MYSQL——SQL慢查询与案例分析_慢sql的场景

摘要

平时的工作中，不知道你有没有遇到过这样的场景，一条 SQL 语句，正常执行的时候特别快，但是有时也不知道怎么回事，它就会变得特别慢，并且这样的场景很难复现，它不只随机，而且持续时间还很短。接下来将详细的介绍的有关于SQL的慢查询的原理以及优化方案。

一、SQL慢查询原理

InnoDB 在处理更新语句的时候，只做了写日志这一个磁盘操作。这个日志叫作 redo log（重做日志）也就是《孔乙己》里咸亨酒店掌柜用来记账的粉板，在更新内存写完 redo log 后，就返回给客户端，本次更新成功。

做下类比的话，掌柜记账的账本是数据文件，记账用的粉板是日志文件（redo log），掌柜的记忆就是内存。掌柜总要找时间把账本更新一下，这对应的就是把内存里的数据写入磁盘的过程，术语就是 flush。在这个 flush 操作执行之前，孔乙己的赊账总额，其实跟掌柜手中账本里面的记录是不一致的。因为孔乙己今天的赊账金额还只在粉板上，而账本里的记录是老的，还没把今天的赊账算进去。当内存数据页跟磁盘数据页内容不一致的时候，我们称这个内存页为“脏页”。内存数据写入到磁盘后，内存和磁盘上的数据页的内容就一致了，称为“干净页”。不论是脏页还是干净页，都在内存中。在这个例子里，内存对应的就是掌柜的记忆。

回到文章开头的问题，你不难想象，平时执行很快的更新操作，其实就是在写内存和日志，而 MySQL 偶尔“抖”一下的那个瞬间，可能就是在刷脏页（flush）。

二、数据库的flush 过程

2.1 日志文件（redo log）满了

第一种场景是，粉板满了，记不下了。这时候如果再有人来赊账，掌柜就只得放下手里的活儿，将粉板上的记录擦掉一些，留出空位以便继续记账。当然在擦掉之前，他必须先将正确的账目记录到账本中才行。 这个场景，对应的就是 InnoDB 的 redo log 写满了。这时候系统会停止所有更新操作，把 checkpoint 往前推进，redo log 留出空间可以继续写。

checkpoint 可不是随便往前修改一下位置就可以的。比如图 2 中，把 checkpoint 位置从 CP 推进到 CP’，就需要将两个点之间的日志（浅绿色部分），对应的所有脏页都 flush 到磁盘上。之后，图中从 write pos 到 CP’之间就是可以再写入的 redo log 的区域。

2.2 mysql的内不足

第二种场景是，这一天生意太好，要记住的事情太多，掌柜发现自己快记不住了，赶紧找出账本把孔乙己这笔账先加进去。 这种场景，对应的就是系统内存不足。当需要新的内存页，而内存不够用的时候，就要淘汰一些数据页，空出内存给别的数据页使用。如果淘汰的是“脏页”，就要先将脏页写到磁盘。 你一定会说，这时候难道不能直接把内存淘汰掉，下次需要请求的时候，从磁盘读入数据页，然后拿 redo log 出来应用不就行了？这里其实是从性能考虑的。如果刷脏页一定会写盘，就保证了每个数据页有两种状态：

• 一种是内存里存在，内存里就肯定是正确的结果，直接返回；
• 另一种是内存里没有数据，就可以肯定数据文件上是正确的结果，读入内存后返回。 这样的效率最高。

2.3 MySQL 系统“空闲”

第三种场景是，生意不忙的时候，或者打烊之后。这时候柜台没事，掌柜闲着也是闲着，不如更新账本。 这种场景，对应的就是 MySQL 认为系统“空闲”的时候。当然，MySQL“这家酒店”的生意好起来可是会很快就能把粉板记满的，所以“掌柜”要合理地安排时间，即使是“生意好”的时候，也要见缝插针地找时间，只要有机会就刷一点“脏页”。

2.4 MySQL 正常关闭

第四种场景是，年底了咸亨酒店要关门几天，需要把账结清一下。这时候掌柜要把所有账都记到账本上，这样过完年重新开张的时候，就能就着账本明确账目情况了。 这种场景，对应的就是 MySQL 正常关闭的情况。这时候，MySQL 会把内存的脏页都 flush 到磁盘上，这样下次 MySQL 启动的时候，就可以直接从磁盘上读数据，启动速度会很快。

三、数据库flush下四种场景对性能的影响

3.1 redo log 写满对性能的影响

第一种是“redo log 写满了，要 flush 脏页”，这种情况是 InnoDB 要尽量避免的。因为出现这种情况的时候，整个系统就不能再接受更新了，所有的更新都必须堵住。如果你从监控上看，这时候更新数会跌为 0。

