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为了保证CacheFusion的性能，Oracle提供了一个名为DRM的机制，通常情况下一个进程获取一个Buffer可能会有以下几种情况：

1.最快的情况：

进程查看buffer的属主信息，确定属主就是自己，并且在与LMS通信之后命中了自己的缓冲区，这种情况就可以直接读缓冲区的buffer效率就非常高。

2.较好的情况：

进程查看buffer的属主信息，确定属主就是自己，并且在与LMS通信之后命中了其它节点的缓冲区，这个时候通过socket通信获取其它节点内存中缓存的buffer，在这种情况下buffer通过网络获取，效率较高，高于从磁盘上获取。

3.比较普通的情况：

进程查看buffer的属主信息，确定属主就是自己，并且在与LMS通信后没能命中缓冲区，这个时候就需要从共享磁盘中读上来一块buffer，磁盘IO的效率是慢于socket通信的，在该种情况下效率低于情况2.

4.较差的情况

进程查看buffer的属主信息，确定属主不是自己，本节点LMS会与属主节点LMS进行socket通信，属主节点LMS接收到请求后请求的buffer命中了其它节点的缓冲区，这时需要在走一个socket通信将该buffer发送给请求节点，这种情况下需要多发一次socket请求从而影响性能。

5.最差的情况

进程查看buffer的属主信息，确定属主不是自己，本节点的LMS会与属主节点LMS进行socket通信，属主节点LMS在接收到请求后发现请求buffer没能命中任意一个节点的缓冲区，这时需要告知请求节点从共享磁盘中读取该buffer，这种情况既多发了socket又要走磁盘IO效率极差。

根据以上几种情况，不难看出当buffer属主和请求buffer节点时同一个节点时，请求buffer的效率会比较好。DRM就做到了这样一件事。

在数据库启动后所有资源都是均匀分配的，因此无法保证请求节点和属主节点是同一个节点，所以最快的情况和较好的情况出现的概率较低。

DRM的核心思想就是通过统计一个关系被节点访问的次数，从而将这个关系的所有buffer的属主转变为最频繁地访问该关系的节点。

DRM涉及到两个部分分别是数据统计以及资源迁移。

首先本文先来讲解一下数据统计：

在LMS决定授予一个buffer给某个节点之后，会通知LCK0做数据统计，LCK 0会统计数据，并且找出符合DRM要求的关系，该要求为该关系每分钟被某个节点访问超过了6000次并且该关系被某个节点的访问次数是其他节点的50倍，在找出这样的关系后，LCK0进程会把这样的关系涉及到的buffer加入到DRM队列中。

DRM队列是一个环形队列，每个entry是一个windows，一个windows可以容纳64个buffer。

LMD会轮询检查DRM间隔，在达到预定时间后准备开启DRM，该时间默认是10分钟，在达到这个时间后，LMD会查看DRM队列，如果队列中存在元素，那么开启DRM资源迁移。

DRM资源迁移包括四个阶段，分别是静默阶段、冻结阶段、清除阶段、重建阶段以及解冻阶段。

在静默阶段时，LMON通知LMS结束对windows中的数据块之后的请求后，不再接收对这些数据块的其它请求。

在冻结阶段时，LMS会处理当前需要DRM的数据块当前的请求，在处理完当前的请求后LMS不再接受对这些块的新请求，如果用户还希望访问这些块时需要等待。

在清除阶段时，LMS会将对应块在所有节点上的当前的主节点信息删除。

在重建阶段时，LMS会将所有节点的LMS发送本地记录的需要DRM的数据块的信息到新的属主节点，新的属主节点会根据LMS发送的本地记录信息构建新的属主信息并将其写入到自己的内存中。

在解冻阶段时，发起DRM的LMON会向集群所有LMON发送DRM完成的消息，集群其它LMON在接收到该消息后会和本地节点的LMD进程确认本节点的迁移完成状况，在确认DRM完成后，这些节点的LMON会通知发起DRM的节点DRM已完成，LMON在接收到所有节点的确认消息后，会标记本次进行DRM的windows为已完成状态，下一次DRM时LMD不再检索这部分信息，同时如果队列满了，这部分信息会被覆盖掉。

由此可见一次DRM无法满足迁移一整个relation。因此对于一个relation来说需要被多次DRM才能完成整个relation的迁移，因此那些已经完成迁移buffer会被上一个affinity lock，拥有affinity lock的buffer就代表经历了DRM，可以被节点快速访问。