知识大全 解析Oracle多粒度锁的验证步骤
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篇首语：熟读唐诗三百首，不会作诗也会吟。本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了知识大全 解析Oracle多粒度锁的验证步骤相关的知识，希望对你有一定的参考价值。
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创建测试表
create >aaa@AAA US ORACLE >create table test （a number b number）
表已创建
对于未提交的insert操作
insert >aaa@AAA US ORACLE >insert into test values（ ）
已创建 行
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
SQL> select * from v$lock; ADDR KADDR SID TYPE ID D LMODE REQUEST CTIME BLOCK AB AB A TM AF AF TX
可见 对于未提交的insert操作 会产生两个锁 其类型（TYPE）分别为TM和TX 也就是表级意向锁和事务锁
表级意向锁的模式（LMODE）为 表示是row exclusive 即表示此表中的某行获得了行排他锁
事务锁的模式（LMODE）为 表示是exclusive 即排他锁 表示此事务获得了排他锁
BLOCK表示此锁是否阻塞了其它的锁 即发生死锁 此处没有
对于提交的insert操作
mit >aaa@AAA US ORACLE >mit
提交完成
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
SQL> select * from v$lock;
ADDR KADDR SID TYPE ID D LMODE REQUEST CTIME BLOCK
此处已没有记录 说明在提交后 即完成了锁的释放
对于未提交的update操作
update >aaa@AAA US ORACLE >update test set a= where a=
已更新 行
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
SQL> select * from v$lock; ADDR KADDR SID TYPE ID D LMODE REQUEST CTIME BLOCK AB AB A TM AF AF TX
可见update操作所引起的锁的信息完全等同于insert操作……
对于提交的update操作
mit >aaa@AAA US ORACLE >mit
提交完成
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
SQL> select * from v$lock; ADDR KADDR SID TYPE ID D LMODE REQUEST CTIME BLOCK
此处已没有记录 说明在提交后 即完成了锁的释放
对于select操作
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
aaa@AAA US ORACLE >select * from test where a= ; A B SQL> select * from v$lock; ADDR KADDR SID TYPE ID D LMODE REQUEST CTIME BLOCK
此处已没有记录 说明select操作不会引起任何锁
这是与sql server等数据库不同的 这些数据库select操作也会引起锁 以取得一致读
而oracle是通过回滚机制实现一致读的 所以不需要引入锁机制 这极大增强了oracle的并发度
for update操作
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
aaa@AAA US ORACLE >select * from test for update; A B SQL> select * from v$lock; ADDR KADDR SID TYPE ID D LMODE REQUEST CTIME BLOCK AB AB A TM AF AF TX
可见 for update操作会引起两个锁 分别是表级意向锁（TM）和事务锁（TX）
表级意向锁锁定模式为 （row share） 这表示属于此表中的某行获得了共享锁 相比较DML操作 此处锁级别低了一级 DML的是 其实在oracle中没有行级共享锁
TX的锁定模式为 表示行级排他锁 这与DML的效果一致
for update操作 mit后
当mit后 就会发现锁已被释放
for update与update互锁问题
） session 中
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
aaa@AAA US ORACLE >select * from test for update; A B
） session 中
update >aaa@AAA US ORACLE >update test set a= where a=
此时 这条语句处于阻塞状态 说明等待锁
查看锁
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
SQL> select * from v$lock; ADDR KADDR SID TYPE ID D LMODE REQUEST CTIME BLOCK D CCC D CDC TX AB AB C TM AB AB A TM AF AF TX
发现有两个会话处于有锁的活动
发出for update操作的session （sid= ）的有模式为 （row share）的行级共享意向表级锁 模式为 （exclusive）行级排他锁
发出update操作的session （sid= ）的模式为 （row exclusive）的行级排他意向锁 模式为 （None）的行级锁
这说明 第二个session（sid= ）由于是后发出的操作 它会首先去检索将要操作的表是否存在锁 此处由于存在 故就堵塞了 所以没有获得行级锁
这也就说 两个session在检测操作对象是否处于被锁状态时 是首先检测其表级锁 这就避免了去检测没一行的锁 这就提升了性能
像这里的情况 我们所操作的对象是行 但所利用的检测锁机制是在表级
同时 会发现session （sid= ）的TX锁的BLOCK为 这表示此锁堵住了另外的锁 同时我们会看到session （sid= ）的TX锁等待的对象ID 和ID 与sid= 的相同 这说明sid= 的堵住了sid= 的
rollback第一个会话的for update操作
rollback >aaa@AAA US ORACLE >rollback
回退已完成
查看锁
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
SQL> select * from v$lock; ADDR KADDR SID TYPE ID D LMODE REQUEST CTIME BLOCK AB AB C TM AE B AE BC TX
可见 第一锁的信息已没有
此时只有session 的锁的信息 而且session 已获得锁
如果再将session 进行回滚 就会发现session 的锁也没有了
实体完整性引发的锁阻塞
在具有primary key约束的表中 在两个session中插入同样的记录
alter >aaa@AAA US ORACLE >alter table test add constraint pk_a primary key（a）
表已更改
Session 中
insert >aaa@AAA US ORACLE >insert into test（a） values（ ）
已创建 行
Session 中
insert >aaa@AAA US ORACLE >insert into test（a） values（ ）
session 处于阻塞状态
可见 在session 没有提交的情况 实体完整性约束就会阻塞住session
查看锁
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
SQL> select * from v$lock; ADDR KADDR SID TYPE ID D LMODE REQUEST CTIME BLOCK D CCC D CDC TX AE B AE BC TX AB AB C TM AB AB A TM AE C AE A TX
可见 session （sid= ）已获得TM和TX锁 并且阻塞住了其它的锁
session （sid= ）被阻塞
可以发现 session 已获得了行排他锁
AE B AE BC TX
已经完全分配了新的事务 所以session 不是被堵在和session 竞争同一个数据块上（如上面的例子） 而是被堵在了完整行约束上
D CCC D CDC TX
这个锁请求的类型为 （share）
Sessio
rollback >aaa@AAA US ORACLE >rollback
回退已完成
Session
insert >aaa@AAA US ORACLE >insert into test（a） values（ ）
已创建 行
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
ADDR KADDR SID TYPE ID D LMODE REQUEST CTIME BLOCK AB AB C TM AE B AE BC TX
