通过意向锁多粒度封锁机制进行并发控制
1.数据库锁的概念
为了确保并发用户在存取同一数据库对象时的正确性（即无丢失修改、可重复读、不读
“脏”数据），数据库中引入了锁机制。基本的锁类型有两种：排它锁（Exclusive locks 记
为X 锁）和共享锁（Share locks记为 S锁）。
排它锁：若事务T对数据D加X锁，则其它任何事务都不能再对D加任何类型的锁，
直至T 释放D 上的X 锁；一般要求在修改数据前要向该数据加排它锁，所以排它锁又称为
写锁。
共享锁：若事务T对数据D加S 锁，则其它事务只能对D加 S锁，而不能加X 锁，直
至 T 释放 D 上的 S 锁；一般要求在读取数据前要向该数据加共享锁，所以共享锁又称为读
锁。
2.Oracle多粒度封锁机制介绍
根据保护对象的不同，Oracle数据库锁可以分为以下几大类：
(1) DML lock（data locks，数据锁）：用于保护数据的完整性；
(2) DDL lock（dictionary locks，字典锁）：用于保护数据库对象的结构（例如表、视图、索
引的结构定义）；
(3) internal locks 和 l a t c h es（内部锁与闩）：保护内部数据库结构；
(4) distributed locks（分布式锁）：用于OPS（并行服务器）中；
(5) PCM locks（并行高速缓存管理锁）：用于OPS（并行服务器）中。
本文主要讨论DML（也可称为data locks，数据锁）锁。从封锁粒度（封锁对象的大小）
的角度看，Oracle DML锁共有两个层次，即行级锁和表级锁。
2.1 Oracle 的 TX 锁（行级锁、事务锁）
许多对Oracle不太了解的技术人员可能会以为每一个 TX锁代表一条被封锁的数据行，
其实不然。 TX的本义是Transaction （事务），当一个事务第一次执行数据更改（Insert、 Update、
Delete）或使用SELECT… FOR UPDATE 语句进行查询时，它即获得一个TX（事务）锁，
直至该事务结束（执行COMMIT 或ROLLBACK操作）时，该锁才被释放。所以，一个TX
锁，可以对应多个被该事务锁定的数据行。
在 Oracle 的每行数据上，都有一个标志位来表示该行数据是否被锁定。Oracle 不象其
它一些 DBMS（数据库管理系统）那样，建立一个链表来维护每一行被加锁的数据，这样
就大大减小了行级锁的维护开销，也在很大程度上避免了其它数据库系统使用行级封锁时经
常发生的锁数量不够的情况。数据行上的锁标志一旦被置位，就表明该行数据被加 X 锁，
Oracle在数据行上没有 S锁。 2.2 TM锁（表级锁）
2.2.1 意向锁的引出
表是由行组成的，当我们向某个表加锁时，一方面需要检查该锁的申请是否与原有的表
级锁相容；另一方面，还要检查该锁是否与表中的每一行上的锁相容。比如一个事务要在一
个表上加 S 锁，如果表中的一行已被另外的事务加了 X 锁，那么该锁的申请也应被阻塞。
如果表中的数据很多，逐行检查锁标志的开销将很大，系统的性能将会受到影响。为了解决
这个问题，可以在表级引入新的锁类型来表示其所属行的加锁情况，这就引出了“意向锁”
的概念。
意向锁的含义是如果对一个结点加意向锁，则说明该结点的下层结点正在被加锁；对任
一结点加锁时，必须先对它的上层结点加意向锁。如：对表中的任一行加锁时，必须先对它
所在的表加意向锁，然后再对该行加锁。这样一来，事务对表加锁时，就不再需要检查表中
每行记录的锁标志位了，系统效率得以大大提高。
2.2.2 意向锁的类型
由两种基本的锁类型（S锁、X 锁），可以自然地派生出两种意向锁：
意向共享锁（Intent Share Lock，简称 IS 锁）：如果要对一个数据库对象加S锁，首先
要对其上级结点加IS 锁，表示它的后裔结点拟（意向）加 S锁；
意向排它锁（Intent Exclusive Lock，简称 IX 锁）：如果要对一个数据库对象加X 锁，
首先要对其上级结点加 IX锁，表示它的后裔结点拟（意向）加X 锁。
另外，基本的锁类型（S、X）与意向锁类型（IS、IX）之间还可以组合出新的锁类型，
理论上可以组合出4种，即：S+IS，S+IX，X+IS，X+IX，但稍加分析不难看出，实际上只
有 S+IX 有新的意义，其它三种组合都没有使锁的强度得到提高（即：S+IS=S，X+IS=X，
X+IX=X，这里的“=”指锁的强度相同）。所谓锁的强度是指对其它锁的排斥程度。
这样我们又可以引入一种新的锁的类型
共享意向排它锁（Shared Intent Exclusive Lock,简称 SIX 锁） ：如果对一个数据库对象
加 SIX 锁，表示对它加 S 锁，再加 IX 锁，即 SIX=S+IX。例如：事务对某个表加 SIX 锁，
则表示该事务要读整个表（所以要对该表加S 锁），同时会更新个别行（所以要对该表加 IX
