一文搞懂Oracle 0 至 6 級鎖（附案例詳解）

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11g Concepts中摘錄的鎖的信息

Table Locks (TM)

A table lock, also called a TM lock, is acquired by a transaction when a table is modified by an INSERT, UPDATE, DELETE, MERGE, SELECT with the FOR UPDATE clause, or LOCK TABLE statement. DML operations require table locks to reserve DML access to the table on behalf of a transaction and to prevent DDL operations that would conflict with the transaction.

當事務(wù)通過INSERT、UPDATE、DELETE、MERGE和FOR UPDATE對表進行修改時，就會獲得一個表鎖，也稱為TM鎖子句，或鎖表語句。DML操作需要表鎖來為事務(wù)保留對表的DML訪問權(quán)限，并防止DDL與事務(wù)沖突的操作。
A table lock can be held in any of the following modes:

Row Share (RS)

This lock, also called a subshare table lock (SS), indicates that the transaction holding the lock on the table has locked rows in the table and intends to update them. A row share lock is the least restrictive mode of table lock, offering the highest degree of concurrency for a table.

這個鎖，也稱為子共享表鎖(SS)，表示持有表上鎖的事務(wù)已鎖定表中的行并打算鎖定更新它們。行共享鎖是表鎖中限制最少的一種模式，它為表提供最高程度的并發(fā)性。

Row Exclusive Table Lock (RX)

This lock, also called a subexclusive table lock (SX), generally indicates that the transaction holding the lock has updated table rows or issued SELECT ... FOR UPDATE. An SX lock allows other transactions to query, insert, update, delete, or lock rows concurrently in the same table. Therefore, SX locks allow multiple transactions to obtain simultaneous SX and subshare table locks for the same table.

這個鎖，也稱為subexclusive table lock (SX)，通常表示持有鎖的事務(wù)已經(jīng)更新了表行或發(fā)出了SELECT…FOR UPDATE。SX鎖允許其他事務(wù)在同一表中同時查詢、插入、更新、刪除或鎖定行。因此,SX鎖允許多個事務(wù)為同一個表獲取同步的SX和子共享表鎖。

Share Table Lock (S)

A share table lock held by a transaction allows other transactions to query the table (without using SELECT ... FOR UPDATE), but updates are allowed only if a single transaction holds the share table lock. Because multiple transactions may hold a share table lock concurrently, holding this lock is not sufficient to ensure that a transaction can modify the table.

事務(wù)持有的共享表鎖允許其他事務(wù)查詢表(除了SELECT…FOR UPDATE)，但只允許更新如果一個事務(wù)持有共享表鎖。由于多個事務(wù)可能同時持有一個共享表鎖，因此持有此鎖不足以確保事務(wù)可以修改表。

Share Row Exclusive Table Lock (SRX)

This lock, also called a share-subexclusive table lock (SSX), is more restrictive than a share table lock. Only one transaction at a time can acquire an SSX lock on a given table. An SSX lock held by a transaction allows other transactions to query the table (except for SELECT ... FOR UPDATE) but not to update the table.

這個鎖，也稱為共享-subexclusive table鎖(SSX)，比共享表鎖有更多的限制。一次只能獲得一個事務(wù)SSX鎖定給定的表。事務(wù)持有的SSX鎖允許其他事務(wù)查詢表(除了SELECT…FOR UPDATE)，但不更新表。

Exclusive Table Lock (X)

This lock is the most restrictive, prohibiting other transactions from performing any type of DML statement or placing any type of lock on the table.

此鎖是最嚴格的，禁止其他事務(wù)執(zhí)行任何類型的DML語句或?qū)⑷魏晤愋偷逆i放在表上。
因為ORACLE要處理不同的 并發(fā)功能，一旦處理不了那么多并發(fā)，就需要排隊，為保證排隊的公平就會出現(xiàn)各種優(yōu)先級，因此 衍生出很多鎖模式，來支持不同業(yè)務(wù)層的并發(fā)需求。
在同一個session里面，你執(zhí)行一個UPDATE語句，在表上有DML鎖，那自己能去做DDL語句嗎，比如DROP?

