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一般情况下，如果我跟你说查询性能优化，你首先会想到一些复杂的语句，想到查询需要返回大量的数据。但有些情况下，“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，看看什么情况下，会出现这个现象。

需要说明的是，如果MySQL数据库本身就有很大的压力，导致数据库服务器CPU占用率很高或ioutil（IO利用率）很高，这种情况下所有语句的执行都有可能变慢，不属于我们今天的讨论范围。

为了便于描述，我还是构造一个表，基于这个表来说明今天的问题。这个表有两个字段id和c，并且我在里面插入了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，我会用几个不同的场景来举例，有些是前面的文章中我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

一般碰到这种情况的话，大概率是表t被锁住了。接下来分析原因的时候，一般都是首先执行一下show processlist命令，看看当前语句处于什么状态。

然后我们再针对每种状态，去分析它们产生的原因、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，现在有一个线程正在表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。但需要说明的是，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，所以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 通过lock table命令持有表t的MDL写锁，而session B的查询需要获取MDL读锁。所以，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，然后把它kill掉。

但是，由于在show processlist的结果里面，session A的Command列是“Sleep”，导致查找起来很不方便。不过有了performance_schema和sys系统库以后，就方便多了。（MySQL启动时需要设置performance_schema=on，相比于设置为off会有10%左右的性能损失)

通过查询sys.schema_table_lock_waits这张表，我们就可以直接找出造成阻塞的process id，把这个连接用kill 命令断开即可。

图4 查获加表锁的线程id

等flush

接下来，我给你举另外一种查询被堵住的情况。

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。

你可以看一下图5。我查出来这个线程的状态是Waiting for table flush，你可以设想一下这是什么原因。

图5 Waiting for table flush状态示意图

这个状态表示的是，现在有一个线程正要对表t做flush操作。MySQL里面对表做flush操作的用法，一般有以下两个：

flush tables t with read lock;

flush tables with read lock;

这两个flush语句，如果指定表t的话，代表的是只关闭表t；如果没有指定具体的表名，则表示关闭MySQL里所有打开的表。

但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。

所以，出现Waiting for table flush状态的可能情况是：有一个flush tables命令被别的语句堵住了，然后它又堵住了我们的select语句。

现在，我们一起来复现一下这种情况，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。然后，session B的flush tables t命令再要去关闭表t，就需要等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，肯定就知道应该怎么做了。

图 7 Waiting for table flush的show processlist 结果

等行锁

现在，经过了表级锁的考验，我们的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，我们在第8篇《事务到底是隔离的还是不隔离的？》文章介绍当前读时提到过。

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

复现步骤和现场如下：

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，是导致session B被堵住的原因。

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。如果你用的是MySQL 5.7版本，可以通过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 通过sys.innodb_lock_waits 查行锁

可以看到，这个信息很全，4号线程是造成堵塞的罪魁祸首。而干掉这个罪魁祸首的方式，就是KILL QUERY 4或KILL 4。

不过，这里不应该显示“KILL QUERY 4”。这个命令表示停止4号线程当前正在执行的语句，而这个方法其实是没有用的。因为占有行锁的是update语句，这个语句已经是之前执行完成了的，现在执行KILL QUERY，无法让这个事务去掉id=1上的行锁。

实际上，KILL 4才有效，也就是说直接断开这个连接。这里隐含的一个逻辑就是，连接被断开的时候，会自动回滚这个连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

经过了重重封“锁”，我们再来看看一些查询慢的例子。

先来看一条你一定知道原因的SQL语句：

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

由于字段c上没有索引，这个语句只能走id主键顺序扫描，因此需要扫描5万行。

作为确认，你可以看一下慢查询日志。注意，这里为了把所有语句记录到slow log里，我在连接后先执行了 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，我们线上一般都配置超过1秒才算慢查询。但你要记住：坏查询不一定是慢查询。我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，所以执行慢，这个很好理解。

但是接下来，我们再看一个只扫描一行，但是执行很慢的语句。

如图12所示，是这个例子的slow log。可以看到，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

是不是有点奇怪呢，这些时间都花在哪里了？

如果我把这个slow log的截图再往下拉一点，你可以看到下一个语句，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

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

可能有的同学已经有答案了。如果你还没有答案的话，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学知道原因了。如果你还是没有头绪的话，也别着急。我先跟你说明一下复现步骤，再分析原因。

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，之后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？你可以从图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，因此会直接读到1000001这个结果，所以速度很快；而select * from t where id=1这个语句，是一致性读，因此需要从1000001开始，依次执行undo log，执行了100万次以后，才将1这个结果返回。