锁）。
这样数据库对象上所加的锁类型就可能有5 种：即S、X、IS、IX、SIX。
具有意向锁的多粒度封锁方法中任意事务 T 要对一个数据库对象加锁，必须先对它的
上层结点加意向锁。申请封锁时应按自上而下的次序进行；释放封锁时则应按自下而上的次
序进行；具有意向锁的多粒度封锁方法提高了系统的并发度，减少了加锁和解锁的开销。
2.2.3 Oracle 的 TM 锁（表级锁）
Oracle的 DML锁（数据锁）正是采用了上面提到的多粒度封锁方法，其行级锁虽然只
有一种（即X锁），但其 TM锁（表级锁）类型共有5种，分别称为共享锁（S锁）、排它锁
（X 锁）、行级共享锁（RS 锁）、行级排它锁（RX 锁）、共享行级排它锁（SRX 锁），与上面提到的S、X、IS、IX、SIX 相对应。需要注意的是，由于Oracle在行级只提供X锁，所
以与RS锁（通过SELECT … FOR UPDATE语句获得）对应的行级锁也是X锁（但是该行
数据实际上还没有被修改），这与理论上的IS 锁是有区别的。
下表为Oracle数据库TM锁的相容矩阵（Y=Yes，表示相容的请求； N=No，表示不相
容的请求；-表示没有加锁请求）：
T2
T1
S X RS RX SRX -
S Y N Y N N Y
X N N N N N Y
RS Y N Y Y Y Y
RX N N Y Y N Y
SRX N N Y N N Y
- Y Y Y Y Y Y
表一：Oracle 数据库 TM 锁的相容矩阵
一方面，当Oracle 执行SELECT…FOR UPDATE、 INSERT、 UPDATE、 DELETE等 DML
语句时，系统自动在所要操作的表上申请表级RS锁（SELECT…FOR UPDATE）或 RX锁
（INSERT、UPDATE、DELETE），当表级锁获得后，系统再自动申请 TX 锁，并将实际锁
定的数据行的锁标志位置位（指向该TX锁）；另一方面，程序或操作人员也可以通过 LOCK
TABLE 语句来指定获得某种类型的TM锁。下表总结了 Oracle中各 SQL语句产生 TM锁的
情况：
SQL语句 表锁模式 允许的锁模式
Select * from table_name…… 无 RS、RX、S、SRX、X
Insert into table_name…… RX RS、RX
Update table_name…… RX RS、RX
Delete from table_name…… RX RS、RX
Select * from table_name for update RS RS、RX、S、SRX
lock table table_name in row share mode RS RS、RX、S、SRX
lock table table_name in row exclusive mode RX RS、RX
lock table table_name in share mode S RS、S
lock table table_name in share row exclusive mode SRX RS
lock table table_name in exclusive mode X 无
表二：Oracle 数据库 TM 锁小结
我们可以看到，通常的 DML 操作（SELECT…FOR UPDATE、INSERT、UPDATE、
DELETE），在表级获得的只是意向锁（RS或 RX），其真正的封锁粒度还是在行级；另外，
Oracle数据库的一个显著特点是，在缺省情况下，单纯地读数据（SELECT）并不加锁， Oracle
通过回滚段（Rollback segment）来保证用户不读“脏”数据。这些都极大地提高了系统的
并发程度。
由于意向锁及数据行上锁标志位的引入，极大地减小了 Oracle 维护行级锁的开销，这
些技术的应用使Oracle 能够高效地处理高度并发的事务请求。 3 Oracle 多粒度封锁机制的监控
3.1 系统视图介绍
为了监控Oracle系统中锁的状况，我们需要对几个系统视图有所了解：
3.1.1 v$lock视图
v$lock视图列出当前系统持有的或正在申请的所有锁的情况，其主要字段说明如下：
字段名称 类型 说明
SID NUMBER 会话（SESSION）标识；
TYPE VARCHAR（2） 区分该锁保护对象的类型；
ID1 NUMBER 锁标识1；
ID2 NUMBER 锁标识2；
LMODE NUMBER 锁模式： 0 （None）， 1 （null） ,2 （row share） , 3 （row exclusive） ,4
（share）,5（share row exclusive）,6（exclusive）
REQUEST NUMBER 申请的锁模式：具体值同上面的LMODE
