海山数据库(He3DB)源码详解：海山MySQL redo日志-MTR

一、Mini-Transaction

MySQL对底层页面中的一次原子访问的过程称之为一个Mini-Transaction，简称mtr。一个事务可以包含若干条语句，每一条语句其实是由若干个mtr组成，每一个mtr又可以包含若干条redo日志。

1.1 原子操作

所谓原子操作即要么全部成功，要么全部失败，不存在中间状态。

在事务执行过程中，每条语句作为一个mtr来执行。而在执行语句的过程中产生的redo日志被划分成了若干个不可分割的组。

如：

• 更新Max Row ID属性时产生的redo日志是不可分割的。
• 向聚簇索引对应B+树的页面中插入一条记录时产生的redo日志是不可分割的。
• 向某个二级索引对应B+树的页面中插入一条记录时产生的redo日志是不可分割的。

以向某个索引对应的B+树插入一条记录为例，在向B+树中插入这条记录之前，需要先定位到这条记录应该被插入到哪个叶子节点代表的数据页中，定位到具体的数据页之后，有两种可能的情况：

• 情况一：该数据页的剩余的空闲空间充足，足够容纳这一条待插入记录，那么事情很简单，直接把记录插入到这个数据页中，记录一条类型为MLOG_COMP_REC_INSERT的redo日志就好了，我们把这种情况称之为乐观插入。假如某个索引对应的B+树长这样：

现在我们要插入一条键值为10的记录，很显然需要被插入到页b中，由于页b现在有足够的空间容纳一条记录，所以直接将该记录插入到页b中就好了，如图所示：

• 情况二：该数据页剩余的空闲空间不足。遇到这种情况要进行所谓的页分裂操作，也就是新建一个叶子节点，然后把原先数据页中的一部分记录复制到这个新的数据页中，然后再把记录插入进去，把这个叶子节点插入到叶子节点链表中，最后还要在内节点中添加一条目录项记录指向这个新创建的页面。很显然，这个过程要对多个页面进行修改，也就意味着会产生多条redo日志，因此将这种情况称之为悲观插入。假如某个索引对应的B+树长这样：

现在如果要插入一条键值为10的记录，很显然需要被插入到页b中，但是从图中也可以看出来，此时页b已经塞满了记录，没有更多的空闲空间来容纳这条新记录了，所以我们需要进行页面的分裂操作，就像这样：

如果作为内节点的页a的剩余空闲空间也不足以容纳增加一条目录项记录，那需要继续做内节点页a的分裂操作，也就意味着会修改更多的页面，从而产生更多的redo日志。

二、mtr源码解析

2.1 prepare_write()

/** Prepare to write the mini-transaction log to the redo log buffer.
@return number of bytes to write in finish_write() */
ulint mtr_t::Command::prepare_write() {
   
  switch (m_impl->m_log_mode) {
   
    case MTR_LOG_SHORT_INSERTS:
      ut_ad(0);
      /* fall through (write no redo log) */
    case MTR_LOG_NO_REDO:
    case MTR_LOG_NONE:
      ut_ad(m_impl->m_log.size() == 0);
      log_mutex_enter();
      m_end_lsn = m_start_lsn = log_sys->lsn;
      return (0);
    case MTR_LOG_ALL:
      break;
  }

  ulint len = m_impl->m_log.size();
  ulint n_recs = m_impl->m_n_log_recs;
  ut_ad(len > 0);
  ut_ad(n_recs > 0);

  if (len > log_sys->buf_size / 2) {
     // 如果当前日志的大小（len）超过了redo日志缓冲区大小的