19 | 为何我只查一行的语句，也执行这么慢？

通常状况下，若是我跟你说查询性能优化，你首先会想到一些复杂的语句，想到查询须要返回大量的数据。但有些状况下，“查一行”，也会执行得特别慢。今天，我就跟你聊聊这个有趣的话题，看看什么状况下，会出现这个现象。

须要说明的是，若是MySQL数据库自己就有很大的压力，致使数据库服务器CPU占用率很高或ioutil（IO利用率）很高，这种状况下全部语句的执行都有可能变慢，不属于咱们今天的讨论范围。

为了便于描述，我仍是构造一个表，基于这个表来讲明今天的问题。这个表有两个字段id和c，而且我在里面插入了10万行记录。

mysql> CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOT NULL,
`c` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB;

delimiter ;;
create procedure idata()
begin
declare i int;
set i=1;
while(i<=100000)do
insert into t values(i,i);
set i=i+1;
end while;
end;;
delimiter ;

call idata();

接下来，我会用几个不一样的场景来举例，有些是前面的文章中咱们已经介绍过的知识点，你看看能不能一眼看穿，来检验一下吧。

第一类：查询长时间不返回

如图1所示，在表t执行下面的SQL语句：

mysql> select * from t where id=1;

查询结果长时间不返回。

图1 查询长时间不返回

通常碰到这种状况的话，大几率是表t被锁住了。接下来分析缘由的时候，通常都是首先执行一下show processlist命令，看看当前语句处于什么状态。

而后咱们再针对每种状态，去分析它们产生的缘由、如何复现，以及如何处理。

等MDL锁

如图2所示，就是使用show processlist命令查看Waiting for table metadata lock的示意图。

图2 Waiting for table metadata lock状态示意图

出现这个状态表示的是，如今有一个线程正在表t上请求或者持有MDL写锁，把select语句堵住了。

在第6篇文章《全局锁和表锁 ：给表加个字段怎么有这么多阻碍？》中，我给你介绍过一种复现方法。但须要说明的是，那个复现过程是基于MySQL 5.6版本的。而MySQL 5.7版本修改了MDL的加锁策略，因此就不能复现这个场景了。

不过，在MySQL 5.7版本下复现这个场景，也很容易。如图3所示，我给出了简单的复现步骤。

图3 MySQL 5.7中Waiting for table metadata lock的复现步骤

session A 经过lock table命令持有表t的MDL写锁，而session B的查询须要获取MDL读锁。因此，session B进入等待状态。

这类问题的处理方式，就是找到谁持有MDL写锁，而后把它kill掉。

可是，因为在show processlist的结果里面，session A的Command列是“Sleep”，致使查找起来很不方便。不过有了performance_schema和sys系统库之后，就方便多了。（MySQL启动时须要设置performance_schema=on，相比于设置为off会有10%左右的性能损失)

经过查询sys.schema_table_lock_waits这张表，咱们就能够直接找出形成阻塞的process id，把这个链接用kill 命令断开便可。

图4 查获加表锁的线程id

等flush

接下来，我给你举另一种查询被堵住的状况。

我在表t上，执行下面的SQL语句：

mysql> select * from information_schema.processlist where id=1;

这里，我先卖个关子。

你能够看一下图5。我查出来这个线程的状态是Waiting for table flush，你能够设想一下这是什么缘由。

图5 Waiting for table flush状态示意图

这个状态表示的是，如今有一个线程正要对表t作flush操做。MySQL里面对表作flush操做的用法，通常有如下两个：

flush tables t with read lock;

flush tables with read lock;

这两个flush语句，若是指定表t的话，表明的是只关闭表t；若是没有指定具体的表名，则表示关闭MySQL里全部打开的表。

可是正常这两个语句执行起来都很快，除非它们也被别的线程堵住了。

因此，出现Waiting for table flush状态的可能状况是：有一个flush tables命令被别的语句堵住了，而后它又堵住了咱们的select语句。

如今，咱们一块儿来复现一下这种状况，复现步骤如图6所示：

图6 Waiting for table flush的复现步骤

在session A中，我故意每行都调用一次sleep(1)，这样这个语句默认要执行10万秒，在这期间表t一直是被session A“打开”着。而后，session B的flush tables t命令再要去关闭表t，就须要等session A的查询结束。这样，session C要再次查询的话，就会被flush 命令堵住了。

图7是这个复现步骤的show processlist结果。这个例子的排查也很简单，你看到这个show processlist的结果，确定就知道应该怎么作了。

图 7 Waiting for table flush的show processlist 结果

等行锁

如今，通过了表级锁的考验，咱们的select 语句终于来到引擎里了。

mysql> select * from t where id=1 lock in share mode;

上面这条语句的用法你也很熟悉了，咱们在第8篇《事务究竟是隔离的仍是不隔离的？》文章介绍当前读时提到过。

因为访问id=1这个记录时要加读锁，若是这时候已经有一个事务在这行记录上持有一个写锁，咱们的select语句就会被堵住。

复现步骤和现场以下：

图 8 行锁复现

图 9 行锁show processlist 现场

显然，session A启动了事务，占有写锁，还不提交，是致使session B被堵住的缘由。

这个问题并不难分析，但问题是怎么查出是谁占着这个写锁。若是你用的是MySQL 5.7版本，能够经过sys.innodb_lock_waits 表查到。

查询方法是：

mysql> select * from t sys.innodb_lock_waits where locked_table=`'test'.'t'`\G

图10 经过sys.innodb_lock_waits 查行锁

能够看到，这个信息很全，4号线程是形成堵塞的罪魁祸首。而干掉这个罪魁祸首的方式，就是KILL QUERY 4或KILL 4。

不过，这里不该该显示“KILL QUERY 4”。这个命令表示中止4号线程当前正在执行的语句，而这个方法实际上是没有用的。由于占有行锁的是update语句，这个语句已是以前执行完成了的，如今执行KILL QUERY，没法让这个事务去掉id=1上的行锁。