3.2 内存不够用对性能的影响

第二种是“内存不够用了，要先将脏页写到磁盘”，这种情况其实是常态。InnoDB 用缓冲池（buffer pool）管理内存，缓冲池中的内存页有三种状态：

• 第一种是，还没有使用的；
• 第二种是，使用了并且是干净页；
• 第三种是，使用了并且是脏页。

InnoDB 的策略是尽量使用内存，因此对于一个长时间运行的库来说，未被使用的页面很少。

而当要读入的数据页没有在内存的时候，就必须到缓冲池中申请一个数据页。这时候只能把最久不使用的数据页从内存中淘汰掉：如果要淘汰的是一个干净页，就直接释放出来复用；但如果是脏页呢，就必须将脏页先刷到磁盘，变成干净页后才能复用。

所以，刷脏页虽然是常态，但是出现以下这两种情况，都是会明显影响性能的：

1. 一个查询要淘汰的脏页个数太多，会导致查询的响应时间明显变长；
2. 日志写满，更新全部堵住，写性能跌为 0，这种情况对敏感业务来说，是不能接受的。

所以，InnoDB 需要有控制脏页比例的机制，来尽量避免上面的这两种情况。

3.3 MySQL 系统“空闲”对性能的影响

第三种情况是属于 MySQL 空闲时的操作，这时系统没什么压力。

3.4 MySQL 正常关闭对性能的影响

第四种场景是数据库本来就要关闭了。这两种情况下，你不会太关注“性能”问题。所以这里，我们主要来分析一下前两种场景下的性能问题。

四、InnoDB 刷脏页的控制策略

首先，你要正确地告诉 InnoDB 所在主机的 IO 能力，这样 InnoDB 才能知道需要全力刷脏页的时候，可以刷多快。

这就要用到 innodb_io_capacity 这个参数了，它会告诉 InnoDB 你的磁盘能力。这个值我建议你设置成磁盘的 IOPS。磁盘的 IOPS 可以通过 fio 这个工具来测试，下面的语句是我用来测试磁盘随机读写的命令：

fio -filename=$filename -direct=1 -iodepth 1 -thread -rw=randrw -ioengine=psync -bs=16k -size=500M -numjobs=10 -runtime=10 -group_reporting -name=mytest 

其实，因为没能正确地设置 innodb_io_capacity 参数，而导致的性能问题也比比皆是。之前，就曾有其他公司的开发负责人找我看一个库的性能问题，说 MySQL 的写入速度很慢，TPS 很低，但是数据库主机的 IO 压力并不大。经过一番排查，发现罪魁祸首就是这个参数的设置出了问题。

他的主机磁盘用的是 SSD，但是 innodb_io_capacity 的值设置的是 300。于是，InnoDB 认为这个系统的能力就这么差，所以刷脏页刷得特别慢，甚至比脏页生成的速度还慢，这样就造成了脏页累积，影响了查询和更新性能。

虽然我们现在已经定义了“全力刷脏页”的行为，但平时总不能一直是全力刷吧？毕竟磁盘能力不能只用来刷脏页，还需要服务用户请求。所以接下来，我们就一起看看 InnoDB 怎么控制引擎按照“全力”的百分比来刷脏页。

4.1 设计策略控制刷脏页策略

这个问题可以这么想，如果刷太慢，会出现什么情况？首先是内存脏页太多，其次是 redo log 写满。所以，InnoDB 的刷盘速度就是要参考这两个因素：一个是脏页比例，一个是 redo log 写盘速度。InnoDB 会根据这两个因素先单独算出两个数字。参数 innodb_max_dirty_pages_pct 是脏页比例上限，默认值是 75%。InnoDB 会根据当前的脏页比例（假设为 M），算出一个范围在 0 到 100 之间的数字，计算这个数字的伪代码类似这样：

F1(M)
{
  if M>=innodb_max_dirty_pages_pct then
      return 100;
  return 100*M/innodb_max_dirty_pages_pct;
}

InnoDB 每次写入的日志都有一个序号，当前写入的序号跟 checkpoint 对应的序号之间的差值，我们假设为 N。InnoDB 会根据这个 N 算出一个范围在 0 到 100 之间的数字，这个计算公式可以记为 F2(N)。F2(N) 算法比较复杂，你只要知道 N 越大，算出来的值越大就好了。然后，根据上述算得的 F1(M) 和 F2(N) 两个值，取其中较大的值记为 R，之后引擎就可以按照 innodb_io_capacity 定义的能力乘以 R% 来控制刷脏页的速度。

