Golang最大的特色可以說是協程(goroutine)了, 協程讓本來很復雜的異步編程變得簡單, 讓程序員不再需要面對回調地獄,
雖然現在引入了協程的語言越來越多, 但go中的協程仍然是實現的是最徹底的.
這篇文章將通過分析golang的源代碼來講解協程的實現原理.
這個系列分析的golang源代碼是Google官方的實現的1.9.2版本, 不適用於其他版本和gccgo等其他實現,
運行環境是Ubuntu 16.04 LTS 64bit.
核心概念
要理解協程的實現, 首先需要了解go中的三個非常重要的概念, 它們分別是G, M和P,
沒有看過golang源代碼的可能會對它們感到陌生, 這三項是協程最主要的組成部分, 它們在golang的源代碼中無處不在.
G (goroutine)
G是goroutine的頭文字, goroutine可以解釋為受管理的輕量線程, goroutine使用go關鍵詞創建.
舉例來說, func main() { go other() }, 這段代碼創建了兩個goroutine,
一個是main, 另一個是other, 注意main本身也是一個goroutine.
goroutine的新建, 休眠, 恢復, 停止都受到go運行時的管理.
goroutine執行異步操作時會進入休眠狀態, 待操作完成后再恢復, 無需占用系統線程,
goroutine新建或恢復時會添加到運行隊列, 等待M取出並運行.
M (machine)
M是machine的頭文字, 在當前版本的golang中等同於系統線程.
M可以運行兩種代碼:
- go代碼, 即goroutine, M運行go代碼需要一個P
- 原生代碼, 例如阻塞的syscall, M運行原生代碼不需要P
M會從運行隊列中取出G, 然后運行G, 如果G運行完畢或者進入休眠狀態, 則從運行隊列中取出下一個G運行, 周而復始.
有時候G需要調用一些無法避免阻塞的原生代碼, 這時M會釋放持有的P並進入阻塞狀態, 其他M會取得這個P並繼續運行隊列中的G.
go需要保證有足夠的M可以運行G, 不讓CPU閑着, 也需要保證M的數量不能過多.
P (process)
P是process的頭文字, 代表M運行G所需要的資源.
一些講解協程的文章把P理解為cpu核心, 其實這是錯誤的.
雖然P的數量默認等於cpu核心數, 但可以通過環境變量GOMAXPROC修改, 在實際運行時P跟cpu核心並無任何關聯.
P也可以理解為控制go代碼的並行度的機制,
如果P的數量等於1, 代表當前最多只能有一個線程(M)執行go代碼,
如果P的數量等於2, 代表當前最多只能有兩個線程(M)執行go代碼.
執行原生代碼的線程數量不受P控制.
因為同一時間只有一個線程(M)可以擁有P, P中的數據都是鎖自由(lock free)的, 讀寫這些數據的效率會非常的高.
數據結構
在講解協程的工作流程之前, 還需要理解一些內部的數據結構.
G的狀態
- 空閑中(_Gidle): 表示G剛剛新建, 仍未初始化
- 待運行(_Grunnable): 表示G在運行隊列中, 等待M取出並運行
- 運行中(_Grunning): 表示M正在運行這個G, 這時候M會擁有一個P
- 系統調用中(_Gsyscall): 表示M正在運行這個G發起的系統調用, 這時候M並不擁有P
- 等待中(_Gwaiting): 表示G在等待某些條件完成, 這時候G不在運行也不在運行隊列中(可能在channel的等待隊列中)
- 已中止(_Gdead): 表示G未被使用, 可能已執行完畢(並在freelist中等待下次復用)
- 棧復制中(_Gcopystack): 表示G正在獲取一個新的棧空間並把原來的內容復制過去(用於防止GC掃描)
M的狀態
M並沒有像G和P一樣的狀態標記, 但可以認為一個M有以下的狀態:
- 自旋中(spinning): M正在從運行隊列獲取G, 這時候M會擁有一個P
- 執行go代碼中: M正在執行go代碼, 這時候M會擁有一個P
- 執行原生代碼中: M正在執行原生代碼或者阻塞的syscall, 這時M並不擁有P
- 休眠中: M發現無待運行的G時會進入休眠, 並添加到空閑M鏈表中, 這時M並不擁有P
自旋中(spinning)這個狀態非常重要, 是否需要喚醒或者創建新的M取決於當前自旋中的M的數量.
P的狀態
- 空閑中(_Pidle): 當M發現無待運行的G時會進入休眠, 這時M擁有的P會變為空閑並加到空閑P鏈表中
- 運行中(_Prunning): 當M擁有了一個P后, 這個P的狀態就會變為運行中, M運行G會使用這個P中的資源
- 系統調用中(_Psyscall): 當go調用原生代碼, 原生代碼又反過來調用go代碼時, 使用的P會變為此狀態
- GC停止中(_Pgcstop): 當gc停止了整個世界(STW)時, P會變為此狀態
- 已中止(_Pdead): 當P的數量在運行時改變, 且數量減少時多余的P會變為此狀態
本地運行隊列
在go中有多個運行隊列可以保存待運行(_Grunnable)的G, 它們分別是各個P中的本地運行隊列和全局運行隊列.
入隊待運行的G時會優先加到當前P的本地運行隊列, M獲取待運行的G時也會優先從擁有的P的本地運行隊列獲取,
本地運行隊列入隊和出隊不需要使用線程鎖.
本地運行隊列有數量限制, 當數量達到256個時會入隊到全局運行隊列.
本地運行隊列的數據結構是環形隊列, 由一個256長度的數組和兩個序號(head, tail)組成.
當M從P的本地運行隊列獲取G時, 如果發現本地隊列為空會嘗試從其他P盜取一半的G過來,
這個機制叫做Work Stealing, 詳見后面的代碼分析.