注意，undo log里记录的其实是“把2改成1”，“把3改成2”这样的操作逻辑，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，你可以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。

我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。由于id上有索引，所以可以直接定位到id=1这一行，因此读锁也是只加在了这一行上。

但如果是下面的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？加的锁又是什么时候释放呢？

你可以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我的参考答案。感谢你的收听，也欢迎你把这篇文章分享给更多的朋友一起阅读。

上期问题时间

在上一篇文章最后，我留给你的问题是，希望你可以分享一下之前碰到过的、与文章中类似的场景。

@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，表结构如下：

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

假设现在表里面，有100万行数据，其中有10万行数据的b的值是’1234567890’， 假设现在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？

最理想的情况是，MySQL看到字段b定义的是varchar(10)，那肯定返回空呀。可惜，MySQL并没有这么做。

那要不，就是把’1234567890abcd’拿到索引里面去做匹配，肯定也没能够快速判断出索引树b上并没有这个值，也很快就能返回空结果。

但实际上，MySQL也不是这么做的。

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，做了字符截断。因为引擎里面这个行只定义了长度是10，所以只截了前10个字节，就是’1234567890’进去做匹配；
  2. 这样满足条件的数据有10万行；
  3. 因为是select *， 所以要做10万次回表；
  4. 但是每次回表以后查出整行，到server层一判断，b的值都不是’1234567890abcd’;
  5. 返回结果是空。

这个例子，是我们文章内容的一个很好的补充。虽然执行过程中可能经过函数操作，但是最终在拿到结果后，server层还是要做一轮判断的。

评论区留言点赞板：

@赖阿甘 提到了等号顺序问题，实际上MySQL优化器执行过程中，where 条件部分， a=b和 b=a的写法是一样的。
@沙漠里的骆驼 提到了一个常见的问题。相同的模板语句，但是匹配行数不同，语句执行时间相差很大。这种情况，在语句里面有order by这样的操作时会更明显。
@Justin 回答了我们正文中的问题，如果id 的类型是整数，传入的参数类型是字符串的时候，可以用上索引。

精选留言（15）
  • 某、人 👍（213） 💬（23）

    最近几张干货越来越多了,很实用,收获不少.先回答今天的问题 版本5.7.13 rc模式下: session 1: begin; select * from t where c=5 for update; session 2: delete from t where c=10 --等待 session 3: insert into t values(100001,8) --成功 session 1: commit session 2:事务执行成功 rr模式下: begin; select * from t where c=5 for update; session 2: delete from t where c=10 --等待 session 3: insert into t values(100001,8) --等待 session 1: commit session 2:事务执行成功 session 3：事务执行成功 从上面这两个简单的例子,可以大概看出上锁的流程. 不管是rr模式还是rc模式,这条语句都会先在server层对表加上MDL S锁,然后进入到引擎层。 rc模式下,由于数据量不大只有10W。通过实验可以证明session 1上来就把该表的所有行都锁住了。 导致其他事务要对该表的所有现有记录做更新,是阻塞状态。为什么insert又能成功? 说明rc模式下for update语句没有上gap锁,所以不阻塞insert对范围加插入意向锁,所以更新成功。 session 1commit后,session 2执行成功。表明所有行的x锁是在事务提交完成以后才释放。 rr模式下,session 1和session 2与rc模式下都一样,说明rr模式下也对所有行上了X锁。 唯一的区别是insert也等待了,是因为rr模式下对没有索引的更新,聚簇索引上的所有记录，都被加上了X锁。其次，聚簇索引每条记录间的间隙(GAP)，也同时被加上了GAP锁。由于gap锁阻塞了insert要加的插入意向锁,导致insert也处于等待状态。只有当session 1 commit完成以后。session 1上的所有锁才会释放,S2,S3执行成功 由于例子中的数据量还比较小,如果数据量达到千万级别,就比较直观的能看出,上锁是逐行上锁的一个过程.扫描一条上一条,直到所有行扫描完,rc模式下对所有行上x锁。rr模式下不仅对所有行上X锁,还对所有区间上gap锁.直到事务提交或者回滚完成后,上的锁才会被释放。