实际上，KILL 4才有效，也就是说直接断开这个链接。这里隐含的一个逻辑就是，链接被断开的时候，会自动回滚这个链接里面正在执行的线程，也就释放了id=1上的行锁。

第二类：查询慢

通过了重重封“锁”，咱们再来看看一些查询慢的例子。

先来看一条你必定知道缘由的SQL语句：

mysql> select * from t where c=50000 limit 1;

因为字段c上没有索引，这个语句只能走id主键顺序扫描，所以须要扫描5万行。

做为确认，你能够看一下慢查询日志。注意，这里为了把全部语句记录到slow log里，我在链接后先执行了 set long_query_time=0，将慢查询日志的时间阈值设置为0。

图11 全表扫描5万行的slow log

Rows_examined显示扫描了50000行。你可能会说，不是很慢呀，11.5毫秒就返回了，咱们线上通常都配置超过1秒才算慢查询。但你要记住：坏查询不必定是慢查询。咱们这个例子里面只有10万行记录，数据量大起来的话，执行时间就线性涨上去了。

扫描行数多，因此执行慢，这个很好理解。

可是接下来，咱们再看一个只扫描一行，可是执行很慢的语句。

如图12所示，是这个例子的slow log。能够看到，执行的语句是

mysql> select * from t where id=1；

虽然扫描行数是1，但执行时间却长达800毫秒。

图12 扫描一行却执行得很慢

是否是有点奇怪呢，这些时间都花在哪里了？

若是我把这个slow log的截图再往下拉一点，你能够看到下一个语句，select * from t where id=1 lock in share mode，执行时扫描行数也是1行，执行时间是0.2毫秒。

图 13 加上lock in share mode的slow log

看上去是否是更奇怪了？按理说lock in share mode还要加锁，时间应该更长才对啊。

可能有的同窗已经有答案了。若是你尚未答案的话，我再给你一个提示信息，图14是这两个语句的执行输出结果。

图14 两个语句的输出结果

第一个语句的查询结果里c=1，带lock in share mode的语句返回的是c=1000001。看到这里应该有更多的同窗知道缘由了。若是你仍是没有头绪的话，也别着急。我先跟你说明一下复现步骤，再分析缘由。

图15 复现步骤

你看到了，session A先用start transaction with consistent snapshot命令启动了一个事务，以后session B才开始执行update 语句。

session B执行完100万次update语句后，id=1这一行处于什么状态呢？你能够从图16中找到答案。

图16 id=1的数据状态

session B更新完100万次，生成了100万个回滚日志(undo log)。

带lock in share mode的SQL语句，是当前读，所以会直接读到1000001这个结果，因此速度很快；而select * from t where id=1这个语句，是一致性读，所以须要从1000001开始，依次执行undo log，执行了100万次之后，才将1这个结果返回。

注意，undo log里记录的实际上是“把2改为1”，“把3改为2”这样的操做逻辑，画成减1的目的是方便你看图。

小结

今天我给你举了在一个简单的表上，执行“查一行”，可能会出现的被锁住和执行慢的例子。这其中涉及到了表锁、行锁和一致性读的概念。

在实际使用中，碰到的场景会更复杂。但大同小异，你能够按照我在文章中介绍的定位方法，来定位并解决问题。

最后，我给你留一个问题吧。

咱们在举例加锁读的时候，用的是这个语句，select * from t where id=1 lock in share mode。因为id上有索引，因此能够直接定位到id=1这一行，所以读锁也是只加在了这一行上。

但若是是下面的SQL语句，

begin;
select * from t where c=5 for update;
commit;

这个语句序列是怎么加锁的呢？加的锁又是何时释放呢？

你能够把你的观点和验证方法写在留言区里，我会在下一篇文章的末尾给出个人参考答案。感谢你的收听，也欢迎你把这篇文章分享给更多的朋友一块儿阅读。

上期问题时间

在上一篇文章最后，我留给你的问题是，但愿你能够分享一下以前碰到过的、与文章中相似的场景。

@封建的风 提到一个有趣的场景，值得一说。我把他的问题重写一下，表结构以下：

mysql> CREATE TABLE `table_a` (
`id` int(11) NOT NULL,
`b` varchar(10) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `b` (`b`)
) ENGINE=InnoDB;

假设如今表里面，有100万行数据，其中有10万行数据的b的值是’1234567890’， 假设如今执行语句是这么写的:

mysql> select * from table_a where b='1234567890abcd';

这时候，MySQL会怎么执行呢？

最理想的状况是，MySQL看到字段b定义的是varchar(10)，那确定返回空呀。惋惜，MySQL并无这么作。

那要不，就是把’1234567890abcd’拿到索引里面去作匹配，确定也没可以快速判断出索引树b上并无这个值，也很快就能返回空结果。

但实际上，MySQL也不是这么作的。

这条SQL语句的执行很慢，流程是这样的：

1. 在传给引擎执行的时候，作了字符截断。由于引擎里面这个行只定义了长度是10，因此只截了前10个字节，就是’1234567890’进去作匹配；

2. 这样知足条件的数据有10万行；

3. 由于是select *， 因此要作10万次回表；

4. 可是每次回表之后查出整行，到server层一判断，b的值都不是’1234567890abcd’;

5. 返回结果是空。

这个例子，是咱们文章内容的一个很好的补充。虽然执行过程当中可能通过函数操做，可是最终在拿到结果后，server层仍是要作一轮判断的。