因為是 同一個session，所以不涉及并發(fā)，自己做一個update不提交，隨后drop table也是可以的

行鎖：0、6兩類鎖
表鎖：0、1、2、3、4、5、6七類鎖
0（none）
1（null）
2（RS）
3（RX）
4（S）
5（SRX）
6（X）
R是ROW行，S是SHARE共享，X是eXclusive排他，獨占鎖的意思

0：null 空
一般的SELECT，在表和行上都是0級鎖

1：n ull 空 
1級鎖有：Select有時會在v$locked_object出現(xiàn)。 

2：Row-S 行共享(RS)：共享表鎖，sub share  
2級鎖有：Lock Row Share，create index online

>>表鎖的情況下
locked_mode 2不影響后一個locked_mode 2、3、4、5的會話，如果后一個會話locked_mode為6，則后一個會話操作會提示ora-00054錯誤。 
ORA-00054: resource busy and acquire with NOWAIT specified or timeout expired

>>行鎖的情況下
locked_mode 2對應(yīng)行鎖0級鎖，不影響其他會話。

3：Row-X 行獨占(RX)：用于行的修改，sub exclusive
3級鎖有：Insert, Update, Delete, Select for update,Lock Row Exclusive

>>表鎖的情況下
locked_mode 3不影響后一個locked_mode 3的會話，但如果后一個會話locked_mode為4,5,6，則后一個會話操作會提示ora-00054錯誤。 
ORA-00054: resource busy and acquire with NOWAIT specified or timeout expired

>>行鎖的情況下
locked_mode 3的表鎖對應(yīng)行鎖6級鎖，兩個會話對同一行則影響。

4：Share 共享鎖(S)：阻止其他DML操作，share
4級鎖有：Create Index, Lock Share

5：S/Row-X 共享行獨占(SRX)：阻止其他事務(wù)操作，share/sub exclusive  
5級鎖有：Lock Share Row Exclusive  
具體來講有主外鍵約束時update/delete ... ; 可能會產(chǎn)生4,5的鎖。 

6：exclusive 獨占(X)：獨立訪問使用，exclusive
6級鎖有：Drop table, Drop Index, Alter table，Truncate table, Lock Exclusive。

珠寶店類比

珠寶店可以給大家免費參觀，可以讓你預(yù)定，可以試用后覺得好再買，可以把店都買下來。

第0類人，免費參觀珠寶店的人；

第1類人，免費參觀珠寶店的老弱病殘孕的客人；

第2類人，預(yù)定了試用期，先買來幾天，如果試用后覺得好再買；

第3類人，直接到店里的目的就是立即購買；

第4類人，把整個店的珠寶包下來，讓別人參觀，預(yù)定，但是不能買賣（這在ORACLE中叫只讀鎖，只允許別人讀，也就是只允許第0，1，2類人來珠寶店，讓別人只讀方式的參觀，不允許買賣，再來個第4類人，還是允許的，因為大家雖然都想包，但是大家的目的都是分享，而不是獨占，所以是可以兼容的）；

第5類人，它跟第4類人的區(qū)別只有一條，就是第5類人包下整個珠寶店后，另一個第5類人就不允許再包了(這在ORACLE中叫寫鎖定)，也就是第5類人是單通道的，你在珠寶店里只能找到1個第5類人，不可能找出第2個第5類人，但是第5類人把珠寶店包下來后，仍然可以讓第0，1，2類人參觀，但不允許買賣；

第6類人，它把整個珠寶店盤下來，不允許任何人有目的的參觀，只允許免費參觀，它是獨占的，只允許0,1類人參觀，其他人都不允許；

--以上第2類人預(yù)定的，所以第3類跟6類人不兼容；
--以上第3類人是要買珠寶的，所以第3類跟4，5，6類人都不兼容。

把珠寶店當成表，那珠寶店里的珠寶柜子當成行
珠寶店，7種人對應(yīng)7種模式，對應(yīng)表的7種鎖，0、1、2、3、4、5、6
柜子，打開或關(guān)閉2種狀態(tài)對應(yīng)2種模式，對應(yīng)行的2種鎖，0、6

珠寶店
（能不能同時進店，可以的）
表級鎖相當于珠寶店大門鎖，由門衛(wèi)把關(guān)，表鎖有 0,1,2,3,4,5,6對應(yīng)7類人群，7類人群能出現(xiàn)其中幾類人同時進店的情況，比如0、1、2、3類人同時進來了，或3類人同時進來好多人。

