Oracle数据库支持多个用户同时与数据库进行交互，每个用户都可以同时运行自己的事务，从而也需要对并发访问进行控制。Oracle也是用“锁”的机制来防止各个事务之间的相互影响，对并发访问进行控制的，保证数据的一致性和完整性。当一个事务或操作企图防止另一个事务对其操作的对象产生影响时，该事务或操作就对该对象进行锁定，其他事务就只能在该事务释放锁之后才能操作该对象。
在大多数情况下，锁对于开发人员来说是透明的，不用显式地加锁，即不用指定锁的分类、级别、类型或模式。如，当更改记录时，Oracle会自动地对相关的记录加相应的锁；当执行一个PL/SQL过程时，该过程就会自动地处于被锁定的状态，允许其他用户执行它，但不允许其他用户采用任何方式更改该过程。当然，Oracle也允许用户使用Lock Table语句显式地对被锁定的对象加指定模式的锁。
锁有2种最基本、最简单的类型：排他锁（eXclusive lock，即X锁）、共享锁（Share lock，即S锁）。这两种锁及其锁定的示意图如下图所示。该图中显式了不同的锁的作用，以及相互之间的相容规则。
排他锁又称为写锁。如果事务T在数据库对象A上加了X锁，则只允许T读取、更改A。其他任何事务Ti都既不能对A加S锁也不能加X锁，直到T释放A上的X锁为止。这就保证了其他事务Ti在事务T释放A上的X锁之前，不能再读取、更改、使用A，即保护A不被同时地读、写。
共享锁又称为读锁。如果事务T在数据库对象A上加了S锁，则只允许T读取A但不能更改A。其他任何事务Ti都只能对A加S锁而不能加X锁，直到T释放A上的S锁为止。这就保证了其他事务Ti在事务T释放A上的S锁之前，只能读取A但不能更改A，即保护A不被同时地写。
锁除了对操作进行限制外，锁对锁也进行限制，排他锁与共享锁的相容规则如表所示。
一、锁定的粒度与意向锁
锁定对象的大小被称为锁定的粒度（granularity）。锁定对象可以是逻辑单元（如数据库、表、记录、列、索引等），也可以是物理单元（如数据页、索引页等）。
锁定的粒度与系统的并发度和并发控制的开销密切相关。一般地，锁定的粒度越大，需要锁定的对象就越少，可选择性就越小，并发度就越小，开销就越小；反之，锁定的粒度越小，需要锁定的对象就越多，可选择性就越大，并发度就越大，开销就越大。
例如，如果锁定的粒度是表，事务T1需要操作表A中的记录r1，则T1必须对包含记录r1的表A加锁。在T1对A加锁之后，事务T2需要操作表A中的记录r2，因此就需要对表A加锁，但此时因为T1已经在表A上加了锁，所以T2的加锁就会失败，就被迫等待，直到T1释放锁为止，事务T1和T2就不能并发执行了；如果锁定的粒度是记录，则事务T1可以对表A中的记录r1加锁，同时事务T2也可以对表A中的记录r2加锁，所以事务T1和T2就可以并发执行了，并发度就增大了，但维护这个并发度就需要更多的开销了。
1、多粒度锁定与多粒度树
如果在一个数据库管理系统中，同时支持多种锁定粒度供事务选择，这种锁定方法就被称为多粒度锁定（multiple granularity locking）。
如下图所示是一个四级的多粒度树。该树的根节点是数据库，表示最大的粒度；页节点是列，表示最小的粒度。
从前面的例子可知，选择锁定粒度时应该同时考虑并发度与开销两个因素。以求最优的效果。一般地，需要处理大量记录的事务可以以表为锁定粒度；需要处理多个表中的大量记录的事务可以以数据库为锁定粒度；而只需要处理某个表中少量记录的事务，则可以以记录为锁定粒度。
多粒度锁定协议是指，允许对多粒度树中的节点单独地加锁，另外，对一个节点加锁还意味着对这个节点的各级子节点也加同样的锁。
因此，可以用两种方法对多粒度树中的节点加锁：显式锁定、隐式锁定。显式锁定是在事务中明确指定要加在节点上的锁；隐式锁定是由于在其上级节点中加显式锁时而使该节点获得的锁。
在多粒度锁定中，显式锁定与隐式锁定的作用与相容规则都是一样的。因此，当系统检查锁定的冲突时，不仅要检查显式锁定还要检查隐式锁定。
一般地，当对一个节点加锁时，系统第一要检查在该节点上有无显式锁定与之冲突；第二要检查其所有上级节点有无显式锁定与之冲突，以便查看在该节点上加该显式锁定，是否会与从上级节点获得的隐式锁定有冲突；第三要检查所有下级节点有无显式锁定与之冲突，以便查看在该节点上加该显式锁定，是否会使下级节点从该节点获得的隐式锁定与其显式锁定有冲突。
这种检查锁定冲突的方法的效率很低，所以引进了意向锁（Intended lock）的概念。
2、意向锁
意向锁的含义是，如果对一个节点加某种意向锁，则会对该节点的各级下级节点加这种锁；如果对一个节点加某种锁，则必须先对该节点的各级上级节点加这种意向锁。
