insert … select 语句
例子：
CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`c` int(11) DEFAULT NULL,
`d` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`),
UNIQUE KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t values(null, 1,1);
insert into t values(null, 2,2);
insert into t values(null, 3,3);
insert into t values(null, 4,4);
create table t2 like t在可重复读隔离级别下，binlog_format=statement 时执行语句：insert into t2(c,d) select c,d from t；需要对表 t 的所有行和间隙加锁。
原因：还是去日志和数据的一致性。比如，有这样的执行序列：
实际的执行效果是，如果 session B 先执行，由于这个语句对表 t 主键索引加了 (-∞,1]这个 next-key lock，会在语句执行完成后，才允许 session A 的 insert 语句执行。
但如果没有锁的话，就可能出现 session B 的 insert 语句先执行，但是后写入 binlog 的情况。于是，在 binlog_format=statement 的情况下，binlog 里面就记录了这样的语句序列：
insert into t values(-1,-1,-1);
insert into t2(c,d) select c,d from t;这个语句到了备库执行，就会把 id=-1 这一行也写到表 t2 中，出现主备不一致。
当然了，执行 insert … select 的时候，对目标表也不是锁全表，而是只锁住需要访问的资源。
insert 循环写入
如果现在有这么一个需求：要往表 t2 中插入一行数据，这一行的 c 值是表 t 中 c 值的最大值加 1。此时，我们可以这么写这条 SQL 语句 ：
insert into t2(c,d) (select c+1, d from t force index(c) order by c desc limit 1);这个语句的加锁范围，就是表 t 索引 c 上的 (3,4]和 (4,supremum]这两个 next-key lock，以及主键索引上 id=4 这一行。
它的执行流程：从表 t 中按照索引 c 倒序，扫描第一行，拿到结果写入到表 t2 中。慢查询日志（slow log），如下图所示：
通过这个慢查询日志，我们看到 Rows_examined=1，说明执行这条语句的扫描行数为 1。
那么，如果我们是要把这样的一行数据插入到表 t 中的话：
insert into t(c,d) (select c+1, d from t force index(c) order by c desc limit 1);
这时候的 Rows_examined 的值是 5，。
Extra 字段可以看到“Using temporary”字样，表示这个语句用到了临时表。也就是说，执行过程中，需要把表 t 的内容读出来，写入临时表。且rows 显示的是 1，实际上是因为受到了 limit 1 的影响。
在执行这个语句前后查看 Innodb_rows_read 的结果，可以看到，这个语句执行前后，Innodb_rows_read 的值增加了 4。因为默认临时表是使用 Memory 引擎的，所以这 4 行查的都是表 t，也就是说对表 t 做了全表扫描。
这样，我们就把整个执行过程理清楚了：
- 创建临时表，表里有两个字段 c 和 d。
- 按照索引 c 扫描表 t，依次取 c=4、3、2、1，然后回表，读到 c 和 d 的值写入临时表。这时，Rows_examined=4。
- 由于语义里面有 limit 1，所以只取了临时表的第一行，再插入到表 t 中。这时，Rows_examined 的值加 1，变成了 5。
这个语句会导致在表 t 上做全表扫描，并且会给索引 c 上的所有间隙都加上共享的 next-key lock。所以，这个语句执行期间，其他事务不能在这个表上插入数据。
这个语句的执行为什么需要临时表，原因是这类一边遍历数据，一边更新数据的情况，如果读出来的数据直接写回原表，就可能在遍历过程中，读到刚刚插入的记录，新插入的记录如果参与计算逻辑，就跟语义不符。
优化方法：先 insert into 到临时表 temp_t，这样就只需要扫描一行；然后再从表 temp_t 里面取出这行数据插入表 t1。
insert 唯一键冲突
对于有唯一键的表，插入数据时出现唯一键冲突也是常见的情况了。我先给你举一个简单的唯一键冲突的例子。
这个例子也是在可重复读（repeatable read）隔离级别下执行的。
session A 执行的 insert 语句，发生唯一键冲突的时候，并不只是简单地报错返回，还在冲突的索引上加了锁。session A 持有索引 c 上的 (5,10]共享 next-key lock（读锁）。从作用上来看，这样做可以避免这一行被别的事务删掉。
注：唯一索引冲突 或者 主键索引冲突，都是加 next-key lock。
来看看唯一键冲突导致的死锁场景：
在 session A 执行 rollback 语句回滚的时候，session C 几乎同时发现死锁并返回。这个死锁产生的逻辑是这样的：
- 在 T1 时刻，启动 session A，并执行 insert 语句，此时在索引 c 的 c=5 上加了记录锁。注意，这个索引是唯一索引，因此退化为记录锁。
- 在 T2 时刻，session B 要执行相同的 insert 语句，发现了唯一键冲突，加上读锁；同样地，session C 也在索引 c 上，c=5 这一个记录上，加了读锁。都进入等待。
- T3 时刻，session A 回滚。这时候，session B 和 session C 都试图继续执行插入操作，都要加上写锁。两个 session 都要等待对方的行锁，所以就出现了死锁。
insert into … on duplicate key update
上面这个例子是主键冲突后直接报错，如果是改写成：insert into t values(11,10,10) on duplicate key update d=100；
就会给索引 c 上 (5,10] 加一个排他的 next-key lock（写锁）。
insert into … on duplicate key update 这个语义的逻辑是，插入一行数据，如果碰到唯一键约束，就执行后面的更新语句。
注意，如果有多个列违反了唯一性约束，就会按照索引的顺序，修改跟第一个索引冲突的行。
现在表 t 里面已经有了 (1,1,1) 和 (2,2,2) 这两行，我们再来看看下面这个语句执行的效果：
主键 id 是先判断的，MySQL 认为这个语句跟 id=2 这一行冲突，所以修改的是 id=2 的行。需要注意的是，执行这条语句的 affected rows 返回的是 2，很容易造成误解。实际上，真正更新的只有一行，只是在代码实现上，insert 和 update 都认为自己成功了，update 计数加了 1， insert 计数也加了 1。
