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一、double write
第一个二次是mysql一个崩溃恢复很重要的特性-重复写入。
doublewrite缓冲区是位于系统表空间中的存储区域，在该区域中，InnoDB会在将页面写入数据文件中的适当位置之前，从InnoDB缓冲池中刷新这些页面。仅在刷新页面并将其写入doublewrite缓冲区后，InnoDB才会将页面写入其适当位置。如果在页面写入过程中发生操作系统，存储子系统或mysqld进程崩溃，InnoDB稍后可以在崩溃恢复期间从doublewrite缓冲区中找到该页面的良好副本。
部分页面写
InnoDB的页面大小通常是16KB，其数据校验也是针对这16KB来计算的，将数据写入到磁盘并以页面为单位进行操作的。而计算机硬件和操作系统，在极端情况下（有时断电） ）通常并不能保证这一步的原子性，16K的数据，写入4K时，发生了系统断电/ os崩溃，只有一部分写是成功的，这种情况下就是局部页面写问题。
很多DBA会想到系统恢复后，MySQL可以根据redolog进行恢复，而mysql在恢复的过程中是检查页面的校验和，checksum就是pgae的最后事务号，发生部分页面写问题，页面已经损坏，找不到该页面中的事务号，就无法恢复。
double write原理
Double write是InnoDB在表空间上的128个页（2个区）是2MB；
为了解决部分页写问题，当mysql将脏数据刷新到数据文件的时候，先使用内存复制将脏数据复制到内存中的double write buffer，之后通过double write buffer再分2次，每次写入1MB到共享表空间，然后立即调用fsync函数，同步到磁盘上，避免缓冲带来的问题，在这个过程中，doublewrite是顺序写，不会大小写大，在完成doublewrite写入后，在将double write buffer写入各个表空间文件，这时是离散写入。
如果发生了极端情况（断电），InnoDB再次启动后，发现了一个页面数据已经损坏，那么此时就可以从doublewrite buffer中进行数据恢复了。
double对性能的影响
在共享表空间上的双重写缓冲区实际上也是一个文件，写DWB会导致系统有更多的fsync操作，而硬盘的fsync性能，所以它会降低mysql的整体性能。但是并不会降低到原来的50％。这主要是因为：
1）double write是一个连接的存储空间，所以硬盘在写数据的时候是顺序写，而不是随机写，这样性能更高。
2）将数据从双写缓冲区写入到真正的segment中的时候，系统会自动合并连接空间刷新的方式，每次可以刷新多个页面；
如果页面大小是16k，那么就有128个页面（1M）需要写，但是128个页面写入到共享表空间是1次IO完成，则doublewrite写入是1 + 128次。其中128次是写数据文件表空间。
doublewrite写入是顺序的，性能开销转化为量，通常5％-25％的性能影响。
double在恢复的时候是如何工作的？
如果部分页面写入doublewrite缓冲区本身，则原始页面仍将保留在磁盘上的实际位置。
如果是写双写缓冲区本身失败，那么这些数据不会被写入磁盘，InnoDB此时会从磁盘加载原始数据，然后通过InnoDB的事务日志来计算出正确的数据，重新写入到双写缓冲区。
当InnoDB恢复时，它将使用原始页面而不是doublewrite缓冲区中的损坏副本。但是，如果双写缓冲区成功并且对页面实际位置的写入失败，则InnoDB将在恢复期间使用双写缓冲区中的副本。
如果doublewrite buffer写成功的话，但是写磁盘失败，InnoDB就不用通过事务日志来计算了，或者直接用buffer的数据再写一遍。
InnoDB知道页面何时损坏，因为每个页面的末尾都有一个校验和。校验和是最后要写入的内容，因此，如果页面的内容与校验和不匹配，则页面已损坏。因此，恢复后，InnoDB只会读取doublewrite缓冲区中的每个页面并验证校验和。如果页面的校验和不正确，它将从其原始位置读取页面。
在恢复的时候，InnoDB直接比较页面的校验和，如果不对的话，就从硬盘加载原始数据，再由事务日志开始推演正确的数据。所以InnoDB的恢复通常需要花费时间。
重复写相关参数
InnoDB_doublewrite = 1表示启动双写，显示状态为’InnoDB_dblwr％‘可以查询双写的使用情况；
＃是否开启double write
mysql>显示类似’％double％write％'的变量；
