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锁的申请：
1.使用hash算法将资源做hash，做完hash得到一个结果值将对应一个hash bucket
2.申请enqueue hash chain以访问hash bucket。
3.此时，将资源放到hash bucket的hash chain上。如果在hash chain上没有找到对应的资源结构，就到free resource list上找，找到后放入到hash chain上。
4.获得enqueue latch
5.获得free lock的结构（与lock free list的头部断连）
6.将正确的资源信息放到lock上。
7.将lock结构连接到资源结构上。
8.释放enqueue latch
9.释放enqueue hash chain latch。

锁的释放：
1.使用hash函数得到resource的hash chain
2.获得enqueue hash chain来访问hash bucket
3.找到hash bucket，顺着hash chain找到resource。
4.申请enqueue latch
5.将lock结构和resource结构断连
6.将lock结构再次连到free lock list上
7.释放enqueue latch
8.如果resource结构有converter或者waiter，这继续处理。
9.如果可能的话，将resource结构从hash chain上断开，将resource 结构放到free resource list中。
10.释放enquene hash chain latch。

注：上面的resource是指能被session共享的resource，如一个表、一个library cache中的child handle等等。enqueue是用于控制如何访问这些共享资源的后续会具体说明。

打个比方吧，有个钻石加工厂，要把钻石镶嵌到项链上，项链有不同大小的眼以供钻石镶嵌上去。由于为了清洗项链，项链被放在一个开水桶里面，开水桶做了标记，1，2，3，4……

开水桶就是我们的hash bucket，钻石是我们的resource，项链上的眼是resource structure，enquene hash chain是能伸进开水桶的钳子，free resource list是放了一堆链子托盘，如果某个桶里面没有链子，可以到这个上面去找一条来放入到开水桶中，enqueue是做镶嵌工作时小榔头。lock structure是项链上的眼需要抓紧钻石的爪子。该工厂就只有一把钳子和一把榔头，因此后续要操作的人必须等待。

钻石根据其自身的成色/切工/大小，根据hash算法，知道需要镶嵌在5号桶的一条项链上，于是，首先获得enqueue hash chain钳子，去捞那条链子，如果发现5号的hash bucket桶里面没有这条链子，则去free resource list上找一条链子，再泡到开水桶中。如果找到，就把抓钻石的小爪子安放到项链的眼上，小榔头把爪子敲好。

相关视图和基表：
X$KSQRS——v$resource的基表
x$ksqst——可以看系统级的enqueue的type，gets和waits
X$KSQEQ——v$lock的基表

enqueue可以通过v$session_wait来查询，这里的v$session_wait中的p1、p2也就是resource name中对应的ID1和ID2.
如果v$session_wait中的等待是enqueue，那么对应的p1raw就能找出对应的type，而不必通过p1的繁琐运算：
如：

分布式事务的死锁无法判断，因为不在一个SGA中，无法判断是真的死锁，还是等待时间太长的锁，可以通过_DISTRIBUTED_LOCK_TIMEOUT隐含参数来设置分布式事务锁的时间。

v$lock:
lmode>0 request=0 ->owner
lmode=0 request>0 ->waiter
lmode>0 request>0 ->converter

数据字典的锁：row cache lock，type是QA～QZ， 隐含参数_ROW_CACHE_INSTANCE_LOCKS定义了系统最多的row cache lock，默认值是100.
获取过程：申请-如果未获取，则等3秒-再次申请，如此反复1000次，如果还是未获取，就放弃，报错Waited too long for row cache enqueue lock，考虑加大shared pool（主要是share pool中的data dictionary部分）
注意：row cache lock的resource structure是cached row

库缓存的锁：library cache lock是加在library cache对象的句柄上，type是LA～LP。
在parse阶段，会在parent handle和child handle上加library cache lock的独占锁，在dependency上加library cache lock的共享锁。
library cache lock在以下情况会保持null状态：1）检测无效对象；2）避免再次locate handle。
注意：library cache lock的resource structure是object handle
相关视图：
X$KGLLK

library cache pin是加在library data heap上，type有NA～NZ。
当修改data heap的时候，library cache pin会以独占的模式获取
在读取data heap或者需要保护被修改的对象的时候，library cache pin会以share的模式获取。
当一个client修改或检查一个对象的时候，会先在对应的handle上获取library cache lock，再在合适的heap上获取pin。
注意：library cache pin的resource structure是object handle。
相关视图：X$KGLPN

DML行锁是包含行级锁（row level lock）和事务锁：
行级锁是由于：1.行头争用，2.数据块或者索引块的ITL争用
事务锁是TX的enqueue表现的。

（一）行级锁：
行头争用：

如update一行记录：
1.访问对应的block，并且allocate一个ITL
2.通过rowid访问对应的行，如果确认没有其他的事务锁住该行，则将行头的第二个byte当时应该是0
3.找到ITL对应的索引值，通过这个值将行头的lock field改成非0。
4.当另一个事务update这一行时，就会发现行头的标记已经是非0。
5.事务2想知道事务1是否已经commit或者rollback，事务2执行ITL cleanout，当执行完ITL cleanout之后，发现事务1还是active的，于是enqueue等待。

ITL争用：
ITL的初始值为INITRANS的值。最大值为MAXTRANS，能动态修改。

如一个表的maxtrans为3，里面有4行，
1.update第一行记录，这个事务占据一个ITL
2.再开一个窗口update第二行，即又一个事务占据另一个ITL，
3.再开一个窗口update第三行记录，即又占据一个ITL。此时3个ITL已经都被占满，
4.如果此时又开一个窗口update另一行，则此session被挂起。该session会有一个TX的lmode为4（即S锁）的锁。

（二）事务锁：
事务锁是针对活动事务来说的，他们是在回滚段头的块中。transaction identifiers（XID）唯一数据block或者index block的ITL中，是唯一的。XID的格式是：
XID=USN#.SLOT#.WRAP#
XID和回滚段头的关系如下：

dump transaction table：
主要是dump回滚段头：
alter system dump undo header ‘_SYSSMU8$’;
dump出来的结果中state为10表示active，9表示inactive

Buffer 锁：
注意：buffer lock的resource structure是buffer header。session通过buffer handle来访问buffer，buffer handle是lock structure。
buffer header为session提供buffer handle双向链表，一方面指向session使用的buffer，另一方面指向session等待的buffer。正在等待buffer lock的session会报buffer busy wait或者write complete wait。
buffer busy wait在v$session_wait中 p1表示绝对文件好，p2表示block号，p3表示错误代码。
可以通过v$waitstat看各个类型：

1.如buffer busy wait是data block争用：
1.1 如果是data block的读等待，则限制使用选择性不高的索引。
1.2 如果是data block的修改等待，则增加行的选择性：修改pctfree或pctused，增加initrans，减少RECORDS_PER_BLOCK，减小db_block_size，避免使用right hand index。

2.如buffer busy wait是undo的争用
2.1 undo header的争用，则需要更多的undo segment，或者减少transactions_per_rollback_segment。注：9i开始由于使用AUM，自动管理undo，所以该等待出现的情况不多。

3.如buffer busy wait是free list争用，主要是buffer cache中segment header block的争用。
3.1 增加 free list
3.2 增加free list group

SMON的作用：
1.合并free extent，注，会有ST enqueue。
2.清理temporary segment——注：不一定是temp表空间，如truncate之后的表，就被列为temporary segment了。
3.清理不存在的object
4.清理online rebuild但crash后的IND$
5.回缩undo segment
6.启动时的事务恢复
7.事务回滚（被PMON触发）。