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在数据库中，数据是被分成一块一块的。
在操作系统中，数据也是被分成一块一块的。
一般情况下，数据库的块要比操作系统的快大，且数据库块的大小是操作系统块的大小的整数倍。
所以，数据库的块没法保证原子地持久化。

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Double write 要解决的是 inplace update 的 partial write 的问题。什么叫 partial write？数据库 flush 脏页的时候，系统可能宕机，这个时候，数据库的一个脏页可能只刷了一部分。
而 InnoDB 的 redo log 没有记录整个 page 的内容。因为如果每次修改都记录整个 page，那日志就太大了。
也就是说， old_page + redo_log => new_page。如果 old_page 的内容被写坏了，数据就没法恢复了。
Double write 的做法就是先将 old_page + redo_log 得到的 new_page 先持久化到磁盘上的“另一个地方”。然后再进行 inplace update，如果中途发生宕机，可以从“另一个地方”恢复这个 page 的数据。

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Double write 的问题是 inplace update 特有的——本质原因是 fs 没法保证数据库块的原子刷盘。
另外，像 LSM-Tree 这种 append-only 的数据结构就没有这个问题——因为是 append-only 的，数据刷盘不会影响到原来的数据。