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市場佔有率

ASM自動儲存管理技術已經面世10多個年頭，目前已經廣泛使用於各個領域的資料庫儲存解決方案。 到2014年為止，ASM在RAC上的採用率接近60%，在單機環境中也超過了25%。

RAC叢集環境中3種儲存解決方案： ASM、叢集檔案系統和裸裝置； 雖然仍有部分使用者堅持使用古老的裸裝置，但隨著版本的升級，更多使用者開始採用ASM這種ORACLE提供的免費解決方案。

在國內使用ASM的場景一般均採用 External Redundancy(11gR2除了存放ocr/votedisk 的DG外)。  一般在10.2.0.5和11.2.0.2之後的版本上ASM，還是較為穩定的。

下圖為部分在產品環境中使用ASM的國外知名企業：

ASM FILE

ORACLE RDBMS Kernel核心與ASM在高層互動是基於ASM中存放的檔案即ASM FILE。 這和ORACLE RDBMS去使用檔案系統或其他邏輯卷的方式沒有什麼區別。 ASM中可以存放 資料檔案，日誌檔案，控制檔案，歸檔日誌等等，對於資料庫檔案的存放基本和檔案系統沒啥2樣。

一個ASM  FILE的名字一般以一個”+”和DiskGroup名字開頭。 當ORACLE RDBMS KERNEL核心的檔案I/O層碰到一個以”+”開頭的檔案時，就會走到相關ASM的程式碼層中 而不是呼叫依賴於作業系統的檔案系統I/O。 僅僅在File I/O層面才會認識到這是一個ASM 中的檔案，而其上層的核心程式碼看來ASM FILE和OS FILE都是一樣的。

ASM對ROWID和SEGMENT等RDBMS元素沒有影響，不過是資料檔案存放在ASM中，ASM並不會打破ORACLE資料庫中的這些經典元素。

在一個ASM Diskgroup中僅僅允許存放已知的ORACLE檔案型別。假設一個檔案透過FTP複製到ASM Diskgroup中，則該檔案的第一個塊將被檢驗以便確認其型別，以及收集其他資訊來構建這個檔案的完整ASM檔名。 如果其檔案頭無法被識別，則該檔案在DiskGroup中的建立將會報錯。

僅有以下的檔案型別可以存放在ASM Diskgroup中：

• Control File
• Datafile
• Temporary data file
• Online Redo Log
• Archive Log
• RMAN backup
• Datafile Copy
• SPFILE
• Disaster Recovery Configuration
• Flashback Log
• Change Tracking Bitmap
• DataPump? Dumpset

ORACLE 的2進位制可執行檔案和ASCII檔案，例如alert.log和其他trace檔案，則不推薦也不能存放在ASM Diskgroup裡。

File Blocks

所有被ASM所支援的檔案型別仍以其file block作為讀和寫的基本單位。在ASM中的檔案仍保持其原有的 Block Size 例如 Datafile 仍是 2k~32k(預設8k)，ASM並不能影響這些東西。

值得一提的是在ASM FILE NUmber 1 的FILEDIR中記錄了每一種FILE TYPE對應的BLOCK SIZE，例如：

kfbh.endian:                          1 ; 0x000: 0x01
kfbh.hard:                          130 ; 0x001: 0x82
kfbh.type:                            4 ; 0x002: KFBTYP_FILEDIR
kfbh.datfmt:                          1 ; 0x003: 0x01
kfbh.block.blk:                     256 ; 0x004: blk=256
kfbh.block.obj:                       1 ; 0x008: file=1
kfbh.check:                   567282485 ; 0x00c: 0x21d00b35
kfbh.fcn.base:                   220023 ; 0x010: 0x00035b77
kfbh.fcn.wrap:                        0 ; 0x014: 0x00000000
kfbh.spare1:                          0 ; 0x018: 0x00000000
kfbh.spare2:                          0 ; 0x01c: 0x00000000
kfffdb.node.incarn:           838529807 ; 0x000: A=1 NUMM=0x18fd7987
kfffdb.node.frlist.number:   4294967295 ; 0x004: 0xffffffff
kfffdb.node.frlist.incarn:            0 ; 0x008: A=0 NUMM=0x0
kfffdb.hibytes:                      20 ; 0x00c: 0x00000014
kfffdb.lobytes:                    8192 ; 0x010: 0x00002000
kfffdb.xtntcnt:                   35488 ; 0x014: 0x00008aa0
kfffdb.xtnteof:                   35488 ; 0x018: 0x00008aa0 kfffdb.blkSize:                    8192 ; 0x01c: 0x00002000 kfffdb.flags:                        17 ; 0x020: O=1 S=0 S=0 D=0 C=1 I=0 R=0 A=0
kfffdb.fileType:                      2 ; 0x021: 0x02
kfffdb.dXrs:                         17 ; 0x022: SCHE=0x1 NUMB=0x1
kfffdb.iXrs:                         17 ; 0x023: SCHE=0x1 NUMB=0x1
kfffdb.dXsiz[0]:                  20000 ; 0x024: 0x00004e20

這裡的kfffdb.blkSize即是 一個資料檔案的Block Size。

由於這個blocksize 總是2的次方，所以一個block總是在 一個AU allocation Unit中，而不會跨2個AU。

Data Extents

資料盤區Data Extents 是裸的儲存，用以存放檔案內容。每一個Data Extent在 11g之前對應某一個ASM disk上的一個Allocation Unit ， 在11g之後 一個Extent可以對應多個AU，具體見。

Extent Map

Extent Map盤區圖是盤區指標的列表，這些指標將支出所有屬於一個檔案的資料盤區。這些盤區是真正存放資料的裸儲存空間。每一個盤區指標給出其所在的磁碟號和AU資訊。為了保證可信，每一個盤區指標也會包含一個checksum byte來確認本指標未損壞。當這個checksum值和實際存放的Extent資訊不匹配時可能出現ORA-600錯誤，例如ORA-00600: internal error code, arguments: [kffFdLoadXmap_86], [256], [0], [1], [68], [54], [29], [], [], [], [], []。

 Virtual Data Extents

虛擬資料盤區 Virtual Data Extent是幾個data extent的集合，這些data Extent中包含了相同的資料。 映象Mirror是在虛擬Extent級別實現的。每一個虛擬extent為檔案塊提供一個盤區地址空間。每一個寫入到檔案塊均是寫入到一個虛擬extent中每一個Online線上的data extent中。 每一個對檔案塊的讀取也是被重定位到一個虛擬extent中的主映象extent (primary Extent)，除非primary extent所在Disk被OFFLINE了。  對於沒有冗餘度(即external redundancy disk group上的FILE)的檔案而言，一個虛擬Extent實際就是一個data Extent。

對於Normal redundancy+普通資料庫檔案而言， 一個虛擬Extent實際就是2個Data Extent。

對於High redundancy+普通資料庫檔案而言， 一個虛擬Extent實際就是3個Data Extent。

粗粒度條帶化Coarse Grain Striping

粗粒度條帶化就是對虛擬data Extent的簡單聯接。類似於傳統卷管理器使用1MB作為stripe size。

細粒度條帶化Fine Grain Striping

細粒度與粗粒度的區別在於，檔案塊不是線性地佈局在每一個虛擬Extent上，而是檔案將以1/8個虛擬Extent成長，由此檔案塊被在diskgroup內以1/8的條帶化深度分佈。  由此當該檔案的block size 為8k，則block 0~15在虛擬Virtual Extent 0上面，而block 16-31 在Vritual Extent 1上面，blocks 112-127在vritual extent 7， block 128-143在block 0-15之後仍在virtual extent 0上。

File Templates

File Template檔案模板當檔案被建立時用以指定 條帶化 (coarse 或 FINE) 和冗餘度(external, normal, high)。 ORACLE預設已經為每一個ORACLE資料庫檔案提供了預設模板。可以修改預設模板 也可以客製化模板。修改模板隻影響新建立的檔案，而不是現有檔案。 建立檔案時可以指定使用某一個模板。

預設的模板如下：

 Failure Group

ASM提供冗餘，failure group用來保證單點錯誤不會造成同一資料的多份複製同時不可用。 如果ASM使用的多個ASM DISK LUN屬於同一硬體 例如同一磁碟陣列，該硬體故障會導致這多個盤均不可用，則該硬體的失敗應當被容錯， 在ASM中一般將這些盤規劃到同一個failure group中。多份冗餘複製不會存放在同一個failure group的磁碟中，換句話說一個failure group中只有一份資料的複製，不會有第二份。

由於Failure Group的配置很大程度上與使用者的本地規劃有關，所以ASM允許使用者自己指定Failure group的規劃、組成。 但是如果使用者自己沒有指定Failure Group的規劃，那麼ASM會自動分配磁碟到必要的Failure Group。

使用External Redundancy的Diskgroup沒有Failure Group。Normal redundancy Disk Groups要求至少2個Failure Group，High Redundancy Disk Groups要求3個Failure Group。

如果Normal redundancy Disk Groups中有多於2個的Failure Group，例如 Failure Group A、B、C，則一個Virtual Extent會自動在A、B、C之間找2個Failure Group存放2個mirror extent，不會存放3份複製。

High Redundancy Disk Groups與之類似。

實際上，國內對ASM的執行，絕大多數不依賴於ASM實現redundancy，而是使用 External Redundancy的， 在Maclean遇到的場景中External Redundancy佔了70%以上。

實際應用中 Normal/High一般會和多個儲存控制器Controller 結合來分配failure group，或者存在多路儲存可用。

以下為一個示例， 一個normal redundancy 的Diskgroup 中存在8個Disk，並使用2個Failure Group：

當磁碟Disk H失敗，這個失敗要求在失敗磁碟上所有的Extent均被修復， Extent 3和5會從現存的複製中複製到Failgroup 2 中可用的區域。在此例子中，Extent 5被從Disk A複製到Disk F，extent 3從Disk C 複製到Disk G，最後還會將失敗的磁碟從Diskgroup中drop出去。

 

Disk Partners

Disk Partnership是一種基於2個磁碟之間的對稱關係，存在於high 或 normal的redundancy diskgroup中。Diskgroup中的Disk與同一個Diskgroup內的其他幾個disk組成結伴關係。ASM會自動建立和維護這種關係。映象複製資料僅僅在已經與主資料映象primary data extent組成partners關係的磁碟上分配。

