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2.2 转储library cache
oracle提供了命令可以对library cache中的内容进行转储。于是我们可以对library cache进行转储，从而对上面所说的library cache的内容进行验证。
ALTER SESSION SET EVENTS 'immediate trace name library_cache level N';
这里的N可以取的值分别为：
1 转储library cache的统计信息
2 转储hash表的汇总信息
4 转储library cache object的基本信息
8 转储library cache object的详细信息
16 转储heap size的信息
32 转储heap的详细信息
在测试之前，我们先创建一个测试表，然后再显示该表的数据。从而在library cache中放入一些数据。
SQL> create table sharedpool_test as select * from dba_objects where rownum<10;
SQL> select object_id,object_name from sharedpool_test;
以level 1转储整个library cache。
SQL> ALTER SESSION SET EVENTS 'immediate trace name library_cache level 1';

    打开跟踪文件可以看到类似这样的信息，这实际就是v$librarycache里记录的信息，只不过v$librarycache中记录的是根据下面的信息合并汇总以后得到的。

namespace gets hit ratio pins hit ratio reloads invalids
-------------- --------- --------- --------- --------- ---------- ----------
CRSR 563 0.815 2717 0.916 15 0
TABL/PRCD/TYPE 403 0.730 568 0.653 0 0
BODY/TYBD 2 0.000 2 0.000 0 0
……………………
    然后，我们分别以level 4、8、16、32分别对library cache进行转储，生成的转储文件分别以4#、8#、16#和32#来表示。
打开4#文件，然后直接查找“select object_id,object_name from sharedpool_test”，因为我们前面说到过，对于SQL语句来说，整个SQL语句的文本就是library cache object的名称。于是，我们可以发现类似下图四所示的内容： 



      图四
    这里的BUCKET 62658就相当于图二中的2号bucket。该bucket上只挂了一个对象，其对象句柄号为6758cdbc。在这个对象句柄里存放了很多信息，这里可以看到该对象的namespace为CRSR，也就是SQL AREA。可以看到该SQL语句的hash值为541cf4c2，将其转换为十进制以后可以直接到v$sql中找到该SQL语句。我们还可以看到很复杂的flags字段，它会包括很多标记，比如RON表示只读（Read Only），SML表示当前句柄尺寸比较小（Small）等。而下面的lwt则表示正在等待lock的对象列表（Lock Waiters），对应图三中的“Lock Waiters”；ltm则表示临时正在持有lock的对象列表（Lock Temporary），对应图三中的“Lock Owners”；pwt则表示正在等待pin的对象列表（Pin Waiters）对应图三中的“Pin Waiters”；ptm则表示临时正在持有pin的对象列表（Pin Temporary），对应图三中的“Pin Owners”。再往下看，可以看到CHILDREN部分，这部分就是前面所说过的子游标的信息了。实际上，指向heap 0的指针也位于这一部分，这个指针也就是6758c840。
 
SQL> select sql_text from v$sql where hash_value=to_number('541cf4c2','xxxxxxxx');
SQL_TEXT
--------------------------------------------------------------------------------
select object_id,object_name from sharedpool_test

     然后，我们打开8#文件，查找6758c840，可以看到如下图五所示的内容。这就是heap 0中所包含的内容。可以看到该heap 0的handle正是6758c840，type为CRSR。还可以看到几个重要的table，这些table都是我们前面介绍过的，包括DEPENDENCIES、ACCESSES、TRANSACTIONS。从前面我们已经知道dependency table记录的是SQL语句所依赖的对象，这里我们可以看到我们的SQL语句依赖一个对象，同时该对象的handle为 675d0d74，很明显，它一定指向sharedpool_test表。同时，我们可以看到transaction table所记录的oracle底层解析的对象的handle也是675d0d74，它与dependency table所记录的对象是一样的，说明这个表是实实在在的表，而不是一个同名词。
 
  


                 图五
    于是我们继续在8#文件里查找675d0d74，也就是找到library cache中记录SQL所引用的对象的部分。
我们可以看到类似下图六所示的内容。从name列中可以看到，该对象正是sharedpool_test表，同时该表所在的schema为COST。而且从type为TABL也可以看到，对象sharedpool_test是一个表。 

    