例如，对记录r1加锁时，必须先对它所在的表A加意向锁。于是，事务T1对表A加X锁时，系统只需要检查根节点数据库D和表A是否已经加了不相容的锁，而不再需要检查表A中每个记录是否加了X锁。
有如下几种意向锁。
一、IS锁（Intended Share lock，意向共享锁）
如果对一个节点加IS锁，则表示对它的所有下级节点有加S锁的意向；如果对一个节点加S锁，则必须先对该节点的各级上级节点加IS锁。
二、IX锁（Intended eXclusive lock，意向排他锁）
如果对一个节点加IX锁，则表示对它的所有下级节点有加X锁的意向；如果对一个节点加X锁，则必须先对该节点的各级上级节点加IX锁。
三、SIX锁（Share Intended eXclusive lock，共享意向排他锁）
如果对一个节点加SIX锁，则表示对它加S锁，然后再加IX锁，即SIX＝S＋IX。例如，如果事务T对表A加SIX锁，则表示事务T要读取整个表（S锁的作用），同时还会更新某些记录（IX锁的作用）。
包括意向锁的各种锁之间的相容规则如表所示。
例如，当事务T对表A保持的锁是S锁时，事务Ti不可以获得对表A的IX锁，但可以获得对A的IS锁。所以S锁与IX锁的强度相当，但比IS锁的强度要强。
同上理，可以逐个地推导出这些锁的强度关系，如图所示。图中上面的锁比下面的锁的强度要强，同级的锁强度相当。一个事务在申请锁定时以强锁代替弱锁是安全的（但会降低并发度），反之则不然。申请锁定时应该按自上而下的次序进行，释放锁定时则应该按自下而上的次序进行。
具有意向锁的多粒度锁定方法能提高系统的并发度，减少加锁和解锁的开销，已经在实际DBMS中得到应用，如Oracle数据库。
二、锁的分类
Oracle主要有2种锁：DDL锁（字典锁）、DML锁（数据锁）。
1、 DDL锁
当用户发布DDL（Data Definition Language）语句时会对涉及的对象加DDL锁。由于DDL语句会更改数据字典，所以该锁也被称为字典锁。
DDL锁能防止在用DML语句操作数据库表时，对表进行删除，或对表的结构进行更改。
对于DDL锁，要注意的是：
$$ DDL锁只锁定DDL操作所涉及的对象，而不会锁定数据字典中的所有对象。
$$ DDL锁由Oracle自动加锁和释放。不能显式地给对象加DDL锁，即没有加DDL锁的语句。
$$ 在过程中引用的对象，在过程编译结束之前不能被改变或删除，即不能被加排他DDL锁。
DDL锁的类型与特征如表所示。
DDL锁很少会在系统里引起争用，因为它们的保持时间都非常短暂。但DDL锁的存在却不容忽视，尤其是在申请排他DDL锁时。
2、DML锁
当用户发布DML（Data Manipulation Language）语句（如insert、update、delete）时会对涉及的对象加DML锁。由于DML语句涉及的是数据操作，所以该锁也被称为数据锁。
DML锁能防止多个事务并发访问数据时，对数据的一致性和完整性的破坏。
根据锁定的粒度和意向，DML锁有几种模式。在执行Lock Table语句或执行不同的DML语句时会加不同模式的DML锁。当一个事务在一个表上加了某种模式的DML锁之后，另一个事务在该表上所能执行的DML操作会受到限制，如下表所示。其中有的锁模式有2个名称，这是因为不同的Oracle版本在提到它们时使用了不同的表示方法。
三、死锁现象及其解决
死锁是一种比较严重的、特殊的锁争用类型。在这种锁争用中，两个或两个以上的用户正在等待对方锁定的资源。因此，如果不进行某种干预，任意一个事务都无法完成。
假设当前有两个会话，分别执行的事务如图所示。显然这两个会话之间由于互相锁定了对方所需要锁定的对象，所以发生了死锁。
“提示”Oracle提供了有效的死锁检测机制，周期性地（通常只有几秒钟）诊断系统中有无死锁，并提示用户。
当Oracle检测到死锁后，会在预警文件和跟踪文件中记录下死锁的信息，在跟踪文件中详细地记录了检测到死锁的时间、被死锁的语句、阻塞者会话、等待者会话、操作系统用户的信息（如用户名、用户所在的计算机、用户使用的应用程序）等有助于确定死锁及其处理方法的信息。
即使Oracle为会话A提示了检测到死锁的信息，并且回退了会话A的第2个update语句，但会话A仍然在第1个update语句上保持着锁，并阻塞了会话B的第2个update语句.
当出现检测到死锁的信息后，用户自己（或DBA通知相应的用户）执行commit语句或rollback语句，使事务结束，释放所加的锁。还可以使用 ALTER SYSTEM KILL SESSION 'sid, serial#' 语句来杀死会话，强行解决锁争用。
