在併發寫入的時候，leveldb巧妙地利用乙個時間視窗做batch寫入，這部分**值得一讀：
status dbimpl::write(const writeoptions& options, writebatch* my_batch)if (w.done)
// b end
// may temporarily unlock and wait.
status status = makeroomforwrite(my_batch == null);
uint64_t last_sequence = versions_->lastsequence();
writer* last_writer = &w;
if (status.ok() && my_batch != null)
}if (status.ok())
mutex_.lock();
if (sync_error)
}if (updates == tmp_batch_) tmp_batch_->clear();
versions_->setlastsequence(last_sequence);
} while (true)
if (ready == last_writer) break;
} // notify new head of write queue
if (!writers_.empty())
return status;
}
假設同時有w1, w2, w3, w4, w5, w6 併發請求寫入。
b部分**讓競爭到mutex資源的w1獲取了鎖。w1將它要寫的資料新增到了writers_佇列裡去，此時佇列只有乙個w1, 從而其順利的進行buildbatchgroup。當執行到34行時mutex_互斥鎖釋放，之所以這兒可以釋放mutex_，是因為其它的寫操作都不滿足隊首條件，進而不會進入log和memtable寫入階段。這時(w2, w3, w4, w5, w6)會競爭鎖，由於b段**中不滿足隊首條件，均等待並釋放鎖了。從而佇列可能會如(w3, w5, w2, w4).
繼而w1進行log寫入和memtable寫入。 當w1完成log和memtable寫入後，進入46行**，則mutex_又鎖住，這時b段**中佇列因為獲取不到鎖則佇列不會修改。
隨後59行開始，w1被pop出來，由於ready==w, 並且ready==last_writer,所以直接到71行**，喚醒了此時處於隊首的w3.
w3喚醒時，發現自己是隊首，可以順利的進行進入buildbatchgroup，在該函式中，遍歷了目前所有的佇列元素，形成乙個update的batch，即將w3, w5, w2, w4合併為乙個batch. 並將last_writer置為此時處於隊尾的最後乙個元素w4，34行**執行後，因為釋放了鎖資源，佇列可能隨著dbimpl::write的呼叫而更改，如佇列狀況可能為(w3, w5, w2, w4, w6, w9, w8).
35-45行的**將w3, w5, w2, w4整個的batch寫入log和memtable. 到65行，分別對w5, w2, w4進行了一次cond signal.當判斷到完w4 == lastwriter時，則退出迴圈。72行則對隊首的w6喚醒，從而按上述步驟依次進行下去。
這樣就形成了多個併發write 合併為乙個batch寫入log和memtable的機制。
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