CTIME NUMBER 已持有或等待锁的时间；
BLOCK NUMBER 是否阻塞其它锁申请；
表三：v$lock 视图主要字段说明
其中在TYPE 字段的取值中，本文只关心 TM、TX两种DML锁类型；
关于ID1、ID2，TYPE取值不同其含义也有所不同：
TYPE ID1 ID2
TM 被修改表的标识（object_id） 0
TX 以十进制数值表示该事务所占用的回滚段号与该事
务在该回滚段的事务表（Transaction table）中所占
用的槽号（slot number，可理解为记录号）。其组成
形式为： 0xRRRRSSSS ( RRRR = RBS number,
SSSS = slot )。
以十进制数值表示环绕
（wrap）次数，即该槽（slot）
被重用的次数；
表四：v$lock 视图中 ID1与 ID2 字段取值说明
3.1.2 v$locked_object 视图
v$locked_object视图列出当前系统中哪些对象正被锁定，其主要字段说明如下：
字段名称 类型 说明
XIDUSN NUMBER 回滚段号；
XIDSLOT NUMBER 槽号；
XIDSQN NUMBER 序列号；
OBJECT_ID NUMBER 被锁对象标识； SESSION_ID NUMBER 持有锁的会话（SESSION）标识；
ORACLE_USERNAME VARCHAR2（30） 持有该锁的用户的Oracle用户名；
OS_USER_NAME VARCHAR2（15） 持有该锁的用户的操作系统用户名；
PROCESS VARCHAR2（9） 操作系统的进程号；
LOCKED_MODE NUMBER 锁模式，取值同表三中的LMODE；
表五：v$locked_object 视图字段说明
3.2 监控脚本
根据上述系统视图，可以编制脚本来监控数据库中锁的状况。
3.2.1 showlock.sql
第一个脚本 showlock.sql，该脚本通过连接 v$locked_object 与 all_objects 两视图，显示
哪些对象被哪些会话锁住：
/* showlock.sql */
column o_name format a10
column lock_type format a20
column object_name format a15
select rpad(oracle_username,10) o_name,session_id sid,
decode(locked_mode,0,'None',1,'Null',2,'Row share',
3,'Row Exclusive',4,'Share',5,'Share Row Exclusive',6,'Exclusive') lock_type,
object_name ,xidusn,xidslot,xidsqn
from v$locked_object,all_objects
where v$locked_object.object_id=all_objects.object_id;
3.2.2 showalllock.sql
第二个脚本showalllock.sql，该脚本主要显示当前所有 TM、TX锁的信息；
/* showalllock.sql */
select sid,type,id1,id2,
decode(lmode,0,'None',1,'Null',2,'Row share',
3,'Row Exclusive',4,'Share',5,'Share Row Exclusive',6,'Exclusive')
lock_type,request,ctime,block
from v$lock
where TYPE IN('TX','TM');
4.Oracle多粒度封锁机制示例
以下示例均运行在Oracle 8.1.7上，数据库版本不同，其输出结果也可能有所不同。首
先建立3个会话，其中两个（以下用 SESS#1、SESS#2 表示）以SCOTT用户连入数据库，以操作 Oracle 提供的示例表（DEPT、EMP）；另一个（以下用 SESS#3 表示）以 SYS 用户
连入数据库，用于监控；
4.1 操作同一行数据引发的锁阻塞
SESS#1：
SQL> select * from dept for update;
DEPTNO DNAME LOC
---------- -------------- -------------
10 account 70
20 research 8
30 sales 8
40 operations 8
SESS#3：
SQL> @showlock
O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN
---------- ----- --------------- --------------- ------ ------- ------