全局運行隊列
全局運行隊列保存在全局變量sched中, 全局運行隊列入隊和出隊需要使用線程鎖.
全局運行隊列的數據結構是鏈表, 由兩個指針(head, tail)組成.
空閑M鏈表
當M發現無待運行的G時會進入休眠, 並添加到空閑M鏈表中, 空閑M鏈表保存在全局變量sched.
進入休眠的M會等待一個信號量(m.park), 喚醒休眠的M會使用這個信號量.
go需要保證有足夠的M可以運行G, 是通過這樣的機制實現的:
- 入隊待運行的G后, 如果當前無自旋的M但是有空閑的P, 就喚醒或者新建一個M
- 當M離開自旋狀態並准備運行出隊的G時, 如果當前無自旋的M但是有空閑的P, 就喚醒或者新建一個M
- 當M離開自旋狀態並准備休眠時, 會在離開自旋狀態后再次檢查所有運行隊列, 如果有待運行的G則重新進入自旋狀態
因為"入隊待運行的G"和"M離開自旋狀態"會同時進行, go會使用這樣的檢查順序:
入隊待運行的G => 內存屏障 => 檢查當前自旋的M數量 => 喚醒或者新建一個M
減少當前自旋的M數量 => 內存屏障 => 檢查所有運行隊列是否有待運行的G => 休眠
這樣可以保證不會出現待運行的G入隊了, 也有空閑的資源P, 但無M去執行的情況.
空閑P鏈表
當P的本地運行隊列中的所有G都運行完畢, 又不能從其他地方拿到G時,
擁有P的M會釋放P並進入休眠狀態, 釋放的P會變為空閑狀態並加到空閑P鏈表中, 空閑P鏈表保存在全局變量sched
下次待運行的G入隊時如果發現有空閑的P, 但是又沒有自旋中的M時會喚醒或者新建一個M, M會擁有這個P, P會重新變為運行中的狀態.
工作流程(概覽)
下圖是協程可能出現的工作狀態, 圖中有4個P, 其中M1~M3正在運行G並且運行后會從擁有的P的運行隊列繼續獲取G:
只看這張圖可能有點難以想象實際的工作流程, 這里我根據實際的代碼再講解一遍:
package main
import (
"fmt"
"time"
)
func printNumber(from, to int, c chan int) {
for x := from; x <= to; x++ {
fmt.Printf("%d\n", x)
time.Sleep(1 * time.Millisecond)
}
c <- 0
}
func main() {
c := make(chan int, 3)
go printNumber(1, 3, c)
go printNumber(4, 6, c)
_ = <- c
_ = <- c
}
程序啟動時會先創建一個G, 指向的是main(實際是runtime.main而不是main.main, 后面解釋):
圖中的虛線指的是G待運行或者開始運行的地址, 不是當前運行的地址.
M會取得這個G並運行:
這時main會創建一個新的channel, 並啟動兩個新的G:
接下來G: main會從channel獲取數據, 因為獲取不到, G會保存狀態並變為等待中(_Gwaiting)並添加到channel的隊列:
因為G: main保存了運行狀態, 下次運行時將會從_ = <- c繼續運行.
接下來M會從運行隊列獲取到G: printNumber並運行:
printNumber會打印數字, 完成后向channel寫數據,
寫數據時發現channel中有正在等待的G, 會把數據交給這個G, 把G變為待運行(_Grunnable)並重新放入運行隊列:
接下來M會運行下一個G: printNumber, 因為創建channel時指定了大小為3的緩沖區, 可以直接把數據寫入緩沖區而無需等待:
然后printNumber運行完畢, 運行隊列中就只剩下G: main了:
最后M把G: main取出來運行, 會從上次中斷的位置_ <- c繼續運行:
第一個_ <- c的結果已經在前面設置過了, 這條語句會執行成功.
第二個_ <- c在獲取時會發現channel中有已緩沖的0, 於是結果就是這個0, 不需要等待.
最后main執行完畢, 程序結束.
有人可能會好奇如果最后再加一個_ <- c會變成什么結果, 這時因為所有G都進入等待狀態, go會檢測出來並報告死鎖:
fatal error: all goroutines are asleep - deadlock!
開始代碼分析
關於概念的講解到此結束, 從這里開始會分析go中的實現代碼, 我們需要先了解一些基礎的內容.
