簡單跟了下插入導緻索引分裂的流程
//////////////////////////////////
入口函數：row_ins_index_entry
實際上悲觀插入和樂觀插入是根據row_ins_index_entry_low的第一個參數來判斷的
調用兩次row_ins_index_entry_low
第一次參數為btr_modify_leaf，表示隻修改葉子節點，如果失敗了
第二次參數為btr_modify_tree，表示需要修改b-tree，這時候會選擇調用函數：
btr_cur_pessimistic_insert:
2.檢查鎖，如果是聚集索引，還要記錄undo，并記錄復原段指針，對于非聚集索引，要在page上記錄最大事務id
之前已經分析過，這裡不贅述。
err = btr_cur_ins_lock_and_undo(flags, cursor, entry,
thr, mtr, &dummy_inh);
3.擴充檔案，為ibd預留足夠的檔案空間
n_extents = cursor->tree_height / 16 + 3;
success = fsp_reserve_free_extents(&n_reserved, index->space,
n_extents, fsp_normal, mtr);
4.檢查目前記錄是否需要進行外部存儲(page_zip_rec_needs_ext)，如果需要的話，則需要對記錄進行處理
在函數dtuple_convert_big_rec中，會去循環查找，能最大減少rec的外部存儲列
但固定長度列、空列、外部存儲列或則長度小于40位元組的列不做考慮
另外，在是用dynamic和compressed格式時，任何最大長度小于256位元組的非blob列都是本地存儲；而對于redundant和compact類型而言，最大不超過788位元組時都會本地存儲。
big_rec_vec = dtuple_convert_big_rec(index, entry, &n_ext);
傳回值類型為big_rec_struct，用于存儲溢出資料。
如果找不到滿足要求的最大列，傳回null。
如果找到了，則替換原記錄上的外部指針，并存儲實際資料。
如果依然不滿足頁記憶體儲，則繼續尋找該記錄上更多的列來進行外部存儲。
5.開始進行索引分裂：
a.如果目前記錄的cursor在根page上，則分裂節點，提升btree高度，然後再插入記錄
*rec = btr_root_raise_and_insert(cursor, entry, n_ext, mgr);
1)首先為b-tree配置設定一個新page，并進行初始化前後page指針 level = btr_page_get_level(root, mtr); new_block = btr_page_alloc(index, 0, fsp_no_dir, level, mtr); new_page = buf_block_get_frame(new_block); new_page_zip = buf_block_get_page_zip(new_block); btr_page_create(new_block, new_page_zip, index, level, mgr); btr_page_set_next(new_page, new_page_zip, fil_null, mtr); btr_page_set_prev(new_page, new_page_zip, fil_null, mtr); 2)将root節點的記錄一個個拷貝到new_page中 /* copy the page byte for byte. */ page_zip_copy_recs(new_page_zip, new_page, root_page_zip, root, index, mgr); //拷貝記錄 /* update the lock table and possible hash index. */ lock_move_rec_list_end(new_block, root_block, //page間遷移記錄鎖 page_get_infimum_rec(root)); btr_search_move_or_delete_hash_entries(new_block, root_block, index); //更新ahi 例外還需要将root頁上supremum記錄上的鎖遷移到新block的supremum記錄上，這在做悲觀更新時會發生鎖托管到系統記錄上 lock_update_root_raise(new_block, root_block); 3).建構node ptr 讀取新page上的第一個使用者記錄，建立節點指針(節點鍵值+page no) rec = page_rec_get_next(page_get_infimum_rec(new_page)); new_page_no = buf_block_get_page_no(new_block); node_ptr = dict_index_build_node_ptr(index, rec, new_page_no, heap, level); 設定node_ptr的flag為rec_info_min_rec_flag，表面這是該層的最小記錄 dtuple_set_info_bits(node_ptr, dtuple_get_info_bits(node_ptr) | rec_info_min_rec_flag); 4)清空重置root節點，并将node ptr寫入root節點 btr_page_empty(root_block, root_page_zip, index, level + 1, mgr); //清空root page btr_page_set_next(root, root_page_zip, fil_null, mgr); //設定page的前後page為null btr_page_set_prev(root, root_page_zip, fil_null, mtr); page_cursor = btr_cur_get_page_cur(cursor); page_cur_set_before_first(root_block, page_cursor); node_ptr_rec = page_cur_tuple_insert(page_cursor, node_ptr, //将node ptr插入到root page中 index, 0, mtr); 5).重置記錄cursor page_cur_search(new_block, index, tuple, page_cur_le, page_cursor); 并對新page進行split btr_page_split_and_insert(cursor, tuple, n_ext, mtr) 也就是下面普通的page分裂流程