Disk partnering用來減少由於同時2個磁碟故障導致的資料丟失的機率。原因在於當ASM配置中使用了較多的磁碟時(例如上千個)，如果如果資料映象是隨機尋找次級磁碟來存放映象複製，當2個磁碟丟失時有較大機率丟失資料。原因是如果採取隨機存放映象資料的話，出現資料的 primary和映象資料同時存在於2個正好失敗的磁碟上的機率是很高的。 如果我們不採取disk partnering，2個磁碟失敗所造成的資料丟失的機率大大增加。

Disk partnering策略限制了用來保護某個磁碟資料複製的磁碟數目。ASM為一個磁碟限制了disk partners的總數為8。 這個數目越小，則雙磁碟同時失敗造成資料丟失機率越小。 但是這個數目越小，也會造成其他不便。所以ORACLE  ASM研發團隊最終選擇了8這個數字。

ASM從本disk所在Failure group之外的FG 中挑選partners disk，由於一個ASM DISK有多個partners，所以其多個partners disk可能有的在同一個failure Group中。Partners被儘可能多的選擇在不同的Failure Group中，這樣做的目的也很明確，提高磁碟失敗時的容錯能力。askmaclean.com

如果一個ASM DISK失敗了，其保護的extents可以透過其partners來重建。由於有多個partners所以其額外的I/O負載是在多個ASM disk中均衡損耗的。 這減少了修復故障的失敗時間，因為更多的磁碟參與進來，可以獲得更高的I/O吞吐量，所以加快了重構丟失資料映象的速度。Partners被儘可能多的選擇在不同的Failure Group中，這樣做可以讓重建丟失磁碟的負載均勻分佈在儘可能多的硬碟資源上。   以上這些考慮均是基於同時不會有2個failgroup同時失敗這個前提假設。

注意Partnering不是分割槽partitioning，Partnering僅僅是一種對稱關係。如果Disk A將Disk B列出partner，則相對地Disk B也將Disk A列為partner。 但是partnering不是一種臨時的關係。  同時假設disk A 和 Disk B是partners, 而Disk B和Disk C也是partners,  但這並不代表A和C是partners。

實際如果對partnering relationship有足夠的傳遞性則可能表現為分割槽，如下圖中的例子。但是分割槽僅僅是partnering可以提供的一種可能性。

partitioning分割槽僅僅是Partnering的特殊表現，Partnering本身已經能夠保證在Disk磁碟以不規則的幾何安排方式組織時仍能同一負載均衡，其移除了當額外的容量需要增加到現有系統時的許多限制。當然這仍不能保證在所有配置下都很完美，但ASM會基於現有給定的配置採取最佳的方案。

下面為一個Partning的例子：

ASM mirror 保護
ASM mirror 映象保護可避免因丟失個別磁碟而丟失資料。每一個檔案均有自己的ASM映象策略屬性， 對於該檔案所轄的所有virtual extent來說同樣基於該映象策略。檔案建立時會設定這個映象策略屬性，今後都無法修改。 ASM映象要比作業系統映象磁碟要來的靈活一些，至少它可以在檔案級別指定需要的冗餘度。

ASM mirror區分映象extent的primary和secondary複製，但在更新extent時會同時寫所有的複製映象。 ASM總是先嚐試讀取primary 複製，僅當primary複製不可用時去讀取secondary複製。

ASM metadata

Asm Metadata是存在於ASM disk header用以存放ASM Diskgroup 控制資訊的資料，Metadata包括了該磁碟組中有哪些磁碟，多少可用的空間，其中存放的File的名字，一個檔案有哪些Extent等等資訊。

由於Asm metadata就存放在ASM DISK HEADER，所以ASM disk group是自解釋的。所有的metadata後設資料均存放在一個個metadata block中(預設block size 4096)。這些資訊包括該metadata block的型別以及其邏輯位置。同樣有checksum資訊來確認block是否被損壞。所有的metadata block均是4k大小。實際使用時ASM例項會快取這些ASm metadata。askmaclean.com

ASM Instance

ASM instance的主要任務之一就是管理ASM metadata後設資料； ASM Instance類似於ORACLE RDBMS INSTANCE 有其SGA和大多數主要後臺程式。在10.2中使用與RDBMS一樣的2進位制軟體，到11.2中分家。但ASM instance載入的不是資料庫，而是Disk Group; 並負責告訴RDBMS database instance必要的ASM 檔案資訊。  ASM例項和DB例項均需要訪問ASM DISK。 ASM例項管理metadata後設資料，這些後設資料資訊足以描述ASM 中的FILE的資訊。  資料庫例項仍舊直接訪問檔案，雖然它需要透過ASM例項來獲得例如 檔案Extent Map 盤區圖等資訊，但I/O仍由其自行完成，而不是說使用了ASM之後DB的檔案I/O需要透過ASM來實現； 其僅僅是與ASM instance互動來獲得檔案位置、狀態等資訊。

有一些操作需要ASM例項介入處理，例如DB例項需要建立一個資料檔案，則資料庫服務程式直接連線到ASM例項來實現一些操作； 每一個資料庫維護一個連線池到其ASM例項，來避免檔案操作導致的反覆連線。

ASM metadata透過一個獨立的ASM例項來管理以便減少其被損壞的可能。ASM instance很相似於db instance，雖然它一般只使用ORACLE KERNEL核心的一小部分程式碼，則其遇到bug或導致buffer cache訛誤或者寫出訛誤到磁碟的機率由此比DB例項要小。 資料庫例項自己從來不更新ASM metadata。ASM metadata中每一個指標一般都有check byte以便驗證。

和DB RAC一樣，ASM instance 自己可以被叢集化，一樣是使用ORACLE Distributed Lock Manager(DLM)分散式鎖管理器架構。在一個叢集中每一個節點上可以有一個ASM instance。如果一個節點上有多個資料庫、多個例項，則他們共享使用一個ASM instance 。

如果一個節點上的ASM instance失敗了，則所有使用該ASM instance 均會失敗。但其他節點上的ASM和資料庫例項將做recover並繼續操作。

Disk Discovery

Disk Discovery磁碟發現是指從OS層面找到那些ASM值得訪問的磁碟。也用來找到那些需要被mount的diskgroup名下的磁碟ASM DISK，以及管理員希望將其加入到diskgroup中的Disk，或管理員會考慮將其加入到diskgroup的Disk。Discovery 使用一個discovery string( asm_diskstring)作為輸入引數，並返回一系列可能的DISK。注意一個是要指定asm_diskstring，另一個是要求這些disk的許可權可以被oracle/grid使用者使用。精確的asm_diskstring discovery語法取決於作業系統平臺和ASMLIB庫。OS可接受的路徑名生成的匹配，一般對於discovery strings也是可用的。一般推薦這個路徑名下最好只有ASM Disk，來避免管理上的問題。

ASM例項會開啟和讀取由asm_diskstring指定的路徑名匹配到的每一個檔案並讀取前4k的block， 這樣做的目的是判斷disk header的狀態；如果它發現這是一個ASM disk header則會認為這是一個可以mount的diskgroup的一部分。如果發現這4k的block其無法識別，則認為該disk可以加入到ASM diskgroup中(candidate)。

ASM例項需要透過一個初始化引數來指定這個discovery strings，實際就是asm_diskstring； 注意 asm_diskstring中可以加入多個路徑字串，例如 ‘/dev/raw*’,’/dev/asm-disk*’ ; 同樣的磁碟不會被發現2次(除非你欺騙ASM)。 在RAC cluster中如果一個磁碟不是在整個cluster範圍內都可見，那麼這個磁碟無法被加入到RAC的ASM DISKGROUP 中。  在實際使用中每一個節點上的磁碟名字可以不一樣，但其實際介質要被作業系統識別，但是實際MACLEAN也強烈建議你保持每個節點上磁碟的名字一樣，否則管理很麻煩。 所以這裡引入UDEV等規則是有必要的。

Disk Group Mount  載入磁碟組

在資料庫例項可以用Diskgroup上的檔案之前，需要ASM例項去 mount 這個本地diskgroup。 Mount Diskgroup牽扯到發現所有的磁碟並找到上面已經有metadata資料的disk，並嘗試將對應到一個diskgroup的DISK mount起來。 能 mount起來的前提還需要驗證metadata來確保現在已經有足夠數量的磁碟在哪裡，例如使用3個DISK建立的external diskgroup ，當前OS下面只掛了2個Disk，則顯然不能mount這個diskgroup。 之後還需要初始化SGA以便之後更新和管理這些metadata。

可以顯示地去dismount一個diskgroup，但是如果diskgroup上的檔案正在被client (例如DB)使用則dismount會報錯。如果在ASM冗餘演算法容錯能力內丟失磁碟，則不會導致diskgroup被強制dismount。但是如果超出了容錯能力則會被強制dismount。 這種強制dismount會導致使用其上檔案的DB instance被kill。

Disk ADD 增加磁碟

加入一個磁碟到現有的Diskgroup 來擴空間和增加吞吐量是很常見的需求。最簡單的加入磁碟命令如 : alter diskgroup Data add disk ‘/dev/asm-disk5’; 如前文所述在RAC cluster中如果一個磁碟不是在整個cluster範圍內都可見，那麼這個磁碟無法被加入到RAC的ASM DISKGROUP 中。

如果add disk指定的磁碟的disk header發現了其他diskgroup的資訊或者作業系統的一些資訊，則需要alter diskgroup Data add disk ‘/dev/asm-disk5’ force ; 加入FORCE選項。實際使用中儘可能避免使用FORCE選項。

需要注意的事add disk命令返回後只代表disk header已經完成必要的metadata寫入，但不代表該磁碟已經完成了rebalance操作。後續的rebalance會被引發並移動資料到新加入的磁碟中。一般推薦如果你要加入多個ASM DISK，那麼在同一時間加入，而不是分多次加入。  但是一般不推薦同時做add disk和drop disk。

Disk Drop踢盤

可以從現有的Diskgroup裡drop出disk，這些disk可以用作它途；當然由於asm disk失敗，導致ASM例項自動drop 該失敗的asm disk也是常見的。若一個ASM DISK常發生一些非致命的錯誤，則一般推薦將該Disk drop出來，以避免如果某天發生真的磁碟失敗導致可能的資料丟失。 但是需要注意drop disk時 不要指定其路徑名，而是指定ASM DISK NAME。

drop disk命令可能較短時間內返回，但是diskgroup必須完成rebalance後這個磁碟才能被挪作他用。rebalance將讀取即將被drop掉disk的資料，並複製這些資料到其他磁碟上。FORCE選項可以用於避免讀取該正被drop的磁碟。該FORCE選項當磁碟發生失敗或磁碟確實需要立即被挪用。原來那些需要被複製的extent，使用FORCE選項後會從冗餘的備份中讀取，所以external redundancy不支援使用FORCE選項。當然如果使用FORCE選項最後會導致在NORMAL/HIGH冗餘的Diskgroup下造成資料丟失的話，則FORCE選項也將不可用。

