dataguard参数详解（转载）
https://developer.aliyun.com/article/52219
DB_NAME
只需注意DataGuard的主备各节点instance使用相同的db_name即可。推荐与service_name一致。

Primary Site
Standby Site
.DB_NAME='DB' .DB_NAME='DB’
DB_UNIQUE_NAME
Primary与Standby端数据库的唯一名字，设定后不可再更改。
注意:
如果主备db_unique_name不一样，需要与LOG_ARCHIVE_CONFIG配合使用
db_unique_name并未规定需要与数据库service_name一致，可以自定义任意名称。

Primary Site
Standby Site
.db_unique_name='Primary’ .db_unique_name='Standb
LOG_ARCHIVE_CONFIG
列出主备库上的DB_UNIQUE_NAME 参数。默认情况下，定义该参数能确保主备库数据库能够互相识别对方
Primary与Standby端的db_unique_name不一致时

Primary Site Standby Site
*.db_unique_name=Primary
*.db_unique_name=Standby
.LOG_ARCHIVE_CONFIG='DG_CONFIG=(Primary,Standby)' .LOG_ARCHIVE_CONFIG='DG_CONFIG=(Primary,Standby)'
如在主备库db_unique_name不一致的情况下未配置 LOG_ARCHIVE_CONFIG则会出现如下报错
ORA-16057: DGID from server not in Data Guard configuration
原因:主库没有设置参数log_archive_config
解决方法*.log_archive_config='dg_config=( Primary , Standby )'

alter system set log_archive_config='dg_config=( Primary , Standby )' scope=both;
Primary与Standby端的db_unique_name一致时