     图六
    我们再次回到图五，也就是记录heap 0的部分。我们可以看到最后一部分是DATA BLOCKS，从我们前面介绍过的内容可以知道这部分的记录指向了其他的heap内存块。我们从data#列上可以知道，该SQL存在两个相关的heap，编号为0和6。我们知道，heap 0存放了SQL语句本身所涉及到的对象以及若干种表等的信息，而heap 6则存放了SQL语句的文本、执行计划等。于是，我们可以到32#文件中查找6758c7d0（heap 0）和67587c34（heap 6），如下图七所示。我们同时可以看到owner的值，实际上这正是在图五中的object的代号。同时从heap的name处也可以看到，heap 0为library cache，而heap 6为sql area，这也说明了这两个不同的heap所存放的不同内容。 

    


    图七

2.3 dictionary cache概述
    dictionary cache专门用来存放SYS schema所拥有的对象的内存区域。使用dictionary cache时以行为单位，而不像其他比如buffer cache以数据块为单位，因此dictionary cache也叫做row cache。构造dictionary cache的目的是为了加快解析SQL语句的速度，因为dictionary cache里存放了所有表的定义、Storage信息、用户权限信息、约束定义、回滚段信息、表的统计信息等。
    而这些信息都是在解析过程中必须用到的。假设oracle在解析SQL的过程中，发现dictionary cache里没有该SQL所引用的表的定义信息，则oracle必须到磁盘上system表空间里找到这个引用表的定义信息，并将这些定义信息加载到dictionary cache里。这个从磁盘上获取数据字典数据的过程就叫做递归SQL（Recursive SQL）。通常来说，当我们执行一条新的SQL语句时，都会产生很多次的递归调用，也会产生很多的递归SQL。比如我们来下面这个例子。 
   SQL> set autotrace traceonly stat;
   SQL> select * from sharedpool_test;
   Statistics
   ----------------------------------------------------------
    185 recursive calls
    0 db block gets
    25 consistent gets
   ………… 

    从这里可以很明显看到执行该SQL产生了185次的递归调用，这185次的递归调用将表sharedpool_test相关的信息，比如列定义、统计信息等，都加载到了dictionary cache里。当我们再次执行该SQL时，会发现recursive calls变成了0，因为dictionary cache里已经包含解析SQL所需要参照的数据字典了。 
  

转储dictionary cache
  我们可以使用如下命令对dictionary cache进行转储。
  ALTER SESSION SET EVENTS 'immediate trace name row_cache level N';

这里的N可以取的值分别为：

1 转储dictionary cache的统计信息 ;
2 转储hash表的汇总信息 ;
8 转储dictionary cache中的对象的结构信息;

  如果对level 1进行转储，可以看到转储出来的内容，很明显，就是v$rowcache里的内容。每一种数据字典都有一行记录来表示。比如有tablespace相关的数据字典等。

  如果以level 2转储的话，可以看到类似如下的内容。这里有23个hash表对dictionary cache中的对象进行管理，每个hash表都对应了一种数据字典，同时有一个名为row cache objects的latch来控制并发访问。可以看到，v$latch_children里名为“row cache objects”的记录数量也是23。

