InnoDB Linux 原生 AIO 完成路径在持有数组互斥锁的状态下做页解密/解压，导致所有 I/O 线程串行化

问题描述

TXSQL 基于 MySQL 8.0.30。InnoDB Linux 原生 AIO 的完成处理路径中，
LinuxAIOHandler::find_completed_slot()（storage/innobase/os/os0file.cc，约 L2265）
在持有 AIO 数组互斥锁（m_array->m_mutex）的状态下返回已完成的槽位（原注释
"Note: We don't release the mutex."），随后整条完成处理链——
check_state() → AIOHandler::post_io_processing() → io_complete() →
对加密/压缩表空间调用 Encryption 的整页解密/解压——都在该锁内执行。

这把锁同时被所有 I/O 提交方使用（AIO::reserve_slot() 申请槽位也要拿它），
因此：同一时刻全库只有一个线程能处理完成请求，所有 IO handler 线程、以及
前台提交读/写请求的线程，全部在这把锁后面排队。整个数据库的 I/O 完成吞吐
被钉死在“1 ÷ 单页处理时间”，与 handler 线程数无关。

为什么上游从未暴露

AES-NI 硬件加速下解密一个 16KB 页约 16 微秒，锁内处理时间极短，影响不可见。
但对 TDE 使用较慢的软件密码实现（约 40+ 微秒/页）时，后果是全局性的：
读完成串行化把聚合读吞吐压到约 40 MB/s 量级，且页清洗（写盘提交）也会在
读完成的解密后面排队。

实测数据（同一份代码系，冷全表扫描负载：16 表 × 50 万行，buffer pool 128M，内存盘）

单线程下 TDE 慢算法同样有 ~10 倍提升（前台提交请求也要抢这把锁，修复前
后台在锁内解密多久、前台就等多久）。

修复思路

采用“认领协议”把处理移出锁外：

1. find_completed_slot() 扫描到完成槽位时，在锁内将
   slot->io_already_done 置为 false 完成认领，然后放锁再返回；
2. 内核事件已由 collect() 收割，槽位不会被再次标记，其他 handler 线程
   扫描到 false 会跳过——处理依然严格“恰好一次”；
3. 调用方此后独占该槽位，完成处理（含页解密）在无锁状态执行；
4. poll() 仅在短读重提交（resubmit() 前后）和归还槽位
   （AIO::release(slot) 前）重新拿锁。

这与仓库既有模式一致：写路径的页压缩与加密本来就在数组锁外执行
（AIO::reserve_slot() 显式放锁后加密），模拟 AIO 引擎的完成处理也不用这把锁，
本次修改只是让 Linux 原生 AIO 的读完成路径对齐同样的模式。

正确性验证（已在同源 8.0 代码上完成）

• 新旧二进制读同一张加密表，全表 CRC32 校验值完全一致；
• MTR encryption 套件在 debug 构建上全部通过（15/15）；
• 不加密场景吞吐分毫未变（1.00x），证明提升仅来自锁释放；
• 已完成 TXSQL 8.0.30 分支的移植与 make innobase 编译验证。

稍后提交 PR，本 issue 作为关联说明。

storage/innobase/os/os0file.cc の LinuxAIOHandler::find_completed_slot() から開始し、check_state()、AIOHandler::post_io_processing()、io_complete() の順に追ってください。既存の AIO スロットロックのパターンを確認し、その後 debug MTR encryption suite を実行して make innobase を実行してください。完了処理が array mutex の下でページの復号または解凍をシリアライズせず、exactly-once 処理を維持できれば完了です。