Primary Site Standby Site
.db_unique_name=test .db_unique_name=test
.LOG_ARCHIVE_CONFIG='' .LOG_ARCHIVE_CONFIG='
LOG_ARCHIVE_DEST_1
本地归档路径。Primary与Standby需要定义各自的online redo log的归档地址，以系统实际的存放路径为准。格式如下：
Primary Site:
*.LOG_ARCHIVE_DEST_1='LOCATION=/arch/ VALID_FOR=(ALL_LOGFILES,ALL_ROLES) '
Standby Site:
*.LOG_ARCHIVE_DEST_1='LOCATION=/stdby/ VALID_FOR=(ALL_LOGFILES,ALL_ROLES) '
注意：
在LOG_ARCHIVE_DEST_n设置DB_UNIQUE_NAME表示该参数在 DB_UNIQUE_NAME指定的数据库上生效 ，设置为本地的db_unique_name。以priamry端为例，格式如下：
*.LOG_ARCHIVE_DEST_1='LOCATION=/archivelog/ VALID_FOR=(ALL_LOGFILES,
ALL_ROLES) DB_UNIQUE_NAME=Primary'
这样配置的意义为： 在数据库 Primary 上log_archive_dest_1对主备库上的联机日志都有效，这里的 db_unique_name可以省略　　　　　　　　　　　　　　　　　　 　
LOG_ARCHIVE_DEST_2
该参数仅当数据库角色为primary时生效，指定primary归档redo log到该参数定义的standby database上。
log_archive_dest_2可以说是dataguard上最重要的参数之一，它定义了redo log的传输方式(sync or async)以及传输目标(即standby apply node)，直接决定了dataguard的数据保护级别。
格式如下：
Primary Site:
*.LOG_ARCHIVE_DEST_2='SERVICE=DR2 lgwr async VALID_FOR=(ONLINE_LOGFILES, PRIMARY_ROLE) '
Standby Site: (switch over后生效)
*.LOG_ARCHIVE_DEST_2='SERVICE=DR1 lgwr async VALID_FOR=(ONLINE_LOGFILES, PRIMARY_ROLE) '
注意：
LOG_ARCHIVE_DEST_2参数里定义的service值，比如DR1，是tnsnames.ora文件里定义的Oracle Net名称。
有时会在LOG_ARCHIVE_DEST_2定义DB_UNIQUE_NAME的值，当前节点设置的均为另一端数据库的db_unique_name。以primary端为例，格式如下：
*.LOG_ARCHIVE_DEST_2='SERVICE=DR1 LGWR ASYNC VALID_FOR=(ONLINE_LOGFILES,PRIMARY_ROLE) DB_UNIQUE_NAME=Standby' 　
这个参数的意义为： 在数据库DR1上log_archive_dest_2对主库上的联机日志都有效 　　　　　 　
关于valid_for参数，有如下解释：
The redo_log_type keyword identifies the destination as valid for archiving to one of the following:
ONLINE_LOGFILE:This destination is valid only when archiving online redo log files.
STANDBY_LOGFILE:This destination is valid only when archiving standby redo log files.
ALL_LOGFILES:This destination is valid when archiving either online redo log files or standby redo log files.
The database_role keyword identifies the role in which this destination is valid for archiving:
PRIMARY_ROLE:This destination is valid only when the database is running in the primary role.
STANDBY_ROLE:This destination is valid only when the database is running in the standby role.
ALL_ROLES:This destination is valid when the database is running in either the primary or the standby role.　　　　　　　　　　　　 　
LOG_ARCHIVE_DEST_3
该参数仅当数据库角色为standby时生效，定义primary database的日志写到standby database的standby redo log中。
Primary Site:
*.LOG_ARCHIVE_DEST_3='LOCATION=/archivelog/standbylog/ VALID_FOR=(STANDBY_LOGFILES,STANDBY_ROLE) '
Standby Site:
*.LOG_ARCHIVE_DEST_3='LOCATION=/arch/arch3/ VALID_FOR=(STANDBY_LOGFILES, STANDBY_ROLE)'
注意：
LOCATION定义的路径以本节点能读写的实际路径为准。
LOG_ARCHIVE_DEST_STATE_n
设置为ENABLE，激活log_archive_dest_n定义的属性。
FAL_SERVER and FAL_CLIENT
当Primary Database的某些日志没有成功发送到Standby Database， 这时候发生饿了归档裂缝（Archive Gap）。
FAL是Fetch Archive Log的简写，它是dataguard主备之间GAP的处理机制。
当Primary Database的某些日志没有成功发送到Standby Database， 这时候发生饿了归档裂缝（Archive Gap）。
Primary上不会有GAP，所以fal_server和fal_client也是只在standby上生效的参数，当然为了switch over的需要同样会在primary端进行预设置。
缺失的这些日志就是裂缝（Gap）。 Data Guard能够自动检测，解决归档裂缝，不需要DBA的介入。这需要配置FAL_CLIENT， FAL_SERVER 这两个参数（FAL: Fetch Archive Log）。
从FAL 这个名字可以看出，这个过程是Standby Database主动发起的“取”日志的过程，Standby Database 就是FAL_CLIENT. 它是从FAL_SERVER中取这些Gap， 10g中，这个FAL_SERVER可以是Primary Database， 也可以是其他的Standby Database。
如：FAL_SERVER='PR1,ST1,ST2';
FAL_CLIENT和FAL_SERVER两个参数都是Oracle Net Name。 FAL_CLIENT 通过网络向FAL_SERVER发送请求，FAL_SERVER通过网络向FAL_CLIENT发送缺失的日志。 但是这两个连接不一定是一个连接。 因此FAL_CLIENT向FAL_SERVER发送请求时，会携带FAL_CLIENT参数值，用来告诉FAL_SERVER应该向哪里发送缺少的日志。 这个参数值也是一个Oracle Net Name，这个Name是在FAL_SERVER上定义的，用来指向FAL_CLIENT.
FAL参数定义的数据库名同样取自本地tnsnames.ora里配置的Oracle Net Service Name.

Primary Site Standby Site
.fal_server='DR2’ .fal_server=' DR1 ’
.fal_client='DR1' .fal_client=' DR2'
其中DR1、DR2分别为主备库的网络服务名
DB_FILE_NAME_CONVERT
primary与standby上diskgroup的名称或是数据文件的存放路径不一致的时候，需要定义该参数进行转换，否则standby apply后无法创建与primary一致的数据文件并报错。
db_file_name_convert 主数据库和备用数据库的数据文件转换目录对映（如果两数据库的目录结构不一样），如果有多个对映，逐一指明对映关系。
格式：
*.db_file_name_convert=主数据库数据文件目录，备用数据库数据文件目录
例如：
Primary Site:
*.db_file_name_convert='+DATAGRP/db/datafile/','+DG1/db/datafile/'
或者*.db_file_name_convert='/u01/app/oradata/standby','/u01/app/oradata/primary'
Standby Site:
*.db_file_name_convert='+DG1/db/datafile/','+DATAGRP/db/datafile/'