DROP DISK NOFORCE:

DROP DISK FORCE:

對磁碟的寫入如果發生了嚴重的錯誤那麼也會導致ASM自動強制去DROP該Disk。如果該disk的drop會造成資料丟失，那麼diskgroup被強制dismount，該dismount也會造成資料庫例項被kill。

Rebalance

rebalance diskgroup將在diskgroup範圍內將資料在其DISK上移動，以保證檔案們均勻分佈在diskgroup中的所有磁碟上，同時也會考慮到每一個ASM DISK的大小。 當檔案均勻地分佈在所有磁碟上，則各個磁碟的使用量也會很接近。如此以保證負載均衡。rebalance的演算法既不基於I/O統計資訊也不基於其他統計結果； 完全取決於Diskgroup中disk的大小。

一旦diskgroup中發生了一些儲存配置變化 例如disk add/drop/resize均會自動觸發一次rebalance。power引數將決定有多少slave程式併發引數資料移動。所有的slave程式均從發生rebalance的實力啟動並工作。rebalance可以手動調控，即便已經在進行一次rebalance中了，也可以指定其他節點上的例項做rebalance，只要管路員想要這樣做。如果例項意外crash，那麼未結束的rebalance將自動重新啟動。

注意rebalance中的每一次extent 移動均會與資料庫例項做協調，因為資料庫例項可能同時需要讀取或者寫這個 extent，所以資料庫在rebalance 同時能正常工作。 其對資料庫的影響一般較小，原因是同一時間只有一個extent被鎖定以便移動，且僅僅是阻塞寫入。

 ASMLIB

ASMLIB是透過在Linux上安裝asmlib包來提供標準I/O介面，以便ASM發現和訪問ASM disk。 關於ASMLIB詳見：

關於udev與asmlib 以及Multipath的問題，提問前先看這個

Disk Header

一個ASM DISK的最前面4096位元組為disk header，對於ASM而言是block 0 (blkn=0)；許多作業系統會保留LUN的第一個block來存放分割槽表或其他OS資訊。 一般不讓ASM基礎到這個block，因為ASM會毫不猶豫地覆蓋這個block。在一些指定的平臺上ORACLE從程式碼層跳過這些作業系統塊，但實際操作時一般的慣例是隻給ASM用那些上面沒有分割槽表的LUN DISK。

對於這一點詳細的展開是，例如你在AIX作業系統上使用PV作為ASM DISK，則PV上不能有PVID，同時如果一個PV已經分給ASM用了，但是由於系統管理員的疏忽而給PV分配了一個PVID，則該PV 頭部的ASM disk header會被覆蓋掉，這將直接導致disk header丟失；如果是External Redundancy那麼這個diskgroup就直接mount不起來了。所以對那些會影響ASM disk header的操作要慎之又慎，同時最好定期備份disk header。

ASM disk header描述了該ASM disk和diskgroup的屬性，透過對現有disk header的載入，ASM例項可以知道這個diskgroup的整體資訊。

下面是一個典型的disk header的一部分, 其disk number為0 ，redundancy為KFDGTP_HIGH，diskname為DATA1_0000，diskgroup name 為DATA1，failgroup name為DATA1_0000：

kfbh.endian:                          1 ; 0x000: 0x01
kfbh.hard:                          130 ; 0x001: 0x82
kfbh.type:                            1 ; 0x002: KFBTYP_DISKHEAD
kfbh.datfmt:                          1 ; 0x003: 0x01
kfbh.block.blk:                       0 ; 0x004: blk=0
kfbh.block.obj:              2147483648 ; 0x008: disk=0
kfbh.check:                  3107059325 ; 0x00c: 0xb931f67d
kfbh.fcn.base:                        0 ; 0x010: 0x00000000
kfbh.fcn.wrap:                        0 ; 0x014: 0x00000000
kfbh.spare1:                          0 ; 0x018: 0x00000000
kfbh.spare2:                          0 ; 0x01c: 0x00000000
kfdhdb.driver.provstr:         ORCLDISK ; 0x000: length=8
kfdhdb.driver.reserved[0]:            0 ; 0x008: 0x00000000
kfdhdb.driver.reserved[1]:            0 ; 0x00c: 0x00000000
kfdhdb.driver.reserved[2]:            0 ; 0x010: 0x00000000
kfdhdb.driver.reserved[3]:            0 ; 0x014: 0x00000000
kfdhdb.driver.reserved[4]:            0 ; 0x018: 0x00000000
kfdhdb.driver.reserved[5]:            0 ; 0x01c: 0x00000000
kfdhdb.compat:                186646528 ; 0x020: 0x0b200000 kfdhdb.dsknum:                        0 ; 0x024: 0x0000
kfdhdb.grptyp:                        3 ; 0x026: KFDGTP_HIGH
kfdhdb.hdrsts:                        3 ; 0x027: KFDHDR_MEMBER kfdhdb.dskname:              DATA1_0000 ; 0x028: length=10
kfdhdb.grpname:                   DATA1 ; 0x048: length=5
kfdhdb.fgname:               DATA1_0000 ; 0x068: length=10 kfdhdb.capname:                         ; 0x088: length=0
kfdhdb.crestmp.hi:             32999670 ; 0x0a8: HOUR=0x16 DAYS=0x7 MNTH=0x2 YEAR=0x7de
kfdhdb.crestmp.lo:           1788720128 ; 0x0ac: USEC=0x0 MSEC=0x36d SECS=0x29 MINS=0x1a
kfdhdb.mntstmp.hi:             32999670 ; 0x0b0: HOUR=0x16 DAYS=0x7 MNTH=0x2 YEAR=0x7de
kfdhdb.mntstmp.lo:           1812990976 ; 0x0b4: USEC=0x0 MSEC=0x3 SECS=0x1 MINS=0x1b
kfdhdb.secsize:                     512 ; 0x0b8: 0x0200
kfdhdb.blksize:                    4096 ; 0x0ba: 0x1000
kfdhdb.ausize:                  4194304 ; 0x0bc: 0x00400000
kfdhdb.mfact:                    454272 ; 0x0c0: 0x0006ee80
kfdhdb.dsksize:                   32375 ; 0x0c4: 0x00007e77
kfdhdb.pmcnt:                         2 ; 0x0c8: 0x00000002
kfdhdb.fstlocn:                       1 ; 0x0cc: 0x00000001
kfdhdb.altlocn:                       2 ; 0x0d0: 0x00000002
kfdhdb.f1b1locn:                      2 ; 0x0d4: 0x00000002
kfdhdb.redomirrors[0]:                0 ; 0x0d8: 0x0000
kfdhdb.redomirrors[1]:                0 ; 0x0da: 0x0000
kfdhdb.redomirrors[2]:                0 ; 0x0dc: 0x0000
kfdhdb.redomirrors[3]:                0 ; 0x0de: 0x0000
kfdhdb.dbcompat:              186646528 ; 0x0e0: 0x0b200000
kfdhdb.grpstmp.hi:             32999670 ; 0x0e4: HOUR=0x16 DAYS=0x7 MNTH=0x2 YEAR=0x7de
kfdhdb.grpstmp.lo:           1783335936 ; 0x0e8: USEC=0x0 MSEC=0x2e3 SECS=0x24 MINS=0x1a
kfdhdb.vfstart:                       0 ; 0x0ec: 0x00000000
kfdhdb.vfend:                         0 ; 0x0f0: 0x00000000
kfdhdb.spfile:                        0 ; 0x0f4: 0x00000000
kfdhdb.spfflg:                        0 ; 0x0f8: 0x00000000
kfdhdb.ub4spare[0]:                   0 ; 0x0fc: 0x00000000
kfdhdb.ub4spare[1]:                   0 ; 0x100: 0x00000000
kfdhdb.ub4spare[2]:                   0 ; 0x104: 0x00000000
kfdhdb.ub4spare[3]:                   0 ; 0x108: 0x00000000

下面的資訊是在同一個diskgroup中的所有disk的header上均會複製一份的：

• Disk group name and creation timestamp
• Physical sector size of all disks in the disk group
• Allocation unit size
• Metadata block size
• Software version compatibility
• Default redundancy
• Mount timestamp

下面的資訊是每一個asm disk獨有的：

• ASM disk name (not OS path name)
• Disk number within disk group
• Failure group name
• Disk size in allocation units

Freespace Table

AU=0 的blkn=1 包含的是free space table；其中包含了該AU中allocation table中每一個block上大致的可用剩餘FREE SPACE可用空間資訊。透過參考free space table可以避免在已經分配完的allocation table中查詢空間。

