对于lock这个词，要从两方面理解，首先，它代表的是一种控制机制；其次，在这个机制中有个一成员也叫lock。
从机制的角度看，lock框架包括3个组件：resource structure（资源）；lock structure（锁）；enqueue（排队机制）
resource和lock是数据结构，enqueue是使用的算法。
下面看一下lock的组成结构图：
resource structure：oracle对于每个需要进行“并发控制”的资源，都在SGA中用一个数据结构来描述它，这个数据结构就叫做resource structure。这个数据结构中有3个与“并发控制” 有关的成员：Owner ，Waiter ， Converter这是三个指针，分别指向3个由lock structrue组成的链表。
lock structure：每当进程要访问共享资源时，必须先锁定该资源，这个动作实际就是从内存中申请一个lock sturture 在其中记录“锁模式，进程ID”等重要信息，然后看是否能够立即获得资源的访问权，如果不能，则把这个lock structure 挂到resource structure 的waiter 链表中；
如果能够获得，则把lock structure 挂到resource structure的owene链表中。上面说的resource structure 中的owner ，waiter converter 三个成员就是指向由lock struncture组成的链表指针。
enqueue算法：lock使用的是enqueue算法，可以理解为“先入先出队列”。如果进程的锁定请求不能满足，该进程的lock structure 就被加到waiter 链表的末端。当占用进程释放锁时，会检查waiter 和 converter 队列，把锁分配给最先进入队列的请求者。
converter 和 waiter 两个都是等待队列，二者的用法有细微区别：如果两个操作先后需要两种不同模式的锁，比如先是shared mode然后是 exclusive mode，则进程会先请求shared mode ，获得后lock structure 会挂载owner队列上，当需要exclusive mode 锁时，请求进程必须先释放shared mode的锁，然后再次申请exclusive mode 的锁，但是这可能无法立即获得。这时，这个请求就会被挂在converter队列下，converter队列会优先于waiter队列被处理。
可以从v$lock视图中看到这些lock信息，并且还可以根据v$lock视图的lmode 和request mode 判断出谁是owner，waiter 和 converter：
lmode>0 , request=0 ==> owner
lmode=0 , request>0 ==> waiter(acquirer)
lmode>0 , request >0 ==> converter
数据记录的行级锁
在讲到lock的上文中已经提到，这种控制机制需要resource，lock联众数据结构，但是需要内存分配lock数据结构，对于粗粒度（可以理解为文件很大）或者数量有限的资源，使用这种机制还可以接受，因为分配的内存并不多。但是对于表的数据记录，动辄几百G 的表，每个记录如果都分配一个resource 和lock 数据结构对，无论从内存需求还是维护开销上都是一个噩梦。所以，对于数据记录这种细粒度的资源，oracle使用的是行级锁（row level lock）。行级锁的实现原理如下图，左边代表数据块，右边代表回滚段（undo segment）：
具体数据块的结构详细介绍参考我之前的博客：http://blog.csdn.net/changyanmanman/article/details/7076935
我们现在只需要知道，数据块内存储的是一条条的用户记录，用户记录也是按照一定的格式保存的，每条记录可以分成 记录头 和 记录体 两部分。记录头中是描述信息，比如列宽度，和事务有关的是ITL Entry pointer字段。整个行级锁供涉及以下4中数据结构，这是我们要研究的重点：
1）ITL：这个比较熟悉，用于记录哪些事务修改了这个数据块的内容，可以把他想象成一个表格，每个表格对应一个事务，包括事务号，事务是否提交等重要信息。
2）记录头ITL索引：每条记录的记录头部有一个字段，用于记录ITL表项号，可以看做是指向ITL表的指针，如果一个进程来访问记录，那就先得根据这个指针去ITL中看看事务已经提交了没啊。。前一个事务是用的什么锁啊。。等待
3）TX锁：这个锁代表一个事务，这个锁属于上文讲到的lock机制，有resource structure ， lock structure ， enqueue 算法。
4）TM锁：这个锁也属于前面讲到的lock机制，用于保护对象（表，视图等）的定义不被修改。
下面我们详细说一下运行机制：
当一个事务开始时，必须先申请一个TX锁，注意 这种锁保护的资源是回滚段，回滚数据块。因此这个申请也就意味着：用户必须先申请到一个回滚段资源后才能开始一个事务，才能执行语句修改数据。
申请到回滚段资源后，用户事务就可以修改数据了。在修改数据表的记录时，需要遵循下面的操作顺序：
1、首先获得这个表的TM锁，这个锁用于保护事务执行过程中其他用户不能修改表结构（但是可以修改表内的数据）。
2、事务修改某个数据块中的记录时，首先要在数据块块头的ITL表中申请一个空闲表项，并且在其中记录事务号，实际就是记录这个事务要使用的回滚段地址。
3、事务修改该数块中的某条记录时，会设置该记录头部的ITL索引指向上一步申请到的表项。然后再修改记录的内容，修改前现在回滚段对记录修改该钱的状态做一个拷贝，然后才能修改该数据记录，这个拷贝用于以后的回滚，恢复，或者一致性读。