或者*.db_file_name_convert='/u01/app/oradata/ primary ','/u01/app/oradata/ standby '
其中+DG1/db/datafile/是primary dastabase上存放datafile的路径，+DATAGRP/db/datafile/是standby上存放datafile的路径
多对多映射设定
*.db_file_name_convert='/opt/oracle/oraInventory/oradata/oracle',

'/opt/oracle/oraInventory/oradata/standby','/home/ldai/testdb',
'/home/ldai/testdb/standby'
注意: primary上的该参数仅在主备switch over后生效,格式应保持一致，比如"*.db_file_name_convert='+DG1/db/datafile','+DATAGRP/db/datafile/' ”，路径少了一个"/”，将导致standby apply失败。这个参数仅对standby数据库有效
primary上执行create tablespace等add datafile操作时，无须自定义datafile的全路径名称，由数据库自动创建datafile即可。
LOG_FILE_NAME_CONVERT
同DB_FILE_NAME_CONVERT类似，定义主备log文件的存放路径转换。
STANDBY_FILE_MANAGEMENT
初始化参数STANDBY_FILE_MANAGEMENT作用于standby数据库 ，用来控制是否自动将Primary数据库增加表空间或数据文件的改动，传播到物理Standby数据库。该参数有两个值：
AUTO：如果该参数值设置为AUTO，则Primary数据库执行的表空间创建操作也会被传播到物理Standby数据库上执行。
MANUAL：如果设置为MANUAL或未设置任何值（默认值是MANUAL），需要手工复制新创建的数据文件到物理Standby服务器。
注意：STANDBY_FILE_MANAGEMENT参数特指Primary数据库端的表空间或数据文件创建，如果数据文件是从其他数据库复制而来（比如通过TTS传输表空间），则不管STANDBY_FILE_MANAGEMENT参数值如何设置，都必须同时手工复制到Standby数据库，并重建物理Standby数据库的控制文件。
在Primary数据库端删除表空间时，会影响到物理Standby端数据库的数据文件和表空间，初始化参数STANDBY_FILE_MANAGEMENT的属性值设置决定了该事件是否需要DBA介入。
当STANDBY_FILE_MANAGEMENT设置为AUTO。
SQL> ALTER SYSTEM SET STANDBY_FILE_MANAGEMENT=AUTO;
System altered.
在Primary数据库端执行删除表空间的操作：
SQL> DROP TABLESPACE TEST INCLUDING CONTENTS AND DATAFILES;
Tablespace dropped.
INCLUDING DATAFILES子句，在删除表空间时Oracle也将自动删除对应的物理文件。
将初始化参数STANDBY_FILE_MANAGMENT设置为AUTO，对于表空间和数据文件的操作无须DBA手工干预，物理Standby能很好地进行处理。
当STANDBY_FILE_MANAGEMENT参数设置为MANUAL时，即使DBA在Primary数据库端执行删除操作时加上了INCLUDING DATAFILES子句，Standby数据库仍然只会将表空间和数据文件从数据字典中删除，表空间涉及的物理文件仍需要手工删除。
对于文件系统，我们可以将初始化参数STANDBY_FILE_MANAGMENT设置为AUTO，但是对于裸设备，只能将该参数设置为MANUAL。
在Primary数据库端执行数据文件重命名操作：
如果Primary数据库重命名了一个或多个数据文件，该项修改并不会自动传播到Standby数据库。 就算设置了初始化参数STANDBY_FILE_MANAGEMENT等于AUTO也不行，要让Standby的数据文件与Primary保持一致，只能手工操作。
1、alter tablespace/datafile offline;
2、使用操作系统命令来拷贝
3、alter databaser rename datafile '....' to '...'
4、alter tablespace/datafile online;
5、确认STANDBY DB中所有归档已经apply
6、alter database recover managed standby database cancel停止redo apply
7、拷贝并重命名数据文件
8、alter database rename file '...' to '....';
9、alter databas recover managed standby database disconnect from session.
添加或删除Redologs文件
数据库调优时极有可能会涉及重置日志文件大小或增加删除日志组等操作，如果STANDBY_FILE_MANAGEMENT参数值设置为AUTO的话，这种操作也会被传播到物理Standby数据库。不过在一般情况下，你可以不管STANDBY_FILE_MANAGEMENT参数的设置，因为无论Primary端对日志组或日志文件的操作是否传播到物理Standby数据库，也不会影响到物理Standby数据库的运行，不过如果你不注意其中的关系，造成的影响可能会很深远。
通常建议当你在Primary数据库增加或删除Online Redologs时，一定记得手工同步相关物理Standby数据库中相关的设置，同时也要考虑好Standby Redologs与Online Redologs之间的关系，即保证Standby Redologs比Online Redologs要至少多一组。
注意的就是在Standby数据库端操作前务必将STANDBY_FILE_MANAGEMENT设置为MANUAL，如果物理Standby数据库的日志文件与Primary数据库路径不同的话，应该通过初始化参数LOG_FILE_NAME_CONVERT的设置，让其自动进行转换。
Standby redo log组数公式>=(每个instance日志组个数+1)*instance个数，例如
rac 2台机器 每台3组 则 standy 需8组，并且创建时要为每个实例建4组。一般来说，逻辑备库需要更多的redo组数，这是由于逻辑备库有自身的redo日志，而这些redo日志优先归档，故同等条件下逻辑备库的归档速度比物理备库的慢。
跨OPEN RESETLOGS的应用
在某些情况下，Primary数据库以RESETLOGS方式打开之后，也不会影响Data Guard的配置，Standby数据库无须人工参与，自动应用OPEN RESETLOGS的操作，继续接收并应用Primary数据库OPEN RESETLOGS之后产生的日志。
当然这是有条件的，并不是所有情况下都能这么智能。我们知道执行ALTER DATABASE OPEN RESETLOGS语句之后，数据库的INCARNATION被重置，也就是此时其Standby数据库的SEQUENCE序号也会从头开始设置。当然物理Standby数据库并不关注这一点，它只是忠实地紧跟Primary数据库的脚步，一步一步地执行Primary数据库曾经执行过的操作，因此当其接收到新的REDO数据时，就会自动应用这部分REDO数据。
图中显示了Primary数据库RESETLOGS操作对Standby的影响