[oracle@mlab2 dbs]$ kfed read /oracleasm/asm-disk01 blkn=1 aun=0 aus=4194304|less 
kfbh.endian:                          1 ; 0x000: 0x01
kfbh.hard:                          130 ; 0x001: 0x82 kfbh.type:                            2 ; 0x002: KFBTYP_FREESPC kfbh.datfmt:                          2 ; 0x003: 0x02
kfbh.block.blk:                       1 ; 0x004: blk=1
kfbh.block.obj:              2147483648 ; 0x008: disk=0
kfbh.check:                  3847932395 ; 0x00c: 0xe55ac9eb
kfbh.fcn.base:                    22557 ; 0x010: 0x0000581d
kfbh.fcn.wrap:                        0 ; 0x014: 0x00000000
kfbh.spare1:                          0 ; 0x018: 0x00000000
kfbh.spare2:                          0 ; 0x01c: 0x00000000
kfdfsb.aunum:                         0 ; 0x000: 0x00000000
kfdfsb.max:                        1014 ; 0x004: 0x03f6
kfdfsb.cnt:                          73 ; 0x006: 0x0049
kfdfsb.bound:                         0 ; 0x008: 0x0000
kfdfsb.flag:                          1 ; 0x00a: B=1
kfdfsb.ub1spare:                      0 ; 0x00b: 0x00
kfdfsb.spare[0]:                      0 ; 0x00c: 0x00000000
kfdfsb.spare[1]:                      0 ; 0x010: 0x00000000
kfdfsb.spare[2]:                      0 ; 0x014: 0x00000000
kfdfse[0].fse:                        0 ; 0x018: FREE=0x0 FRAG=0x0
kfdfse[1].fse:                        0 ; 0x019: FREE=0x0 FRAG=0x0
kfdfse[2].fse:                        0 ; 0x01a: FREE=0x0 FRAG=0x0
kfdfse[3].fse:                        0 ; 0x01b: FREE=0x0 FRAG=0x0
kfdfse[4].fse:                        0 ; 0x01c: FREE=0x0 FRAG=0x0
kfdfse[5].fse:                        0 ; 0x01d: FREE=0x0 FRAG=0x0
kfdfse[6].fse:                        0 ; 0x01e: FREE=0x0 FRAG=0x0
kfdfse[7].fse:                        0 ; 0x01f: FREE=0x0 FRAG=0x0
kfdfse[8].fse:                        0 ; 0x020: FREE=0x0 FRAG=0x0
kfdfse[9].fse:                        0 ; 0x021: FREE=0x0 FRAG=0x0
kfdfse[10].fse:                       0 ; 0x022: FREE=0x0 FRAG=0x0
kfdfse[11].fse:                     119 ; 0x023: FREE=0x7 FRAG=0x7
kfdfse[12].fse:                      16 ; 0x024: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[13].fse:                      16 ; 0x025: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[14].fse:                      16 ; 0x026: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[15].fse:                      16 ; 0x027: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[16].fse:                      16 ; 0x028: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[17].fse:                      16 ; 0x029: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[18].fse:                      16 ; 0x02a: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[19].fse:                      16 ; 0x02b: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[20].fse:                      16 ; 0x02c: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[21].fse:                      16 ; 0x02d: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[22].fse:                      16 ; 0x02e: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[23].fse:                      16 ; 0x02f: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[24].fse:                      16 ; 0x030: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[25].fse:                      16 ; 0x031: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[26].fse:                      16 ; 0x032: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[27].fse:                      16 ; 0x033: FREE=0x0 FRAG=0x1
kfdfse[28].fse:                      16 ; 0x034: FREE=0x0 FRAG=0x1

aunum_kfdfsb  First AU of first ATB of this FSB
max_kfdfsb  Max number of FSEs per FSB
cnt_kfdfsb  Number of FSEs up to end of disk
spare_kfdfsb  spares for future

kfdfse – Kernel Files Disk Free Space Entry.

max_kfdfsb describes the number of free space entries which would
be used in this free space table if the disk were large enough to
provide all of the AUs which can be described by a single physical
metadata AU.  cnt_kfdfsb describes the number of free space entries
which correspond to AUs which are actually present on the disk.  In
the case where there are additional physical metadata AUs beyond the
one containing this kfdfsb, then max_kfdfsb will equal cnt_kfdfsb.

There are complications with the interpretation of cnt_kfdfsb when
a disk is being grown or shrunk.  It is possible in these cases to
have allocated AUs past the range indicated by cnt_kfdfsb which have
not yet been relocated into the new area of the disk.

The Free Space Table provides a summary of which allocation table
blocks have free space.  There is one kfdfse in the FST for each
Allocation Table block described by the FST.
The first key parameter is the stripe width of the array. Stripe width refers to the number of parallel stripes that can be written to or read from simultaneously. This is of course equal to the number of disks in the array. So a four-disk striped array would have a stripe width of four.

 Allocation Table

Aun=0的後254個metadata block用以存放AU分配資訊。 每一個metadata描述448個AU的狀態， 如果一個AU已經分配給一個檔案，則allocation table 記錄其ASM檔案號和data extent號。對於還是FREE的AU則被link到free list上。

kfbh.endian:                          1 ; 0x000: 0x01
kfbh.hard:                          130 ; 0x001: 0x82
kfbh.type:                            3 ; 0x002: KFBTYP_ALLOCTBL
kfbh.datfmt:                          2 ; 0x003: 0x02
kfbh.block.blk:                       2 ; 0x004: blk=2
kfbh.block.obj:              2147483648 ; 0x008: disk=0
kfbh.check:                  2376540464 ; 0x00c: 0x8da72130
kfbh.fcn.base:                    44495 ; 0x010: 0x0000adcf
kfbh.fcn.wrap:                        0 ; 0x014: 0x00000000
kfbh.spare1:                          0 ; 0x018: 0x00000000
kfbh.spare2:                          0 ; 0x01c: 0x00000000
kfdatb.aunum:                         0 ; 0x000: 0x00000000
kfdatb.shrink:                      448 ; 0x004: 0x01c0
kfdatb.ub2pad:                        0 ; 0x006: 0x0000
kfdatb.auinfo[0].link.next:         112 ; 0x008: 0x0070
kfdatb.auinfo[0].link.prev:         112 ; 0x00a: 0x0070
kfdatb.auinfo[1].link.next:         120 ; 0x00c: 0x0078
kfdatb.auinfo[1].link.prev:         120 ; 0x00e: 0x0078
kfdatb.auinfo[2].link.next:         136 ; 0x010: 0x0088
kfdatb.auinfo[2].link.prev:         136 ; 0x012: 0x0088
kfdatb.auinfo[3].link.next:          20 ; 0x014: 0x0014
kfdatb.auinfo[3].link.prev:          20 ; 0x016: 0x0014
kfdatb.auinfo[4].link.next:         168 ; 0x018: 0x00a8
kfdatb.auinfo[4].link.prev:         168 ; 0x01a: 0x00a8
kfdatb.auinfo[5].link.next:         296 ; 0x01c: 0x0128
kfdatb.auinfo[5].link.prev:         296 ; 0x01e: 0x0128
kfdatb.auinfo[6].link.next:         552 ; 0x020: 0x0228
kfdatb.auinfo[6].link.prev:        3112 ; 0x022: 0x0c28
kfdatb.spare:                         0 ; 0x024: 0x00000000
kfdate[0].discriminator:              1 ; 0x028: 0x00000001
kfdate[0].allo.lo:                    0 ; 0x028: XNUM=0x0
kfdate[0].allo.hi:              8388608 ; 0x02c: V=1 I=0 H=0 FNUM=0x0
kfdate[1].discriminator:              1 ; 0x030: 0x00000001
kfdate[1].allo.lo:                    0 ; 0x030: XNUM=0x0
kfdate[1].allo.hi:              8388608 ; 0x034: V=1 I=0 H=0 FNUM=0x0
kfdate[2].discriminator:              1 ; 0x038: 0x00000001
kfdate[2].allo.lo:                    0 ; 0x038: XNUM=0x0
kfdate[2].allo.hi:              8388609 ; 0x03c: V=1 I=0 H=0 FNUM=0x1
kfdate[3].discriminator:              1 ; 0x040: 0x00000001
kfdate[3].allo.lo:                    8 ; 0x040: XNUM=0x8
kfdate[3].allo.hi:              8388611 ; 0x044: V=1 I=0 H=0 FNUM=0x3
kfdate[4].discriminator:              1 ; 0x048: 0x00000001
kfdate[4].allo.lo:                   19 ; 0x048: XNUM=0x13
kfdate[4].allo.hi:              8388611 ; 0x04c: V=1 I=0 H=0 FNUM=0x3
kfdate[5].discriminator:              1 ; 0x050: 0x00000001
kfdate[5].allo.lo:                   29 ; 0x050: XNUM=0x1d
kfdate[5].allo.hi:              8388611 ; 0x054: V=1 I=0 H=0 FNUM=0x3
kfdate[6].discriminator:              1 ; 0x058: 0x00000001
kfdate[6].allo.lo:                   30 ; 0x058: XNUM=0x1e
kfdate[6].allo.hi:              8388611 ; 0x05c: V=1 I=0 H=0 FNUM=0x3
kfdate[7].discriminator:              1 ; 0x060: 0x00000001
kfdate[7].allo.lo:                    0 ; 0x060: XNUM=0x0
kfdate[7].allo.hi:              8388612 ; 0x064: V=1 I=0 H=0 FNUM=0x4
kfdate[8].discriminator:              1 ; 0x068: 0x00000001

Partner and Status Table

一般來說aun=1 是保留給Partner and Status Table(PST)的複製使用的。 一般5個ASM DISK將包含一份PST複製。多數的PST內容必須相同且驗證有效。否則無法判斷哪些ASM DISK實際擁有相關資料。

在 PST中每一條記錄對應Diskgroup中的一個ASM DISK。每一條記錄會對一個ASM disk列舉其partners的ASM DISK。同時會有一個flag來表示該DISK是否是ONLINE可讀寫的。這些資訊對recovery是否能做很重要。

PST表的Blkn=0是PST的header，存放了如下的資訊：

• Timestamp to indicate PST is valid
• Version number to compare with other PST copies
• List of disks containing PST copies
• Bit map for shadow paging updates

PST的最後一個塊是heartbeat block，當diskgroup mount時其每3秒心跳更新一次。

以下為PST header

kfed read /oracleasm/asm-disk01 aun=1 blkn=0 aus=4194304 |less 

kfbh.endian:                          1 ; 0x000: 0x01
kfbh.hard:                          130 ; 0x001: 0x82
kfbh.type:                           17 ; 0x002: KFBTYP_PST_META
kfbh.datfmt:                          2 ; 0x003: 0x02
kfbh.block.blk:                    1024 ; 0x004: blk=1024
kfbh.block.obj:              2147483648 ; 0x008: disk=0
kfbh.check:                  3813974007 ; 0x00c: 0xe3549ff7
kfbh.fcn.base:                        0 ; 0x010: 0x00000000
kfbh.fcn.wrap:                        0 ; 0x014: 0x00000000
kfbh.spare1:                          0 ; 0x018: 0x00000000
kfbh.spare2:                          0 ; 0x01c: 0x00000000
kfdpHdrPairBv1.first.super.time.hi:32999670 ; 0x000: HOUR=0x16 DAYS=0x7 MNTH=0x2 YEAR=0x7de
kfdpHdrPairBv1.first.super.time.lo:1788841984 ; 0x004: USEC=0x0 MSEC=0x3e4 SECS=0x29 MINS=0x1a
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kfdpHdrPairBv1.first.spares[18]:      0 ; 0x07c: 0x00000000
kfdpHdrPairBv1.first.spares[19]:      0 ; 0x080: 0x00000000

