前面说了lsn值就是log sequence number代表记录redo日志存了多少字节，默认值是8000多，算偏移量直接减一下就好，还有flush_to_disk的lsn值，这个值之前的数据代表都已经持久化，这个持久化代表redo日志持久化，但是对应的buffer pool数据还不能覆盖，这时候又checkpoint lsn值，这个值之前的数据都代表已经持久化完毕，是可以覆盖的。因为redo日志存储有限，存满之后，又会从个文件循环存储。可以用show engine innoDB status查看。

innoDB_flush_log_at_trx_commit的用法

我们前面说过为了保证持久性，每次事务提交都会吧redo日志从buffer pool刷新到磁盘，但这样很明显会降低性能，我们可以选择修改innoDB_flush_log_at_trx_commit来自己设计：

0：当设置为0的时候，表示事务提交时候不会吧redo日志刷新到磁盘，只会在后台自己刷，这样就可能会导致，事务提交后，服务器挂了，后台线程没有及时刷新到磁盘，则就数据丢失。

1：当设置为1的时候，表示事务提交的时候需要刷新到磁盘，这也是系统默认的。

2：当设置为2的时候，表示事务提交需要将redo日志刷新到buffer pool缓冲区，这时候数据库挂了，操作系统没挂的话，事务持久性可以保证，但如果操作系统页挂了，则不能保证。

崩溃恢复

我们先要确定恢复的起点，我们前面说过checkpoint_lsn前面的数据都是刷新到磁盘的，所以之前的数据就没必要恢复了，所以起点就是从checkpont_lsn值开始。

当redo日志文件组个文件管理信息有两个block存了checkpoint_lsn信息，我们当然要选取近发生的依次checkpoint信息。衡量checkpoint发生早晚主要通过checkpont_no，我们只要吧checkpoint1和checkpoint2 的checkpoint_no拿出来比较，谁的更大，说明是近checkpoint。这样我们就能拿到对应的checkpoint_lsn和checkpoint_offset。

确定恢复的终点

前面我们说了block是循环使用的，log block header里有一个参数，log_block_hdr_data_len，当存满的时候，显示512字节，当有一个block不是512，就代表当前 block是恢复的终点。

怎么恢复

理论上我们只要在checkpoint_lsn值后面，按照日志记载的挨个进行恢复就行，但innoDB有更好的恢复办法。

使用哈希表：

根据redo日志的space id和page number计算出散列值，吧space id和page number相同的redo日志放入hash槽，如果有多个相同的，则把他们之间使用链表连接起来，按照先后顺序。

这样的好处是，一次性可以将一个页面恢复好，避免对同一个页面多次I/O，需要注意的时候，是严格按照时间顺序的，比如如果记录的是先删除，再增加，则就按这个时间顺序，不能先增加后删除。

跳过已经刷新到磁盘的页面

Checkpoint之前的值已经刷新到磁盘，但是checkpoint之后的值呢，因为后台线程在不断刷新flush链表和lru链表到磁盘。如果被刷新了，则没必要恢复。

那么怎么判断是否已经刷新过呢？我们前面说过每个页面都有一个file header，这里面有个file_page_lsn的属性，该属性记录了后一次修改lsn的值(就是页面控制块newest_modification)。如果在checkpoint之后，又有数据被刷新到磁盘，那么file_page_lsn的值肯定大于checkpoint_lsn的值，那么满足这个条件的，都不需要恢复，又提升了速度。

Log_block_hdr_no

Log_block_hdr_no个比特位比较特殊，称为flush bit如果是1，代表本block是个被刷入到磁盘的block。

该值也在log_block_header中，代表的标号，初次使用block分配的，计算该值的公式：

((lsn/512) & 0x 3FFFFFFFUL) + 1

后面的0x3FFFFFFFUL就是表示二进制。