Standby 数据库状态
Standby 数据库操作

解决方案
尚未应用RESETLOGS 之前的 REDO数据 自动应用REDO 数据 无须手工介入
应用了RESETLOGS 之后的 REDO 数据，不过 Standby 数据库启用了 FRA 可以回到应用RESETLOGS 之前的状态，不过需要 DBA 手工介入
手工FLASHBACK DATABASE 到应用 RESETLOGS 日志之前的状态

重启REDO 应用，以重新接收新的REDO 数据

应用了RESETLOGS 之后的 REDO 数据，而且没有配置 FRA 无法进行应用处理 重建物理Standby 是唯一的选择

正常情况下这个逻辑没有问题，不过遇到Primary执行过OPEN RESETLOGS之后，又通过备份恢复到OPEN RESETLOGS之前的状态，视物理Standby的具体配置（配置方式决定了物理Standby是否有可能回到OPEN RESETLOGS之前的状态）的不同，情况可能会复杂很多。

参考至：http://Java-beginner-liyun.iteye.com/blog/monthblog/2010-07?show_full=true

           http://www.linuxidc.com/Linux/2011-09/42721p3.htm
           http://www.cnblogs.com/sopost/archive/2010/01/30/2190114.html
           http://epub.itpub.net/6/5.htm

           http://wenku.baidu.com/view/deec7e29cfc789eb172dc8f5.html 

作者：czmmiao 原文地址：http://czmmiao.iteye.com/blog/1311070

buffer busy waits 等待事件的产生

当n个进程想以不兼容的模式持有内存块上的buffer pin的时候，就会产生buffer busy waits等待

什么？
内存块上有buffer pin ?
不是说内存块的锁都是靠latch实现的吗？什么时候还冒出一个buffer pin？从来没听说过！！
好，既然你这么问，那我们可以先假设没有buffer pin这东东，看看oracle怎么去访问/修改一个数据块。（下面的过程尽可能的我做了简化）
1）依据数据块的地址计算出数据块所在的bucket
2）获得保护这个bucket的cbc latch
3）在这个链表上找寻我们需要的数据块
4）读取/修改数据块的内容
5）释放cbc latch
我们知道latch的获得和释放时间一般都是极短的（cpu的原子操作），上面5个步骤里1,2,3,5的时间我们都可以认为是极快的操作。
但是步骤四消耗的时间相对于这几个就大了去了。我粗糙的画了一个图，可以参展一下

