准备数据库：
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();
复制代码创建表并在里面插入了10万行记录。
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。
1.1 等MDL锁
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。
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。
1.2 等flush
select * from information_schema.processlist where id=1;
复制代码这个状态表示的是，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;
复制代码这两个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select语句。
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。
show processlist结果：
1.3 等行锁
select * from t where id=1 lock in share mode;
复制代码 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。
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。MySQL 5.7版本，可以通过sys.innodb_lock_waits 表查到是谁占着这个写锁。
select * from t sys.innodb_lock_waits where locked_table=`'test'.'t'`\G
复制代码这个信息很全，4号线程是造成堵塞的罪魁祸首。
这里不应该使用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。
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。
2 第二类：查询慢
select * from t where c=50000 limit 1;
复制代码由于字段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。
select * from t where id=1;
复制代码 虽然扫描行数是1，但执行时间却长达800毫秒。
select * from t where id=1 lock in share mode
复制代码 执行时扫描行数也是1行，执行时间是0.2毫秒。
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。
3 进一步思考
在举例加锁读的时候，用的是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;
复制代码- 在 Read Committed 隔离级别下，在语句执行完成后，是只有行锁的。而且语句执行完成后，InnoDB就会把不满足条件的行行锁去掉。
- 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；