• super.time wall clock time of last PST commit
• super.last  last committed content version number
• super.next next available content version number
• super.copyCnt  # of disks holding PST copies
• super.version   version of PST header format
• super.ub2spare  pad to ub4 align
• super.incarn incarnation of list
• super.copy[0]  disks holding the PST copies
• super.dtaSz  data entries in PST
• newCopy[0]   new disks holding PST copies
• newCopyCnt  new # disks holding PST copies

以下為PST table block:

kfed read /oracleasm/asm-disk02 aun=1 blkn=3 aus=4194304 |less 

kfbh.endian:                          1 ; 0x000: 0x01
kfbh.hard:                          130 ; 0x001: 0x82
kfbh.type:                           18 ; 0x002: KFBTYP_PST_DTA
kfbh.datfmt:                          2 ; 0x003: 0x02
kfbh.block.blk:                    1027 ; 0x004: blk=1027
kfbh.block.obj:              2147483649 ; 0x008: disk=1
kfbh.check:                  4204644293 ; 0x00c: 0xfa9dc7c5
kfbh.fcn.base:                        0 ; 0x010: 0x00000000
kfbh.fcn.wrap:                        0 ; 0x014: 0x00000000
kfbh.spare1:                          0 ; 0x018: 0x00000000
kfbh.spare2:                          0 ; 0x01c: 0x00000000
kfdpDtaEv1[0].status:               127 ; 0x000: I=1 V=1 V=1 P=1 P=1 A=1 D=1
kfdpDtaEv1[0].fgNum:                  1 ; 0x002: 0x0001
kfdpDtaEv1[0].addTs:         2022663849 ; 0x004: 0x788f66a9
kfdpDtaEv1[0].partner[0]:         49154 ; 0x008: P=1 P=1 PART=0x2
kfdpDtaEv1[0].partner[1]:         49153 ; 0x00a: P=1 P=1 PART=0x1
kfdpDtaEv1[0].partner[2]:         49155 ; 0x00c: P=1 P=1 PART=0x3
kfdpDtaEv1[0].partner[3]:         49166 ; 0x00e: P=1 P=1 PART=0xe
kfdpDtaEv1[0].partner[4]:         49165 ; 0x010: P=1 P=1 PART=0xd
kfdpDtaEv1[0].partner[5]:         49164 ; 0x012: P=1 P=1 PART=0xc
kfdpDtaEv1[0].partner[6]:         49156 ; 0x014: P=1 P=1 PART=0x4
kfdpDtaEv1[0].partner[7]:         49163 ; 0x016: P=1 P=1 PART=0xb
kfdpDtaEv1[0].partner[8]:         10000 ; 0x018: P=0 P=0 PART=0x2710
kfdpDtaEv1[0].partner[9]:             0 ; 0x01a: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[0].partner[10]:            0 ; 0x01c: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[0].partner[11]:            0 ; 0x01e: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[0].partner[12]:            0 ; 0x020: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[0].partner[13]:            0 ; 0x022: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[0].partner[14]:            0 ; 0x024: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[0].partner[15]:            0 ; 0x026: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[0].partner[16]:            0 ; 0x028: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[0].partner[17]:            0 ; 0x02a: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[0].partner[18]:            0 ; 0x02c: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[0].partner[19]:            0 ; 0x02e: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[1].status:               127 ; 0x030: I=1 V=1 V=1 P=1 P=1 A=1 D=1
kfdpDtaEv1[1].fgNum:                  2 ; 0x032: 0x0002
kfdpDtaEv1[1].addTs:         2022663849 ; 0x034: 0x788f66a9
kfdpDtaEv1[1].partner[0]:         49155 ; 0x038: P=1 P=1 PART=0x3
kfdpDtaEv1[1].partner[1]:         49152 ; 0x03a: P=1 P=1 PART=0x0
kfdpDtaEv1[1].partner[2]:         49154 ; 0x03c: P=1 P=1 PART=0x2
kfdpDtaEv1[1].partner[3]:         49166 ; 0x03e: P=1 P=1 PART=0xe
kfdpDtaEv1[1].partner[4]:         49157 ; 0x040: P=1 P=1 PART=0x5
kfdpDtaEv1[1].partner[5]:         49156 ; 0x042: P=1 P=1 PART=0x4
kfdpDtaEv1[1].partner[6]:         49165 ; 0x044: P=1 P=1 PART=0xd
kfdpDtaEv1[1].partner[7]:         49164 ; 0x046: P=1 P=1 PART=0xc
kfdpDtaEv1[1].partner[8]:         10000 ; 0x048: P=0 P=0 PART=0x2710
kfdpDtaEv1[1].partner[9]:             0 ; 0x04a: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[1].partner[10]:            0 ; 0x04c: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[1].partner[11]:            0 ; 0x04e: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[1].partner[12]:            0 ; 0x050: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[1].partner[13]:            0 ; 0x052: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[1].partner[14]:            0 ; 0x054: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[1].partner[15]:            0 ; 0x056: P=0 P=0 PART=0x0
kfdpDtaEv1[1].partner[16]:            0 ; 0x058: P=0 P=0 PART=0x0

• kfdpDtaEv1[0].status: 127 ; 0x000: I=1 V=1 V=1 P=1 P=1 A=1 D=1 disk status
• fgNum   fail group number
• addTs   timestamp of the addition to the diskgroup
• kfdpDtaEv1[0].partner[0]:         49154 ; 0x008: P=1 P=1 PART=0x2  partner list

aun=1 的最後第二個block中備份了一份KFBTYP_DISKHEAD

[oracle@mlab2 hzy]$ kfed read /oracleasm/asm-disk02 aun=1 blkn=1022 aus=4194304 |less  
kfbh.endian:                          1 ; 0x000: 0x01
kfbh.hard:                          130 ; 0x001: 0x82
kfbh.type:                            1 ; 0x002: KFBTYP_DISKHEAD
kfbh.datfmt:                          1 ; 0x003: 0x01
kfbh.block.blk:                    1022 ; 0x004: blk=1022
kfbh.block.obj:              2147483649 ; 0x008: disk=1
kfbh.check:                  3107059260 ; 0x00c: 0xb931f63c
kfbh.fcn.base:                        0 ; 0x010: 0x00000000
kfbh.fcn.wrap:                        0 ; 0x014: 0x00000000
kfbh.spare1:                          0 ; 0x018: 0x00000000
kfbh.spare2:                          0 ; 0x01c: 0x00000000
kfdhdb.driver.provstr:         ORCLDISK ; 0x000: length=8
kfdhdb.driver.reserved[0]:            0 ; 0x008: 0x00000000
kfdhdb.driver.reserved[1]:            0 ; 0x00c: 0x00000000
kfdhdb.driver.reserved[2]:            0 ; 0x010: 0x00000000
kfdhdb.driver.reserved[3]:            0 ; 0x014: 0x00000000
kfdhdb.driver.reserved[4]:            0 ; 0x018: 0x00000000
kfdhdb.driver.reserved[5]:            0 ; 0x01c: 0x00000000
kfdhdb.compat:                186646528 ; 0x020: 0x0b200000
kfdhdb.dsknum:                        1 ; 0x024: 0x0001
kfdhdb.grptyp:                        3 ; 0x026: KFDGTP_HIGH
kfdhdb.hdrsts:                        3 ; 0x027: KFDHDR_MEMBER
kfdhdb.dskname:              DATA1_0001 ; 0x028: length=10
kfdhdb.grpname:                   DATA1 ; 0x048: length=5
kfdhdb.fgname:               DATA1_0001 ; 0x068: length=10
kfdhdb.capname:                         ; 0x088: length=0
kfdhdb.crestmp.hi:             32999670 ; 0x0a8: HOUR=0x16 DAYS=0x7 MNTH=0x2 YEAR=0x7de
kfdhdb.crestmp.lo:           1788720128 ; 0x0ac: USEC=0x0 MSEC=0x36d SECS=0x29 MINS=0x1a
kfdhdb.mntstmp.hi:             32999670 ; 0x0b0: HOUR=0x16 DAYS=0x7 MNTH=0x2 YEAR=0x7de
kfdhdb.mntstmp.lo:           1812990976 ; 0x0b4: USEC=0x0 MSEC=0x3 SECS=0x1 MINS=0x1b
kfdhdb.secsize:                     512 ; 0x0b8: 0x0200
kfdhdb.blksize:                    4096 ; 0x0ba: 0x1000
kfdhdb.ausize:                  4194304 ; 0x0bc: 0x00400000

AUN=1 的最後一個block為KFBTYP_HBEAT 心跳錶：

[oracle@mlab2 hzy]$ kfed read /oracleasm/asm-disk02 aun=1 blkn=1023 aus=4194304 |less  
kfbh.endian:                          1 ; 0x000: 0x01
kfbh.hard:                          130 ; 0x001: 0x82
kfbh.type:                           19 ; 0x002: KFBTYP_HBEAT
kfbh.datfmt:                          2 ; 0x003: 0x02
kfbh.block.blk:                    2047 ; 0x004: blk=2047
kfbh.block.obj:              2147483649 ; 0x008: disk=1
kfbh.check:                  1479766671 ; 0x00c: 0x5833728f
kfbh.fcn.base:                        0 ; 0x010: 0x00000000
kfbh.fcn.wrap:                        0 ; 0x014: 0x00000000
kfbh.spare1:                          0 ; 0x018: 0x00000000
kfbh.spare2:                          0 ; 0x01c: 0x00000000
kfdpHbeatB.instance:                  1 ; 0x000: 0x00000001
kfdpHbeatB.ts.hi:              32999734 ; 0x004: HOUR=0x16 DAYS=0x9 MNTH=0x2 YEAR=0x7de
kfdpHbeatB.ts.lo:            3968041984 ; 0x008: USEC=0x0 MSEC=0xe1 SECS=0x8 MINS=0x3b
kfdpHbeatB.rnd[0]:           1065296177 ; 0x00c: 0x3f7f2131
kfdpHbeatB.rnd[1]:            857037208 ; 0x010: 0x33155998
kfdpHbeatB.rnd[2]:           2779184235 ; 0x014: 0xa5a6fc6b
kfdpHbeatB.rnd[3]:           2660793989 ; 0x018: 0x9e987e85

• kfdpHbeatB.instance   instance id
• kfdpHbeatB.ts.hi timestamp
• kfdpHbeatB.rnd[0]  隨機加鹽