图中的 F1、F2 就是上面我们通过脏页比例和 redo log 写入速度算出来的两个值。

现在你知道了，InnoDB 会在后台刷脏页，而刷脏页的过程是要将内存页写入磁盘。所以，无论是你的查询语句在需要内存的时候可能要求淘汰一个脏页，还是由于刷脏页的逻辑会占用 IO 资源并可能影响到了你的更新语句，都可能是造成你从业务端感知到 MySQL“抖”了一下的原因。

要尽量避免这种情况，你就要合理地设置 innodb_io_capacity 的值，并且平时要多关注脏页比例，不要让它经常接近 75%。

其中，脏页比例是通过 Innodb_buffer_pool_pages_dirty/Innodb_buffer_pool_pages_total 得到的，具体的命令参考下面的代码：

select VARIABLE_VALUE into @a from global_status where VARIABLE_NAME = 'Innodb_buffer_pool_pages_dirty';
select VARIABLE_VALUE into @b from global_status where VARIABLE_NAME = 'Innodb_buffer_pool_pages_total';
select @a/@b;

一旦一个查询请求需要在执行过程中先 flush 掉一个脏页时，这个查询就可能要比平时慢了。而 MySQL 中的一个机制，可能让你的查询会更慢：在准备刷一个脏页的时候，如果这个数据页旁边的数据页刚好是脏页，就会把这个“邻居”也带着一起刷掉；而且这个把“邻居”拖下水的逻辑还可以继续蔓延，也就是对于每个邻居数据页，如果跟它相邻的数据页也还是脏页的话，也会被放到一起刷。

在 InnoDB 中，innodb_flush_neighbors 参数就是用来控制这个行为的，值为 1 的时候会有上述的“连坐”机制，值为 0 时表示不找邻居，自己刷自己的。在 MySQL 8.0 中，innodb_flush_neighbors 参数的默认值已经是 0 了。

找“邻居”这个优化在机械硬盘时代是很有意义的，可以减少很多随机 IO。机械硬盘的随机 IOPS 一般只有几百，相同的逻辑操作减少随机 IO 就意味着系统性能的大幅度提升。

而如果使用的是 SSD 这类 IOPS 比较高的设备的话，我就建议你把 innodb_flush_neighbors 的值设置成 0。因为这时候 IOPS 往往不是瓶颈，而“只刷自己”，就能更快地执行完必要的刷脏页操作，减少 SQL 语句响应时间。

五、条件字段函数操作

假设你现在维护了一个交易系统，其中交易记录表 tradelog 包含交易流水号（tradeid）、交易员 id（operator）、交易时间（t_modified）等字段。为了便于描述，我们先忽略其他字段。这个表的建表语句如下：

CREATE TABLE `tradelog` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `tradeid` varchar(32) DEFAULT NULL,
  `operator` int(11) DEFAULT NULL,
  `t_modified` datetime DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `tradeid` (`tradeid`),
  KEY `t_modified` (`t_modified`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8mb4;

假设，现在已经记录了从 2016 年初到 2018 年底的所有数据，运营部门有一个需求是，要统计发生在所有年份中 7 月份的交易记录总数。这个逻辑看上去并不复杂，SQL语句可能会这么写：

select count(*) from tradelog where month(t_modified)=7;

由于 t_modified 字段上有索引，于是你就很放心地在生产库中执行了这条语句，但却发现执行了特别久，才返回了结果。如果你问 DBA 同事为什么会出现这样的情况，他大概会告诉你：如果对字段做了函数计算，就用不上索引了，这是 MySQL 的规定。现在你已经学过了 InnoDB 的索引结构了，可以再追问一句为什么？为什么条件是 where t_modified='2018-7-1’的时候可以用上索引，而改成 where month(t_modified)=7 的时候就不行了？

如果你的 SQL 语句条件用的是 where t_modified='2018-7-1’的话，引擎就会按照上面绿色箭头的路线，快速定位到 t_modified='2018-7-1’需要的结果。实际上，B+ 树提供的这个快速定位能力，来源于同一层兄弟节点的有序性。但是，如果计算 month() 函数的话，你会看到传入 7 的时候，在树的第一层就不知道该怎么办了。也就是说，对索引字段做函数操作，可能会破坏索引值的有序性，因此优化器就决定放弃走树搜索功能。需要注意的是，优化器并不是要放弃使用这个索引。在这个例子里，放弃了树搜索功能，优化器可以选择遍历主键索引，也可以选择遍历索引 t_modified，优化器对比索引大小后发现，索引 t_modified 更小，遍历这个索引比遍历主键索引来得更快。因此最终还是会选择索引 t_modified。