0級鎖：就是沒有鎖，只有純粹的select語句
0類人：免費參觀，不跟其他顧客有任何競爭

1級鎖：其實起不了鎖定的作用，他就是有一個通知的功能，根本阻止不了DDL，類似把執(zhí)行計劃中的對象通知對象所屬的會話
1類人：（老弱病殘）免費參觀，不跟其他顧客有任何競爭，但是這個顧客有權(quán)知道這個店以后的動態(tài)，比如是否拆了。
比如會話A執(zhí)行select * from T，然后把執(zhí)行計劃保存到內(nèi)存，為了保護執(zhí)行計劃是正確的，會話A要享受老弱病殘孕幼的待遇，因為如果T表被別人刪除了，那會話A生成的執(zhí)行計劃還有用嗎？如果你不通知，A怎么知道這個表對象已經(jīng)失效了，也就是有1號鎖的對象，一旦被刪除，它會通知擁有該對象的會話，這個對象刪除了，請你重新再分析下你的SQL，1號鎖是系統(tǒng)自動生成的

2級表鎖：只跟X沖突，因為其他都是共享鎖，RX,SRX雖然也有X,但是是行的X,表上還是共享的意思，2級鎖在表級別和0-5級不沖突
2類人：有意圖買珠寶的人，但現(xiàn)在只是先來查看下貨是不是值得我買，所以要打開柜臺，它只是一個SELECT動作。不會正面跟有免費參觀、有買賣企圖的顧客沖突。
2級表鎖的產(chǎn)生方式
顯式產(chǎn)生表級鎖（LOCK TABLE table IN ROW SHARE MODE，顯式產(chǎn)生一個RS表級鎖）
注意, 顯式產(chǎn)生表級鎖只產(chǎn)生表級鎖,不會級聯(lián)產(chǎn)生行級鎖，所以不會和其他會話產(chǎn)生行鎖

3級鎖：產(chǎn)生的原因（update、delete、select for update、顯示鎖表LOCK TABLE table IN ROW EXCLUSIVE MODE）
3類人：直接購買珠寶的人，所以要打開柜臺

6號的X是整個表級的排它鎖，顯示鎖表 LOCK TABLE table IN Exclusive MODE

珠寶柜子
(能不能同時打開同一個柜子,不能啊，沒有這種概念)
行級鎖相當于珠寶店柜臺鎖，由營業(yè)員把關(guān)，行鎖有0、6兩種對應(yīng)柜臺兩種狀態(tài)關(guān)閉、

>>打開
通常顧客如果進入珠寶店，跑到柜臺前有哪幾種目的？
>>參觀
柜子狀態(tài)是關(guān)閉:0號模式
只是以參觀為目的的顧客(第0類人、第1類人)，不存在資源競爭的問題，那還需要營業(yè)員拿鎖出來打開柜臺嗎？不需要，因為沒有資源競爭就不需要鎖了。
0號模式的行級鎖是因為0、1號的表級鎖造成的，簡單的select語句既是0級表級鎖也是0級行級鎖，也就是沒鎖。
>>購買
柜子狀態(tài)是打開：6號模式
第2類人，試用期（試用期間不能讓別人用）
第3類人，立即購買（相當于我們的update、delete、select for  update、LOCK TABLE table IN ROW EXCLUSIVE MODE語句）
總結(jié)：update、delete、select for update在行上都是產(chǎn)生排他鎖。

共享鎖將允許別的共享鎖存在，也就是共享跟共享是不沖突的。
比如用戶A在表T上執(zhí)行了UPDATE第1行，那么表t上有個表級的共享鎖，那用戶B在表T上執(zhí)行了UPDATE第2行，那么也會在表t上有個表級的共享鎖，雖然行上都是排它鎖，但不是同一行，所以他們在行上沒有沖突，在表上也沒有沖突。
比如用戶A執(zhí)行LOCK TABLE T IN ROW EXCLUSIVE MODE，用戶B可以同時執(zhí)行LOCK TABLE T IN ROW EXCLUSIVE MODE或LOCK TABLE T IN ROW SHARE MODE

有行級鎖,必有表級鎖（3級表鎖引起6級行鎖）
有表級鎖,可以沒有行級鎖（顯式鎖，2,3,6號顯示鎖對應(yīng)的表級鎖）
6號模式的行級鎖是因為2、3號的表級鎖造成的

