19 | 为什么我只查一行的语句，也执行这么慢？
有些情况下，“查一行”，也会执行得特别慢。
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，不属于本章讨论范围。
为了便于描述，构造一个表，基于这个表来说明问题。这个表有两个字段 id 和 c，并且在里面插入了 10 万行记录。
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
在表 t 执行下面的 SQL 语句：
select * from t where id=1;
查询结果长时间不返回。
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
下图就是使用 show processlist 命令查看 Waiting for table metadata lock 的示意图。
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。
复现这个场景
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。
等 flush
另外一种查询被堵住的情况
在表 t 上，执行下面的 SQL 语句：
select * from information_schema.processlist where id=1;
查出来这个线程的状态是 Waiting for table flush，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。
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。
复现一下这种情况，复现步骤如下图所示：
在 session A 中，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。
等行锁
select * from t where id=1 lock in share mode;
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， select 语句就会被堵住。
行锁复现步骤和现场如下：
行锁 show processlist 现场如下图：
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。？？？(待解决)
show engine innodb status查看，但是它只显示谁在等待锁，无法查看到谁持有锁；
第二类：查询慢
扫描行数多，所以执行慢
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，可以看一下慢查询日志。这里为了把所有语句记录到 slow log 里，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。
下图为全表扫描 5 万行的 slow log
Rows_examined 显示扫描了 50000 行。不是很慢呀，11.5 毫秒，线上一般都配置超过 1 秒才算慢查询。但要记住：坏查询不一定是慢查询。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。
扫描一行却执行得很慢
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。
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
Q：按理说 lock in share mode 还要加锁，时间应该更长才对，为什么？
A：
下图是这两个语句的执行输出结果。
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。
复现步骤
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状态如下：
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。
PS：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 的目的是方便看图。
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