ROW CACHE HASH TABLE: cid=0 ht=66BD90B0 size=32

…………

ROW CACHE HASH TABLE: cid=1 ht=66BD78B0 size=256

…………

ROW CACHE HASH TABLE: cid=22 ht=66DA5590 size=512

…………

shared pool的内部管理机制
3.1解析SQL语句的过程
为了将用户写的可读的SQL文本转化为oracle认识的且可执行的语句，这个过程就叫做解析过程。
解析分为硬解析和软解析。当一句SQL第一次被执行时必须进行硬解析。
当客户端发出一条SQL语句（也可以是一个存储过程或者一个匿名PL/SQL块）进入shared pool时
（注意，我们从前面已经知道，oracle对这些SQL不叫做SQL语句，而是称为游标（cursor）。因为oracle在处理SQL时，需要很多相关的辅助信息，这些辅助信息与SQL语句一起组成了游标），oracle首先将SQL文本转化为ASCII字符，然后根据hash函数计算其对应的hash值（hash_value）。根据计算出的hash值到library cache中找到对应的bucket，然后比较bucket里是否存在该SQL语句。
如果不存在，则需要按照我们前面所描述的，获得shared pool latch，然后在shared pool中的可用chunk链表（也就是bucket）上找到一个可用的chunk，然后释放shared pool latch。在获得了chunk以后，这块chunk就可以认为是进入了library cache。然后，进行硬解析过程。硬解析包括以下几个步骤：
1) 对SQL语句进行语法检查，看是否有语法错误。比如没有写from等。如果有，则退出解析过程。
2) 到数据字典里校验SQL语句涉及的对象和列是否都存在。如果不存在，则退出解析过程。
3) 将对象进行名称转换。比如将同名词翻译成实际的对象等。如果转换失败，则退出解析过程。
4) 检查游标里用户是否具有访问SQL语句里所引用的对象的权限。如果没有权限，则退出解析过程。
5) 通过优化器创建一个最优的执行计划。这一步是最消耗CPU资源的。
6) 将该游标所产生的执行计划、SQL文本等装载进library cache的若干个heap中。
在硬解析的过程中，进程会一直持有library cach latch，直到硬解析结束。硬解析结束以后，会为该SQL产生两个游标，一个是父游标，另一个是子游标。父游标里主要包含两种信息：SQL文本以及优化目标（optimizer goal）。父游标在第一次打开时被锁定，直到其他所有的session都关闭该游标后才被解锁。当父游标被锁定的时候是不能被交换出library cache的，只有在解锁以后才能被交换出library cache，这时该父游标对应的所有子游标也被交换出library cache。子游标包括游标所有的信息，比如具体的执行计划、绑定变量等。前面图四中看到的CHILDREN部分就是子游标所对应的handle的信息。子游标随时可以被交换出library cache，当子游标被交换出library cache时，oracle可以利用父游标的信息重新构建出一个子游标来，这个过程叫reload。可以使用下面的方式来确定reload的比率：
SELECT 100*sum(reloads)/sum(pins) Reload_Ratio FROM v$librarycache;
一个父游标可以对应多个子游标。子游标具体的个数可以从v$sqlarea的version_count字段体现出来。而每个具体的子游标则全都在v$sql里体现。当具体的绑定变量的值与上次的绑定变量的值有较大差异（比如上次执行的绑定变量的值的长度是6位，而这次执行的绑定变量的值的长度是200位）时或者当SQL语句完全相同，但是所引用的对象属于不同的schema时，都会创建一个新的子游标。
如果在bucket中找到了该SQL语句，则说明该SQL语句以前运行过，于是进行软解析。软解析是相对于硬解析而言的，如果解析过程中，可以从硬解析的步骤中去掉一个或多个的话，这样的解析就是软解析。软解析分为以下三种类型。
1) 第一种是某个session发出的SQL语句与library cache里其他session发出的SQL语句一致。这时，该解析过程中可以去掉硬解析中的5和6这两步，但是仍然要进行硬解析过程中的2、3、4步骤：也就是表名和列名检查、名称转换和权限检查。
2) 第二种是某个session发出的SQL语句与library cache里该同一个session之前发出的SQL语句一致。这时，该解析过程中可以去掉硬解析中的2、3、5和6这四步，但是仍然要进行权限检查，因为可能通过grant改变了该session用户的权限。
3) 第三种是当设置了初始化参数session_cached_cursors时，当某个session对相同的cursor进行第三次访问时，将在该session的PGA里创建一个标记，并且该游标即使已经被关闭也不会从library cache中交换出去。这样，该session以后再执行相同的SQL语句时，将跳过硬解析的所有步骤。这种情况下，是最高效的解析方式，但是会消耗很大的内存。
我们先来举一个例子说明如果在解析过程中发生语法或语义错误时，在shared pool中是怎样体现的。
SQL> select object_type fromm sharedpool_test111;
ORA-00942: 表或视图不存在
然后我们以level 16转储library cache，并打开转储文件，找到相应的部分，如下图八所示。可以看到，
该SQL语句在语法上是错误的（from写成了fromm），oracle仍然在shared pool中为其分配了一个chunk，然后该chunk进入library cache，并在library cache中分配了一个bucket，同时也生成了heap 0，但是该heap 0中不存在相应的一些如dependency table等table的部分，以及data block的部分。我看到有些资料上说SQL语句是先进行语法分析，如果通过语法分析以后，则应用hash函数生成hash值，然后再去shared pool中分配chunk。实际上从这个实例已经可以看出，这个说法是错误的。oracle始终都是先对SQL生成hash值（不论该SQL语法上是否正确），再根据hash值到对应的可用chunk链表（也就是bucket）里分配chunk，然后进入语法解析等解析过程。




