往期文章：淘宝内部分享：怎么跳出MySQL的10个大坑
背景
引入MDL锁的目的，最初是为了解决著名的bug#989，在MySQL 5.1及之前的版本，事务执行过程中并不维护涉及到的所有表的Metatdata 锁，极易出现复制中断，例如如下执行序列：
Session 1: BEGIN;
Session 1: INSERT INTO t1 VALUES (1);
Session 2: Drop table t1; --------SQL写入BINLOG
Session 1: COMMIT; -----事务写入BINLOG
在备库重放 binlog时，会先执行DROP TABLE，再INSERT数据，从而导致复制中断。
在MySQL 5.5版本里，引入了MDL, 在事务过程中涉及到的所有表的MDL锁，直到事务结束才释放。这意味着上述序列的DROP TABLE 操作将被Session 1阻塞住直到其提交。
不过用过5.5的人都知道，MDL实在是个让人讨厌的东西，相信不少人肯定遇到过在使用mysqldump做逻辑备份时，由于需要执行FLUSH TABLES WITH READ LOCK (以下用FTWRL缩写代替)来获取全局GLOBAL的MDL锁，因此经常可以看到“wait for global read lock”之类的信息。如果备库存在大查询，或者复制线程正在执行比较漫长的DDL，并且FTWRL被block住，那么随后的QUERY都会被block住，导致业务不可用引发故障。
为了解决这个问题，Facebook为MySQL增加新的接口替换掉FTWRL 只创建一个read view ，并返回与read view一致的binlog位点；另外Percona Server也实现了一种类似的办法来绕过FTWRL，具体点击文档连接以及percona的博客，不展开阐述。
MDL解决了bug#989，却引入了一个新的热点，所有的MDL锁对象被维护在一个hash对象中；对于热点，最正常的想法当然是对其进行分区来分散热点，不过这也是Facebook的大神Mark Callaghan在report了bug#66473后才加入的，当时Mark观察到MDL_map::mutex的锁竞争非常高，进而推动官方改变。因此在MySQL 5.6.8及之后的版本中，引入了新参数metadata_locks_hash_instances来控制对mdl hash的分区数(Rev:4350)；
不过故事还没结束，后面的测试又发现哈希函数有问题，somedb. someprefix1 … .somedb .someprefix8 的hash key值相同，都被hash到同一个桶下面了，相当于hash分区没生效。这属于hash算法的问题，喜欢考古的同学可以阅读下bug#66473后面Dmitry Lenev的分析。
Mark进一步的测试发现Innodb的hash计算算法比my_hash_sort_bin要更高效， Oracle的开发人员重开了个bug#68487来跟踪该问题，并在MySQL5.6.15对hash key计算函数进行优化，包括fix 上面说的hash计算问题(Rev:5459)，使用MurmurHash3算法来计算mdl key的hash值。
MySQL 5.7 对MDL锁的优化
在MySQL 5.7里对MDL子系统做了更为彻底的优化。主要从以下几点出发：
第一，尽管对MDL HASH进行了分区，但由于是以表名+库名的方式作为key值进行分区，如果查询或者DML都集中在同一张表上，就会hash到相同的分区，引起明显的MDL HASH上的锁竞争。
针对这一点，引入了LOCK-FREE的HASH来存储MDL_lock，LF_HASH无锁算法基于论文"Split-Ordered Lists: Lock-Free Extensible Hash Tables"，实现还比较复杂。 注：实际上LF_HASH很早就被应用于Performance Schema，算是比较成熟的代码模块。由于引入了LF_HASH，MDL HASH分区特性自然直接被废除了 。对应WL#7305， PATCH(Rev:7249)
第二，从广泛使用的实际场景来看，DML/SELECT相比DDL等高级别MDL锁类型，是更为普遍的，因此可以针对性的降低DML和SELECT操作的MDL开销。
为了实现对DML/SELECT的快速加锁，使用了类似LOCK-WORD的加锁方式，称之为FAST-PATH，如果FAST-PATH加锁失败，则走SLOW-PATH来进行加锁。
每个MDL锁对象（MDL_lock）都维持了一个long long类型的状态值来标示当前的加锁状态，变量名为MDL_lock::m_fast_path_state 举个简单的例子：（初始在sbtest1表上对应MDL_lock::m_fast_path_state值为0）
Session 1: BEGIN;
Session 1: SELECT * FROM sbtest1 WHERE id =1; //m_fast_path_state = 1048576, MDL ticket 不加MDL_lock::m_granted队列
Session 2: BEGIN;
Session 2: SELECT * FROM sbtest1 WHERE id =2; //m_fast_path_state=1048576+1048576=2097152，同上，走FAST PATH
Session 3: ALTER TABLE sbtest1 ENGINE = INNODB; //DDL请求加的MDL_SHARED_UPGRADABLE类型锁被视为unobtrusive lock，可以认为这个是比上述SQL的MDL锁级别更高的锁，并且不相容，因此被强制走slow path。而slow path是需要加MDL_lock::m_rwlock的写锁。m_fast_path_state = m_fast_path_state | MDL_lock::HAS_SLOW_PATH | MDL_lock::HAS_OBTRUSIVE
注:DDL还会获得库级别的意向排他MDL锁或者表级别的共享可升级锁，但为了表述方便，这里直接忽略了，只考虑涉及的同一个MDL_lock锁对象。
Session 4: SELECT * FROM sbtest1 WHERE id =3; // 检查m_fast_path_state &HAS_OBTRUSIVE，如果DDL还没跑完，就会走slow path。