SCOTT 17 Row share DEPT 8 2 5861
SQL> @showalllock
SID TY ID1 ID2 LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK
----- -- ---------- ---------- --------------- ---------- ---------- ----------
17 TX 524290 5861 Exclusive 0 761 0
17 TM 32970 0 Row share 0 761 0
如第一个脚本showlock 所示，执行完SELECT…FOR UPDATE 语句后， SESS#1（SID
为 17）在 DEPT 表上获得 Row share 锁；如第二个脚本 showalllock 所示，SESS#1 获得的
TX锁为Exclusive，这些都验证了上面的理论分析。另外，我们可以将TX锁的 ID1按如下
方法进行分解：
SQL> select trunc(524290/65536) xidusn,mod(524290,65536) xidslot from dual;
XIDUSN XIDSLOT
------ -------
8 2
分解结果与第一个脚本直接查出来的XIDUSN与XIDSLOT相同，而TX锁的ID2 （5861）
与XIDSQN相同，可见当LOCK TYPE 为TX 时，ID1 实际上是该事务所占用的回滚段段号
与事务表中的槽（SLOT）号的组合，ID2 即为该槽被重用的次数，而这三个值实际上可以
唯一地标识一个事务，即TRANSACTION ID，这三个值从系统表 v$transaction 中也可查到。
另外， DEPT 表中有 4 条记录被锁定，但 TX 锁只有 1 个，这也与上面的理论分析一
致。继续进行操作：
SESS#2：
SQL> update dept set loc=loc where deptno=20;
该更新语句被阻塞，此时再查看系统的锁情况：
SESS#3：
SQL> @showlock
O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN ---------- ----- --------------- --------------- ------ ------- ------
SCOTT 17 Row share DEPT 8 2 5861
SCOTT 19 Row Exclusive DEPT 0 0 0
SQL> @showalllock
SID TY ID1 ID2 LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK
----- -- ---------- ---------- --------------- ---------- ---------- ----------
17 TX 524290 5861 Exclusive 0 3462 1
17 TM 32970 0 Row share 0 3462 0
19 TM 32970 0 Row Exclusive 0 7 0
19 TX 524290 5861 None 6 7 0
在 DEPT 表上除了 SESS#1（SID 为 17）持有Row share 锁外，又增加了 SESS#2（SID
为19）持有的Row Exclusive 锁，但还没有为SESS#2 分配回滚段（XIDUSN、XIDSLOT、
XIDSQN 的值均为 0）；而从第二个脚本看到，SESS#2 的 TX 锁的 LOCK_TYPE 为 None，
其申请的锁类型（REQUEST）为 6（即 Exclusive），而其 ID1、ID2 的值与 SESS#1 所持有
的 TX 锁的 ID1、ID2 相同，SESS#1 的 TX 锁的阻塞域（BLOCK）为 1，这就说明了由于
SESS#1 持有的 TX 锁，阻塞了 SESS#2 的更新操作（SESS#2 所更新的行与SESS#1 所锁定
的行相冲突）。还可以看出，SESS#2 先申请表级的 TM锁，后申请行（事务）级的TX 锁，
这也与前面的理论分析一致。
下面，将SESS#1的事务进行回滚，解除对SESS#2 的阻塞，再对系统进行监控。
SESS#3：
SQL> @showlock
O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN
---------- ----- --------------- --------------- ------ ------- ------
SCOTT 19 Row Exclusive DEPT 2 10 5803