匯編代碼
從以下的go代碼:
package main
import (
"fmt"
"time"
)
func printNumber(from, to int, c chan int) {
for x := from; x <= to; x++ {
fmt.Printf("%d\n", x)
time.Sleep(1 * time.Millisecond)
}
c <- 0
}
func main() {
c := make(chan int, 3)
go printNumber(1, 3, c)
go printNumber(4, 6, c)
_, _ = <- c, <- c
}
可以生成以下的匯編代碼(平台是linux x64, 使用的是默認選項, 即啟用優化和內聯):
(lldb) di -n main.main
hello`main.main:
hello[0x401190] <+0>: movq %fs:-0x8, %rcx
hello[0x401199] <+9>: cmpq 0x10(%rcx), %rsp
hello[0x40119d] <+13>: jbe 0x401291 ; <+257> at hello.go:16
hello[0x4011a3] <+19>: subq $0x40, %rsp
hello[0x4011a7] <+23>: leaq 0xb3632(%rip), %rbx ; runtime.rodata + 38880
hello[0x4011ae] <+30>: movq %rbx, (%rsp)
hello[0x4011b2] <+34>: movq $0x3, 0x8(%rsp)
hello[0x4011bb] <+43>: callq 0x4035a0 ; runtime.makechan at chan.go:49
hello[0x4011c0] <+48>: movq 0x10(%rsp), %rax
hello[0x4011c5] <+53>: movq $0x1, 0x10(%rsp)
hello[0x4011ce] <+62>: movq $0x3, 0x18(%rsp)
hello[0x4011d7] <+71>: movq %rax, 0x38(%rsp)
hello[0x4011dc] <+76>: movq %rax, 0x20(%rsp)
hello[0x4011e1] <+81>: movl $0x18, (%rsp)
hello[0x4011e8] <+88>: leaq 0x129c29(%rip), %rax ; main.printNumber.f
hello[0x4011ef] <+95>: movq %rax, 0x8(%rsp)
hello[0x4011f4] <+100>: callq 0x430cd0 ; runtime.newproc at proc.go:2657
hello[0x4011f9] <+105>: movq $0x4, 0x10(%rsp)
hello[0x401202] <+114>: movq $0x6, 0x18(%rsp)
hello[0x40120b] <+123>: movq 0x38(%rsp), %rbx
hello[0x401210] <+128>: movq %rbx, 0x20(%rsp)
hello[0x401215] <+133>: movl $0x18, (%rsp)
hello[0x40121c] <+140>: leaq 0x129bf5(%rip), %rax ; main.printNumber.f
hello[0x401223] <+147>: movq %rax, 0x8(%rsp)
hello[0x401228] <+152>: callq 0x430cd0 ; runtime.newproc at proc.go:2657
hello[0x40122d] <+157>: movq $0x0, 0x30(%rsp)
hello[0x401236] <+166>: leaq 0xb35a3(%rip), %rbx ; runtime.rodata + 38880
hello[0x40123d] <+173>: movq %rbx, (%rsp)
hello[0x401241] <+177>: movq 0x38(%rsp), %rbx
hello[0x401246] <+182>: movq %rbx, 0x8(%rsp)
hello[0x40124b] <+187>: leaq 0x30(%rsp), %rbx
hello[0x401250] <+192>: movq %rbx, 0x10(%rsp)
hello[0x401255] <+197>: callq 0x4043c0 ; runtime.chanrecv1 at chan.go:354
hello[0x40125a] <+202>: movq $0x0, 0x28(%rsp)
hello[0x401263] <+211>: leaq 0xb3576(%rip), %rbx ; runtime.rodata + 38880
hello[0x40126a] <+218>: movq %rbx, (%rsp)
hello[0x40126e] <+222>: movq 0x38(%rsp), %rbx
hello[0x401273] <+227>: movq %rbx, 0x8(%rsp)
hello[0x401278] <+232>: leaq 0x28(%rsp), %rbx
hello[0x40127d] <+237>: movq %rbx, 0x10(%rsp)
hello[0x401282] <+242>: callq 0x4043c0 ; runtime.chanrecv1 at chan.go:354
hello[0x401287] <+247>: movq 0x28(%rsp), %rbx
hello[0x40128c] <+252>: addq $0x40, %rsp
hello[0x401290] <+256>: retq
hello[0x401291] <+257>: callq 0x4538d0 ; runtime.morestack_noctxt at asm_amd64.s:365
hello[0x401296] <+262>: jmp 0x401190 ; <+0> at hello.go:16
hello[0x40129b] <+267>: int3
hello[0x40129c] <+268>: int3
hello[0x40129d] <+269>: int3
hello[0x40129e] <+270>: int3
hello[0x40129f] <+271>: int3
(lldb) di -n main.printNumber
hello`main.printNumber:
hello[0x401000] <+0>: movq %fs:-0x8, %rcx
hello[0x401009] <+9>: leaq -0x8(%rsp), %rax
hello[0x40100e] <+14>: cmpq 0x10(%rcx), %rax
hello[0x401012] <+18>: jbe 0x401185 ; <+389> at hello.go:8
hello[0x401018] <+24>: subq $0x88, %rsp
hello[0x40101f] <+31>: xorps %xmm0, %xmm0
hello[0x401022] <+34>: movups %xmm0, 0x60(%rsp)
hello[0x401027] <+39>: movq 0x90(%rsp), %rax
hello[0x40102f] <+47>: movq 0x98(%rsp), %rbp
hello[0x401037] <+55>: cmpq %rbp, %rax
hello[0x40103a] <+58>: jg 0x40112f ; <+303> at hello.go:13
hello[0x401040] <+64>: movq %rax, 0x40(%rsp)
hello[0x401045] <+69>: movq %rax, 0x48(%rsp)
hello[0x40104a] <+74>: xorl %ebx, %ebx
hello[0x40104c] <+76>: movq %rbx, 0x60(%rsp)
hello[0x401051] <+81>: movq %rbx, 0x68(%rsp)
hello[0x401056] <+86>: leaq 0x60(%rsp), %rbx
hello[0x40105b] <+91>: cmpq $0x0, %rbx
hello[0x40105f] <+95>: je 0x40117e ; <+382> at hello.go:10
hello[0x401065] <+101>: movq $0x1, 0x78(%rsp)
hello[0x40106e] <+110>: movq $0x1, 0x80(%rsp)
hello[0x40107a] <+122>: movq %rbx, 0x70(%rsp)
hello[0x40107f] <+127>: leaq 0xb73fa(%rip), %rbx ; runtime.rodata + 54400
hello[0x401086] <+134>: movq %rbx, (%rsp)
hello[0x40108a] <+138>: leaq 0x48(%rsp), %rbx
hello[0x40108f] <+143>: movq %rbx, 0x8(%rsp)
hello[0x401094] <+148>: movq $0x0, 0x10(%rsp)
hello[0x40109d] <+157>: callq 0x40bb90 ; runtime.convT2E at iface.go:128
hello[0x4010a2] <+162>: movq 0x18(%rsp), %rcx
hello[0x4010a7] <+167>: movq 0x20(%rsp), %rax
hello[0x4010ac] <+172>: movq 0x70(%rsp), %rbx
hello[0x4010b1] <+177>: movq %rcx, 0x50(%rsp)
hello[0x4010b6] <+182>: movq %rcx, (%rbx)
hello[0x4010b9] <+185>: movq %rax, 0x58(%rsp)
hello[0x4010be] <+190>: cmpb $0x0, 0x19ea1b(%rip) ; time.initdone.
