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测试版本：MySQL5.6.23
测试表：
create table t1 (a int auto_increment primary key, b int, c int, unique key (b));并发执行SQL：
replace into t1(b,c) values (2,3) //使用脚本，超过3个会话
背景
Replace into操作可以算是比较常用的操作类型之一，当我们不确定即将插入的记录是否存在唯一性冲突时，可以通过Replace into的方式让MySQL自动处理：当存在冲突时，会把旧记录替换成新的记录。
我们先来理一下一条简单的replace into操作（如上例所示）的主要流程包括哪些。
Step 1. 正常的插入逻辑
首先插入聚集索引记录，在上例中a列为自增列，由于未显式指定自增值，每次Insert前都会生成一个不冲突的新值。
随后插入二级索引b，由于其是唯一索引，在检查duplicate key时，为其加上类型为LOCK_X的记录锁。
Tips：对于普通的INSERT操作，当需要检查duplicate key时，加LOCK_S锁，而对于Replace into 或者 INSERT..ON DUPLICATE操作，则加LOCK_X记录锁。
当UK记录已经存在时，返回错误DB_DUPLICATE_KEY。
Step 2. 处理错误
由于检测到duplicate key，因此第一步插入的聚集索引记录需要被回滚掉（row_undo_ins）。
Step 3. 转换操作
从InnoDB层失败返回到Server层后，收到duplicate key错误，首先检索唯一键冲突的索引，并对冲突的索引记录（及聚集索引记录）加锁。
随后确认转换模式以解决冲突：
Step 4. 更新记录
对于聚集索引，由于PK列发生变化，采用delete + insert 聚集索引记录的方式更新。
对于二级uk索引，同样采用标记删除 + 插入的方式。
我们知道，在尝试插入一条记录时，如果插入位置的下一条记录上存在记录锁，那么在插入时，当前session需要对其加插入意向锁，具体类型为LOCK_X | LOCK_GAP | LOCK_INSERT_INTENTION。这也是导致死锁的关键点之一。
是否能保证自增列的有序性?
默认情况下，参数innodb_autoinc_lock_mode的值为1，因此只在分配自增列时互斥（如果我们将其设为0的话，就会产生AUTO_INC类型的表级锁）。当分配完自增列值后，我们并不知道并发的replace into的顺序。
死锁分析
回到死锁线程分析，从死锁日志我们大致可以推断出如下序列（本例中死锁的heap no为5）：
到这里其实问题已经很明显了，我们考虑如下场景：假设当前表内数据为：
root@sb1 08:57:41>select * from t1;
+---------+------+------+
| a | b | c |
+---------+------+------+
| 2100612 | 2 | 3 |
+---------+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
由于不能保证自增列被更新的有序性，我们假定有三个并发的会话，并假定表上只有一条记录。
session 1获得自增列值为2100619， session 2 获得的自增列值为2100614， session 3获得的自增列值为2100616。
Session 1: replace into t1 values (2100619, 2, 3); // uk索引上记录(2, 2100612)被标记删除，同时插入新记录(2, 2100619)
Session 2: replace into t1 values (2100614, 2, 3);
这里我们使用gdb的non-stop模式，使其断在row_update_for_mysql函数(insert尝试失败后，会转换成update)，此时session2持有(2, 2100619) 的X锁。
Tips：我们可以通过如下命令使用gdb的non-stop模式：
1\. 以gdb启动mysqld
2\. 设置：
set target-async 1
set pagination off
set non-stop on
3\. 设置函数断点，然后run
Session 3: replace into t1 values (2100616, 2, 3); // 检测到uk有冲突键，需要获取记录(2, 2100619) 的X锁，等待session 2。
Session 2:
如果Purge线程一直停止，会发生什么呢 ？
我们随便建一个表，然后执行FLUSH TABLE tbname FOR EXPORT来让purge线程停止。
假设当前表上数据为：
root@sb1 10:26:05>select * from t1;
+---------+------+------+
| a | b | c |
+---------+------+------+
| 2100710 | 2 | 3 |
+---------+------+------+
1 row in set (0.00 sec)
Session 1：replace into t1 values (2100720, 2, 3);
此时Page上存在记录(infimum), (2, 2100710), (2, 2100720), (supremum)。
Session 2：replace into t1 values (2100715, 2, 3);
同上例，使用gdb断到函数row_update_for_mysql。由于没有启动purge线程，因此老的被标记删除的记录还存在于page内，在扫描二级索引重复键时，也会依次给这些老记录加锁，因此session 2会持有 (2, 2100710)和 (2, 2100720)的X锁。
Session 3：replace into t1 values (2100718, 2, 3); // 被session2阻塞，等待(2,2100710)的X锁
Session 2：在标记删除二级索引记录，并进行插入时，选择的插入位置为 (2, 2100710), (2,2100720)之间，插入点的下一条记录(2,2100720)上没有其他线程锁等待，当前session锁升级成功；
完成插入后，page上的记录分布为(infimum), (2, 2100710), (2, 2100715), (2, 2100720), (supremum)。
Session 3：完成插入，最终page内的记录为(infimum), (2, 2100710), (2, 2100715), (2, 2100718), (2, 2100720), (supremum)。其中只有用户记录(2, 2100718)未被标记删除。