SQL> @showalllock
SID TY ID1 ID2 LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK
----- -- ---------- ---------- --------------- ---------- ---------- ----------
19 TX 131082 5803 Exclusive 0 157 0
19 TM 32970 0 Row Exclusive 0 333 0
可以看到，SESS#1 的事务所持有的锁已经释放，系统为SESS#2的事务分配了回滚段，
而其TX 锁也已经获得，并且 ID1、ID2是其真正的 Transaction ID。再将会话 2 的事务进行
回滚。
SESS#2：
SQL> rollback;
Rollback complete.
检查系统锁的情况：
SESS#3：
SQL> @showlock
no rows selected
SQL> @showalllock
no rows selected
可以看到，TM与TX锁已全部被释放。 4.2 实体完整性引发的锁阻塞
DEPT（部门）表有如下字段 DEPTNO（部门编号），DNAME（部门名称），LOC（部
门位置）；其中DEPTNO列为主键。
SESS#1
SQL> INSERT INTO DEPT(DEPTNO) VALUES(50);
1 row created.
SESS#3
SQL> @showlock
O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN
---------- ----- --------------- --------------- ------ ------- ------
SCOTT 7 Row Exclusive DEPT 6 88 29
SQL> @showalllock
SID TY ID1 ID2 LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK
----- -- ---------- ---------- --------------- ---------- ---------- ----------
7 TX 393304 29 Exclusive 0 6 0
7 TM 3574 0 Row Exclusive 0 6 0
向 DEPT 表中插入一条DEPTNO 为50 的记录后，SESS#1（SID为 7）在DEPT表上获
得Row Exclusive锁，并且由于进行了数据插入，该事务被分配了回滚段，获得 TX锁。
SESS#2
INSERT INTO DEPT(DEPTNO) VALUES(50);
这时，SESS#2（SID 为8）也向DEPT表中插入一条DEPTNO为 50的记录，该语句被
阻塞，检查锁情况：
SESS#3
SQL> @showlock
O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN
---------- ----- --------------- --------------- ------ ------- ------
SCOTT 8 Row Exclusive DEPT 7 75 30
SCOTT 7 Row Exclusive DEPT 6 88 29
SQL> @showalllock
SID TY ID1 ID2 LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK
----- -- ---------- ---------- --------------- ---------- ---------- ----------
7 TX 393304 29 Exclusive 0 92 1
7 TM 3574 0 Row Exclusive 0 92 0
8 TX 458827 30 Exclusive 0 22 0
8 TM 3574 0 Row Exclusive 0 22 0
8 TX 393304 29 None 4 22 0
SESS#2 在 DEPT 表上也获得了 Row Exclusive 锁，同样也获得了回滚段的分配，得到
TX 锁，但是由于其插入的记录与 SESS#1 插入的记录的 DEPTNO 均为 50，该语句成功与
否取决于 SESS#1 的事务是提交还是回滚，所以 SESS#2 被阻塞，表现为 SESS#2 以 Share
方式（REQUEST=4）等待 SESS#1 所持有的TX锁的释放。
这时，如果SESS#1进行回滚：
SESS#1 SQL> ROLLBACK;
Rollback complete.