这样就导致了一个问题，在大并发环境下，由于cbc latch的持有时间过长，会导致大量的latch争用，latch的大量争用非常容易导致系统的cpu资源出现瓶颈。需要特别说明的是，即使你所有的操作都是查询非修改，也会导致大量的cbc latch争用：cbc latch的持有到cbc latch的释放这段时间过长了。
如何解决这个问题呢，说一下ORACLE的做法。
ORACLE通过让每次访问buffer block的会话获取两次cbc latch，再配合在内存块上加buffer pin来解决这个问题

看如下的步骤。
1）依据数据块的地址计算出数据块所在的bucket
2）获得保护这个bucket的cbc latch
3）在这个链表上找寻我们需要的数据块，找到后，pin这个buffer（读取s，修改x）
4）释放cbc latch
5）读取/修改数据块的内容
6）获取cbc latch
7）unpin这个buffer
8）释放cbc latch
通过这种实现方式，我们看到cbc latch的持有时间大大降低了，因为cbc latch的持有，只做了很少的事情，这样就大大降低了cbc latch的争用。
你可能会挑战说，虽然cbc latch的争用会大大减轻，可是ORACLE只不过是转移了竞争点，现在变成了buffer lock之间的竞争。
你说的对，但是也不对！！
如果你的数据库里读极多，写极少，由于各个读之间的buffer pin是兼容的，都是s模式，因此不会产生任何的争用。
如果你的数据库里写极多，读极小，就会产生buffer busy waits等待，但是这种等待的代价比cbc latch的等待代价要小的多，latch的spin机制是非常耗cpu的，而buffer pin的管理本质上类似于enq 锁的机制，没有spin机制，不需要自旋耗费大量的cpu。
如果你的数据库是读写混合的场景，那么写会阻塞读，产生buffer busy waits，但是读不会阻塞写，不会产生这个等待。这个我们后面会重点讨论

下面我们模拟下怎么产生busy buffer waits等待事件：

SCOTT@orcl>select dbms_rowid.ROWID_RELATIVE_FNO(rowid) fn, dbms_rowid.rowid_block_number(rowid) bl, rowid from emp ;

    FN         BL ROWID

     4        151 AAAR3xAAEAAAACXAAA
     4        151 AAAR3xAAEAAAACXAAB
     4        151 AAAR3xAAEAAAACXAAC
     4        151 AAAR3xAAEAAAACXAAD
     4        151 AAAR3xAAEAAAACXAAE
     4        151 AAAR3xAAEAAAACXAAF
     4        151 AAAR3xAAEAAAACXAAG
     4        151 AAAR3xAAEAAAACXAAH
     4        151 AAAR3xAAEAAAACXAAI
     4        151 AAAR3xAAEAAAACXAAJ
     4        151 AAAR3xAAEAAAACXAAK

    FN         BL ROWID

     4        151 AAAR3xAAEAAAACXAAL
     4        151 AAAR3xAAEAAAACXAAM
     4        151 AAAR3xAAEAAAACXAAN

可以看到，emp表上的所有行都是在file 4，block 151上面的

现在我们来模拟三种情况：

情况一：两个session并发的进行查询

SCOTT@orcl>select distinct sid from v$mystat;

   SID

   164

SCOTT@orcl>declare
2 c number;
3 begin
4 for i in 1 ..6000000 loop
5 select count(*) into c from emp where empno=7788;
6 end loop;
7 end;
8 /

SCOTT@orcl>select distinct sid from v$mystat;

   SID

   422

SCOTT@orcl>declare
2 c number;
3 begin
4 for i in 1 ..6000000 loop
5 select count(*) into c from emp where empno=7900;
6 end loop;
7 end;
8 /

这个时候查询当前的非空等待事件：

SYS@orcl>select distinct event,s.wait_class from v$session_wait s,v$event_name e where event=name and e.wait_class not like 'Idle';

EVENT WAIT_CLASS

SQL*Net message to client Network

可以看到没有buffer busy waits的等待事件

情况二：一个session进行查询，另一个session进行更新操作：

SCOTT@orcl>select distinct sid from v$mystat;

   SID

   422

SCOTT@orcl>
SCOTT@orcl>begin
2 for i in 1 ..4000000 loop
3 UPDATE emp SET sal=2000 where empno=7788;
4 commit;
5 end loop;
6 end;
7 /