hello[0x4010c5] <+197>: jne 0x401167 ; <+359> at hello.go:10
hello[0x4010cb] <+203>: movq %rax, 0x8(%rbx)
hello[0x4010cf] <+207>: leaq 0xfb152(%rip), %rbx ; go.string.* + 560
hello[0x4010d6] <+214>: movq %rbx, (%rsp)
hello[0x4010da] <+218>: movq $0x3, 0x8(%rsp)
hello[0x4010e3] <+227>: movq 0x70(%rsp), %rbx
hello[0x4010e8] <+232>: movq %rbx, 0x10(%rsp)
hello[0x4010ed] <+237>: movq 0x78(%rsp), %rbx
hello[0x4010f2] <+242>: movq %rbx, 0x18(%rsp)
hello[0x4010f7] <+247>: movq 0x80(%rsp), %rbx
hello[0x4010ff] <+255>: movq %rbx, 0x20(%rsp)
hello[0x401104] <+260>: callq 0x45ad70 ; fmt.Printf at print.go:196
hello[0x401109] <+265>: movq $0xf4240, (%rsp) ; imm = 0xF4240
hello[0x401111] <+273>: callq 0x442a50 ; time.Sleep at time.go:48
hello[0x401116] <+278>: movq 0x40(%rsp), %rax
hello[0x40111b] <+283>: incq %rax
hello[0x40111e] <+286>: movq 0x98(%rsp), %rbp
hello[0x401126] <+294>: cmpq %rbp, %rax
hello[0x401129] <+297>: jle 0x401040 ; <+64> at hello.go:10
hello[0x40112f] <+303>: movq $0x0, 0x48(%rsp)
hello[0x401138] <+312>: leaq 0xb36a1(%rip), %rbx ; runtime.rodata + 38880
hello[0x40113f] <+319>: movq %rbx, (%rsp)
hello[0x401143] <+323>: movq 0xa0(%rsp), %rbx
hello[0x40114b] <+331>: movq %rbx, 0x8(%rsp)
hello[0x401150] <+336>: leaq 0x48(%rsp), %rbx
hello[0x401155] <+341>: movq %rbx, 0x10(%rsp)
hello[0x40115a] <+346>: callq 0x403870 ; runtime.chansend1 at chan.go:99
hello[0x40115f] <+351>: addq $0x88, %rsp
hello[0x401166] <+358>: retq
hello[0x401167] <+359>: leaq 0x8(%rbx), %r8
hello[0x40116b] <+363>: movq %r8, (%rsp)
hello[0x40116f] <+367>: movq %rax, 0x8(%rsp)
hello[0x401174] <+372>: callq 0x40f090 ; runtime.writebarrierptr at mbarrier.go:129
hello[0x401179] <+377>: jmp 0x4010cf ; <+207> at hello.go:10
hello[0x40117e] <+382>: movl %eax, (%rbx)
hello[0x401180] <+384>: jmp 0x401065 ; <+101> at hello.go:10
hello[0x401185] <+389>: callq 0x4538d0 ; runtime.morestack_noctxt at asm_amd64.s:365
hello[0x40118a] <+394>: jmp 0x401000 ; <+0> at hello.go:8
hello[0x40118f] <+399>: int3
這些匯編代碼現在看不懂也沒關系, 下面會從這里取出一部分來解釋.
調用規范
不同平台對於函數有不同的調用規范.
例如32位通過棧傳遞參數, 通過eax寄存器傳遞返回值.
64位windows通過rcx, rdx, r8, r9傳遞前4個參數, 通過棧傳遞第5個開始的參數, 通過eax寄存器傳遞返回值.
64位linux, unix通過rdi, rsi, rdx, rcx, r8, r9傳遞前6個參數, 通過棧傳遞第7個開始的參數, 通過eax寄存器傳遞返回值.
go並不使用這些調用規范(除非涉及到與原生代碼交互), go有一套獨自的調用規范.
go的調用規范非常的簡單, 所有參數都通過棧傳遞, 返回值也通過棧傳遞,
例如這樣的函數:
type MyStruct struct { X int; P *int }
func someFunc(x int, s MyStruct) (int, MyStruct) { ... }
調用函數時的棧的內容如下:
可以看得出參數和返回值都從低位到高位排列, go函數可以有多個返回值的原因也在於此. 因為返回值都通過棧傳遞了.
需要注意的這里的"返回地址"是x86和x64上的, arm的返回地址會通過LR寄存器保存, 內容會和這里的稍微不一樣.
另外注意的是和c不一樣, 傳遞構造體時整個構造體的內容都會復制到棧上, 如果構造體很大將會影響性能.
TLS
TLS的全稱是Thread-local storage, 代表每個線程的中的本地數據.
例如標准c中的errno就是一個典型的TLS變量, 每個線程都有一個獨自的errno, 寫入它不會干擾到其他線程中的值.
go在實現協程時非常依賴TLS機制, 會用於獲取系統線程中當前的G和G所屬的M的實例.
因為go並不使用glibc, 操作TLS會使用系統原生的接口, 以linux x64為例,
go在新建M時會調用arch_prctl這個syscall設置FS寄存器的值為M.tls的地址,
運行中每個M的FS寄存器都會指向它們對應的M實例的tls, linux內核調度線程時FS寄存器會跟着線程一起切換,
這樣go代碼只需要訪問FS寄存器就可以存取線程本地的數據.
上面的匯編代碼中的
hello[0x401000] <+0>: movq %fs:-0x8, %rcx
會把指向當前的G的指針從TLS移動到rcx寄存器中.