•  External Redundancy一般有一個PST
• Normal Redundancy至多有個3個PST
• High Redundancy 至多有5個PST

如下場景中PST 可能被重定位：

• 存有PST的ASM DISK不可用了(當ASM啟東時)
• ASM DISK OFFLINE了
• 當對PST的讀寫發生了I/O錯誤
• disk被正常DROP了

•  在讀取其他ASM metadata之前會先檢查PST
• 當ASM例項被要求mount diskgroup時，GMON程式會讀取diskgroup中所有磁碟去找到和確認PST複製
• 如果他發現有足夠的PST，那麼會mount diskgroup
• 之後，PST會被快取在ASM快取中，以及GMON的PGA中並使用排他的PT.n.0鎖保護
• 同叢集中的其他ASM例項也將快取PST到GMON的PGA，並使用共享PT.n.o鎖保護
• 僅僅那個持有排他鎖的GMON能更新磁碟上的PST資訊
• 每一個ASM DISK上的AUN=1均為PST保留，但只有幾個磁碟上真的有PST資料

Extents Set

extents set 是data extent的集合，以此來維護virtual extent的冗餘複製。ASM FILE1 中的extent 指標在extent map中是連續的，如下面的資料：

SQL> select pxn_kffxp,xnum_kffxp from x$kffxp where number_kffxp=257;

 PXN_KFFXP XNUM_KFFXP
---------- ----------
         0          0
         1          0
         2          0
         3          1
         4          1
         5          1
         6          2
         7          2
         8          2
         9          3
        10          3

以上查詢中PXN_KFFXP為檔案號257檔案的物理extent號，而XNUM_KFFXP為邏輯extent號。 此檔案位於一個High redundancy diskgroup上，所以一個extent set 包含3份相同的virtual extent資料。
可以把上述查詢就看做檔案號257檔案的extent map，其邏輯extent號是連續遞增的。

在一個extent sets中第一個extent就是primary extent。 在external redundancy模式下僅有一個primary extent。Normal redundancy下有一個二級extent在primary之後，high的情況下有2個二級extent。

對於normal redundancy下的檔案，每一個extent set 都由2個分佈在不同磁碟同時也是2個不同failure group的data extent組成。這2個data extent在extent map上是緊挨著的。primary extent的extent number總是偶數，其唯一的一個二級extent總是奇數。當一個extent被移動時一般會引發extent set中所有extent對應的移動，以滿足冗餘要求。

High Redundancy diskgroup預設使用三路映象。三路映象下的Vritual Extent有一個primary和2個二級secondary data extents。secondary data extents需要存放在不同的failure group，所以其要求至少三個failure group來實現high redundancy。

在特殊情況下可能存在data extent的丟失，例如當failure group不可用導致無處可放時。

secondary extent將被均勻分配在primary extent對應的disk partners上；即便有磁碟失敗仍能保持對extent set的寫出是負載均衡的。

File Directory (file #1)

ASM例項啟動

在ASM檔案可以透過ASM例項來訪問之前，ASM例項必須先啟動。 在11.2下 不管是RAC還是StandAlone環境下ASM例項都會隨系統BOOT自動啟動。 啟動一個ASM例項和啟動一個資料庫例項類似。 SGA和一組後臺程式在啟動過程中被建立出來。初始化引數instance_type決定了是ASM 例項還是資料庫例項。除非STARTUP時使用了 NOMOUNT選項，否則預設STARTUP會執行ALTER DISKGROUP ALL MOUNT。

ASM例項啟動過程中將加入到CSS中的+ASM成員組中。這將允許本例項與其他+ASM例項共享鎖。資料庫例項不會加入到這個成員組中，因為資料庫例項的例項名不能以”+”開頭。

Discovery 發現磁碟

Discovery 過程是在找到磁碟以便後續的操作。Discovery 到DISK STRING匹配的位置去找尋磁碟，並返回那些其認為合適的磁碟。對discovery一般存在於2種場景下； 第一種是使用asm_diskstring中指定的所有字串來找出所有ASM例項必要訪問的磁碟。 第二種是指定磁碟路徑用以create diskgroup或者add disk to diskgroup。

第一種discovery也叫做shallow discovery， 只會返回asm_diskstring指定下的磁碟。第二種也叫做deep discovery，是讀取每一個磁碟的第一個塊。 disk header在這裡用以分類磁碟是否可用，是被ASM外的其他東西實用(例如LVM)，還是已經被其他diskgroup實用。discovery操作並不會 mount diskgroup或者寫任何磁碟頭。

Create Disk Group  建立磁碟組

建立diskgroup 需要指定多個磁碟路徑，且這些磁碟需要透過如下的檢測：

• 它不能是已經mount的diskgroup的一部分
• 它不能有一個有效的ASM disk header，除非加了FORCE選項
• 它不能有一個有效的ORACLE DATAFILE HEADER，除非加了FORCE 選項
• 除非必須，不要用FORCE選項
• 它不能存在對ASM可見的2個不同的路徑名字。
• 其必須可以透過asm_diskstring來發現

所有的磁碟均會以寫入一個disk header的形式來驗證。該 disk header中mount timestamp為0 ，由此可知diskgroup還沒有被mount 過。之後free space block和allocation table blocks 後設資料塊將被寫入。

其中部分磁碟被選出來 存放Partnership and Status Table ，PST 表。 PST被初始化記錄所有的磁碟為線上狀態。High redundancy disk group 每一個failure group對應一個 PST，最多5個複製。 normal redundancy group至多3個PST複製。external redundancy disk group有一個PST。

接著後續的metadata block將被初始化，並均勻分佈在新建立的diskgroup的所有磁碟上。

• File Directory (file #1):  每一條記錄對應一個ASM FILE:
• ASM Disk Directory (file #2): 每一條記錄對應一個CREATE DISKGROUP中加入的磁碟
• Active Change Directory (file #3): 一個日誌區為第一次mount 而分配
• Continuing Operations Directory (file #4): 僅僅初始化，而還未分配
• Template Directory (file #5):  建立一個系統模板，為所有的ORACLE檔案型別。模板中的redundancy與diskgroup的一致
• Alias Directory (file #6): 暫時沒有 alias 。 Metadata files實際沒名字

當diskgroup完全初始化完成後mount timestamp將寫入到disk header。 這將標記diskgroup已經格式好並可以被mount。其他例項也可以mount該disk group。

Drop Disk Group

diskgroup 可以被drop掉的前提是其上所有的檔案都處於關閉狀態且僅有本地例項在mount它。 可以透過在叢集件的所有ASM上通訊來確認這2點。drop diskgroup會在該DG下所有的磁碟頭寫入header_status為FORMER狀態。

Mount Disk Group

Mount Disk Group使Disk Group其對本地ASM 例項和連線到該例項的資料庫例項可用。 在該diskgroup中的檔案在 OPEN/create/delete之前必須先被本地ASM例項mount； 一般啟動ASM時同時mount 多個diskgroup較高效。 典型情況下是ASM_DISKGROUPS匹配到的所有的diskgroup均透過ALTER DISKGROUP ALL MOUNT 在ASM例項啟動時被mount 。

下面是mount 一個diskgroup的步驟：

Discovery

會透過ASM_DISKSTRING.做一個deep discovery； 每一個disk header均包含了其所屬於的diskgroup；該步驟應當要找到所有要被mount 的diskgroup下屬的所有磁碟。 在disk header上獲得如下資訊：

• Disk Name
• Disk number
• 最後一次mount的 timestamp
• Disk Group Name

當discovery時若發現2個磁碟的disk header一樣則可能報錯，這樣做的目的是為了避免損壞disk group。

注意從diskgroup建立之後每一個ASM DISK的OS裝置名可能發生變化，或者在叢集中的每個節點上都不一樣，這不要緊只需要discovery能找到它們並透過驗證即可。

第一次mount的例項

會透過Instance Lock例項鎖來判斷ASM例項是否是第一個mount 該diskgroup的，還是已經被其他ASM例項 mount 了。如果是第一個做mount的，那麼鎖會被以排他持有直到mount disk group初始化完成，以防止其他例項也在該過程中做mount。 如果不是第一個mount的，那麼要等第一個mount的ASM完成其mount操作。

PST discovery

當diskgroup的一組磁碟被找到，必須要找到包含PST的那些磁碟。 每一個磁碟上的AUN=1的第一個塊將被讀取。這樣來識別那些盤在AUN=1中存有PST複製。必須找到多數相同的PST複製來保證讀出一個有效的PST。

例如如果有5個PST， 則需要找到3份內容一樣的 PST並讀出。

一旦PST被讀取後，ASM例項將知道mount disk group必須要哪些個些disk number。

Heartbeat

如果是第一個mount的例項，那麼會做一個heartbeat check心跳檢查。這是為了防止2個不同主機上的例項都認為其實第一個mount該diskgroup的，這種現象可能發生在lock manager配置不當的場景中。當disk group被例項mount時，PST 表上的最後一個塊即心跳塊每3秒被寫入新的值，這種寫入是由已經mount該DG的例項中的一個執行 。  若一個例項自認為第一個mount，但是缺發現了heartbeat則其mount 失敗。若其發現沒有heartbeat，則其將開始heartbeat。

Header validation

若是第一個mount dg的例項則一個新的mount 時間戳timestamp被寫入到各個磁碟。 若不是第一個mount的例項，則會驗證該mount timestamp。這保證2個例項可能找到對一個磁碟的多份完全相同的複製時，仍能分辨出其實是不同的磁碟。

若是第一個mount的例項，則可能存在這種情況：上一次mount以來的部分磁碟變得不可用了； 但這些磁碟在PST中仍標記為線上的，但卻找不到它們了。這個差異將被ASM發現並將丟失的磁碟OFFLINE掉，前提是其redundancy允許這些磁碟OFFLINE。

若不是第一個mount的例項則在PST中所有標記為ONLINE 的磁碟均需要被其所發現。若其他例項能發現DG下的所有磁碟，那麼本例項必須也能看到。

Redo recovery

若本例項時第一個mount DG的， 則其有義務做crash recovery。若ACD 中的任意redo thread 在他們的檢查點記錄中標記為開啟狀態，則它們需要被recover。 這個工序和資料庫的crash recovery很像。在檢查點和最後寫入記錄之間的redo將被掃描，來找出那些塊需要恢復。這些塊將被讀取並應用 redo。