#Double write的使用情况
mysql>显示状态，例如“％InnoDB_dblwr％”；
InnoDB_dblwr_pages_write＃从bp刷新到DBWB的个数
InnoDB_dblwr_writes＃写文件的次数
每次写操作合并page的个数= InnoDB_dblwr_pages_write / InnoDB_dblwr_writes
图片源自wang’l
是否一定需要重复写
在某些情况下，确实没有必要使用doublewrite缓冲区-例如，您可能想在从属服务器上禁用它。另外，某些文件系统（例如ZFS）本身也会执行相同的操作，因此InnoDB这样做是多余的。您可以通过将InnoDB_doublewrite设置为0来禁用双写缓冲区。
1，Fursion-io原子写，如果每次写16k就是16k，每次写都是16k不会出现部分写partial write写4k的情况。
2，特定的文件系统（b-tree文件系统），支持原子写。
为了解决部分页写问题，当mysql将脏数据刷新到数据文件的时候，先使用内存复制将脏数据复制到内存中的doublewritebuffer，之后通过doublewritebuffer再分2次，每次写入1MB到共享…
二、两阶段提交
第二个两次就是两阶段提交
InnoDB引擎更新一条指定数据的过程如下：
可以看到，InnoDB在写redo log时，并不是一次性写完的，而有两个阶段，Prepare与Commit阶段，这就是"两阶段提交"的含义。
为什么要写redo log，不写redo log的话，根本就不会出现“两阶段提交”的麻烦事啊？
先说结论：在于崩溃恢复。
MySQL为了提升性能，引入了BufferPool缓冲池。查询数据时，先从BufferPool中查询，查询不到则从磁盘加载在BufferPool。
每次对数据的更新，也不总是实时刷新到磁盘，而是先同步到BufferPool中，涉及到的数据页就会变成脏页。同时会启动后台线程，异步地将脏页刷新到磁盘中，来完成BufferPool与磁盘的数据同步。如果在某个时间，MySQL突然崩溃，则内存中的BufferPool就会丢失，剩余未同步的数据就会直接消失。
虽然在更新BufferPool后，也写入了binlog中，但binlog并不具备crash-safe的能力。因为崩溃可能发生在写binlog后，刷脏前。在主从同步的情况下，从节点会拿到多出来的一条binlog。所以server层的binlog是不支持崩溃恢复的，只是支持误删数据恢复。InnoDB考虑到这一点，自己实现了redo log。
为什么写两次redo
为什么要写两次redo log，写一次不行吗？
redo log与binlog都写一次的话，也就是存在以下两种情况：
先写binlog，再写redo log：当前事务提交后，写入binlog成功，之后主节点崩溃。在主节点重启后，由于没有写入redo log，因此不会恢复该条数据。而从节点依据binlog在本地回放后，会相对于主节点多出来一条数据，从而产生主从不一致。
先写redo log，再写binlog：当前事务提交后，写入redo log成功，之后主节点崩溃。在主节点重启后，主节点利用redo log进行恢复，就会相对于从节点多出来一条数据，造成主从数据不一致。
因此，只写一次redo log与binlog，无法保证主节点崩溃恢复与从节点本地回放数据的一致性。
如何实现奔溃恢复
在两阶段提交的情况下，是怎么实现崩溃恢复的呢？
首先比较重要的一点是，在写入redo log时，会顺便记录XID，即当前事务id。在写入binlog时，也会写入XID。因此存在以下三种情况：
如果在写入redo log之前崩溃，那么此时redo log与binlog中都没有，是一致的情况，崩溃也无所谓。
如果在写入redo log prepare阶段后立马崩溃，之后会在崩恢复时，由于redo log没有被标记为commit。于是拿着redo log中的XID去bin log中查找，此时肯定是找不到的，那么执行回滚操作。
如果在写入bin log后立马崩溃，在恢复时，由redo log中的XID可以找到对应的bin log，这个时候直接提交即可。
总的来说，在崩溃恢复后，只要redo log不是处于commit阶段，那么就拿着redo log中的XID去binlog中寻找，找得到就提交，否则就回滚。在这样的机制下，两阶段提交能在崩溃恢复时，能够对提交中断的事务进行补偿，来确保redo log与binlog的数据一致性。
