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。为什么会出现这个现象？
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。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
在表t执行上SQL语句：mysql> 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。分析原因首先执行一下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
MDL锁（metadata lock），即元数据锁。MDL锁主要作用是维护表元数据的数据一致性，在表上有活动事务（显式或隐式）的时候，不可以对元数据进行写入操作。因此从MySQL5.5版本开始引入了MDL锁，来保护表的元数据信息，用于解决或者保证DDL操作与DML操作之间的一致性。
如图所示，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。
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。
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SQL语句：mysql> select * from information_schema.processlist where id=1;查出来这个线程的状态是Waiting for table flush，这是为何？
这个状态表示的是，现在有一个线程正要对表t做flush操作（清除或者重新加载内部缓存）。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。
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。
等行锁
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在第8篇《事务到底是隔离的还是不隔离的？》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：
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
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 KILLQUERY 4或KILL 4。 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。
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。
但是执行，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。
看上去是不是很奇怪？按理说lock in share mode还要加锁，时间应该更长才对啊。
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。
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。