Redo thread selection

ACD中需要找出一塊未使用的區域來存放本例項生成的redo。 若是第一個mount DG的例項則需要保證所有thread 都處於關閉狀態，由此最小的thread將必然可用。 若不是第一個MOUNT DG的例項則可能整個ACD均已被使用。 若遇到此場景，則mount 中的例項將要求已mount 例項去擴充套件ACD。一旦ACD擴容了新區域以便存放生成的redo，則另一個redo thread將以寫出到checkpoint block的形式來標記為OPEN。

First done

若是第一個mount DG的例項，將開始允許其他例項也能mount該DG。 若第一個例項到這一步之前就crash了，則其他例項將認為自己是第一個mount DG的例項。則若在多於2個例項的叢集中後續的mount可以並行執行了。

Registration

例項將自己已mount的DG資訊註冊到CSS中。嘗試訪問這些DG的資料庫例項將發現這些CSS註冊資訊並連線到ASM例項以便訪問DG。

COD recovery

若是第一個mount DG的例項，其會檢查COD中的記錄，若發現任何操作需要回滾，則將其回滾。若有一個 rebalance作業仍在過程中，則該例項的 RBAL將重新啟動rebalance。

 Dismount Disk Group

如同mount是ASM例項本地操作，dismount也是這樣。正常情況下當本地資料庫例項還有訪問diskgroup中檔案時是不允許常規的dismount的。 若如果沒有檔案被開啟訪問，則ASM buffer cache中的髒塊將被寫出到磁碟，且在ACD中的checkpoint記錄將被標記為執行緒已關閉。且SGA中描述diskgroup的部分將被釋放。

強制FORCE Dismount Disk Group也是常有的事情，當某個磁碟失敗導致冗餘演算法無法容忍時就會自動觸發強制dismount。 舉個例子來說，當external redundancy下資料未做任何映象，則當ASM中cache無法寫出時除了強制dismount外沒有其他選擇。

Add Disk

增加磁碟add disk的命令將針對 指定的discovery strings去識別磁碟，若此時發現的磁碟已經是disk group的一部分，則將被默許為忽略掉。 磁碟將允許被加入到diskgroup，前提是：

• 該磁碟不能是已經mount的diskgroup的一部分
• 必須沒有有效的ASM disk header，除非使用了FORCE選項
• 必須沒有有效的ORACLE資料檔案頭，除非使用了FORCE選項
• FORCE選項 如非必須建議使用者不要用， 避免濫用
• 其必須不能以2個不同的路徑名同時可見
• 其必須能被asm_diskstring所匹配到

當所有的磁碟均被以上驗證過後，下面的步驟將被執行：

• Disk Directory中加入對應該磁碟的記錄
• Free Space block和allocation table將寫入到該磁碟
• Disk header將被以當前時間戳更新
• 磁碟將被加入到PST，但還沒有partners，但是其已經 ONLINE可做讀寫。這將讓磁碟真正成為diskgroup的一份，即便發生例項crash
• 一次rebalance將被啟動，這將給新的磁碟找partners，並將資料移動到其上。 一般推薦一次加多個磁碟，而非一次次地加。

當rebalance開始時這個add disk操作就被返回。 磁碟並不完全參與到disk group 中，直到rebalance結束。

ASM Drop Disk

磁碟可以從diskgroup中drop出來的前提是 有足夠的未用空間在剩餘的磁碟上。 即便其仍在被活躍使用也還是可以被 drop的。 當磁碟仍在工作，但是對於diskgroup不是必須的時可以做常規的drop。若磁碟失敗時則可以用FORCE選項。 Drop磁碟將影響所有mount diskgroup 的例項。其不是一個例項本地操作。

ASM DROP Normal 常規drop

常規drop disk下磁碟將被標記為不可再分配，且開始一個rebalance。 drop命令當rebalance開始時即返回。在 rebalance過程中該drop中的磁碟將不斷被移動其上的內容到其他磁碟上。 當rebalance 完成時該磁碟將被從disk group中移除並可以複用。 可以透過查詢V$ASM_DISK來確認磁碟是否還是disk group的一部分。

當rebalance還在進行中時，disk將處於正被drop的狀態，即dropping。 還可以透過命令 alter diskgroup undrop來反轉這個還未完成的drop命令的效果。 如此則磁碟上不可再分配的標記將被移除，並會重啟一個rebalance。 這個重啟的rebalance將重新評估我們正在drop的磁碟的partnerships,並可能將資料data extent移回到正被dropping的磁碟上。 這個重啟的rebalance 僅僅需要撤銷之前rebalance所做的工作即可， 因此其所耗時間取決於之前的drop工作的rebalance的工作量。 最後的分配情況可能與開始有著些許區別，但其仍將是平衡的。

ASM DROP Force 強制drop 

對於Normal 或者 High Redundancy disk group而言一個磁碟可以使用FORCE選項被DROP。FORCE 選項對於external redundancy 的disk group而言是不可用的， 原因是無法正常從被drop掉的disk上將資料重構出來。 對於normal或者high redundancy的disk group而言如果有一個或者多個磁碟partners已經OFFLINE了，則可能也不允許FORCE DROP。 總是當FORCE DROP可能造成丟失檔案上資料的時候都不允許使用。

FORCE DROP會立即將磁碟狀態置為OFFLINE。該磁碟上的所有extent都將脫離其對應的extent set集合，這意味著冗餘度的降低。 該磁碟將從disk directory中被移除，PST中也是這樣。

該磁碟的disk header將被寫入資訊來表明其不再是disk group的一部分。 rebalance也會被啟動。 當drop force命令返回時，意味著磁碟已經完全從disk group中移除了，可以被重用，也可以從作業系統上斷開了。

發生操作的disk group上所有檔案的冗餘度要直到rebalance才能重新完善。 與常規的drop不同，顯然force drop是無法被undrop的。磁碟將完全被從disk group移除，所以undrop也無法撤銷此操作； 所能做的是將該磁碟重新加入到diskgroup， add disk。

資料庫例項如何連線到ASM

當資料庫例項嘗試開啟或者建立名字以“+”開頭的檔案時， 它會透過CSS來檢視disk group和mount該DG的ASM例項的資訊。 如果資料庫例項之前訪問過其他Disk Group裡的檔案，則將使用同一個ASM例項。 如果這是第一次訪問ASM上的檔案，資料庫例項就需要連線到ASM例項了。  下面為資料庫例項準備訪問ASM上檔案的步驟：

後臺程式ASMB啟動並connect連線到ASM例項。 資料庫例項所開啟的任意檔案的extent map盤區圖被髮送給ASMB後臺程式。 其有義務去維護extent map。若發生任何extent移位，則ASM例項將更新傳送給資料庫例項的ASMB程式。I/O統計資訊定期由ASMB程式反饋給ASM例項。

RBAL後臺程式啟動，其對disk group下的所有磁碟做全域性開啟操作，其類似於DBWR程式全域性開啟資料檔案。此全域性開啟允許資料庫例項訪問diskgroup中的任意檔案。 若還有其他disk group需要被訪問，則 RBAL也將開啟對應diskgroup下的所有磁碟。 對add加入或者drop的磁碟，RBAL也會開啟和關閉它們。 關於磁碟的訊息先是傳送給ASMB，之後ASMB轉發給RBAL。

會建立一個連線池，一組slave程式將建立到ASM例項的連線。資料庫程式若需要傳送資訊給ASM例項，則需要使用這些slave程式。 舉個例子來說，開啟一個檔案，將透過slave給ASM傳送一個OPEN的請求。 但對於長時間執行的操作例如建立檔案，則不使用slave。

ASM file Create檔案建立

檔案建立這個過程，是資料庫傳送請求給ASM例項，ASM建立檔案並響應該請求。

建立檔案時會為其分配空間並開啟檔案以便讀寫。一旦檔案完成初始化，則建立被提交。 如果建立檔案未被提交則檔案會被自動刪除。 其步驟如下：

資料庫程式呼叫服務層程式碼來建立一個檔名以”+”開頭的檔案， 系統將自動返回一個生成的名字。 如果檔名裡給出了完全路徑則一個使用者別名將被建立並返回。該呼叫同樣包括 檔案型別、塊大小、初始檔案大小和構建系統聲稱檔名的其他資訊。

資料庫程式連線到ASM例項，此處不用connection pool連線池，原因是檔案建立要求保持在同一連線內。 這避免了使用過多連線池連線而可能造成的死鎖。

資料庫程式傳送建立請求給ASM例項，需要等待新檔案的extent map被載入到資料庫例項中

ASM前臺程式為新檔案分配一個檔案目錄下的記錄，並在COD continuing operations directory中建立一個回滾記錄，以便刪除該檔案。 如果連線被打斷，ASM前臺程式崩潰，或者資料庫中止該建立，則回滾該操作時將自動刪除該檔案。

ASM程式為該檔案分配extent，以便其均勻分佈在disk group中的所有磁碟上。

ASM例項傳送extent map 給資料庫例項的ASMB程式

ASM前臺程式將檔名返回給資料庫程式，資料庫程式會保持與ASM程式之間的連線為開啟

資料庫程式為新的檔案初始化內容，可給出resize請求以便擴大或收縮該檔案

當檔案的內容和大小都初始化後，一個提交該建立的請求將傳送給ASM前臺程式

ASM前臺程式在 alias目錄下建立系統生成檔名的記錄。 如果還有使用者指定的 alias，則該alias檔名也將加入到alias directory

ASM將該檔案標記為建立成功的，並刪除回滾記錄

由於提交建立也將關閉檔案，故 ASM例項告訴資料庫ASMB程式要釋放其extent map

ASM前臺程式返回一個成功建立檔案的資訊給資料庫程式。 資料庫程式關閉到ASM例項的連線，其將終止對應的ASM前臺程式

以上檔案被成功建立並可以被任何程式開啟了

Extent Allocation 盤區分配

分配盤區Allocating extents，將檔案均勻地釋出在disk Group中的所有磁碟上。 每一個磁碟有一個權重，這個權重是基於其大小的。extent set下屬的data extents必須分配在disk partnerships之間。 每一個extent set的primary extent分配時會按照磁碟的權重來分佈檔案。則檔案的下一個primary extent將盡可能分配在那些使檔案分佈更平衡的磁碟上。這樣同一個檔案在同一個磁碟上的primary extent會盡可能遠。