可见 session 所持有的锁剩余两个 那个原来等待session 的锁已释放
参照完整性引发的锁阻塞
create >aaa@AAA US ORACLE >create table test_child（c number a number not null constra
int pk_a_ref references test（a））
表已创建
insert >aaa@AAA US ORACLE >insert into test（a） values（ ）
已创建 行
Session
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
aaa@AAA US ORACLE >@showlockedobj O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN AAA Row Exclusive TEST AAA Row share TEST_CHILD
可以发现 有两个对象被锁住 TEST和TEST_CHILD
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
aaa@AAA US ORACLE >@showlocks SID TYPE ID ID LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK TM Row Exclusive TM Row share TX Exclusive
可见有三个锁
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
SQL> select object_name from dba_objects where object_id= ; OBJECT_NAME TEST SQL> select object_name from dba_objects where object_id= ; OBJECT_NAME TEST_CHILD
可见 除了TEST表需要的TM和TX锁外
还同时将TEST_CHILD表锁住了 其锁类型为Row share
session
insert >aaa@AAA US ORACLE >insert into test_child（c a） values（ ）
插入外键值为 的 语句的执行会停顿
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
aaa@AAA US ORACLE >@showlockedobj O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN AAA Row share TEST AAA Row Exclusive TEST_CHILD AAA Row Exclusive TEST AAA Row share TEST_CHILD
这时会发现 被锁住的对象有 个 这是因为在子表中的插入同时会锁住父表和子表
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
aaa@AAA US ORACLE >@showlocks SID TYPE ID ID LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK TX None TM Row share TM Row Exclusive TX Exclusive TM Row Exclusive TX Exclusive TM Row share
已选择 行
分析锁的情况
Session （sid= ）有四个锁 分别是子表的TM和TX锁
TM Row Exclusive
TX Exclusive
父表的TM和TX锁
TX None
TM Row share
这是因为参照完整性需要父表在参照的过程中不能发生改变 所以要对父表加上这些限制
Session
rollback >aaa@AAA US ORACLE >rollback
回退已完成
Session
insert >aaa@AAA US ORACLE >insert into test_child（c a） values（ ）
insert into test_child（c a） values（ ）
*
ERROR 位于第 行
ORA 违反完整约束条件 （AAA PK_A_REF） 未找到父项关键字
更新子表时
update >aaa@AAA US ORACLE >update test_child set a= where =
已更新 行
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
aaa@AAA US ORACLE >@showlockedobj O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN AAA Row share TEST AAA Row Exclusive TEST_CHILD aaa@AAA US ORACLE >@showlocks SID TYPE ID ID LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK TM Row share TM Row Exclusive
可见 当更新子表时 会锁住父子两个表 即使实际上没有更新数据
当更新父表时
update >aaa@AAA US ORACLE >update test set a= where =
已更新 行
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
aaa@AAA US ORACLE >@showlockedobj O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN AAA Row Exclusive TEST aaa@AAA US ORACLE >@showlocks SID TYPE ID ID LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK TM Row Exclusive > 可见 更新父表只会锁住父表
当父子两个表同时更新时
session
update >aaa@AAA US ORACLE >update test_child set a= where =
已更新 行
Session
update >aaa@AAA US ORACLE >update test set a= where =
session 会被锁住
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
aaa@AAA US ORACLE >@showlockedobj O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN AAA Row Exclusive TEST AAA None TEST_CHILD AAA Row Exclusive TEST AAA Row Exclusive TEST_CHILD aaa@AAA US ORACLE >@showlocks SID TYPE ID ID LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK TM Row Exclusive TM None TM Row Exclusive TM Row Exclusive
可见 会发生死锁 是由于第二个session 申请子表的share锁时发生的
对外键建立索引
create >aaa@AAA US ORACLE >create index idx_child on test_child（a）
索引已创建
当父子两个表同时更新时
session
update >aaa@AAA US ORACLE >update test_child set a= where =
已更新 行
Session
update >aaa@AAA US ORACLE >update test set a= where =
已更新 行
可见 不会发生死锁
cellPadding= width= % bgColor=#cccccc> f f >
aaa@AAA US ORACLE >@showlockedobj O_NAME SID LOCK_TYPE OBJECT_NAME XIDUSN XIDSLOT XIDSQN AAA Row Exclusive TEST AAA Row share TEST_CHILD AAA Row share TEST AAA Row Exclusive TEST_CHILD aaa@AAA US ORACLE >@showlocks SID TYPE ID ID LOCK_TYPE REQUEST CTIME BLOCK TM Row Exclusive TM Row share TM Row share TM Row Exclusive
可以发现 session 获得TEST_CHILD行级排他意向表锁 同时获得TEST表的行级共享排他意向锁
session 获得TEST行级排他意向表锁 同时获得TEST_CHILD表的行级共享排他意向锁
与上个例子相比 区别在于前面的例子中 session 获得TEST_CHILD和TEST行级排他意向表锁
也就是说 对外键建立索引 可以防止两个表的死锁
总结
Oracle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
cha138/Article/program/Oracle/201311/18429相关参考
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