SESS#2
1 row created.
SESS#3
SQL> @showlock
O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN
---------- ----- --------------- --------------- ------ ------- ------
SCOTT 8 Row Exclusive DEPT 7 75 30
SQL> @showalllock
SID TY ID1 ID2 LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK
----- -- ---------- ---------- --------------- ---------- ---------- ----------
8 TX 458827 30 Exclusive 0 136 0
8 TM 3574 0 Row Exclusive 0 136 0
SESS#2的阻塞将被解除， SESS#2 只持有原先已有的TM与TX 锁，其等待的TX 锁（由
SESS#1持有）也消失了。
如果SESS#1提交而不是回滚，在 SESS#2上将会出现如下提示：
ERROR at line 1:
ORA-00001: unique constraint (SCOTT.PK_DEPT) violated 错误。
即发生主键冲突，SESS#1与SESS#2 的所有锁资源均被释放。
4.3 参照完整性引发的锁阻塞
EMP（员工）表有如下字段：EMPNO（员工编号），ENAME（员工姓名），DEPTNO
（员工所在部门编号），其中 DEPTNO 列为外键，其父表为 DEPT。
SESS#1
SQL> insert into dept(deptno) values(60);
1 row created.
SESS#3
SQL> @showlock
O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN
---------- ----- --------------- --------------- ------ ------- ------
SCOTT 7 Row Exclusive DEPT 2 6 33
SQL> @showalllock
SID TY ID1 ID2 LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK
----- -- ---------- ---------- --------------- ---------- ---------- ----------
7 TX 131078 33 Exclusive 0 148 0
7 TM 3574 0 Row Exclusive 0 148 0
SESS#1（SID 为 7）在 DEPT 表中先插入一条 DEPTNO 为 60 的记录，SESS#1 获得了
DEPT表上的Row Exclusive 锁，及一个TX锁。
SESS#2
insert into emp(empno,deptno) values(2000,60)；
被阻塞
SESS#3 SQL> @showlock
O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN
---------- ----- --------------- --------------- ------ ------- ------
SCOTT 7 Row Exclusive DEPT 2 6 33
SCOTT 8 Row Exclusive EMP 3 20 31
SQL> @showalllock
SID TY ID1 ID2 LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK
----- -- ---------- ---------- --------------- ---------- ---------- ----------
7 TX 131078 33 Exclusive 0 228 1
7 TM 3574 0 Row Exclusive 0 228 0
8 TX 196628 31 Exclusive 0 9 0
8 TM 3576 0 Row Exclusive 0 9 0
8 TX 131078 33 None 4 9 0
SESS#2（SID 为 8）向 EMP 表中出入一条新记录，该记录 DEPT 值为 60（即 SESS#1
刚插入，但还未提交的记录的DEPTNO值）， SESS#2 获得了EMP 表上的Row Exclusive 锁，
另外由于插入记录，还分配了回滚段及一个TX 锁，但由于 SESS#2 的插入语句是否成功取
决于SESS#1的事务是否进行提交，所以它被阻塞，表现为 SESS#2 以Share（REQUEST=4）
方式等待SESS#1释放其持有的 TX锁。这时SESS#1 如果提交，SESS#2的插入也将执行成
功，而如果SESS#1 回滚，由于不符合参照完整性，SESS#2 将报错：
SESS#2
insert into emp(empno,deptno) values(2000,60)
*
ERROR at line 1:
ORA-02291: integrity constraint (SCOTT.FK_DEPTNO) violated - parent key not
Found
SESS#2持有的锁也被全部释放。
4.4 外键未加索引引发的锁阻塞
EMP 表上的DEPTNO 列为外键，但没有在该列上建索引。
SESS#1
SQL> delete emp where 0=1;
0 rows deleted.
