MySQL 实战笔记第02期：MySQL 元数据锁

吾爱主题阅读：154 2024-04-05 14:24:32 评论：0

当我们在 MySQL 中执行 DDL 语句时，经常会发现语句没有在你预期的时间完成，这时候我们通常会使用 show full processlist ，来看看发生了什么状况。当你看到 waiting for table metadata lock 时，那就碰到元数据锁了。那元数据锁是怎样产生的又应该怎样避免呢?让我们从这篇文章开始了解它。

1、什么是元数据锁

MDL 全称为 metadata lock，即元数据锁，一般也可称为字典锁。MDL 的主要作用是为了管理数据库对象的并发访问和确保元数据一致性。元数据锁适用对象包含：table、schema、procedures, functions, triggers, scheduled events、tablespaces 。

2、加锁规则

获取规则：

语句逐个( one by one )获取元数据锁，不是同时获取，并在获取过程中执行死锁检测。
DML 语句获取锁按照语句中 table 出现的顺序来获取锁。
DDL 语句、LOCK TABLES 和其他类似语句按名称顺序获取锁，对于隐式使用的表(例如外键关系中也必须锁定的表)可能会以不同的顺序获取锁。
DDL 的写锁请求优先级高于 DML

3、模拟加锁规则

两个相同表结构的表 t 和 t_new 开始。三个线程来操作这些表：

场景一

线程 1:

LOCK TABLE t WRITE, t_new WRITE;

该语句按表名顺序在 t 和 t_new 上获取写锁

线程 2:

INSERT INTO t VALUES(1);

该语句处于也需要获取表 t 上的 MDL 所以处于等待状态

线程 3:

RENAME TABLE t TO t_old, t_new TO t;

该语句需要按表名顺序在 t 、t_new、t_old 上获取互斥锁，所以也处于等待状态

线程 1:

UNLOCK TABLES;

该语句释放对 t 和 t_new 的写锁定。线程 3 对 t 加写锁的优先级高于线程 2 ，因此线程 3 在 t 上优先获得互斥锁，然后依次在 t_new、t_old 上获取互斥锁，执行重命名后释放其锁定。线程 2 获得 t 上的写锁，执行插入操作，然后释放其锁定。rename 操作在 insert 之前执行。

场景二

两个具有相同表结构的表 t 和 new_t ，同样是三个线程来操作这些表

线程 1:

LOCK TABLE t WRITE, new_t WRITE;

该语句按表名顺序在 new_t 和 t 上获取写锁

线程 2:

INSERT INTO t VALUES(1);

该语句处于也需要获取表 t 上的 MDL 所以处于等待状态

线程 3:

RENAME TABLE t TO old_t, new_t TO t;

该语句需要按表名顺序在 new_t 、old_t、t 上获取互斥锁，所以也处于等待状态

该语句释放对 t 和 new_t 的写锁定。对于 t 首先发起锁请求的是线程 2 ，因此线程 2 优先获得了 t 上的元数据写锁，执行完插入操作，然后释放该锁。线程 3 首先获取的是 new_t 、old_t 的互斥锁，最后才会请求 t 上的互斥锁，所以线程 3 在线程 2 执行完毕之前都是处于等待状态的。rename 操作在 insert 操作之后。

4、如何监控元数据锁

performance_schema.metadata_locks 表中记录了元数据锁相关的信息，开启方式如下：在线开启 metadata_locks，操作如下：

--UPDATE performance_schema.setup_consumers SET ENABLED = 'YES' WHERE NAME ='global_instrumentation';

--此值默认已开启了，可检查确认。

UPDATE performance_schema.setup_instruments SET ENABLED = 'YES' WHERE NAME ='wait/lock/metadata/sql/mdl';