棧擴張
因為go中的協程是stackful coroutine, 每一個goroutine都需要有自己的棧空間,
棧空間的內容在goroutine休眠時需要保留, 待休眠完成后恢復(這時整個調用樹都是完整的).
這樣就引出了一個問題, goroutine可能會同時存在很多個, 如果每一個goroutine都預先分配一個足夠的棧空間那么go就會使用過多的內存.
為了避免這個問題, go在一開始只為goroutine分配一個很小的棧空間, 它的大小在當前版本是2K.
當函數發現棧空間不足時, 會申請一塊新的棧空間並把原來的棧內容復制過去.
上面的匯編代碼中的
hello[0x401000] <+0>: movq %fs:-0x8, %rcx
hello[0x401009] <+9>: leaq -0x8(%rsp), %rax
hello[0x40100e] <+14>: cmpq 0x10(%rcx), %rax
hello[0x401012] <+18>: jbe 0x401185 ; <+389> at hello.go:8
會檢查比較rsp減去一定值以后是否比g.stackguard0小, 如果小於等於則需要調到下面調用morestack_noctxt函數.
細心的可能會發現比較的值跟實際減去的值不一致, 這是因為stackguard0下面會預留一小部分空間, 編譯時確定不超過預留的空間可以省略比對.
寫屏障(Write Barrier)
因為go支持並行GC, GC的掃描和go代碼可以同時運行, 這樣帶來的問題是GC掃描的過程中go代碼有可能改變了對象的依賴樹,
例如開始掃描時發現根對象A和B, B擁有C的指針, GC先掃描A, 然后B把C的指針交給A, GC再掃描B, 這時C就不會被掃描到.
為了避免這個問題, go在GC的標記階段會啟用寫屏障(Write Barrier).
啟用了寫屏障(Write Barrier)后, 當B把C的指針交給A時, GC會認為在這一輪的掃描中C的指針是存活的,
即使A可能會在稍后丟掉C, 那么C就在下一輪回收.
寫屏障只針對指針啟用, 而且只在GC的標記階段啟用, 平時會直接把值寫入到目標地址:
關於寫屏障的詳細將在下一篇(GC篇)分析.
值得一提的是CoreCLR的GC也有寫屏障的機制, 但作用跟這里的不一樣(用於標記跨代引用).
閉包(Closure)
閉包這個概念本身應該不需要解釋, 我們實際看一看go是如何實現閉包的:
package main
import (
"fmt"
)
func executeFn(fn func() int) int {
return fn();
}
func main() {
a := 1
b := 2
c := executeFn(func() int {
a += b
return a
})
fmt.Printf("%d %d %d\n", a, b, c)
}
這段代碼的輸出結果是3 2 3, 熟悉go的應該不會感到意外.
main函數執行executeFn函數的匯編代碼如下:
hello[0x4a096f] <+47>: movq $0x1, 0x40(%rsp) ; 變量a等於1
hello[0x4a0978] <+56>: leaq 0x151(%rip), %rax ; 寄存器rax等於匿名函數main.main.func1的地址
hello[0x4a097f] <+63>: movq %rax, 0x60(%rsp) ; 變量rsp+0x60等於匿名函數的地址
hello[0x4a0984] <+68>: leaq 0x40(%rsp), %rax ; 寄存器rax等於變量a的地址
hello[0x4a0989] <+73>: movq %rax, 0x68(%rsp) ; 變量rsp+0x68等於變量a的地址
hello[0x4a098e] <+78>: movq $0x2, 0x70(%rsp) ; 變量rsp+0x70等於2(變量b的值)
hello[0x4a0997] <+87>: leaq 0x60(%rsp), %rax ; 寄存器rax等於地址rsp+0x60
hello[0x4a099c] <+92>: movq %rax, (%rsp) ; 第一個參數等於地址rsp+0x60
hello[0x4a09a0] <+96>: callq 0x4a08f0 ; 執行main.executeFn
hello[0x4a09a5] <+101>: movq 0x8(%rsp), %rax ; 寄存器rax等於返回值
我們可以看到傳給executeFn的是一個指針, 指針指向的內容是[匿名函數的地址, 變量a的地址, 變量b的值].
變量a傳地址的原因是匿名函數中對a進行了修改, 需要反映到原來的a上.
executeFn函數執行閉包的匯編代碼如下:
hello[0x4a08ff] <+15>: subq $0x10, %rsp ; 在棧上分配0x10的空間
hello[0x4a0903] <+19>: movq %rbp, 0x8(%rsp) ; 把原來的寄存器rbp移到變量rsp+0x8
hello[0x4a0908] <+24>: leaq 0x8(%rsp), %rbp ; 把變量rsp+0x8的地址移到寄存器rbp
hello[0x4a090d] <+29>: movq 0x18(%rsp), %rdx ; 把第一個參數(閉包)的指針移到寄存器rdx
hello[0x4a0912] <+34>: movq (%rdx), %rax ; 把閉包中函數的指針移到寄存器rax
hello[0x4a0915] <+37>: callq *%rax ; 調用閉包中的函數
hello[0x4a0917] <+39>: movq (%rsp), %rax ; 把返回值移到寄存器rax
hello[0x4a091b] <+43>: movq %rax, 0x20(%rsp) ; 把寄存器rax移到返回值中(參數后面)
hello[0x4a0920] <+48>: movq 0x8(%rsp), %rbp ; 把變量rsp+0x8的值恢復寄存器rbp(恢復原rbp)
hello[0x4a0925] <+53>: addq $0x10, %rsp ; 釋放棧空間
hello[0x4a0929] <+57>: retq ; 從函數返回
可以看到調用閉包時參數並不通過棧傳遞, 而是通過寄存器rdx傳遞, 閉包的匯編代碼如下:
hello[0x455660] <+0>: movq 0x8(%rdx), %rax ; 第一個參數移到寄存器rax(變量a的指針)
hello[0x455664] <+4>: movq (%rax), %rcx ; 把寄存器rax指向的值移到寄存器rcx(變量a的值)
hello[0x455667] <+7>: addq 0x10(%rdx), %rcx ; 添加第二個參數到寄存器rcx(變量a的值+變量b的值)
hello[0x45566b] <+11>: movq %rcx, (%rax) ; 把寄存器rcx移到寄存器rax指向的值(相加的結果保存回變量a)
hello[0x45566e] <+14>: movq %rcx, 0x8(%rsp) ; 把寄存器rcx移到返回結果
hello[0x455673] <+19>: retq ; 從函數返回
閉包的傳遞可以總結如下:
- 閉包的內容是[匿名函數的地址, 傳給匿名函數的參數(不定長)...]