b.如果目前記錄cursor不在根節點page上，走一般的索引分裂邏輯
*rec = btr_page_split_and_insert(cursor, entry, n_ext, mtr);
該函數會先進行page分裂，然後插入記錄。
1)選擇作為分裂中間點的記錄； 先介紹涉及到的幾個宏 #define fsp_up ((byte)111) /*!< alphabetically upwards */ #define fsp_down ((byte)112) /*!< alphabetically downwards */ #define fsp_no_dir ((byte)113) /*!< no order */ 這幾個宏決定記錄插入新分裂頁的順序，是按照字母上升順序，還是下降順序。 分三種情況來決定分裂記錄和方向 <1>.已經做過一次split，但記錄依然無法插入成功，則繼續進行分裂 direction = fsp_up; hint_page_no = page_no + 1; split_rec = btr_page_get_split_rec(cursor, tuple, n_ext); //查找一個分裂記錄 if (univ_unlikely(split_rec == null)) { insert_left = btr_page_tuple_smaller( cursor, tuple, offsets, n_uniq, &heap); <2>.如果函數btr_page_get_split_rec_to_right傳回true，則: direction = fsp_up; int_page_no = page_no + 1; 函數btr_page_get_split_rec_to_righ流程如下： 首先判斷本次插入記錄是否在上次插入記錄的右邊，如果是的話，則認為這是順序的插入，然後執行如下： –>擷取目前插入記錄的下一個記錄，如果是supremum record,則split_rec=null， –>再次獲得下下條記錄，也就是說，會向後看兩條記錄，這兩條記錄有一條為supremum record，split_rec都會被設定為null, 否則設定split_rec為第二個記錄。 這樣做的目的是，如果從插入點開始有超過兩個使用者記錄，我們在該page上保留一個記錄，這樣随後的序列插入可以利用自适應哈希，因為他們可以簡單的通過檢視這個page上的記錄，來檢查正确的查找位置(翻譯自注釋，待證明)，split_rec為null表示從新插入的記錄開始分裂. –>傳回true 如果是随機插入的話，傳回false <3>如果函數btr_page_get_split_rec_to_left傳回true，則 direction = fsp_down; hint_page_no = page_no – 1; ut_ad(split_rec); 這種情況下split_rec不可為空 函數btr_page_get_split_rec_to_left流程如下 首先判斷，如果上次插入的記錄在目前插入記錄的右邊，則繼續下面的流程，否則傳回false –>如果插入的記錄不是目前page上的第一個記錄，也就是不在infimum記錄的下一個，設定split_rec為目前插入點 –>否則，設定split_rec為目前記錄插入點的下一個 <4>如果上述都不滿足 direction = fsp_up; hint_page_no = page_no + 1; 如果page上記錄不止1個，則從中間開始分裂 split_rec = page_get_middle_rec(page); 如果目前插入記錄比該page上記錄要小(btr_page_tuple_smaller),則 split_rec = page_rec_get_next( page_get_infimum_rec(page)); 否則,split_rec為null 也就是說，當這個page上隻有一個記錄時，我們不能從中間做分裂，而是需要決定新節點是插入到左邊還是右邊節點。 綜上，隻有當上次插入的記錄在目前插入點的右邊時，才會設定direction = fsp_up，其他情況都是fsp_down 2)為索引配置設定一個新page new_block = btr_page_alloc(cursor->index, hint_page_no, direction, btr_page_get_level(page, mtr), mtr); btr_page_create(new_block, new_page_zip, cursor->index, btr_page_get_level(page, mtr), mtr); 3)計算上半部分的page的第一個記錄，以及在原始page上的第一個記錄 <1> split_rec 不為空 first_rec = move_limit = split_rec; offsets = rec_get_offsets(split_rec, cursor->index, offsets, n_uniq, &heap); insert_left = cmp_dtuple_rec(tuple, split_rec, offsets) < 0; insert_left表示目前記錄是插入到split_rec的左邊還是右邊。 <2>insert_left為true //隻有在n_iterations>0時才會發生 first_rec = page_rec_get_next(page_get_infimum_rec(page)); move_limit = page_rec_get_next(btr_cur_get_rec(cursor)); <3>其他（split_rec為空） buf = mem_alloc(rec_get_converted_size(cursor->index, tuple, n_ext)); first_rec = rec_convert_dtuple_to_rec(buf, cursor->index, tuple, n_ext); first_rec為插入的記錄 move_limit為目前插入記錄的下一條 4)修改b樹結構 <1>将新page attach到btree上對應的層次上，并向上層節點插入node指針，更新目前層次的節點連結清單指針 btr_attach_half_pages(cursor->index, block, first_rec, new_block, direction, mtr); <2>判斷新記錄是否能夠滿足插入。 –>split_rec不為空： insert_will_fit = !new_page_zip && btr_page_insert_fits(cursor, split_rec, offsets, tuple, n_ext, heap); 對于壓縮表，new_page_zip不為空，也就是說insert_wil_fit總是為false。 –>split_rec為空，表示分裂記錄就是目前插入記錄 insert_will_fit = !new_page_zip && btr_page_insert_fits(cursor, null, null, tuple, n_ext, heap); 同樣的insert_will_fit對于壓縮表而言，總是為false。這意味着在索引分裂的過程中，會一直持有索引上的排他鎖 這也會導緻壓縮表的分裂開銷非常大。 <3>判斷是否釋放索引上的排他鎖 if (insert_will_fit && page_is_leaf(page)) { mtr_memo_release(mtr, dict_index_get_lock(cursor->index), mtr_memo_x_lock); } 5)開始做記錄遷移，根據direction的不同，走不同的分支，流程大同小異，這裡我們主要看一下fsp_up <1>看該函數的傳回值： page_move_rec_list_end(new_block, block, move_limit, cursor->index, mtr) 将block上從move_limit(包含該記錄)開始記錄拷貝到new_block中。 –>page_copy_rec_list_end(new_block, block, split_rec, index, mtr) 實際拷貝動作，在拷貝完成後，還會對新page做compress 如果傳回false，表示壓縮失敗，直接傳回false。不繼續下面的流程 –>從block上删除轉移的記錄。 page_delete_rec_list_end(split_rec, block, index, new_n_recs – old_n_recs, new_data_size – old_data_size, mtr); –>傳回true 如果轉移記錄到新block,但新block壓縮失敗的話，還需要繼續做處理： –>将原page中的記錄拷貝到新page中。 page_zip_copy_recs(new_page_zip, new_page, page_zip, page, cursor->index, mtr); –>從新page上删除從move_limit開始的記錄，不包括move_limit記錄以及系統記錄 page_delete_rec_list_start(move_limit – page + new_page, new_block, cursor->index, mtr); –>更新鎖表和ahi lock_move_rec_list_end(new_block, block, move_limit); btr_search_move_or_delete_hash_entries( new_block, block, cursor->index); –>從源表上删除從move_limit（包括move_limit）開始的記錄 page_delete_rec_list_end(move_limit, block, cursor->index, ulint_undefined, ulint_undefined, mtr); 最後更新記錄鎖 left_block = block; right_block = new_block; lock_update_split_right(right_block, left_block); 6)到了這一步，索引樹的分裂和修改已經結束了，這時候可以把記錄插入到其中，根據insert_left來選擇插入到哪個block中 7)如果插入失敗，則重新reorgnize page，n_iterations++;然後重頭開始繼續分裂。 8)對于二級索引，更新insert buffer.
6.更新adaptive hash index
btr_search_update_hash_on_insert(cursor);
7.更新記錄鎖資訊
lock_update_insert(btr_cur_get_block(cursor), *rec);
8.如果之前配置設定了extend,則更新space->n_reserved_extents計數
if (n_extents > 0) {
fil_space_release_free_extents(index->space, n_reserved);
![資料遷移方法資料遷移原則資料遷移之雙寫方案資料遷移之級聯同步方案[圖]](data:image/gif;base64,R0lGODlhAQABAIAAAP///wAAACwAAAAAAQABAAACAkQBADs=)