Update
2018/6/19
官方发表了一篇博客介绍内核实现：
MySQL 8.0: New Lock free, scalable WAL design
背景
当前几乎所有的关系数据库都采用日志先行的方式，也就是所谓WRITE-AFTER-LOG(WAL)，这是因为日志通常是顺序写的，并且写入量相比修改的数据通常要小很多。通过redo log来确保提交的事务必然具有持久性。（目前也有另外一种理论叫做Write Ahead Log, 由CMU的教授提出，主要适用于Nvme，这里在CMU的peloton项目里有个介绍）
然而日志由于要保证顺序性，需要锁来保护所有日志拷贝到buffer都是有序的，引入了一个严重的锁竞争点，特别是在多核场景下，这里的竞争会非常明显，无法发挥出多核心的优势。
为了解决这个问题，MySQL8.0对日志系统进行了重新设计，将整个模块变成了lock-free的模式（小道消息，目前官方也在对事务模块和锁模块改造成lock-free模式，相信到时候InnoDB的扩展性必然会提升一大截， 未来可期!）
具体的，我们可以对应到几个模块：
- 拷贝到buffer: 每个mini transaction将自己的本地日志拷贝到全局Buffer中
- 写磁盘：包括写磁盘和调用fsync进行持久化
- 事务提交：当事务undo被标记为prepare(如果binlog打开) 或者commit时，需要确保日志被刷到磁盘，以确保事务的持久性
- Checkpoint: 定期对日志做checkpoint，减少崩溃恢复时日志的应用量
以下是对上述几个模块的简要介绍
实现
写log buffer
在5.7版本中，Innodb的log buffer实际上是分成了两个区域，轮换着来写，从而实现在写一个buffer 时，另外一个buffer依然可以继续往里面拷贝日志。但到了8.0版本，所有日志相关的mutex都已经移除了，划分缓冲区域也就没有必要了，而是将log buffer当做一个环来使用。
首先，持有一个s lock, 并通过原子操作获取当前mtr的start_lsn，和sn号(lsn减去log block头和尾的大小，表示有效日志量)，这样相当于在顺序增加的lsn序列中保留了自己的一段范围（获得mtr_t::start_lsn 和mtr_t::end_lsn)， 通过start_lsn取模log buffer size，得到其在log buffer中的位置，然后逐个block进行拷贝（log_buffer_write）, 每写一个mtr log block，就将其start_lsn和end_lsn加入到log.recent_written中，维持了一个link结构, 一个mtr 可能会更新多次link_buf
(InnoDB里增加了一个叫link_buf的类，其具体的作用就是将不连续的变量维护成一个链表，举个简单的例子：