我们使用 explain 命令，查看一下这条 SQL 语句的执行结果。

 key="t_modified"表示的是，使用了 t_modified 这个索引；我在测试表数据中插入了 10 万行数据，rows=100335，说明这条语句扫描了整个索引的所有值；Extra 字段的 Using index，表示的是使用了覆盖索引。也就是说，由于在 t_modified 字段加了 month() 函数操作，导致了全索引扫描。为了能够用上索引的快速定位能力，我们就要把 SQL 语句改成基于字段本身的范围查询。按照下面这个写法，优化器就能按照我们预期的，用上 t_modified 索引的快速定位能力了。

select count(*) from tradelog where
(t_modified >= '2016-7-1' and t_modified<'2016-8-1') or
(t_modified >= '2017-7-1' and t_modified<'2017-8-1') or 
(t_modified >= '2018-7-1' and t_modified<'2018-8-1');

由于加了 month() 函数操作，MySQL 无法再使用索引快速定位功能，而只能使用全索引扫描。不过优化器在个问题上确实有“偷懒”行为，即使是对于不改变有序性的函数，也不会考虑使用索引。比如，对于 select * from tradelog where id + 1 = 10000 这个 SQL 语句，这个加 1 操作并不会改变有序性，但是 MySQL 优化器还是不能用 id 索引快速定位到 9999 这一行。所以，需要你在写 SQL 语句的时候，手动改写成 where id = 10000 -1 才可以。

六、隐式类型转换

select * from tradelog where tradeid=110717;

交易编号 tradeid 这个字段上，本来就有索引，但是 explain 的结果却显示，这条语句需要走全表扫描。你可能也发现了，tradeid 的字段类型是 varchar(32)，而输入的参数却是整型，所以需要做类型转换。那么，现在这里就有两个问题：

6.1 数据类型转换的规则是什么？

这里有一个简单的方法，看 select “10” > 9 的结果：

1. 如果规则是“将字符串转成数字”，那么就是做数字比较，结果应该是 1；
2. 如果规则是“将数字转成字符串”，那么就是做字符串比较，结果应该是 0。

从图中可知，select “10” > 9 返回的是 1，所以你就能确认 MySQL 里的转换规则了：在 MySQL 中，字符串和数字做比较的话，是将字符串转换成数字。

6.2 为什么有数据类型转换，就需要走全索引扫描？

select * from tradelog where tradeid=110717;

就知道对于优化器来说，这个语句相当于：

select * from tradelog where  CAST(tradid AS signed int) = 110717;

也就是说，这条语句触发了我们上面说到的规则：对索引字段做函数操作，优化器会放弃走树搜索功能。

如果id 的类型是 int，如果执行下面这个语句，是否会导致全表扫描呢？

select * from tradelog where id="83126";

七、隐式字符编码转换

假设系统里还有另外一个表 trade_detail，用于记录交易的操作细节。为了便于量化分析和复现，我往交易日志表 tradelog 和交易详情表 trade_detail 这两个表里插入一些数据。

CREATE TABLE `trade_detail` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `tradeid` varchar(32) DEFAULT NULL,
  `trade_step` int(11) DEFAULT NULL, /* 操作步骤 */
  `step_info` varchar(32) DEFAULT NULL, /* 步骤信息 */
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `tradeid` (`tradeid`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;

insert into tradelog values(1, 'aaaaaaaa', 1000, now());
insert into tradelog values(2, 'aaaaaaab', 1000, now());
insert into tradelog values(3, 'aaaaaaac', 1000, now());
 
insert into trade_detail values(1, 'aaaaaaaa', 1, 'add');
insert into trade_detail values(2, 'aaaaaaaa', 2, 'update');
insert into trade_detail values(3, 'aaaaaaaa', 3, 'commit');
insert into trade_detail values(4, 'aaaaaaab', 1, 'add');
insert into trade_detail values(5, 'aaaaaaab', 2, 'update');
insert into trade_detail values(6, 'aaaaaaab', 3, 'update again');
insert into trade_detail values(7, 'aaaaaaab', 4, 'commit');
insert into trade_detail values(8, 'aaaaaaac', 1, 'add');
insert into trade_detail values(9, 'aaaaaaac', 2, 'update');
insert into trade_detail values(10, 'aaaaaaac', 3, 'update again');
insert into trade_detail values(11, 'aaaaaaac', 4, 'commit');