    2018-12-26

  • 张永志 👍（131） 💬（8）

    RR隔离级别下，为保证binlog记录顺序，非索引更新会锁住全表记录，且事务结束前不会对不符合条件记录有逐步释放的过程。

    2018-12-27

  • 老杨同志 👍（55） 💬（7）

    愉快的做一下思考题 begin; select * from t where c=5 for update; commit; 历史知识的结论是，innodb先锁全表的所有行，返回server层，判断c是否等于5，然后释放c！=5的行锁。 验证方法： 事务A执行 锁住一行c！=5的记录 比如id =3 c=3 select * from t where id = 3 for update 或者 update t set c=4 where id =3 然后启动新事务B执行上面的语句select * from t where c=5 for update; 看看有没有被阻塞。 用于判断事务B的语句会不会试图锁不满足条件的记录。 然后把事务A和事务B的执行顺序对调一下，也就是先执行B在执行A。看看有没有阻塞， 判断在事务B加锁成功的情况下会不会释放不满足查询条件记录的行锁。

    2018-12-26

  • 小确幸 👍（38） 💬（2）

    问一下：索引扫描与全表扫描，有什么异同点？

    2018-12-26

  • xm 👍（34） 💬（2）

    @Elvis Elvis  0 老师，最近项目mysql遇到一个难题， 表数据每天230万，一条语句的查询条件有1—40个，最坏情况下40，请问老师有没有好的建议，非常感谢 2018-12-27  作者回复 这个是索引最头大的问题之一了… 如果有明显的某类组合查询是最多的还好，否则确实很麻烦。 我觉得应对这种大数据量的多条件的查询的话换种思路，将mysql复杂的组合查询条件导入到es中作为key，主键id作为value，复杂的查询经过es后得到主键id，之后走mysql会好很多，目前公司是这样做的，老师觉得怎么样？

    2018-12-28

  • 复兴 👍（26） 💬（1）

    lock table t1 write这个写锁跟mdl写锁，本质上是不是一个东西？

    2019-05-28

  • 孙志强 👍（14） 💬（2）

    亲爱的老师,我这里有一个问题?困惑好久 一致性读为啥还要处理别的事务回滚日志?一致性读不是直接返回视图里的值吗?undo log在没有事务使用的时候会清除掉?

    2019-03-22

  • 滔滔 👍（10） 💬（1）

    老师，我有个问题问，在讲隔离级别的时候讲过可重复读级别下，默认读操作(select查询，不是当前读)读到的是某条数据的某个历史版本，而所有这些历史版本数据都是以undo log的形式存在的对吗？需要找某个历史版本数据就直接执行对应undo log，而不是事先把历史版本的数据保存下来，是这样的吗？

    2018-12-28

  • 浩涛 👍（6） 💬（1）

    老师，我们公司今年打算迁数据库，也就是oracle迁到mysql，目前要决定选用哪个版本和分支，不知道要怎么分析，您有什么好的建议吗？

    2019-03-11

  • 鹏 👍（6） 💬（1）

    所以，出现 Waiting for table flush 状态的可能情况是：有一个 flush tables 命令被别的语句堵住了，然后它又堵住了我们的 select 语句。 记得之前文章讲 flush table会导致该表 不能增改删 但是为什么session c的查询也会被block呢

    2018-12-26

  • 某、人 👍（5） 💬（2）

    老师我请教一个问题: flush tables中close table的意思是说的把open_tables里的表全部关闭掉?下次如果有关于某张表的操作 又把frm file缓存进Open_table_definitions,把表名缓存到open_tables,还是open_table只是一个计数? 不是特别明白flush table和打开表是个什么流程

    2018-12-26

  • 满天星 👍（5） 💬（2）

    老师，最近遇到了一个问题，看您有什么建议。 业务场景是这样的： 1.开启事务 2.在表a插入一条记录 3.在表b更新一条记录 4.在表c更新一条记录 5.提交事务 看程序日志所有sql都没问题（没看数据库日志），但是结果是2的那条插入了，3和4都没更新，这个问题有哪几种情况？

    2018-12-26

  • 尘封 👍（5） 💬（1）

    课后问题：d这一列不存在，但是还是要加MDL锁，释放时间应该是事务提交时。

    2018-12-26

  • Arvin LI 👍（4） 💬（2）

    select * from t where id = 1執行800那个case，如果将sessionA的start transaction with consistant snapshot改为start transaction则不会执行那么慢，原因，这种情况下会在执行第一个select的时候才真正开启事务，因为sessionB没有显示开启事务，但是执行update语句本身就有事务，只不过执行完即提交，那么select * from t where id = 1将会返回最新值，也就是1000001

    2018-12-26

  • 体育菩萨 👍（3） 💬（1）

    老师,回表是什么意思,有明确的定义吗?有执行的详细步骤吗?我在百度上搜不到相关的信息啊.回表的英文是什么?我想上google查一查

    2019-01-02