19 | 为什么我只查一行的语句，也执行这么慢？

林晓斌 2018-12-26

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讲述：林晓斌大小：11.28M时长：12:18

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：

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；

这样满足条件的数据有 10 万行；

因为是 select *， 所以要做 10 万次回表；

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’;

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。

60人觉得很赞给文章提建议;)

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张创琦

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精选留言(119)

• 
  某、人
  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。
  作者回复: 分析得非常好。
  两个模式下，各增加一个session 4 : update t set c=100 where id=10看看哦
  基本就全了👍🏿
  2018-12-26
  _17
  _150

• 
  张永志
  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。
  作者回复: 准确
  2018-12-27
  _1
  _86

• 
  薛畅
  回来老师的问题：
  在 Read Committed 隔离级别下，会锁上聚簇索引中的所有记录；
  在 Repeatable Read 隔离级别下，会锁上聚簇索引中的所有记录，并且会锁上聚簇索引内的所有 GAP；
  在上面两个隔离级别的情况下，如果设置了 innodblocks_unsafe_for_binlog 开启 semi-consistent read 的话，对于不满足查询条件的记录，MySQL 会提前放锁，不过加锁的过程是不可避免的。
  2018-12-26
  2
  _47

• 
  沙漠里的骆驼
  @高枕
  这里有些资料提供给你参考:
  \1. 何登成的技术博客: 加锁分析 http://hedengcheng.com/?p=771
  \2. 锁的常见种类: http://www.aneasystone.com/archives/2017/11/solving-dead-locks-two.html
  2018-12-26
  _3
  _40

• 
  老杨同志
  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。
  作者回复: 👍🏿 思路清晰
  隔离级别再愉快地改成RR试试😄
  2018-12-26
  _4
  _36

• 
  小确幸
  问一下：索引扫描与全表扫描，有什么异同点？
  作者回复: 一般说全表扫描默认是值“扫瞄主键索引”
  2018-12-26
  _1
  _30

• 
  钱
  课前思考
  1：为啥只查一行的语句，也执行这么慢？
  查的慢，基本上就是索引使用的问题，和查一行还是N行(N不是巨大)，没有必然联系。查一行慢，猜测没有走索引查询，且数据量比较大。
  课后思考
  1：阅后发现自己的无知，只查询一行的语句，也比较慢，原因从大到小可分为三种情况？
  第一MySQL数据库本身被堵住了，比如：系统或网络资源不够
  第二SQL语句被堵住了，比如：表锁，行锁等，导致存储引擎不执行对应的SQL语句
  第三确实是索引使用不当，没有走索引
  第四是表中数据的特点导致的，走了索引，但回表次数庞大
  感谢老师的分享，真是醍醐灌顶呀😄
  2019-07-31
  
  __25

• 
  xm
  @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？
  作者回复: 嗯，这个是一种思路，见过这么干的😄
  2018-12-28
  
  __21

• 
  似水流年
  请问老师，为什么select blockingpid from sys.schema_table_lock_waits;查不到mdl锁的进程id，显示为空。
  2018-12-28
  11
  _21

• 
  Tony Du
  对于课后问题，select * from t where c=5 for update，
  当级别为RR时，因为字段c上没有索引，会扫主键索引，这时会把表中的记录都加上X锁。同时，因为对于innodb来说，当级别为RR时，是可以解决幻读的，此时对于每条记录的间隙还要加上GAP锁。也就是说，表上每一条记录和每一个间隙都锁上了。
  当级别为RC时，因为字段c上没有索引，会扫主键索引，这时会把表中的记录都加上X锁。
  另外，之前看过相关文章，MySQL在实际实现中有些优化措施，比如当RC时，在MySQL server过滤条件，发现不满足后，会把不满足条件的记录释放锁（这里就是把 c!=5的记录释放锁），这里会违背两阶段的约束。当然，之前每条记录的加锁操作还是不能省略的。
  还有，对于semi consistent read开启的情况下，也会提前释放锁。
  2018-12-27
  _1
  _21

• 
  张永志
  RC隔离级别下，对非索引字段更新，有个锁全表记录的过程，不符合条件的会及时释放行锁，不必等事务结束时释放；而直接用索引列更新，只会锁索引查找值和行。
  2018-12-27
  
  __16

• 
  复兴
  lock table t1 write这个写锁跟mdl写锁，本质上是不是一个东西？
  作者回复: 在5.5及以后的版本中，lock table t1 write 就是通过加mdl写锁，来阻止其他线程访问的
  2019-05-28
  
  __13

• 
  孙志强
  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?
  作者回复: 你再看下08篇哈
  简单说，一致性视图只是一个数组+一个高水位，是要靠undo log来获取老版本的数据的
  2019-03-22
  _1
  _10

• 
  滔滔
  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？
  作者回复: 是的
  2018-12-28
  
  __9

• 
  蠢蠢欲动的腹肌
  老师，您好
  我的mysql版本5.7.24，尝试的时候发现了如下问题
  锁住了表T
  mysql> lock table T write;
  Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
  另一个terminal查询时被阻塞，但是查不到blockingpid ，这是什么情况呢
  mysql> select blocking_pid from sys.schema_table_lock_waits;
  Empty set (0.00 sec)
  ps:发现查询schema_table_lock_waits表与lock table的语句不能放在一个terminal执行，否则会报
  Table ‘schema_table_lock_waits’ was not locked with LOCK TABLES
  自行尝试的同学要注意下，老师有空的话也可以帮看看为什么。。。
  2018-12-28
  6
  _6

• 
  浩涛
  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？
  作者回复: 目前5.7是比较主流的，就用最新GA版本吧，记得做全量回归测试