SCOTT@orcl>select distinct sid from v$mystat;

   SID

    85

SCOTT@orcl>declare
2 c number;
3 begin
4 for i in 1 ..6000000 loop
5 select count(*) into c from emp where empno=7900;
6 end loop;
7 end;
8 /

在这样的情况下系统的等待事件：

SYS@orcl>select distinct event,s.wait_class from v$session_wait s,v$event_name e where event=name and e.wait_class not like 'Idle';

EVENT WAIT_CLASS

latch free Other
log file parallel write System I/O
control file parallel write System I/O
SQL*Net message to client Network

情况三：两个session同时并发的进行更新操作

session 1：

SCOTT@orcl>begin
2 for i in 1 ..4000000 loop
3 UPDATE emp SET sal=2000 where empno=7788;
4 commit;
5 end loop;
6 end;
7 /

session 2：

SCOTT@orcl>begin
2 for i in 1 ..4000000 loop
3 UPDATE emp SET sal=2000 where empno=7900;
4 commit;
5 end loop;
6 end;
7 /
查询系统的当前等待事件：

EVENT WAIT_CLASS

log file switch (checkpoint in Configuration
complete)

control file parallel write System I/O
buffer busy waits Concurrency
SQL*Net message to client Network

看到了buffer busy waits的等待事件

我们看到发生写的会话session 1，没有任何的buffer busy waits等待，而发生读的会话session 2，产生了大量的buffer busy waits等待。
网上对这一块的争论是比较激烈的。
道理其实非常简单
1）当读取的进程发现内存块正在被修改的时候（如果有x模式的buffer pin，就说明正在被修改），它只能等待，它不能clone块，因为这个时候内存块正在变化过程中ing，这个时候clone是不安全的。很多人说，oracle里读写是互相不阻塞的，oracle可以clone内存块，把读写的竞争分开。其实要看情况，在读的时候发现内存块正在被写，是不能够clone的，因为是不安全的。这个时候读的进程只能等待buffer busy waits。
2）当写的进程发现内存块正在被读，这个时候，读是不阻塞写的，因为ORACLE可以很容易的clone出一个xcur的数据块，然后在clone的块上进行写，这个时候clone是安全的，因为读内存块的进程不会去修改数据块，保证了clone的安全性。

说到这里，基本上可以来一个简单的总结了，但是总结前，还是有必要给大家简单介绍一下，buffer header上的两个列表

每个buffer header上都有2个列表：users list和waiter list。
users list用来记录，当前有哪些会话获得了此buffer block上的buffer pin,并记录下buffer pin的模式。
waiter list用来记录，当前有哪些会话在等待buffer block 上的buffer pin，并记录下申请buffer pin的模式。
看到这两个列表，是不是觉得似曾相识？对了，enq锁的管理也是类似的这个方式，不过多了一个列表，锁转换列表。
给大家举个例子，会更清晰一些：
session 1(sid 123)：修改数据块block 1
此block的buffer headler上的users list如下：
sid hold mode
123 x

session 2(sid 134)：也想修改数据块block 1，但是由于于session 1的锁模式不兼容，只能等待buffer busy waits，此时的user list不变，waiter list如下：
sid req mode
134 x

session 3(sid 156)：也想修改数据块block 1，但是由于于session 1的锁模式不兼容，只能等待buffer busy waits，如果这个时候我们去观察后台的等待，会发现2个会话在等待buffer busy waits了（134,156）。此时的user list不变，waiter list如下：
sid req mode
134 x
156 x

如果这个时候sid为123的会话修改完成，那么会通知sid为134的会话获得buffer pin，此时的user list,waiter list 如下：
user list
sid hold mode
134 x

waiter list
sid req mode
156 x

可要看到，buffer lock的这种机制非常类似于enq锁的机制，先进先出，然后通过n个列表来记录锁的拥有者和等待着。等待buffer busy waits的进程在进入队列后，会设置一个1秒（_buffer_busy_wait_timeout）的超时时间，等待超时后，会“出队”检查锁有没有释放，然后重新入队。