ORACLE的鎖放在DATABASE BUFFER、LIBRARY CACHE的塊里，不占用其他內(nèi)存。其他db2、informix里，鎖會占用內(nèi)存,所以db2行鎖多會升級成表鎖。

鎖的類型根據(jù)鎖的對象，分三大類
· DML鎖
· DDL鎖
· 內(nèi)部鎖或LATCH

DML和DDL涉及可見的SCHEMA對象
DML就是我們的DELETE,UPDATE,INSERT語句,它操作的是表，視圖等,是可見的SCHEMA對象。

DDL語句是ALTER TABLE,CREATE TABLE等語句同樣對象是表，視圖，存儲過程等,也是可見的SCHEMA對象。

內(nèi)部鎖或LATCH，用戶是看不到的，看不見被封裝起來的對象有哪些,就是內(nèi)部鎖（LIBRARY CACHE，DATABASE BUFFER），因為這些對象都是共享的，共享的對象就涉及到資源競爭，所以必須要用鎖來進行限制資源的訪問，對于保護內(nèi)存的低級鎖，我們叫做latch，它的機制類似紅綠燈，一條馬路是公用的，我們要設(shè)紅綠燈吧。如果就是私人的，那就沒必要設(shè)紅綠燈，所以PGA沒有l(wèi)atch。

DML是數(shù)據(jù)維護鎖，是用來控制多個用戶并行訪問的數(shù)據(jù)確保一致性，SELECT是沒有任何鎖，只有select for update才有鎖。
select...for update會鎖住結(jié)果行，導(dǎo)致其他session無法更新。

DML鎖是確保在某一事務(wù)期間修改的數(shù)據(jù)，不允許其他事務(wù)進行修改。
DML鎖確保被修改的表的事務(wù)還沒有結(jié)束時，不允許其他事務(wù)在表上做DDL。
（當然本用戶當前會話對表update不提交，本用戶當前會話可以直接對該表做ddl，本用戶重新開一個session是不可以對該表做ddl的，其他用戶更是不能對該表做ddl）。

DML鎖定按對象級別不同分：
· 表級鎖 TM（作用在表對象上，Table Manager）
· 行級鎖 TX（作用在行對象上，Transaction eXclusive）
ORACLE不會發(fā)生行級鎖升級成表級鎖。
這就好像四合院，四間房門合成一個院，四合院的大門就是表鎖，每個房間就是行鎖
如果在sqlserver數(shù)據(jù)庫，當有3間房門要鎖起來的話，那我就直接鎖大門，因為sqlserver數(shù)據(jù)庫，鎖鑰匙很貴重，為了節(jié)省鑰匙就有了鎖升級，從行級鎖升級到頁級鎖，再從頁級鎖升級成表級鎖。

查看當前會話sid

SQL> select distinct sid from v$mystat;

查詢兩個會話的鎖信息

SQL> select sid,id1,id2,type,lmode,request from v$lock where sid in (sid1,sid2) order by sid;

查詢鎖類型的具體含義

SQL> select * from V$LOCK_TYPE where type in ('TX','AE','TM','TO','OD');TYPE  NAME           ID1_TAG           ID2_TAG           IS_USE DESCRIPTION----- -------------- ----------------- ----------------- ------ ----------------------------------------------------------------------TM    DML            object #          table/partition   YES    Synchronizes accesses to an objectTX    Transaction    usn<<16 | slot    sequence          YES    Lock held by a transaction to allow other transactions to wait for itAE    Edition Lock   edition obj#      0                 NO     Prevent Dropping an edition in useOD    Online DDLs    object #          0                 NO     Lock to prevent concurrent online DDLsTO    Temp Object    object #          1                 NO     Synchronizes DDL and DML operations on a temp object

案例1
會話1的sid是161,會話2的sid是189

sid1 不commit

SQL> update test set id=11;1 row updated

sid2一直創(chuàng)建不成功

SQL> alter table test add hid3 number;

sid3查詢結(jié)果，發(fā)現(xiàn)sid1和和sid2的表級鎖都是3

SQL>  select sid,id1,id2,type,lmode,request from v$lock where sid in (161,189) order by sid;       SID        ID1        ID2 TY      LMODE    REQUEST---------- ---------- ---------- -- ---------- ----------       161      65547       1930 TX          6          0       161      88539          0 TM          3          0  --sid1的表級鎖為3       161        100          0 AE          4          0       161      79833          1 TO          3          0       189     196612       2185 TX          6          0       189      88539          0 TM          3          0  --sid2的表級鎖為3       189        100          0 AE          4          0       189      88539          0 OD          6          0       189      65547       1930 TX          0          4       189      79833          1 TO          3          0SQL> select sid,FINAL_BLOCKING_SESSION,event from v$session where state='WAITING' and FINAL_BLOCKING_SESSION_STATUS='VALID';       SID                FINAL_BLOCKING_SESSION   EVENT      -----------------   ----------------------   -----------       189                161                      enq: TX - row lock contention