- 傳遞閉包給其他函數時會傳遞指向"閉包的內容"的指針
- 調用閉包時會把指向"閉包的內容"的指針放到寄存器rdx(在go內部這個指針稱為"上下文")
- 閉包會從寄存器rdx取出參數
- 如果閉包修改了變量, 閉包中的參數會是指針而不是值, 修改時會修改到原來的位置上
閉包+goroutine
細心的可能會發現在上面的例子中, 閉包的內容在棧上, 如果不是直接調用executeFn而是go executeFn呢?
把上面的代碼改為go executeFn(func() ...)可以生成以下的匯編代碼:
hello[0x455611] <+33>: leaq 0xb4a8(%rip), %rax ; 寄存器rax等於類型信息
hello[0x455618] <+40>: movq %rax, (%rsp) ; 第一個參數等於類型信息
hello[0x45561c] <+44>: callq 0x40d910 ; 調用runtime.newobject
hello[0x455621] <+49>: movq 0x8(%rsp), %rax ; 寄存器rax等於返回值(這里稱為新對象a)
hello[0x455626] <+54>: movq %rax, 0x28(%rsp) ; 變量rsp+0x28等於新對象a
hello[0x45562b] <+59>: movq $0x1, (%rax) ; 新對象a的值等於1
hello[0x455632] <+66>: leaq 0x136e7(%rip), %rcx ; 寄存器rcx等於類型信息
hello[0x455639] <+73>: movq %rcx, (%rsp) ; 第一個參數等於類型信息
hello[0x45563d] <+77>: callq 0x40d910 ; 調用runtime.newobject
hello[0x455642] <+82>: movq 0x8(%rsp), %rax ; 寄存器rax等於返回值(這里稱為新對象fn)
hello[0x455647] <+87>: leaq 0x82(%rip), %rcx ; 寄存器rcx等於匿名函數main.main.func1的地址
hello[0x45564e] <+94>: movq %rcx, (%rax) ; 新對象fn+0的值等於main.main.func1的地址
hello[0x455651] <+97>: testb (%rax), %al ; 確保新對象fn不等於nil
hello[0x455653] <+99>: movl 0x78397(%rip), %ecx ; 寄存器ecx等於當前是否啟用寫屏障
hello[0x455659] <+105>: leaq 0x8(%rax), %rdx ; 寄存器rdx等於新對象fn+0x8的地址
hello[0x45565d] <+109>: testl %ecx, %ecx ; 判斷當前是否啟用寫屏障
hello[0x45565f] <+111>: jne 0x455699 ; 啟用寫屏障時調用后面的邏輯
hello[0x455661] <+113>: movq 0x28(%rsp), %rcx ; 寄存器rcx等於新對象a
hello[0x455666] <+118>: movq %rcx, 0x8(%rax) ; 設置新對象fn+0x8的值等於新對象a
hello[0x45566a] <+122>: movq $0x2, 0x10(%rax) ; 設置新對象fn+0x10的值等於2(變量b的值)
hello[0x455672] <+130>: movq %rax, 0x10(%rsp) ; 第三個參數等於新對象fn(額外參數)
hello[0x455677] <+135>: movl $0x10, (%rsp) ; 第一個參數等於0x10(函數+參數的大小)
hello[0x45567e] <+142>: leaq 0x22fb3(%rip), %rax ; 第二個參數等於一個常量構造體的地址
hello[0x455685] <+149>: movq %rax, 0x8(%rsp) ; 這個構造體的類型是funcval, 值是executeFn的地址
hello[0x45568a] <+154>: callq 0x42e690 ; 調用runtime.newproc創建新的goroutine
我們可以看到goroutine+閉包的情況更復雜, 首先go會通過逃逸分析算出變量a和閉包會逃逸到外面,
這時go會在heap上分配變量a和閉包, 上面調用的兩次newobject就是分別對變量a和閉包的分配.
在創建goroutine時, 首先會傳入函數+參數的大小(上面是8+8=16), 然后傳入函數+參數, 上面的參數即閉包的地址.
m0和g0
go中還有特殊的M和G, 它們是m0和g0.
m0是啟動程序后的主線程, 這個m對應的實例會在全局變量m0中, 不需要在heap上分配,
m0負責執行初始化操作和啟動第一個g, 在之后m0就和其他的m一樣了.
g0是僅用於負責調度的G, g0不指向任何可執行的函數, 每個m都會有一個自己的g0,
在調度或系統調用時會使用g0的棧空間, 全局變量的g0是m0的g0.
如果上面的內容都了解, 就可以開始看golang的源代碼了.
