视图 pg_locks 提供对数据库服务器中活动进程持有的锁的信息的访问。有关锁定的更多讨论，请参见第 13 章。

pg_locks 包含每行一个活动可锁定对象、请求的锁定模式和相关进程。因此，如果多个进程持有或正在等待其锁定，则同一个可锁定对象可能会出现多次。但是，当前没有任何锁定的对象将完全不会出现。

有几种不同类型的可锁定对象：整个关系（例如，表）、关系的各个页面、关系的各个元组、事务 ID（虚拟 ID 和永久 ID）以及常规数据库对象（由类 OID 和对象 OID 标识，方式与 pg_description 或 pg_depend 中相同）。此外，扩展关系的权限表示为一个单独的可锁定对象，更新 pg_database.datfrozenxid 的权限也是如此。此外，可以对具有用户定义含义的数字进行 “advisory” 锁定。

granted 在表示由指定进程持有的锁的行中为 true。False 表示此进程当前正在等待获取此锁，这意味着至少另一个进程正在持有或等待同一可锁定对象上的冲突锁模式。等待进程将休眠，直到另一个锁被释放（或检测到死锁情况）。单个进程最多可以等待获取一个锁。

在运行事务期间，服务器进程对事务的虚拟事务 ID 持有独占锁。如果为事务分配了永久 ID（通常仅在事务更改数据库状态时发生），它还将对事务的永久事务 ID 持有独占锁，直到事务结束。当进程发现有必要专门等待另一个事务结束时，它将通过尝试获取另一个事务的 ID（虚拟或永久 ID，具体取决于情况）上的共享锁来执行此操作。只有当另一个事务终止并释放其锁时，此操作才会成功。

尽管元组是可锁定的对象类型，但有关行级锁的信息存储在磁盘上，而不是内存中，因此行级锁通常不会出现在此视图中。如果进程正在等待行级锁，它通常会显示在视图中，等待当前持有该行锁的永久事务 ID。

推测插入锁由事务 ID 和推测插入令牌组成。推测插入令牌显示在 objid 列中。

可以对由单个 bigint 值或两个整数值组成的键获取咨询锁。 bigint 键在 classid 列中显示其高位，在 objid 列中显示其低位，objsubid 等于 1。原始 bigint 值可以使用表达式 (classid::bigint << 32) | objid::bigint 重新组装。整数键在 classid 列中显示第一个键，在 objid 列中显示第二个键，objsubid 等于 2。键的实际含义取决于用户。咨询锁是每个数据库本地的，因此 database 列对于咨询锁有意义。

在并行模式下使用应用事务锁来应用逻辑复制中的事务。远程事务 ID 显示在 transactionid 列中。 objsubid 显示锁子类型，用于同步更改集的锁为 0，用于等待事务完成以确保提交顺序的锁为 1。

pg_locks 提供了数据库集群中所有锁的全局视图，而不仅仅是与当前数据库相关的锁。尽管其 relation 列可以与 pg_class.oid 联接以识别已锁定的关系，但这仅对当前数据库中的关系有效（database 列为当前数据库的 OID 或零的关系）。

pid 列可以与 pg_stat_activity 视图的 pid 列联接以获取有关持有或等待每个锁的会话的更多信息，例如

SELECT * FROM pg_locks pl LEFT JOIN pg_stat_activity psa
    ON pl.pid = psa.pid;

此外，如果您使用已准备好的事务，则 virtualtransaction 列可以连接到 pg_prepared_xacts 视图的 transaction 列，以获取有关持有锁的已准备好的事务的更多信息。（已准备好的事务永远不会等待锁，但它会继续持有运行时获取的锁。）例如

SELECT * FROM pg_locks pl LEFT JOIN pg_prepared_xacts ppx
    ON pl.virtualtransaction = '-1/' || ppx.transaction;

虽然可以通过将 pg_locks 与自身连接来获取有关哪些进程阻止哪些其他进程的信息，但这在细节上很难正确实现。此类查询必须编码有关哪些锁模式与哪些其他锁模式冲突的知识。更糟糕的是，pg_locks 视图不会公开有关哪些进程在锁等待队列中领先于哪些其他进程的信息，也不会公开有关哪些进程是代表哪些其他客户端会话运行的并行工作进程的信息。最好使用 pg_blocking_pids() 函数（请参见 表 9.67）来识别等待进程被哪个进程阻塞。

视图 pg_locks 显示来自普通锁管理器和谓词锁管理器的两个单独系统的数据；此外，普通锁管理器将它的锁细分为普通锁和快速路径锁。无法保证这些数据完全一致。当查询视图时，快速路径锁（fastpath = true）上的数据会一次从每个后端收集，而不会冻结整个锁管理器的状态，因此在收集信息时有可能获取或释放锁。但是，请注意，已知这些锁不会与当前就绪的任何其他锁冲突。在所有后端都针对快速路径锁进行查询后，普通锁管理器的其余部分将作为一个单元被锁定，并且所有剩余锁的一致快照将作为原子操作收集。在解锁普通锁管理器之后，谓词锁管理器将以类似方式被锁定，并且所有谓词锁将作为原子操作收集。因此，除了快速路径锁之外，每个锁管理器都将提供一组一致的结果，但是由于我们不会同时锁定两个锁管理器，因此有可能在我们询问普通锁管理器之后并在我们询问谓词锁管理器之前获取或释放锁。

如果非常频繁地访问此视图，则锁定普通锁管理器和/或谓词锁管理器可能会对数据库性能产生一些影响。锁仅在从锁管理器获取数据所需的最小时间内保持，但这并不能完全消除对性能产生影响的可能性。