鎖是併發訪問的時候用於保護不共享資源不被同時併發修改的機制。
oracle鎖分爲DML鎖，DDL鎖，內部鎖和latch
DML鎖確保一次只能只有一個人修改某一行（TX鎖），而且正在處理一個表時別人不能刪除（TM鎖）。
DDL鎖，在DDL操作是系統會自動爲對象加上DDL鎖，保護這些對象不被其他會話鎖修改。
latch是輕量級的串行化設備，用於協調對共享數據結構、對象、文件的多用戶訪問，一般都是保護共享內存結構使用的鎖，在此不做討論。
一般的鎖管理器工作過程：
1.找到想要鎖定的那一行地址
2.在鎖管理器排隊
3.鎖定列表
4.搜索列表，查看別人是否鎖定這一行
5.在列表中創建一個新的條目，表明已經鎖定這一行
6.對列表解鎖
接下里修改，之後提交修改後，繼續過程：
7.再次排隊
8.鎖住鎖的列表
9.在這個列表中鎖定，並釋放所有的鎖
10.對列表解鎖
oracle鎖管理方式：
找到需要鎖定的那行地址
到達那一行
鎖定這一行
通常lock有三個組件：Resource Structure(資源)、Lock Structure(鎖）和Enqueue(排隊機制）
Resource和lock是數據結構,而Enqueue是算法。
Resource Structure每一個需要併發控制的資源都有用這個數據結構來描述，先關的成員爲:owner、waiter和converter,這是三個指針，分別指向3個由Lock Structure組成的鏈表。
Lock Structure
每當進程需要訪問共享資源時，必須先“鎖定”該資源，這個動作實際上是從內存中申請一個Lock Structure，
，在其中記錄“鎖模式、進程ID”等重要信息。然後看是否立即能夠獲得資源的訪問權，如果不能的話將這個Lock structure掛到Resource Structure的Waiter鏈表中，如果能夠獲得，則把Lock Structure的owner鏈表中。
最常用的鎖模式
Share 擁有這對資源進行只讀訪問，允許其他用戶併發只讀訪問
Exclusive 擁有者對資源進行修改訪問，不允許其他用戶併發訪問
Enqueue 算法
Lock使用的是Enqueue算法，可以理解爲“先入先出隊列”，如果進程的鎖定請求不能滿足，該進程的Lock Structure就被加到Waiter鏈表的末端。當佔用進程釋放鎖時，會檢查Waiter和Converter隊列，把鎖分配給先入對的請求者。converter和waiter兩個等待隊列，算法的有些區別：如果某個操作先後需要2中不同模式的鎖，比如先是share mode然後是exclusive mode,則進程會先請求share mode 後獲得lock structure會掛在owner隊列上，當需要exclusive
mode鎖時，進程先釋放share mode的鎖，然後再次申請exclusive mode的鎖，但是可能無法立即獲得，這時請求會掛在converter隊列下，converter隊列會被優先於waiter隊列處理。
oracle行級鎖機制
首先明白三個概念：
ITL：每個數據塊的頭部有一個叫做ITL的數據結構，用於記錄那些事務修改了這個數據塊的內容。
記錄頭ITL索引：每條記錄的記錄頭部有一個字段，用於記錄ITL表項號，可以看做指向ITL表的指針
TX鎖，事務鎖
TM鎖：保護表或視圖定義不被修改的鎖
當一個事務開始時，必須申請一個TX鎖，這種鎖保護資源是回滾段、回滾段數據塊，因此這個這個申請意味着：用戶進程必須先申請到回滾段資源後才能開始一個事務，才能執行DML語句修改數據。
申請到回滾段資源後，用戶事務就可以開始修改數據了，事務信息可在v$transaction中查到，在修改數據表的記錄時，需要遵守如下操作順序：
首先獲得這個表的TM鎖，這個鎖用於保護事務執行過程中其他用戶不能修改表結構；
事務修改某個數據塊記錄時，首先需要在改數據塊塊頭的ITL表中申請一個空閒表項，並在其中記錄事務號，實際就是在記錄這個事物要使用的回滾段地址；
事務修改該數據塊的某條記錄時，會設置該記錄頭部的ITL索引指向上一步申請到的表項，然後再修改記錄內容，修改前先在回滾段對記錄修改前的狀態做一個拷貝，然後才能修改數據記錄，這個拷貝用於以後的回滾、恢復和一致性讀。當其他用戶併發修改這條記錄時，會根據記錄頭的ITL索引讀取ITL表項內容，查看這個事務是否已經提交,如果沒有提交，則這個用戶的TX鎖會等待前一個用戶的TX鎖的釋放。
例如如下式轉儲的一個數據塊的ITL信息：
Block header dump: 0×00411819
Object id on Block? Y
seg/obj: 0x10396 csc: 0×00.d62e7 itc: 2 flg: O typ: 1 – DATA
fsl: 0 fnx: 0×0 ver: 0×01
Itl Xid Uba Flag Lck Scn/Fsc
0x01 0×0008.00b.0000029b 0x00c05271.006a.3c —- 3 fsc 0×0000.00000000
0x02 0×0000.000.00000000 0×00000000.0000.00 —- 0 fsc 0×0000.00000000
seg/obj：seg/obj id
csc:clean scn
itc：itl slots的個數，此時多少個事務在對本data block進行操作
flg: 0=on the freelist
typ:數據塊類型
fsl: itl tx freelist slot
fnx: dba of next block on freelist
Itl：interested transaction list index
Xid：transaction id
Uba：undo address
Flag：事務狀態標誌
Lck：事物所影響行的數量
oracle 在對數據行鎖定時，行指向事務ID的一個副本，事務ID存儲在包含數據的塊中，釋放鎖時，事務ID會保存下來，這個事務ID時事務特有的，表示了回滾段號、槽和序列號，事務ID留在包含數據行的塊中，可以告訴其他會話：一個會話擁有這個數據行。另一個會話會看到鎖ID，由於鎖ID表示一個事務，所以可以很快的查看持有這個鎖的事務是否活動的。如果鎖不活動的，則允許會話訪問這個數據，如果鎖還是活動的，會話會要求一旦釋放鎖就得到通知。所以這需要一個排隊機制：請求鎖的會話會排隊，等待目前擁有這個鎖的事務執行，然後的到這個數據。可以根據v$lock視圖的lmode和request