程序初始化
go程序的入口點是runtime.rt0_go, 流程是:
- 分配棧空間, 需要2個本地變量+2個函數參數, 然后向8對齊
- 把傳入的argc和argv保存到棧上
- 更新g0中的stackguard的值, stackguard用於檢測棧空間是否不足, 需要分配新的棧空間
- 獲取當前cpu的信息並保存到各個全局變量
- 調用_cgo_init如果函數存在
- 初始化當前線程的TLS, 設置FS寄存器為m0.tls+8(獲取時會-8)
- 測試TLS是否工作
- 設置g0到TLS中, 表示當前的g是g0
- 設置m0.g0 = g0
- 設置g0.m = m0
- 調用runtime.check做一些檢查
- 調用runtime.args保存傳入的argc和argv到全局變量
- 調用runtime.osinit根據系統執行不同的初始化
- 這里(linux x64)設置了全局變量ncpu等於cpu核心數量
- 調用runtime.schedinit執行共同的初始化
- 這里的處理比較多, 會初始化棧空間分配器, GC, 按cpu核心數量或GOMAXPROCS的值生成P等
- 生成P的處理在procresize中
- 調用runtime.newproc創建一個新的goroutine, 指向的是
runtime.main- runtime.newproc這個函數在創建普通的goroutine時也會使用, 在下面的"go的實現"中會詳細講解
- 調用runtime·mstart啟動m0
- 啟動后m0會不斷從運行隊列獲取G並運行, runtime.mstart調用后不會返回
- runtime.mstart這個函數是m的入口點(不僅僅是m0), 在下面的"調度器的實現"中會詳細講解
第一個被調度的G會運行runtime.main, 流程是:
- 標記主函數已調用, 設置mainStarted = true
- 啟動一個新的M執行sysmon函數, 這個函數會監控全局的狀態並對運行時間過長的G進行搶占
- 要求G必須在當前M(系統主線程)上執行
- 調用runtime_init函數
- 調用gcenable函數
- 調用main.init函數, 如果函數存在
- 不再要求G必須在當前M上運行
- 如果程序是作為c的類庫編譯的, 在這里返回
- 調用main.main函數
- 如果當前發生了panic, 則等待panic處理
- 調用exit(0)退出程序
G M P的定義
G里面比較重要的成員如下
- stack: 當前g使用的棧空間, 有lo和hi兩個成員
- stackguard0: 檢查棧空間是否足夠的值, 低於這個值會擴張棧, 0是go代碼使用的
- stackguard1: 檢查棧空間是否足夠的值, 低於這個值會擴張棧, 1是原生代碼使用的
- m: 當前g對應的m
- sched: g的調度數據, 當g中斷時會保存當前的pc和rsp等值到這里, 恢復運行時會使用這里的值
- atomicstatus: g的當前狀態
- schedlink: 下一個g, 當g在鏈表結構中會使用
- preempt: g是否被搶占中
- lockedm: g是否要求要回到這個M執行, 有的時候g中斷了恢復會要求使用原來的M執行
M里面比較重要的成員如下
- g0: 用於調度的特殊g, 調度和執行系統調用時會切換到這個g
- curg: 當前運行的g
- p: 當前擁有的P
- nextp: 喚醒M時, M會擁有這個P
- park: M休眠時使用的信號量, 喚醒M時會通過它喚醒
- schedlink: 下一個m, 當m在鏈表結構中會使用
- mcache: 分配內存時使用的本地分配器, 和p.mcache一樣(擁有P時會復制過來)
- lockedg: lockedm的對應值
P里面比較重要的成員如下
- status: p的當前狀態
- link: 下一個p, 當p在鏈表結構中會使用
- m: 擁有這個P的M
- mcache: 分配內存時使用的本地分配器
- runqhead: 本地運行隊列的出隊序號
- runqtail: 本地運行隊列的入隊序號
- runq: 本地運行隊列的數組, 可以保存256個G
- gfree: G的自由列表, 保存變為_Gdead后可以復用的G實例
- gcBgMarkWorker: 后台GC的worker函數, 如果它存在M會優先執行它
- gcw: GC的本地工作隊列, 詳細將在下一篇(GC篇)分析
go的實現
使用go命令創建goroutine時, go會把go命令編譯為對runtime.newproc的調用, 堆棧的結構如下:
第一個參數是funcval + 額外參數的長度, 第二個參數是funcval, 后面的都是傳遞給goroutine中執行的函數的額外參數.
funcval的定義在這里, fn是指向函數機器代碼的指針.
runtime.newproc的處理如下:
- 計算額外參數的地址argp
- 獲取調用端的地址(返回地址)pc
- 使用systemstack調用newproc1
systemstack會切換當前的g到g0, 並且使用g0的棧空間, 然后調用傳入的函數, 再切換回原來的g和原來的棧空間.
切換到g0后會假裝返回地址是mstart, 這樣traceback的時候可以在mstart停止.
這里傳給systemstack的是一個閉包, 調用時會把閉包的地址放到寄存器rdx, 具體可以參考上面對閉包的分析.
runtime.newproc1的處理如下:
- 調用getg獲取當前的g, 會編譯為讀取FS寄存器(TLS), 這里會獲取到g0
- 設置g對應的m的locks++, 禁止搶占
- 獲取m擁有的p
- 新建一個g
- 把參數復制到g的棧上
- 把返回地址復制到g的棧上, 這里的返回地址是goexit, 表示調用完目標函數后會調用goexit
- 設置g的調度數據(sched)
- 設置sched.sp等於參數+返回地址后的rsp地址
- 設置sched.pc等於目標函數的地址, 查看gostartcallfn和gostartcall
- 設置sched.g等於g
- 設置g的狀態為待運行(_Grunnable)
- 調用runqput把g放到運行隊列
- 首先隨機把g放到p.runnext, 如果放到runnext則入隊原來在runnext的g
- 然后嘗試把g放到P的"本地運行隊列"
- 如果本地運行隊列滿了則調用runqputslow把g放到"全局運行隊列"
- runqputslow會把本地運行隊列中一半的g放到全局運行隊列, 這樣下次就可以繼續用快速的本地運行隊列了
- 如果當前有空閑的P, 但是無自旋的M(nmspinning等於0), 並且主函數已執行則喚醒或新建一個M
- 這一步非常重要, 用於保證當前有足夠的M運行G, 具體請查看上面的"空閑M鏈表"
- 喚醒或新建一個M會通過wakep函數
創建goroutine的流程就這么多了, 接下來看看M是如何調度的.
