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在數(shù)據(jù)庫(kù)中，數(shù)據(jù)是被分成一塊一塊的。
在操作系統(tǒng)中，數(shù)據(jù)也是被分成一塊一塊的。
一般情況下，數(shù)據(jù)庫(kù)的塊要比操作系統(tǒng)的快大，且數(shù)據(jù)庫(kù)塊的大小是操作系統(tǒng)塊的大小的整數(shù)倍。
所以，數(shù)據(jù)庫(kù)的塊沒(méi)法保證原子地持久化。

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Double write 要解決的是 inplace update 的 partial write 的問(wèn)題。什么叫 partial write？數(shù)據(jù)庫(kù) flush 臟頁(yè)的時(shí)候，系統(tǒng)可能宕機(jī)，這個(gè)時(shí)候，數(shù)據(jù)庫(kù)的一個(gè)臟頁(yè)可能只刷了一部分。
而 InnoDB 的 redo log 沒(méi)有記錄整個(gè) page 的內(nèi)容。因?yàn)槿绻看涡薷亩加涗浾麄€(gè) page，那日志就太大了。
也就是說(shuō)， old_page + redo_log => new_page。如果 old_page 的內(nèi)容被寫壞了，數(shù)據(jù)就沒(méi)法恢復(fù)了。
Double write 的做法就是先將 old_page + redo_log 得到的 new_page 先持久化到磁盤上的“另一個(gè)地方”。然后再進(jìn)行 inplace update，如果中途發(fā)生宕機(jī)，可以從“另一個(gè)地方”恢復(fù)這個(gè) page 的數(shù)據(jù)。

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Double write 的問(wèn)題是 inplace update 特有的——本質(zhì)原因是 fs 沒(méi)法保證數(shù)據(jù)庫(kù)塊的原子刷盤。
另外，像 LSM-Tree 這種 append-only 的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)就沒(méi)有這個(gè)問(wèn)題——因?yàn)槭?append-only 的，數(shù)據(jù)刷盤不會(huì)影響到原來(lái)的數(shù)據(jù)。