4、当其他用户并发修改该这条记录时，会根据记录头的ITL索引读取ITL表项内容。查看这个事务石头已经提交。
5、如果没有提交，则这个用户的TX锁会等待前一个用户的TX锁的释放。
从上面的工作机制可以看出，无论一个事务修改多少个表的多少条记录，盖世五真正需要的只是一个TX锁，每个表一个的TM锁，内存开销非常小。而所谓的行级锁，其实只是数据块头，数据记录的一些字段，不会消耗额外的内存资源。
锁模式：
在介绍锁模式之前，我们先要了解一个概念，oracle中的对象分类：oracle中的对象分为两种：简单对象（simple object） 和 复合对象（compound object） 数据表是典型的复合对象，表中的每条记录都是典型的简单对象。
对于简单对象，只有三种锁模式：null ，share ， exclusive
对于符合对象，除了这种外，还有三种 ：sub-shared，sub-exclusive，share-sub-exclusive
这6种模式的保护能力从高到低的顺序如图：
之所以吧对象划分成联众类型，也是从性能角度考虑。比如oracle提供lock table语句允许对表加锁，在锁表之前，oracle必须确保没有其他用户操作表中的数据 。加入之后行级锁，就会有这样一个问题，oracle必须对表中的所有记录做一个遍历，才能确定是否有不兼容的锁模式存在，而且还得对扫描过的记录加锁，以阻止其他用户操作，对系统并发能力影响很大。通过吧对象按简单对象，复合对象分类，并使用不同锁，对想能有很大提升。
下图列举了常见sql语句需要的锁模式已经模式键的兼容关系，其中第一列：sql操作，第二列：（mode of tbale lock）指的是左边也就是第一列语句加在表上的锁模式。 第三列：（lock modes permitted）以及下面的5个小列，分别说明不同模式间的兼容关系。
下面我们通过几个语句来学习这个表：
select * from a;
对照表的第一行，这个语句不会在表a上添加任何模式的锁，兼容其他所有模式的锁。也就是说用户a在执行select操作时，其他用户可以执行update，insert，delete，lock table等所有操作。
insert a values (...) / update/delete
看表的第2到4行，由第二列可见这3个语句都会在表a上添加RX模式的锁（sub-exclusive）这个模式的锁能兼容RS,还有自己同样的RX锁，从该表的第二列还可以看到insert、update、delete 这3个语句是RX模式的锁，而select ....for update . lock table ...in row share mode 是RS模式的锁，也就是说当执行 insert 、update 、delete 语句时，其他用户只能执行 上述5个操作，而不能执行其他操作。
但是这里所说的允许操作，只是只在表级别（或者说复合对象级别）允许操作，单最终操作是否能成功还要根据行级锁。这也是update、delete、select ...for update 语句后面 Y* 加星号的原因。
下面我们以library cache 为例，看一下null 锁模式，我们知道这个library cache 中存放的是 所有的sql语句，执行计划，包 等对象，以及这些对象所引用的对象（比如执行计划引用的对象表） 当一个语句或包编译时，这个语句引用的对象都会加上一个 library cache lock ，而执行时，所有这些引用对象都要背加一个library cache pin。 以保证在语句执行过程中，应用对象的结构不会被修改。
编译完成后，加在引用对象上的library cache lock 会由原来的share 或者 exclusive模式 变成 null 模式，null模式的library cache lock 就相当于一个触发器，当这些对象的定义被修改时，引用他的对象将被置为无效，必须重新编译。
我们举个例子：比如：“select * from a ”编译之后，这个语句的执行计划对象会在a上加一个null模式的library cache lock，这个null模式的lock相当于一个触发器，以后如果对表a的结构做了修改，比如增加一个字段，这个触发器就会导致“select * from a ”这个语句的执行计划失效。如果再次执行这个语句，旧的执行计划就不能再被使用，必须重新编译产生新的执行计划。
在RAC环境中，要知道，每个节点都可能有表a的引用对象，无论在任何一个节点上对a的结构进行修改，都需要把所有节点上应用a的对象（即各个节点library cache中执行计划）值为无效，因此除了传统的library cache lock之外，每个节点上的LCK0进程，会对本实例library cache中的对象加一个共享模式（shared-mode）的IV(Invalidation 无效) Instance Lock，如果某个用户想要修改对象定义，必须获得一个exclusive模式的iv锁，这会通知本地的LCK0释放shared-mode锁，本地LCK0在释放这个锁之前，会通知其他节点上的LCK0，其他节点的LCK0收到这个消息后，就会将本地library cache中 的所有相关对象值为失效，这种机制是一种广播机制，这些通信过程是通过实例的LMD进程完成的。
对于cache fusion 资源。比如典型额buffer cache 的数据块数量更多，修改更加密集，如果每次数据块的修改都在集群内发送广播，这种方式显得太低效了。因此，对于数据块这种资源，oracle采用的是cache fusion机制，这种机制使用的是pcm lock。关于pcm lock 。。。。它有三种模式shared ，exclusive，null。。对于SGA中的数据块，oracle用另一个属于来描述加在每个数据块上的锁类型——数据块状态（buffer state）