mode判斷誰是owner、waiter和converter
owner:lomode>0,request=0
waiter:lmode=0，request>0
converter:lmode>0,request>0
例如下試驗可以清楚看到這些信息：
系統已更改。
SQL> create table t1 ( x int );
表已創建。
SQL> create table t2 ( x int );
表已創建。
SQL> insert into t1 values ( 1 );
已創建 1 行。
SQL> insert into t2 values ( 1 );
已創建 1 行。
SQL> select (select username
2 from v$session
3 where sid = v$lock.sid) username,
4 sid,
5 id1,
6 id2,
7 lmode,
8 request, block, v$lock.type
9 from v$lock
10 where sid = (select sid
11 from v$mystat
12 where rownum=1)
13 /
USERNAME SID ID1 ID2 LMODE REQUEST BLOCK TYPE
——– —– —- —- —– ——- —– —-
SYS 13 66455 0 3 0 0 TM
SYS 13 66456 0 3 0 0 TM
SYS 13 589840 662 6 0 0 TX
SQL> select object_name, object_id
2 from user_objects
3 where object_name in (‘T1′,’T2′)
4 /
OBJECT_NAME OBJECT_ID
———— ———
T1 66455
T2 66456
每個事務只能有一個TX鎖，但是TM鎖依照修改的對象個數而定，TM對應的ID1列就是DML鎖定對象ID.
SQL> select username,
2 v$lock.sid,
3 trunc(id1/power(2,16)) rbs,
4 bitand(id1,to_number(‘ffff’,'xxxx’))+0 slot,
5 id2 seq,
6 lmode,
7 request
8 from v$lock, v$session
9 where v$lock.type = ‘TX’
10 and v$lock.sid = v$session.sid
11 and v$session.username = USER;
USERNAME SID RBS SLOT SEQ LMODE REQUEST
——– —– —— —– —— —— ———
SYS 13 9 16 662 6 0
SQL> select XIDUSN, XIDSLOT, XIDSQN from v$transaction;
XIDUSN XIDSLOT XIDSQN
—— ———- ———-
9 16 662
oracle事務不同於其他數據庫之處，不需要專門語句顯示開始事務，事務會在修改數據的第一條語句處開始，但是一定要用commit或rollback事務。
oracle的commit做了如下操作：
爲事務生成一個SCN
LGWR將所有餘下的緩存重做日誌條目寫至磁盤，並把SCN記錄到在線重做日誌文件中
v$lock中記錄着會話持有的鎖，這些鎖將被釋放，而排隊等待這些鎖的每一個隊列都會被喚醒
如果事務處理的某些塊還在緩存中，則會快速的模式訪問並清除
Itl Xid Uba Flag Lck Scn/Fsc
0x01 0×0008.00b.0000029b 0x00c05271.006a.3c C— 0 scn 0×0000.000d6470
0x02 0×0005.007.00000372 0x00c0dbca.006e.2f –U- 1 fsc 0×0000.000d6584
如上的flag列，第一條ITL信息顯示數據塊當前事務信息已經被清除，第二個還未清除事務ITL信息標誌爲U；
oracle併發支持,實現了一種多版本體系，能夠同時物化多個版本的數據，能夠提供讀一致性機制，數據讀取器絕不會被寫入器所阻塞，也就是寫不會阻塞讀。一種情況例外，那就是在分佈式事務處理（2PC）期間。
另外，記住大多數DDL都帶排它鎖，有些DDL沒有DDL鎖，如create index idx on t(x) online;online關鍵字會改變建立索引的方法。oracle只會得到表上的TM鎖，防止其他DDL發生，但是運行DML運行。oracle發生死鎖的原因外鍵未加索引、位圖索引發生更新，外鍵未加索引更新或刪除父表都會對整個子表加鎖
會話1：
create table p ( x int primary key );
create table c ( x references p );
insert into p values ( 1 );
insert into p values ( 2 );
commit;
insert into c values ( 2 );
會話2：
delete from p where x = 1;;
這個時候機會發生阻塞:
SQL> select
2 (select username from v$session where sid=a.sid) blocker,
3 a.sid,
4 ‘ is blocking ‘,
5 (select username from v$session where sid=b.sid) blockee,
6 b.sid
7 from v$lock a, v$lock b
8 where a.block = 1
9 and b.request > 0
10 and a.id1 = b.id1
11 and a.id2 = b.id2;
BLOCKER SID ‘ISBLOCKING’ BLOCKEE SID
——- —– ——— ——— ——-
SYS 142 is blocking SYS 13
不需要對外鍵加索引的情況：
1、沒有從父表刪除行
2、沒有更新父表的唯一鍵/主鍵值
3、沒有從父表聯結子表
參考：
TOM oracle 9i&10g編程藝術