图八
我们再举一个例子来说明解析正确的SQL语句的过程。如下所示。
SQL> alter system flush shared_pool;
SQL> variable v_obj_id number;
SQL> exec :v_obj_id := 4474;
SQL> select object_id,object_name from sharedpool_test where object_id=:v_obj_id;
OBJECT_ID OBJECT_NAME
---------- ---------------------------
4474 AGGXMLIMP
SQL> variable v_obj_id varchar2(10);
SQL> exec :v_obj_id := '4474';
SQL> select object_id,object_name from sharedpool_test where object_id=:v_obj_id;
OBJECT_ID OBJECT_NAME
---------- ---------------------------
4474 AGGXMLIMP
然后，我们以level 16来转储library cache。可以看到如下图九所示的内容。很明显的看到，子游标的
部分包含两条记录，这也就说明该SQL语句产生了两个子游标。虽然我们从SQL文本上看，前后两次执行的SQL语句是一样的。只有绑定变量的类型发生了改变，第一次是number型，而第二次是varchar2型。可正是这数据类型的变化导致了该SQL语句的执行计划不能得到共享，从而产生了两个子游标。这时，我们根据子游标的两个handle：6757f358和674440fc找到对应的heap 0的话，就可以看到这两个heap 0中所记录的heap 6是两个完全不同的内存块，这也说明前后两次执行SQL并没有真正得到共享。



图九

我们还可以根据该SQL的hash值（f390fb6f）来看看动态性能视图里是如何表现的。
SQL> select to_number('f390fb6f','xxxxxxxx') from dual;
TO_NUMBER('F390FB6F','XXXXXXXX
------------------------------
4086365039
SQL> select sql_text,version_count from v$sqlarea where hash_value=4086365039;
SQL_TEXT VERSION_COUNT
------------------------------------------------------------------------- ------------
select object_id,object_name from sharedpool_test where object_id=:v_obj_id 2
SQL> select sql_text,child_address,address from v$sql where hash_value=4086365039;
SQL_TEXT CHILD_ADDRESS ADDRESS
-------------------------------------------------------------------- ----------- --------
select object_id,object_name from sharedpool_test where object_id=:v_obj_id 6757F358 676B6D08
select object_id,object_name from sharedpool_test where object_id=:v_obj_id 674440FC 676B6D08
从记录父游标的视图v$sqlarea的version_count列可以看到，该SQL语句有2个子游标。而从记录子游标的视图v$sql里可以看到，该SQL文本确实有两条记录，而且它们的SQL文本所处的地址（address列）也是一样的，但是子地址（child_address）却不一样。这里的子地址实际就是子游标所对应的heap 0的句柄。
由此我们也可以看到，存在许多因素可能导致SQL语句不能共享。常见的因素包括， SQL文本大小写不一致、SQL语句的绑定变量的类型不一致、SQL语句涉及到的对象名称虽然一致但是位于不同的schema下、SQL的优化器模式不一致（比如添加提示、修改了optimizer_mode参数等）等。

3.2 library cache的并发控制
  由于library cache是可以被所有进程同时访问并修改的，因此就必然存在一个并发控制的问题。比如对于前面我们举的如图九所示的例子来说，第一次使用number类型的绑定变量执行的SQL语句产生的游标挂在bucket 64367上。而当我们第二次使用varchar2类型的绑定变量再次执行该SQL语句时，oracle需要访问该bucket 64367上的句柄，发现不能共用执行计划时，还要修改该句柄，向CHILDREN部分添加一条指向另外一个子游标的句柄。在很多进程并发执行的情况下，那么当修改挂在bucket 64367上的句柄的时候，必须防止其他进程同时修改所访问的句柄。因为如果不防止这种情况的出现，那么假如这时正好也有一个进程也是使用varchar2类型的绑定变量执行该相同的SQL时，那么也会向CHILDREN部分添加一条子游标的记录，那么CHILDREN部分就会出现两条varchar2的执行计划，而实际上这两个执行计划是一样的，是完全可以合二为一的，这样也就达不到SQL共享的目的。同时还要考虑，当oracle在向某个heap（比如heap 0和heap 6）填入SQL文本、执行计划等数据的过程中，要防止该heap又被其他进程分配掉的情况出现。如果不防止的话，那这个heap的数据就被两个进程同时写，那里面的数据一定是混乱而无法使用的了。