从上面的描述可以看出，MDL子系统显式的对锁类型进行了区分（OBTRUSIVE or UNOBTRUSIVE），存储在数组矩阵m_unobtrusive_lock_increment。 因此对于相容类型的MDL锁类型，例如DML/SELECT，加锁操作几乎没有任何读写锁或MUTEX开销。对应WL#7304, WL#7306 ， PATCH（Rev:7067,Rev:7129）(Rev:7586)
第三，由于引入了MDL锁，实际上早期版本用于控制Server和引擎层表级并发的THR_LOCK 对于Innodb而言已经有些冗余了，因此Innodb表完全可以忽略这部分的开销。
不过在已有的逻辑中，Innodb依然依赖THR_LOCK来实现LOCK TABLE tbname READ，因此增加了新的MDL锁类型来代替这种实现。实际上代码的大部分修改都是为了处理新的MDL类型，Innodb的改动只有几行代码。对应WL#6671，PATCH(Rev:8232)
第四，Server层的用户锁（通过GET_LOCK函数获取）使用MDL来重新实现。
用户可以通过GET_LOCK()来同时获取多个用户锁，同时由于使用MDL来实现，可以借助MDL子系统实现死锁的检测。注意由于该变化，导致用户锁的命名必须小于64字节，这是受MDL子系统的限制导致。对应WL#1159, PATCH(Rev:8356)
问题描述
首先，我们执行下面的TestCase：
如何解决问题：
hash_scan 的实现方法：
简单的讲，在 apply rows_log_event时，会将 log_event 中对行的更新缓存在两个结构中，分别是：m_hash, m_distinct_key_list。 m_hash：主要用来缓存更新的行记录的起始位置，是一个hash表； m_distinct_key_list：如果有索引，则将索引的值push 到m_distinct_key_list，如果表没有索引，则不使用这个List结构； 其中预扫描整个调用过程如下： Log_event::apply_event
执行 stack 如下：
执行过程说明：
Rows_log_event::do_scan_and_update
hash_scan 的一个 bug
bug详情：http://bugs.mysql.com/bug.php?id=72788
bug原因：m_distinct_key_list 中的index key 不是唯一的，所以存在着对已经删除了的记录重复删除的问题。
bug修复：http://bazaar.launchpad.net/~mysql/mysql-server/5.7/revision/8494
问题扩展：
TokuDB 7.5.0大版本已发布，是一个里程碑的版本，这里谈几点优化，以飨存储引擎爱好者们。
a) shutdown加速
有用户反馈TokuDB在shutdown的时候，半个小时还没完事，非常不可接受。在shutdown的时候，TokuDB在干什么呢？在做checkpoint，把内存中的节点数据序列化并压缩到磁盘。
那为什么如此耗时呢？如果tokudb_cache_size开的比较大，内存中的节点会非常多，在shutdown的时候，大家都排队等着被压缩到磁盘（串行的）。
在7.5.0版本，TokuDB官方针对此问题进行了优化，使多个节点并行压缩来缩短时间。
BTW: TokuDB在早期设计的时候已保留并行接口，只是一直未开启。
b) 内节点读取加速
在内存中，TokuDB内节点(internal node)的每个message buffer都有２个重要数据结构：
1) FIFO结构，保存{key, value}
2) OMT结构，保存{key, FIFO-offset}
由于FIFO不具备快速查找特性，就利用OMT来做快速查找(根据key查到value)。这样，当内节点发生cache miss的时候，索引层需要做：
1) 从磁盘读取节点内容到内存
2) 构造FIFO结构
3) 根据FIFO构造OMT结构(做排序)
由于TokuDB内部有不少性能探(ji)针(shu)，他们发现步骤3)是个不小的性能消耗点，因为每次都要把message buffer做下排序构造出OMT，于是在7.5.0版本，把OMT的FIFO-offset(已排序)也持久化到磁盘，这样排序的损耗就没了。
c) 顺序写加速
当写发生的时候，会根据当前的key在pivots里查找(二分)当前写要落入哪个mesage buffer，如果写是顺序(或局部顺序，数据走向为最右边路径)的，就可以避免由＂查找＂带来的额外开销。
如何判断是顺序写呢？TokuDB使用了一种简单的启发式方法(heurstic)：seqinsert_score积分式。如果：
1) 当前写入落入最右节点，对seqinsert_score加一分(原子)当seqinsert_score大于100的时候，就可以认为是顺序写，当下次写操作发生时，首先与最右的节点pivot进行对比判断，如果确实为顺序写，则会被写到该节点，省去不少compare开销。方法简单而有效。
2) 当前写入落入非最右节点，对seqinsert_score清零(原子)
从MySQL 5.6.2/MariaDB 10.0.0版本开始，MySQL/MariaDB针对"ORDER BY ...LIMIT n"语句实现了一种新的优化策略。当n足够小的时候，优化器会采用一个容积为n的优先队列来进行排序，而不是排序所有数据然后取出前n条。 这个新算法可以这么描述：（假设是ASC排序）
这样的算法，时间复杂度为m*log(n)，m为索引过滤后的行数，n为LIMIT的行数。而原始的全排序算法，时间复杂度为m*log(m)。只要n远小于m，这个算法就会很有效。
不过在MySQL 5.6中，除了optimizer_trace，没有好的方法来看到这个新的执行计划到底起了多少作用。MariaDB 10.013开始，提供一个系统状态，可以查看新执行计划调用的次数：
Sort_priority_queue_sorts此外，MariaDB还将此信息打入了Slow Log中。只要指定 log_slow_verbosity=query_plan，就可以在Slow Log中看到这样的记录：
描述: 通过优先队列实现排序的次数。(总排序次数=Sort_range+Sort_scan)
范围: Global, Session
数据类型: numeric
引入版本: MariaDB 10.0.13
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