本文结合本站另一个文章——《Btree与rwlock的互动》，一起看更好。

Mini-transaction

InnoDB的Mini-transaction（简称mtr）是保证若干个page原子性变更的单位。一个mtr中包含若干个日志记录——mlog，每个日志记录都是对某个page——mblock；

在mtr_start后，只有mtr_commit一个操作；mtr_commit时会将mtr中的mlog和mblock（dirty page）分别拷贝到logbuffer和flushlist中。在真实事务提交时，会将该事务涉及的所有mlog刷盘，这样各个原子变更就持久化了。恢复的时候按照类型(mtr_type_t)调用相应的回调函数，恢复page。

在代码（5.7）中，每个mtr由mtr_t结构表示，主要成员位于内部类Impl中，如下：

m_inside_ibuf：mtr正在操作ibuf
m_memo：mtr持有的锁的栈
m_log：mtr日志，m_n_log_recs：当前有多少日志记录
m_made_dirty：产生脏页，需要刷盘；
m_modifications：进行修改，不一定需要刷盘
m_log_mode：当前mtr的日志模式（是否记录redo与刷脏）
m_user_space/m_undo_space/m_sys_space：当前mtr修改的表空间
m_state：生命周期的四种状态
m_flush_observer ：当m_log_mode表示不写redo时，dirty page的刷盘通过该参数判断(create index)。
m_mtr : 当前mtr指针（this）

Mini-transaction有如下四种状态，即，mtr的生命周期。

enum mtr_state_t {
	MTR_STATE_INIT = 0,
	MTR_STATE_ACTIVE = 12231,
	MTR_STATE_COMMITTING = 56456,
	MTR_STATE_COMMITTED = 34676
};

初始化：MTR_STATE_INIT；
启动：mtr.start后是MTR_STATE_ACTIVE；
提交：commit/commit_checkpoint：MTR_STATE_COMMITTING
- log_reserve_and_write_fast：按照buf_free将记录复制到LogBuffer中。
- add_dirty_page_to_flush_list：将脏页放到flushlist中。
释放资源：release_resources：在add_dirty_page_to_flush_list之后，设置当前状态为MTR_STATE_COMMITTED；

乐观的Insert涉及的mtr

在INSERT过程中，共有如下5个mtr（如果有索引可能会有额外的mtr），每个mtr中有若干个记录。

分配undo空间
写undo记录
写数据
2pc-prepare
2pc-commit

1. 分配undo空间

trx_undo_assign_undo

MLOG_UNDO_HDR_REUSE：insert的undo页在提交的时候就没有用了，只是在insert事务回滚的时候才用上；所以，insert的undo分配每次都是重用之前的cache，只是修改头部数据即可；而update就是需要创建一个undopage header文件块，如下。

	if (type == TRX_UNDO_INSERT) {
		offset = trx_undo_insert_header_reuse(undo_page, trx_id, mtr);
  
		trx_undo_header_add_space_for_xid(
			undo_page, undo_page + offset, mtr);
	} else {
		ut_a(mach_read_from_2(undo_page + TRX_UNDO_PAGE_HDR
				      + TRX_UNDO_PAGE_TYPE)
		     == TRX_UNDO_UPDATE);
  
		offset = trx_undo_header_create(undo_page, trx_id, mtr);
  
		trx_undo_header_add_space_for_xid(
			undo_page, undo_page + offset, mtr);
	}
	trx_undo_mem_init_for_reuse(undo, trx_id, xid, offset);

修改undopage的头部信息的三个mtr记录

MLOG_2BYTES
MLOG_2BYTES
MLOG_2BYTES

2. 写undo记录

undo的操作就两种，插入和修改；

/* Operation type flags used in trx_undo_report_row_operation */
#define	TRX_UNDO_INSERT_OP		1
#define	TRX_UNDO_MODIFY_OP		2

trx_undo_report_row_operation

MLOG_UNDO_INSERT：在redo中，写入一条undo相关redo记录

注意
上面两步都是在trx_undo_report_row_operation函数中，但是在写入记录之前需要分配undo空间；因此在分配undo空间的时候，单独产生一个新的mtr；然后在trx_undo_report_row_operation中，调用trx_undo_page_report_insert；trx_undof_page_add_undo_rec_log写入一个undo相关的redo记录。

3. 写数据

首先都是进行乐观的写入，即mode!=BTR_MODIFY_TREE，这一节中只讨论乐观的逻辑。

page_cur_tuple_insert

MLOG_COMP_REC_INSERT：插入一条记录；因为表的存储模式默认是compact，这里是compact insert。

一些额外的操作
MLOG_FILE_NAME
checkpoint后对表空间的第一次修改，在mtr.commit的时候，需要写一个MLOG_FILE_NAME记录。所以这个记录可能在任何一个commit时出现。
/** Write MLOG_FILE_NAME records if a persistent tablespace was modified
for the first time since the latest fil_names_clear(). */
inline MY_ATTRIBUTE((warn_unused_result))
bool
fil_names_write_if_was_clean(
如果数据表上有索引，那么会写二级索引记录：row_ins_sec_index_entry_low
MLOG_8BYTES
MLOG_COMP_REC_INSERT