    为了有效的解决上面所说的并发性的问题，oracle使用三种结构来完成对library cache的并发控制：lock、pin和library cache latch。简单来说，进程如果要访问或者修改library cache里的对象，首先必须获得library cache latch，然后获得handle上的lock，最后获得heap上的pin，访问或修改结束以后，释放pin、lock和latch。

  lock是落在library cache里的对象句柄上的，用来管理并发性。按照前面所说的例子，当多个进程同时修改bucket 64367上的句柄的时候，只有一个进程能够获得该句柄上的lock，其他进程必须等待（体现的等待事件就是library cache lock）。同时，尝试获得某个句柄上的lock也是将游标句柄对象加载到shared pool里的唯一方式。也就是说，当客户端发出某个SQL语句时，oracle对该SQL语句运用hash函数生成hash值，然后到该hash值所对应的library cache的bucket里试图找到对应的句柄并lock该句柄时，如果发现该句柄不存在（可能是由于该SQL语句是一条全新的SQL语句，或者以前该SQL语句执行过但是现在被交换出了library cache），则会将该SQL游标所对应的句柄加载到library cache里。

    目前有三种lock模式，分别是：share、exclusive和null。如果某个进程只是要读取句柄里的信息时，会对该句柄添加share模式的lock，比如当编译某个存储过程时，进程会去读取该存储过程所引用的子存储过程等，这时其他进程可以对该相同的句柄添加share和null模式的lock；如果某个进程需要修改对象里的信息时，就会对该句柄添加exclusive模式的lock，比如删除某个存储过程就会添加exclusive模式的lock，这时其他进程只能对该相同的句柄添加null模式的lock；null模式的lock比较特殊，在任何可以执行的对象上（比如存储过程、视图、函数等等）都存在该null模式的lock。你可以随意打破该模式的lock，这时该lock所在的对象就失效了，需要重新编译。当SQL开始解析时，或获得null模式的lock，然后会一直加在该对象上，直到某些会引起对象失效的DDL发生在对象或对象所依赖的其他对象上，这时该lock被打破。当发生null模式的lock时，其他进程可以对该相同的句柄添加任何模式的lock。

    而pin则是落在heap上的，用来防止多个进程同时更新同一个heap。pin的优先级比lock要低，获得pin之前必须先获得lock。同样按照前面所说的例子，当第二次使用varchar2类型的绑定变量执行相同的SQL语句时，该进程首先会获得bucket 64367的句柄上的lock，根据该句柄里所记录的heap发现不能共用时，到shared pool中分配可用的chunk作为heap（包括heap 0和heap 6等）的空间，并获得该heap上的pin，然后在句柄里添加一条子游标记录，以指向所分配的heap 0的句柄。当pin住了heap以后，进程就向heap中写入数据，结束以后释放pin，最后释放lock。当某个进程获得了句柄上的lock，但是不能pin住该句柄所对应的heap时，该进程就必须等待（体现的等待事件就是library cach pin）。与lock相同，当进程试图pin住某个heap但是发现该heap不存在时，就会同时将该heap加载到library cache里同时pin住它。

    pin有两种模式：share和exclusive。当某个进程只需要读取heap中的信息时，会对该heap执行share模式的pin。如果进程需要修改heap时，则会先对该heap执行share模式的pin以便对heap进行错误和安全检查，通过以后，再对该heap执行exclusive模式的pin，从而对该heap进行修改。

    从上面对lock和pin的描述中可以看出，lock本身不是一个原子的操作，也就是说要完成lock需要执行一系列的操作步骤（包括pin住heap等）。因此为了防止lock的过程被其他进程打破，oracle使用library cache latch来管理lock。也就是说，如果某个进程在进行lock之前，必须先获得library cache latch，如果不能获得该latch，就必须等待。当lock过程结束以后，释放该latch。
oracle提供了多个library cache latch（这样，每个library cache latch都称为子latch）来保护library cache中的bucket。这些子latch的数量由一个隐藏参数决定：_kgl_latch_count。该参数缺省值为大于等于系统中CPU个数的最小的素数。比如在一个具有4个CPU的生产环境中，library cache latch的个数为5，如下所示。但是oracle内部（9i版本）规定了library cache latch的最大个数为67，即便将这个隐藏参数设置为100，library cache latch的数量也还是67个。
SQL> select x.ksppinm, y.ksppstvl, x.ksppdesc
2 from x$ksppi x , x$ksppcv y
3 where x.indx = y.indx
4 and x.ksppinm like '\_%' escape '\'
5 and ksppinm like '%kgl_latch_count%'
6 ;
KSPPINM KSPPSTVL KSPPDESC
-------------------- ---------- ----------------------------------------
_kgl_latch_count 5 number of library cache latches