这时候，如果要查询 id=2 的交易的所有操作步骤信息，SQL 语句可以这么写：

select d.* from tradelog l, trade_detail d where d.tradeid=l.tradeid and l.id=2; /* 语句 Q1*/

我们一起来看下这个结果：

1. 第一行显示优化器会先在交易记录表 tradelog 上查到 id=2 的行，这个步骤用上了主键索引，rows=1 表示只扫描一行；
2. 第二行 key=NULL，表示没有用上交易详情表 trade_detail 上的 tradeid 索引，进行了全表扫描。

在这个执行计划里，是从 tradelog 表中取 tradeid 字段，再去 trade_detail 表里查询匹配字段。因此，我们把 tradelog 称为驱动表，把 trade_detail 称为被驱动表，把 tradeid 称为关联字段。

• 第 1 步，是根据 id 在 tradelog 表里找到 L2 这一行；
• 第 2 步，是从 L2 中取出 tradeid 字段的值；
• 第 3 步，是根据 tradeid 值到 trade_detail 表中查找条件匹配的行。explain 的结果里面第二行的 key=NULL 表示的就是，这个过程是通过遍历主键索引的方式，一个一个地判断 tradeid 的值是否匹配。

你会发现第 3 步不符合我们的预期。因为表 trade_detail 里 tradeid 字段上是有索引的，我们本来是希望通过使用 tradeid 索引能够快速定位到等值的行。但，这里并没有。如果你去问 DBA 同学，他们可能会告诉你，因为这两个表的字符集不同，一个是 utf8，一个是 utf8mb4，所以做表连接查询的时候用不上关联字段的索引。这个回答，也是通常你搜索这个问题时会得到的答案。

我们说问题是出在执行步骤的第 3 步，如果单独把这一步改成 SQL 语句的话，那就是：

select * from trade_detail where tradeid=$L2.tradeid.value; 

其中，$L2.tradeid.value 的字符集是 utf8mb4。

参照前面的两个例子，你肯定就想到了，字符集 utf8mb4 是 utf8 的超集，所以当这两个类型的字符串在做比较的时候，MySQL 内部的操作是，先把 utf8 字符串转成 utf8mb4 字符集，再做比较。

因此， 在执行上面这个语句的时候，需要将被驱动数据表里的字段一个个地转换成 utf8mb4，再跟 L2 做比较。也就是说，实际上这个语句等同于下面这个写法：

select * from trade_detail  where CONVERT(traideid USING utf8mb4)=$L2.tradeid.value; 

作为对比验证，我给你提另外一个需求，“查找 trade_detail 表里 id=4 的操作，对应的操作者是谁”，再来看下这个语句和它的执行计划。

select l.operator from tradelog l , trade_detail d where d.tradeid=l.tradeid and d.id=4;

这个语句里 trade_detail 表成了驱动表，但是 explain 结果的第二行显示，这次的查询操作用上了被驱动表 tradelog 里的索引 (tradeid)，扫描行数是 1。

这也是两个 tradeid 字段的 join 操作，为什么这次能用上被驱动表的 tradeid 索引呢？

假设驱动表 trade_detail 里 id=4 的行记为 R4，那么在连接的时候（图 5 的第 3 步），被驱动表 tradelog 上执行的就是类似这样的 SQL 语句：

select operator from tradelog  where traideid =$R4.tradeid.value; 

你看，这里的 CONVERT 函数是加在输入参数上的，这样就可以用上被驱动表的 traideid 索引。

理解了原理以后，就可以用来指导操作了。如果要优化语句。

select d.* from tradelog l, trade_detail d where d.tradeid=l.tradeid and l.id=2;

比较常见的优化方法是，把 trade_detail 表上的 tradeid 字段的字符集也改成 utf8mb4，这样就没有字符集转换的问题了。

alter table trade_detail modify tradeid varchar(32) CHARACTER SET utf8mb4 default null;

如果能够修改字段的字符集的话，是最好不过了。但如果数据量比较大， 或者业务上暂时不能做这个 DDL 的话，那就只能采用修改 SQL 语句的方法了。

select d.* from tradelog l , trade_detail d where d.tradeid=CONVERT(l.tradeid USING utf8) and l.id=2; 

八、查询长时间不返回

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，。

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。

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。

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();

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。

8.1 等 MDL 锁

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。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。

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。

8.2 等 flush过程

我在表 t 上，执行下面的 SQL 语句：

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，

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：

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。

8.3 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。

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，我们的 select 语句就会被堵住。

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：

select * from t sys.innodb_lock_waits where locked_table=`'test'.'t'`\G

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。

九、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。

 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。

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。

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。

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。

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。 

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。

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。

博文参考