對於Normal 或者 high redundancy的 檔案的secondary extents必須為primary extent多冗餘複製而分配。secondary extents理想是均勻分佈在primary extent所在盤的partners disk上，同樣也要基於磁碟權重。對於high redundancy還有一個要求，就是2個secondary extents需要分配在不同的failure group上。

FILE Delete ASM檔案刪除

ASM上的檔案可以透過 資料庫例項 或者在ASM例項中輸入一條SQL命令來刪除。 資料庫例項可以透過連線池中的slave程式來傳送一個delete 刪除請求。若該檔案還處於開啟狀態則檔案暫時不能刪除。 針對一個開啟的檔案，每一個ASM例項將持有一個全域性鎖來避免其被刪除。 回滾記錄也將介入，以保證如果刪除開始，其必須完成。

 FILE OPEN ASM檔案開啟

當一個資料庫例項下的程式開啟一個ASM 檔案時，它會使用連線池slave程式來傳送請求給ASM例項。  ASM前臺程式會檢視alias directory下的檔案，或使用系統生成的檔名中的檔案號和incarnation資訊。 ASM前臺程式獲取檔案鎖併傳送extent map給資料庫的 ASMB程式，並存在SGA中。 一旦extent map載入成功，ASM將返回成功資訊給資料庫程式。 資料庫程式使用extent map來將檔案訪問轉換為適合的磁碟IO。每一個extent指標存有一個check檢測值，來捕獲是否存在損壞的extent map。

若果資料庫例項的一個程式開啟一個檔案，則其他程式可以使用同一個extent map。因此僅僅有第一個程式需要與ASM 例項聯絡。資料庫例項的其他程式是坐享其成的。

FILE Close 關閉檔案

當資料庫例項中的所有程式均關閉了一個檔案，則connection pool連線池slave程式將傳送一個close資訊給ASM例項。 ASM例項會通知資料庫的ASMB程式要關閉extent map和釋放extent map所佔記憶體。當ASMB關閉程式後其將釋放檔案鎖。

I/O 錯誤

Normal或者 high redundancy的disk group可以容忍多種 IO錯誤。 處理這些IO錯誤的方式 基於 I/O的型別：是讀還是寫？以及　其I/O 的原因。 最常見的處理方式是當發生I/O錯誤則將問題磁碟OFFLINE掉。 如果將磁碟OFFLINE掉將造成部分資料不可用，則強制性的Disk Group Dismount將被髮動。 這樣做則從其他節點或者待問題修復後，嘗試恢復重新寫入變得可能。 在external redundancy下磁碟不能被offline。 normal redundancy下2個互為partners的磁碟不能同時OFFLINE。high redundancy下2個partners可以OFFLINE，其他partners不能再OFFLINE。 如果一個錯誤引發disk group被強制dismount，則沒有磁碟將被OFFLINE。如果normal disk group下2份資料寫入都有問題，則也不會吧磁碟OFFLINE。

一個磁碟要OFFLINE的話，首先要求所有的資料庫例項和ASM例項均在自己的SGA中將其標記為OFFLINE的，避免其仍正在被讀取。 由於 I/O錯誤導致磁碟OFFLINE的行為，直到所有程式均停止讀取該磁碟才被認為是完成的。

ASM FILE read 檔案讀取

注意檔案資料的讀取仍是資料庫例項自己完成的，而不是ASM例項。 典型情況下總是讀取primary extent除非對應的磁碟OFFLINE了。 如果primary extent 所在磁碟OFFLINE了或者讀取失敗了，則會使用secondary extents。 如果primary 和 secondary  extents都讀取失敗，則一個I/O錯誤將返回給 client。 檔案讀取失敗一般不會造成磁碟OFFLINE或者disk group  dismount。

ASM FILE Write 寫檔案

檔案資料寫入同樣仍由資料庫例項自己完成，而非ASM例項。若任何寫出發生IO錯誤，則該錯誤將透過connection pool slave連線池子程式傳送給ASM例項。  ASM例項要麼把磁碟OFFLINE，要麼dismount diskgroup，且透過ASMB的連線來更新磁碟狀態。 資料庫程式或者重新發起之前的寫出。由於寫出不會再寫到OFFLINE的磁碟上，所以重試寫出一般會成功，除非diskgroup也給dismount了。

Instance Recovery例項恢復

ASM例項恢復instance recovery 與資料庫例項恢復很類似。最大的區別在於ASM例項會mount多個disk group，且不同的disk group又可以為多個例項所用。Instance recovery是基於每一個disk group為基礎的。在RAC中若一個例項強制dismount了一個disk group，則另一個ASM例項必須做該disk group的instance recovery，甚至於之前dismount該diskgroup的例項沒有終止。ASM例項只為其已經 mount的disk group做instance recovery。RAC中，如果一個ASM例項已經mount了2個disk group且意外崩潰了，則這2個disk group的恢復工作可能有叢集的其他ASM例項來完成。

instance recovery例項恢復首先掃描ACD中的redo來構建需要做恢復的塊的列表。 redo將被應用到塊，塊將被寫回到diskgroup中。 之後新的鎖可以被請求以便訪問diskgroup上的後設資料metadata。注意ASM例項的instance recovery僅僅與 ASM metadata有關。 檔案中的資料還是由資料庫例項自己恢復的。

在redo應用之後正執行該instance recovery的ASM例項將檢測COD中的資料，如果之前有rebalance正在之前崩潰的例項中執行的話， 則考慮如果必要重啟該 rebalance 。 之前崩潰的ASM例項所留下的任意回滾操作都將被完成。

Rebalance 

當一個或者多個磁碟 被 加入，drop，或者resize時disk group要做rebalance來保證所有儲存均勻地使用。Rebalance移動資料的依據不是 I/O統計資訊，也不是其他統計的結果。 完全基於disk group中各個磁碟的大小。當儲存配置發生變化時其自動開始，當然也可以手動來發起。一般不推薦手動介入，需要手動介入的是當需要修改 rebalance power，或者將rebalance操作變換到其他節點上執行時。 手動介入時命令在哪個例項上執行，rebalance就發生在哪個例項上。

下面是rebalance 的簡要步驟：

Repartner 重新配對

當一個磁碟加入到diskgroup中時，其需要配對partners，這樣它本身存放資料的primary extent，其配對partners磁碟才能儲存映象複製。由於理想情況下每一個磁碟已經擁有了最大數目的配對partners，新增加磁碟配對關係的話往往意味著要打破一些現有的partners配對。 當正在drop磁碟時，其現有的配對關係partnerships將不得不被打破。這將造成一些磁碟的配對數目小於理想數。 因此rebalance的第一步是重新計算一個新的配對組合集合。 這個新的partnerships基於移動最少量資料的依據被選擇出來。這也是為什麼最好增加和drop多個磁碟最好是同一時間發起的原因。

Calculate weights計算權重

rebalance的目標是讓disk group 中的每一個磁碟均以同樣的比例分配。因此更大的磁碟就要存放更多的檔案資料。 這裡會為每一個磁碟計算一個權重，來決定其上存放多少量的資料。權重受到磁碟大小和配對關係的影響。

Scan files 掃描檔案

rebalance是一個檔案、一個檔案做的，檔案的extent map將被掃描來判斷其應當如何平衡。為了實現平衡，現有的extent set可能被移動到其他磁碟上，以便歸於平衡。 這通常結果是移動到最新加入的磁碟中。也可能為了新的配對關係來做必要的移動。

 Extent relocation 盤區移位

移位一個extent 是需要協調發生到該 extent上的任意I/O的。 叢集中的所有ASM例項均會被通知開始移位的資訊。 此資訊也將被轉發給所有有開啟該檔案的資料庫例項的ASMB程式，這樣就鎖住了對應的extent。任何新的寫入到對應extent的操作將被阻塞， 但讀取則不被影響。當relocate操作結束後，已有的寫出操作將被重新觸發。 extent 盤區是被從舊的位置讀取並寫出到新的位置 基於1MB的I/O。在 relocation完成後解鎖的資訊將傳達幷包含有新的盤區指標。 extent map將被更新 且其上面lock的標記將被清楚。 任何未完成的寫入將被允許繼續工作。 任何活動的查詢將被重新觸發，原因是舊有的extent可能已經被其他資料重用了。

可能有多個slave程式在同一時間做relocation，power limit引數控制slave程式數目。

Restart重新開始

同時時間只能有一個 rebalance。若進行中的rebalance被打斷，那麼其一般會自動重啟。若正在做rebalance的一個節點發生失敗，則rebalance將從其殘局重啟。如果管理員手動修改了power limit 也會引起重啟。如果在rebalance過程中發生了另一個儲存變更，則整個rebalance將從開頭重啟

Check Disk Group檢測磁碟組

check disk group 命令比對一個 disk group中的冗餘資料結構來保證沒有損壞發生。 在檢測過程中資料結構將被鎖住，檢測中將發生下面的動作：

PST將被驗證來確保所有的配對關係是對稱的且有效的。  如果disk A以Disk B作為partner，則Disk B也是Disk A的partner。 如果Disk B不存在或者 Disk A不在Disk B的partner 列表上，則生成錯誤。 A和B當然在不同的failure groups上。

Extent Map 將對照allocation tables做檢查。所有線上的磁碟的allocation tables將被掃描，且extent map上每一個已經分配的AU將被確認。一個已經分配的 AU的allocation tables記錄指出了使用該AU的檔案號和data extent資訊。檔案的extent map中的磁碟和AU資訊將被驗證。如果檔案不存在，或者extent map指向不同的AU，都將導致報錯。 同時檢測也會發現那些看上去已經被分配，但是不屬於任何檔案的一部分的AU。

Allocation tables將對照Extent Map做檢查。所有檔案的extent maps將被掃描，且每一個data extent的分配記錄將被確認指向了檔案extent。data extent的extent map記錄給出了分配該extent的磁碟號和AU號。allocation table記錄將被驗證。 如果磁碟過小，或者AU實際上沒被分配，或者AU其實分配給了其他檔案，或者AU其實是分配給其他extent的，都會導致報錯。 該檢測可以發現被分配了2次的AU，或者雖然標記為空閒但實際已經被使用的AU。

所有的extent set都對照著配對關係partnerships做一次驗證。每一個extent set中的每一個secondary extent都被驗證是否在含有primary extent的磁碟的partner上。 這將發現丟失配對關係的情況。

若以上任何問題發生，則將報錯，但檢測會持續下去。修復不一致往往需要靠手動操作，例如使用KFED。

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