MySQL实战45讲 - 17 | 为什么查询一行数据也这么慢 - 《MySQL 笔记》

第一类：查询长时间不返回
第二类：查询慢
DML 锁
小结
问题

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();

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。

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。
17 | 为什么查询一行数据也这么慢 - 图1
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。
17 | 为什么查询一行数据也这么慢 - 图2
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。
17 | 为什么查询一行数据也这么慢 - 图3
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;

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。
17 | 为什么查询一行数据也这么慢 - 图4
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：
17 | 为什么查询一行数据也这么慢 - 图5
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。kill 调对应的 id 即可。
17 | 为什么查询一行数据也这么慢 - 图6
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：
17 | 为什么查询一行数据也这么慢 - 图7
图 8 行锁复现
17 | 为什么查询一行数据也这么慢 - 图8
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

17 | 为什么查询一行数据也这么慢 - 图9
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。
17 | 为什么查询一行数据也这么慢 - 图10
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。
17 | 为什么查询一行数据也这么慢 - 图11
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。

DML 锁

MySQL 5.5 版本引入了 MDL 锁（metadata lock），用于解决或者保证 DDL 操作与 DML 操作之间的一致性。例如下面的这种情形：

会话1	会话2
BEGIN;
SELECT * FROM XXX
	DROP TABLE XXX
SELECT * FROM XXX

若没有 MDL 锁的保护，则事务 2 可以直接执行 DDL 操作，并且导致事务 1 出错，5.1 版本即是如此。5.5 版本加入 MDL 锁就在于保护这种情况的发生，由于事务1开启了查询，那么获得了 MDL 锁，锁的模式为 SHARED_READ，事务2要执行 DDL，则需获得 EXCLUSIVE 锁，两者互斥，所以事务2需要等待。
https://www.cnblogs.com/zengkefu/p/5690385.html

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。

问题

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。