具体到每个bucket应该由哪个子latch来管理，则是通过下面这个函数来确定的。
latch号=mod(bucket号,latch的数量)
假如还是按照上面的例子，对于bucket 64367来说，假设当前系统具有37个library cache latch，那么会使用24（mod(64367,37)=24）号latch来保护挂在该bucket上的句柄。正是由于这样的算法，可能会导致所有的子latch不能在library cache里的整个bucket链条上均匀分布，有可能出现某个或某几个子latch非常繁忙，而有些子latch则非常空闲。至于如何判断以及解决，可以见下面shared pool的优化部分。
我们来做两个测试，分别来模拟一下lock和pin。来看看lock和pin是如何控制library cache里的对象的。试验的思路很简单，第一，打开一个session（sess #1）创建一个存储过程，该过程只做一件事情，就是通过调用dbms_lock.sleep进行等待。并在sess #1中调用该存储过程；第二，打开第二个session（sess #2），重新编译该存储过程；第三，打开第三个session（sess #3），删除该存储过程；第四，打开第四个session（sess #4）进行监控。根据前面对lock和pin的描述，我们可以预见，sess #2将等待library cache pin。而sess #3会等待library cache lock。
试验过程如下，在试验的过程中，不断以level 16转储library cache以更深入的观察lock和pin的变化，以下按照时间顺序排列：
sess #1
SQL> create or replace procedure lock_test
2 is
3 begin
4 sys.dbms_lock.sleep(5000);
5 end;
6 /
SQL> exec lock_test;
sess #4，转储出来的文件编号为F1。
SQL> ALTER SESSION SET EVENTS 'immediate trace name library_cache level 16';
sess #2
SQL> select sid from v$mystat where rownum=1;
SID
----------
9
SQL> alter procedure lock_test compile; --这时该命令停住了。
sess #4，转储出来的文件编号为F2。
SQL> ALTER SESSION SET EVENTS 'immediate trace name library_cache level 16';
sess #3
SQL> select sid from v$mystat where rownum=1;
SID
----------
10
SQL> drop procedure lock_test; --这时该命令也停住了
sess #4，转储出来的文件编号为F3。
SQL> ALTER SESSION SET EVENTS 'immediate trace name library_cache level 16';
SQL> select sid,event from v$session_wait where sid in(9,10);
SID EVENT
---------- ----------------------------------------------------------------
9 library cache pin
10 library cache lock
从监控的结果看到，正如我们所预料的，编译存储过程的sess #2（sid为9）正在等待library cache pin，而删除存储过程的sess #3（sid为10）正在等待library cache lock。在转储出来的文件中，我们主要关存储过程lock_test本身在library cache中的变化。在F1中，我们可以看到如下图十的内容。注意其中的lock为N，pin为S。由于sess #1正在执行lock_test存储过程，需要读取该handle所对应的heap里的内容，因此以null模式lock住句柄，同时以share模式pin住了heap。这时该对象句柄可以被其他进程以任何模式锁定，但是该句柄对应的heap只能被其他进程以share模式pin，而不能以exclusive模式pin。




图十
我们打开发出编译命令以后生成的F2，找到与图十同样的部分，如下图十一所示。由于sess #2会对存储过程lock_test进行编译，因此需要重新刷新该对象的heap中的信息。所以需要以exclusive模式lock住该对象的句柄，同时以exclusive模式pin住该对象的heap。这时，由于当前句柄上存在null模式的lock，因此sess #2申请exclusive的lock能够成功，但是由于当前该句柄对应的heap上已经存在share的pin，因此申请exclusive的pin时，必须等待，这时体现为sess #2等待library cache pin。 



     图十一

    这时，我们发出删除命令以后，很明显的，要删除存储过程lock_test，sess #3必须以exclusive模式获得lock_test句柄的lock。而这时该句柄上已经存在了exclusive模式的lock，于是这时sess #3只有等待sess #2所添加的exclusive模式的lock释放以后才能继续进行。体现在v$session_wait等相关视图里就是等待library cache lock。这时，我们甚至可以发现，整个“drop procedure lock_test”命令都没有出现在library cache里。也就是说，oracle已经为该SQL语句分配了chunk，但是由于无法获得所引用对象的lock，从而使得所分配的chunk还没有能够挂到bucket上去，也就还没有进入library cache里。
至于如何诊断以及解决这两个等待事件的话，可以见下面shared pool的优化部分。
   (待续......)