案例2
會話1的sid是161,會話2的sid是189

sid1不commitSQL> update test set id=11;1 row updatedsid2，直接報錯SQL> drop table test;drop table test           *ERROR at line 1:ORA-00054: resource busy and acquire with NOWAIT specified or timeout expired

sid3修改ddl后，sid2再執(zhí)行一次，sid查詢結(jié)果

SQL> alter system set ddl_lock_timeout=60SQL> select sid,id1,id2,type,lmode,request from v$lock where sid in (161,189) order by sid;       SID        ID1        ID2 TY      LMODE    REQUEST---------- ---------- ---------- -- ---------- ----------       161      88539          0 TM          3          0 --sid1的表級鎖為3       161        100          0 AE          4          0       161      79833          1 TO          3          0       161     458768       1934 TX          6          0       189      88539          0 TM          0          6 --sid2當前表級鎖為0，但是請求表級鎖6       189        100          0 AE          4          0       189          0          1 AE          4          0       189      79833          1 TO          3          0SQL> select sid,FINAL_BLOCKING_SESSION,event from v$session where state='WAITING' and FINAL_BLOCKING_SESSION_STATUS='VALID';       SID      FINAL_BLOCKING_SESSION     EVENT       ---      ----------------------    -------------       189                    161          enq: TM - contention

CREATE INDEX ONLINE
create index online會堵塞update嗎？
不會
先執(zhí)行update后不提交，后執(zhí)行create index online不會報錯，但是create index online一直處于堵塞狀態(tài)。
先執(zhí)行create index online后，后執(zhí)行update正常update，但是如果update不提交，則create index online一直處于堵塞狀態(tài)。

理解到：create index online在一行行創(chuàng)建索引過程中，并不是說這一行創(chuàng)建好索引了，再對這一行執(zhí)行update時必須等到所有行都create index online完成后才會正常udpate，也就是說不管update在create index online前還是后，create index online都不影響update，倒是update如果沒有提交會影響create index online。

如下兩個實驗會話1的sid是161,會話2的sid是189
實驗1，先執(zhí)行create index online,創(chuàng)建到一半后，update最小rowid的一行，按理說create index online應(yīng)該已經(jīng)過了這一行，應(yīng)該會堵塞update會話，實際上并沒有堵塞，update一樣很快，到時最后查詢下來發(fā)現(xiàn)update倒是把create index online堵塞了。

sid1執(zhí)行

SQL> select object_id from test1 where rowid in (select min(rowid) from test1); OBJECT_ID----------4559

sid2執(zhí)行，創(chuàng)建正常耗時6秒

SQL> create index ind_obd on test1 (OBJECT_ID) online;Index created.Elapsed: 00:00:06.06SQL> drop index ind_obd;Index dropped.Elapsed: 00:00:00.14SQL> create index ind_obd on test1 (OBJECT_ID) online;

在sid2執(zhí)行的6秒期間，馬上在sid1執(zhí)行，發(fā)現(xiàn)sid1執(zhí)行很快，并不堵塞

SQL> update test1 set object_id=1 where OBJECT_ID=4559;32 rows updated.

sid3執(zhí)行如下，發(fā)現(xiàn)sid1 161堵塞了sid2 189

SQL> select sid,FINAL_BLOCKING_SESSION,event from v$session where state='WAITING' and FINAL_BLOCKING_SESSION_STATUS='VALID';       SID    FINAL_BLOCKING_SESSION    EVENT       ----   ----------------------   -------------------------       189                    161      enq: TX - row lock contentionSQL>  select sid,id1,id2,type,lmode,request from v$lock where sid in (161,189) order by sid;       SID        ID1        ID2 TY      LMODE    REQUEST---------- ---------- ---------- -- ---------- ----------       161      79833          1 TO          3          0       161     262151       1938 TX          6          0       161      88544          0 TM          3          0       161        100          0 AE          4          0       189        100          0 AE          4          0       189      79833          1 TO          3          0       189     131075       2139 TX          6          0       189      88544          0 DL          3          0       189     262151       1938 TX          0          4       189      88552          0 TM          4          0       189      88544          0 DL          3          0       189      88544          0 OD          4          0       189      88544          0 TM          2          013 rows selected.

