外,都进行steele。
  5. 更新段的HWM。

 

自动段区域管理在RAC环境中是有效的管理方法。通过上述算法来管理,在动态追加、删除实例时,会对段进行自动调优。另一方面,通过freelist来管理段时,为了确保多个同时处理中的性能,会在制成段是,进行指定。自动段管理在动态追加、删除实例时,无法同样地动态操作这些freelist group的数量(需要重新制成段)。由此,需要在将来迁移到RAC中的SI环境中讨论是否应该导入自动段区域管理。

 

  1. 估计新分配的extent所需要的bit的总量。
  2. 在最后的LevelⅠBMB中,检测新建extent中是否存在将要使用的足够的空白bit。如果没有的话,就需要在新建extent中估计必需的所有LevelⅠ、Ⅱ、Ⅲ的BMB 数量。
  3. 分配extent。如果分配到新的bitmap块时,需要将其格式化。在extent中,将其置于数据块之前
  4. 对bitmap进行格式化。追加新建的LevelⅠBMB时。更新LevelⅡ对应元数据,在LevelⅠBMB中设定没有进行格式化的bit状态。

更新可以使用的bit总数信息。

更新LevelⅢBMB(或者是段头)的信息。

5 格式化 LevelⅠBMB最开始的range。并更新相关的bitmap块信息。返回插入时块的格式化的overhead。各个进程迅速导出响应时间。

  1. 必要的话请更新Low HWM以及High HWM。这都在HWM Enqueue中执行。

 

 

那么解除(Deallocation)extent分配操作又是怎样的呢?

  • (Deallocation)extent分配操作

 

  • 舍弃段时

▼ 删除所有相关元数据

→ 如果LevelⅠBMB包含在舍弃对象的范围中时,就会将extent与LevelⅠBMB一起删除

→ 如果LevelⅠBMB不包含在舍弃对象中时。就会更新bitmap信息。

→ 如果LevelⅠBMB被删除时,就会更新LevelⅡBMB的信息

→ 如果LevelⅡBMB被删除时,就会更新LevelⅢBMB信息

▼ 更新Low HWM以及High HWM

  • 处理受UNDO保护
  • drop段时

▼不需要更新bitmap

 

Extent删除时,需要删除相关所有元数据。通过复合bitmap块结构, LevelⅠBMB包含在删除对象的extent时,就不会更新LevelⅠBMB的信息,会一起被删除。相对地,删除对象的extent中不含LevelⅠBMB时,就会增加保存了可以使用的空闲区域free extent块,所以就会更新相关的bitmap信息。如果LevelⅠBMB被删除了,就会更新相关的LevelⅡBMB的信息。同样地, LevelⅡBMB被删除时,就会更新相关的LevelⅢBMB的信息。另外,根据需要还会减少Low HWM以及High HWM。因为这些处理都受UNDO保护,所以如果处理中发生了进程故障以及实例故障的话,还可以返回原本的状态。

段在drop时,段会被变更成“TEMP”,以无法访问的状态进行迁移,所以不需要更新bitmap块。

 

 

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