SESS#3：
SQL> @showlock
O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN
---------- ----- --------------- --------------- ------ ------- ------
SCOTT 7 Row Exclusive EMP 0 0 0
SQL> @showalllock
SID TY ID1 ID2 LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK
----- -- ---------- ---------- --------------- ---------- ---------- ----------
7 TM 3576 0 Row Exclusive 0 10 0
首先SESS#1（SID为7）做了一个删除操作，但由于条件（0=1）为永假，所以实际上
并没有一行被删除，从监控脚本可以看出SESS#1在 EMP 表上获得Row Exclusive 锁，但由于没有实际的行被删除，所以并没有TX锁，也没有为 SESS#1分配回滚段。
SESS#2：
SQL> delete dept where 0=1;
该语句虽然也不会删除实际数据，但却被阻塞，查看系统的锁情况：
SESS#3：
SQL> @showlock
O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN
---------- ----- --------------- --------------- ------ ------- ------
SCOTT 8 None EMP 0 0 0
SCOTT 7 Row Exclusive EMP 0 0 0
SQL> @showalllock
SID TY ID1 ID2 LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK
----- -- ---------- ---------- --------------- ---------- ---------- ----------
7 TM 3576 0 Row Exclusive 0 31 1
8 TM 3576 0 None 4 12 0
SESS#2申请在EMP 表上加SHARE 锁（REQUEST=4），但该申请被SESS#1阻塞，因
为SESS#1 已经在EMP 表上获得了Row Exclusive 锁，与SHARE锁不相容。
下面我们对SESS#1进行回滚后，再进行监控。
SESS#3：
SQL> @showlock
O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN
---------- ----- --------------- --------------- ------ ------- ------
SCOTT 8 Share EMP 0 0 0
SCOTT 8 Row Exclusive DEPT 0 0 0
SQL> @showalllock
SID TY ID1 ID2 LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK
----- -- ---------- ---------- --------------- ---------- ---------- ----------
8 TM 3574 0 Row Exclusive 0 16 0
8 TM 3576 0 Share 0 16 0
SESS#2在EMP 表上获得Share锁后，又在DEPT 表上获得Row Exclusive 锁，由于没
有实际的行被修改，SESS#2 并没有获得TX 锁。
在 Oracle8中，如果子表的外键上没有加索引，当在父表上删除记录时，会先在子表上
申请获得 Share 锁，之后再在父表上申请 Row Exclusive 锁。由于表级 Share 锁的封锁粒度
较大，所以容易引起阻塞，从而造成性能问题。
当在外键上建立索引后，在父表上删除数据将不再对子表上加 Share锁，如下所示：
SESS#1：
SQL> create index i_emp_deptno on emp(deptno);
Index created.
SQL> delete dept where 0=1;
0 rows deleted.
SQL>
SQL> @showlock
O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN
---------- ----- --------------- --------------- ------ ------- ------
SCOTT 7 Row Exclusive DEPT 0 0 0
SQL> @showalllock
SID TY ID1 ID2 LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK
----- -- ---------- ---------- --------------- ---------- ---------- ----------
7 TM 3574 0 Row Exclusive 0 9 0
可以看到，在 EMP 表 DEPTNO 列上建立索引后，在 DEPT 表上执行 DELETE 操作，
不再要求在EMP 表上加Share锁，只是在DEPT表上加 Row Exclusive锁，封锁的粒度减小，
引起阻塞的可能性也减小。
5.总结
Oracle数据库通过具有意向锁的多粒度封锁机制进行并发控制，保证数据的一致性。其 DML
锁（数据锁）分为两个层次（粒度）：即表级和行级。通常的 DML 操作在表级获得的只是
意向锁（RS或RX），其真正的封锁粒度还是在行级；另外，在Oracle数据库中，单纯地读
数据（SELECT）并不加锁，这些都极大地提高了系统的并发程度。
在支持高并发度的同时，Oracle数据库利用意向锁及数据行上加锁标志位等设计技巧，减小了
Oracle维护行级锁的开销，使其在数据库并发控制方面的优势愈加明显。