實驗2，先執(zhí)行create index online,創(chuàng)建到一半后，update最大rowid的一行，按理說create index online應(yīng)該還沒到這一行，不會堵塞update會話，實驗也發(fā)現(xiàn)確實是這樣，update很快，到時最后查詢下來是update把create index online堵塞了。

sid1執(zhí)行

SQL>  select object_id from test1 where rowid in (select max(rowid) from test1); OBJECT_ID----------      85998

sid2執(zhí)行，創(chuàng)建正常耗時6秒

SQL> create index ind_obd on test1 (OBJECT_ID) online;Index created.Elapsed: 00:00:06.06SQL> drop index ind_obd;Index dropped.Elapsed: 00:00:00.14SQL> create index ind_obd on test1 (OBJECT_ID) online;

在sid2執(zhí)行的6秒期間，馬上在sid1執(zhí)行，發(fā)現(xiàn)sid1執(zhí)行很快，并不堵塞

SQL> update test1 set object_id=1 where OBJECT_ID=85998;32 rows updated.

sid3執(zhí)行如下，發(fā)現(xiàn)sid1 161堵塞了sid2 189

SQL> select sid,FINAL_BLOCKING_SESSION,event from v$session where state='WAITING' and FINAL_BLOCKING_SESSION_STATUS='VALID';       SID    FINAL_BLOCKING_SESSION    EVENT       ----   ----------------------   -------------------------       189                    161      enq: TX - row lock contentionSQL> select sid,id1,id2,type,lmode,request from v$lock where sid in (161,189) order by sid;       SID        ID1        ID2 TY      LMODE    REQUEST---------- ---------- ---------- -- ---------- ----------       161      79833          1 TO          3          0       161      88544          0 TM          3          0       161     393242       2315 TX          6          0       161        100          0 AE          4          0       189      79833          1 TO          3          0       189      88544          0 TM          2          0       189      88546          0 TM          4          0       189     458777       1936 TX          6          0       189        100          0 AE          4          0       189      88544          0 DL          3          0       189      88544          0 DL          3          0       189     393242       2315 TX          0          4       189      88544          0 OD          4          013 rows selected.

查詢鎖對象是哪張表，哪一行的SQL
先查出堵塞的會話的SID，再如下查詢堵塞的是哪張表，行是哪行

select a.sid, a.row_wait_obj#, a.row_wait_file#, a.row_wait_block#, a.row_wait_row#,b.owner,b.object_name from v$session a,dba_objects b where a.row_wait_obj#=b.object_id and sid in (XX);



select sid, row_wait_obj#, row_wait_file#, row_wait_block#, row_wait_row# from v$session where sid in (XX);--此次查詢到row_wait_obj#=-1表示是持有鎖的會話



row_wait_obj#:被等待的這行在哪個對象上

row_wait_file#:被等待的這行在哪個文件上

row_wait_block#:被等待的這行在哪個塊上

row_wait_row#:被等待的這行在哪行上

統(tǒng)計信息收集遇到的鎖

DBMS_STATS: GATHER_STATS_JOB encountered errorsORA-04021: timeout occurred while waiting to lock object

收集統(tǒng)計信息的時候，需要對表或者索引的定義進行l(wèi)ock，其實這里的lock是library cache lock/pin~
不是鎖定這個對象，而當收集某個對象的統(tǒng)計信息時，發(fā)現(xiàn)所需的對象已經(jīng)被其它會話鎖定，且在等待了一定時間后，其他會話仍然沒有釋放已持有該對象的鎖，導(dǎo)致統(tǒng)計信息會話無法得到這個對象的鎖。

收集統(tǒng)計信息會持有X mode的library cache lock（表在library cache里的representation），所以會有鎖，但不是我們通常理解的enqueue鎖。 
其它用戶在解析用到這個表的SQL時需要申請S mode的表 library cache object的library cache lock，此時就會有沖突/阻塞。