4. 2pc之prepare

trx_prepare_low

主要是设置Prepare阶段的undo的状态；包括tid与tid状态，trx_undo_set_state_at_prepare：1920

MLOG_2BYTES
MLOG_1BYTE
MLOG_4BYTES
MLOG_4BYTES
MLOG_4BYTES
MLOG_WRITE_STRING

5. 2pc之commit

trx_commit

MLOG_2BYTES：设置事务结束时的undo状态，trx_undo_set_state_at_finish：1874

MLOG_4BYTES：设置binlog的位点，trx_sys_update_mysql_binlog_offset

	mlog_write_ulint(sys_header + field
			 + TRX_SYS_MYSQL_LOG_OFFSET_LOW,
			 (ulint)(offset & 0xFFFFFFFFUL),
			 MLOG_4BYTES, mtr);

Btree悲观插入涉及的mtr

  # define LIMIT_OPTIMISTIC_INSERT_DEBUG(NREC, CODE)\
  if (btr_cur_limit_optimistic_insert_debug > 1\
      && (NREC) >= (ulint)btr_cur_limit_optimistic_insert_debug) {\
          CODE;\
  }

插入的时候首先尝试乐观的插入——BTR_MODIFY_LEAF，当乐观的方式返回DB_FAIL时；进行BTR_MODIFY_TREE模式的插入——btr_cur_pessimistic_insert。

相比于btr_cur_optimistic_insert只需要page上的x-latch，在btr_cur_pessimistic_insert函数中，需要tree上的x-latch。具体实施过程中，还是分为三步，但是这里写数据会涉及到树的修改。

检查锁和写undo：与之前乐观的方式类似。
写数据，在调整数结构之前，为了保证操作一定成功；会在调整之前，在表空间中预留足够的空间：fsp_reserve_free_extents。插入数据时，按照从下向上的方式调整btree
1. 在cursor的位置插入数据，然后进行节点分裂btr_page_split_and_insert
1. 在父节点上插入node_ptr，父节点同样判断是否进行分裂；进而在其父亲节点上再加node_ptr。
2. 到达root节点，root节点分裂，提升树高。
提交事务

这里主要讲一下树结构调整的操作。

节点分裂

btr_page_split_and_insert

申请一个新的page，然后将需要分出去的记录转移过去，最后将记录插入到正确的page中。

找到split_rec，节点的分裂位置，无mtr
分配新page
MLOG_1BYTE： xdes_set_bit，表空间的Extent Descriptor的修改。
MLOG_4BYTES：frag_n_used ，空闲碎片表中已经用掉的碎片。
MLOG_INIT_FILE_PAGE2
MLOG_4BYTES：fseg_set_nth_frag_page_no，设置碎片的pageno
并初始化一个空闲的page
MLOG_COMP_PAGE_CREATE
MLOG_2BYTES：index level
MLOG_8BYTES：index id
找到分裂的后半节点的第一个记录
尝试将新page添加到树中，btr_attach_half_pages
MLOG_COMP_REC_INSERT
MLOG_4BYTES：设置老page的next
MLOG_4BYTES：设置新page的prev，btr_page_set_prev
MLOG_4BYTES：设置新page的next，btr_page_set_next
在btr_attach_half_pages中，调用btr_insert_on_non_leaf_level向non-leaf page中插入一个node_ptr；还是和插入叶子节点类似的逻辑，先btr_cur_search_to_nth_level，然后btr_cur_optimistic_insert；如果乐观的不行，然后悲观的插入。
```
			btr_cur_search_to_nth_level(
				index, level, tuple, PAGE_CUR_LE,
				BTR_CONT_MODIFY_TREE,
				&cursor, 0, file, line, mtr);
```
node_pointer（子节点的key和page地址）
```
#define	DATA_INT	6	/* integer: can be any size 1 - 8 bytes */

#define	DATA_SYS_CHILD	7	/* address of the child page in node pointer */
```
转移记录
MLOG_COMP_LIST_END_COPY_CREATED：结束复制
MLOG_COMP_LIST_END_DELETE：删除原page中的记录
按照偏移来操作page的复制：
- page_get_infimum_offset：起点
- page_cur_insert_rec_low：插入
- page_cur_move_to_next：迭代，直接向后移动；由于page中的record实际上是按照链表的方式组织的，找next节点需要用rec_get_next_offs获取偏移
确定该插入到哪个page
重新定位插入cursor
MLOG_COMP_REC_INSERT

树层加高

btr_root_raise_and_insert

申请一个新的page，将原root的记录，转移到新page中；重建旧的root，作为新的root；然后对新page进行节点分裂。

申请新page
初始化新page
设置新page的前向和后向节点
将原root中的记录复制到新page
复制原root中的lock信息到新page；这里没有mtr记录，只是内存数据的转移
重建原root节点，成为新的root
MLOG_COMP_PAGE_CREATE：重新创建一个新page
MLOG_COMP_REC_INSERT：只插入node_pointer，就是子节点的key和地址对应关系。
新page进行分裂
树高提升好了后，重新定位插入cursor，然后调用btr_page_split_and_insert，进行插入。

Btree悲观删除涉及的mtr

很多MTR都是和INSERT类似的，这里只是简单表示Btree悲观删除的逻辑。

Yangming's Blog

InnoDB——Btree与MTR的牵扯