视图pg_locks提供了对数据库服务器中打开的事务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包含每个活动的可锁定对象、请求的锁模式和相关事务的一行。 因此，如果多个事务正在持有或等待锁定它，同一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），关系的单个页面， 关系的单个元组， 事务ID（虚拟和永久ID均包括）， 以及一般的数据库对象（由类OID和对象OID标识， 与pg_description或 pg_depend中的方式相同）。 此外，还可以对具有用户定义含义的数字施加“咨询锁”。

在表示由指定事务持有的锁的行中，granted 为真。为假表示该事务当前正在等待获取此锁， 这意味着某个其他事务正在同一可锁定对象上持有冲突的锁模式。等待的事务会休眠，直到另一个锁被释放 （或检测到死锁情况）。单个事务一次最多只能等待获取一个锁。

每个事务在其整个持续期内都对其虚拟事务ID持有独占锁。如果为事务分配了永久ID （通常仅在事务改变数据库状态时才会发生），它还会对其永久事务ID持有独占锁直到事务结束。 当一个事务发现有必要专门等待另一个事务时，它会尝试获取另一个事务ID（根据情况是虚拟ID还是永久ID） 的共享锁。只有当另一个事务终止并释放其锁时，这才会成功。

虽然元组是一种可锁定的对象类型，但关于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。 如果一个事务正在等待行级锁，它通常会出现在视图中，等待当前持有该行锁的永久事务ID。

咨询锁可以在由单个 bigint 值或两个整数值组成的键上获取。 一个bigint键在classid列中显示其高位半部分， 在objid列中显示其低位半部分，并且objsubid等于1。 可以使用表达式(classid::bigint << 32) | objid::bigint重新组装原始bigint值。 整数键在classid列中显示第一个键，在objid列中显示第二个键， 并且 objsubid 等于 2。键的实际含义由用户自行决定。咨询锁在每个数据库内都是本地的， 因此 database 列对于咨询锁是有意义的。

pg_locks提供了集簇中所有锁的全局视图，不仅包括与当前数据库相关的锁。 虽然它的relation列可以与pg_class.oid 连接来识别被锁定的关系，但这仅对当前数据库中的关系有效（即 database 列为当前数据库的 OID 或零的那些关系）。

pid列可以与 pg_stat_activity 视图的pid列进行连接，以获取有关持有锁或等待持有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;

另外，如果您正在使用预备事务，virtualtransaction列可以与 pg_prepared_xacts 视图的transaction列进行连接，以获取有关持有锁的预备事务的更多信息。 （预备事务永远不会等待锁，但它继续持有其在运行时获取的锁。） 例如：

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

pg_locks视图显示来自常规锁管理器和谓词锁管理器的数据，这两个是独立的系统； 此外，常规锁管理器将其锁分为常规锁和快速路径锁。 不能保证这些数据完全一致。 当查询该视图时， 快速路径锁的数据（具有fastpath = true） 从每个后端逐个收集，而不会冻结整个锁管理器的状态，因此在收集信息时可能会发生锁的获取或释放。 但请注意，这些锁已知不会与当前放置的任何其他锁发生冲突。 在查询所有后端的快速路径锁后，剩余的常规锁管理器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一个原子操作收集。 解锁常规锁管理器后，谓词锁管理器类似地被锁定，并且所有谓词锁将作为一个原子操作收集。 因此，除了快速路径锁外，每个锁管理器将提供一致的结果集，但由于我们不同时锁定两个锁管理器，因此在询问常规锁管理器后和在询问谓词锁管理器前，可能会发生锁的获取或释放。

如果这个视图被非常频繁地访问，锁定常规和（或）谓词锁管理器可能会对数据库性能产生一些影响。 锁仅在获取来自锁管理器的数据所需的最短时间内保持，但这并不能完全消除性能影响的可能性。