最后我们可以来一个总结了：
1）buffer busy waits是产生在buffer block上的等待，由于n个进程想以不兼容的模式获得buffer block的buffer pin，进而引起buffer busy waits等待。
2）buffer lock的管理模式非常类似enq锁的管理模式，先进先出，有队列去记录锁的拥有者和等待着。
3）写写，读写都会产生buffer busy wiats等待。写写的两个会话，都会产生buffer busy wiaits等待，而读写的两个会话，只有读的session会产生，因为它不能去简单的clone一个内存块，正在发生写的内存块发生克隆是不安全的
4）oracle为了解决cbc latch持有时间过长的问题，以每次访问buffer block的会话获取两次cbc latch，再配合在内存块上加buffer pin来解决这个问题。

说明：oracle并不是针对所有的内存块都采取两次获取cbc latch的机制，比如针对索引root,索引branch，唯一索引的叶子节点，都是采取的一次获取机制

buffer busy waits的处理步骤：

1、定位当前buffer busy waits的热块：

select event,p1,p1text,p2,p2text,p3,p3text from v$session_wait where wait_class not like 'Idle';
EVENT P1 P1TEXT P2 P2TEXT P3 P3TEXT

latch: cache buffers chains 2.5253E+10 address 150 number 0 tries
direct path read 7 file number 1581054 first dba 1 block cnt
direct path read 7 file number 1609013 first dba 4 block cnt
log file parallel write 1 files 18 blocks 1 requests
direct path read 7 file number 1607515 first dba 1 block cnt
SQL*Net message to client 1650815232 driver id 1 #bytes 0
buffer busy waits 4 file# 151 block# 1 class#
Disk file operations I/O 3 FileOperation 0 fileno 4 filetype

我们可以看到，造成buffer busy waits热块的是file 4 block 151这个数据块

下一步我们再来查找这个数据块是属于哪个段的

Select owner, segment_name, segment_type, partition_name,tablespace_name from dba_extents
where relative_fno='&filename' and '&blocknum' between block_id and (block_id+blocks-1)
OWNER SEGMENT_NAME SEGMENT_TYPE PARTITION_NAME TABLESPACE_NAME

SCOTT EMP TABLE
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原文链接：https://blog.csdn.net/kiwi_kid/article/details/25799419

转载：http://blog.itpub.net/29475508/viewspace-1256685/

【实验过程】
1、主、备库查看当前日志状况

select sequence#,status from v$log;

2、备库查看RFS接收日志和MRP应用日志同步主库情况

select process, sequence#, status, delay_mins from v$managed_standby;

3、察看备库是否和主库同步

select sequence#,status from v$log;
select archived_thread#,archived_seq#,applied_thread#,applied_seq# from v$archive_dest_status;

4、备库查4、看已经归档的redo

select REGISTRAR,CREATOR,THREAD#,APPLIED,sequence#,first_change#,next_change#, COMPLETION_TIME from v$archived_log;

5、备库查看已经应用的redo

select thread#,sequence#,first_change#,next_change# from v$log_history;

6、主、备库查看是否有gap

select status,gap_status from v$archive_dest_status where dest_id=2;

备库查看

select * from v$archive_gap;

通过上面这6种方法，都可以对主备库间日志传输情况进行监控。
如果日志传输出现代沟（GAP），就需要及时排查问题，必要时还可以采取手工处理GAP措施。

1、ora.sqlora.sql
交互式，参考：https://www.jianshu.com/p/68976495f799
2、oratoporatop.RDBMS_11.zip
交互式,参考：https://www.cnblogs.com/david-zhang-index/p/5209976.html
3、oswoswbb801 (1).rar
实时监控，参考：https://blog.csdn.net/qq_34556414/article/details/80000123

Oracle RHP

转载：http://atoracle.cn/index.php?m=Article&a=show&id=371

随着IT信息化的发展。现在数据中心的规模越来越大，对管理员的要求也越来越高。同时，用户希望快速访问始终在线的服务，因此对于企业来说，部署和维护必须高效且对业务运行无干扰。为了跟上步伐，必须减少运维复杂性和手动参与的步骤。Oracle RHP (Rapid Home Provisioning) 的解决方案标准化、简化了软件分发和管理。自动化和高效率是她的特点，她最小化了对大规模部署的影响。

Rapid Home Provisioning (RHP) 代表了一种标准的方法，以统一的方式，在软件基础设施的所有体系结构层 (Oracle Database和其他第三方定制软件) 上进行部署、补丁、升级、迁移等工作，尤其是Oracle集群、数据库的部署、升级、补丁、迁移，以及集群节点的伸缩等操作非常便捷。