調度器的實現
M啟動時會調用mstart函數, m0在初始化后調用, 其他的的m在線程啟動后調用.
mstart函數的處理如下:
- 調用getg獲取當前的g, 這里會獲取到g0
- 如果g未分配棧則從當前的棧空間(系統棧空間)上分配, 也就是說g0會使用系統棧空間
- 調用mstart1函數
調用schedule函數后就進入了調度循環, 整個流程可以簡單總結為:
schedule函數獲取g => [必要時休眠] => [喚醒后繼續獲取] => execute函數執行g => 執行后返回到goexit => 重新執行schedule函數
schedule函數的處理如下:
- 如果當前GC需要停止整個世界（STW), 則調用stopm休眠當前的M
- 如果M擁有的P中指定了需要在安全點運行的函數(P.runSafePointFn), 則運行它
- 快速獲取待運行的G, 以下處理如果有一個獲取成功后面就不會繼續獲取
- 如果當前GC正在標記階段, 則查找有沒有待運行的GC Worker, GC Worker也是一個G
- 為了公平起見, 每61次調度從全局運行隊列獲取一次G, (一直從本地獲取可能導致全局運行隊列中的G不被運行)
- 從P的本地運行隊列中獲取G, 調用runqget函數
- 快速獲取失敗時, 調用findrunnable函數獲取待運行的G, 會阻塞到獲取成功為止
- 如果當前GC需要停止整個世界（STW), 則調用stopm休眠當前的M
- 如果M擁有的P中指定了需要在安全點運行的函數(P.runSafePointFn), 則運行它
- 如果有析構器待運行則使用"運行析構器的G"
- 從P的本地運行隊列中獲取G, 調用runqget函數
- 從全局運行隊列獲取G, 調用globrunqget函數, 需要上鎖
- 從網絡事件反應器獲取G, 函數netpoll會獲取哪些fd可讀可寫或已關閉, 然后返回等待fd相關事件的G
- 如果獲取不到G, 則執行Work Stealing
- 調用runqsteal嘗試從其他P的本地運行隊列盜取一半的G
- 如果還是獲取不到G, 就需要休眠M了, 接下來是休眠的步驟
- 再次檢查當前GC是否在標記階段, 在則查找有沒有待運行的GC Worker, GC Worker也是一個G
- 再次檢查如果當前GC需要停止整個世界, 或者P指定了需要再安全點運行的函數, 則跳到findrunnable的頂部重試
- 再次檢查全局運行隊列中是否有G, 有則獲取並返回
- 釋放M擁有的P, P會變為空閑(_Pidle)狀態
- 把P添加到"空閑P鏈表"中
- 讓M離開自旋狀態, 這里的處理非常重要, 參考上面的"空閑M鏈表"
- 首先減少表示當前自旋中的M的數量的全局變量nmspinning
- 再次檢查所有P的本地運行隊列, 如果不為空則讓M重新進入自旋狀態, 並跳到findrunnable的頂部重試
- 再次檢查有沒有待運行的GC Worker, 有則讓M重新進入自旋狀態, 並跳到findrunnable的頂部重試
- 再次檢查網絡事件反應器是否有待運行的G, 這里對netpoll的調用會阻塞, 直到某個fd收到了事件
- 如果最終還是獲取不到G, 調用stopm休眠當前的M
- 喚醒后跳到findrunnable的頂部重試
- 成功獲取到一個待運行的G
- 讓M離開自旋狀態, 調用resetspinning, 這里的處理和上面的不一樣
- 如果當前有空閑的P, 但是無自旋的M(nmspinning等於0), 則喚醒或新建一個M
- 上面離開自旋狀態是為了休眠M, 所以會再次檢查所有隊列然后休眠
- 這里離開自選狀態是為了執行G, 所以會檢查是否有空閑的P, 有則表示可以再開新的M執行G
- 如果G要求回到指定的M(例如上面的runtime.main)
- 調用startlockedm函數把G和P交給該M, 自己進入休眠
- 從休眠喚醒后跳到schedule的頂部重試
- 調用execute函數執行G
execute函數的處理如下:
- 調用getg獲取當前的g
- 把G的狀態由待運行(_Grunnable)改為運行中(_Grunning)
- 設置G的stackguard, 棧空間不足時可以擴張
- 增加P中記錄的調度次數(對應上面的每61次優先獲取一次全局運行隊列)
- 設置g.m.curg = g
- 設置g.m = m
- 調用gogo函數
- 這個函數會根據g.sched中保存的狀態恢復各個寄存器的值並繼續運行g
- 首先針對g.sched.ctxt調用寫屏障(GC標記指針存活), ctxt中一般會保存指向[函數+參數]的指針
- 設置TLS中的g為g.sched.g, 也就是g自身
- 設置rsp寄存器為g.sched.rsp
- 設置rax寄存器為g.sched.ret
- 設置rdx寄存器為g.sched.ctxt (上下文)
- 設置rbp寄存器為g.sched.rbp
- 清空sched中保存的信息
- 跳轉到g.sched.pc
- 因為前面創建goroutine的newproc1函數把返回地址設為了goexit, 函數運行完畢返回時將會調用goexit函數
g.sched.pc在G首次運行時會指向目標函數的第一條機器指令,
如果G被搶占或者等待資源而進入休眠, 在休眠前會保存狀態到g.sched,
g.sched.pc會變為喚醒后需要繼續執行的地址, "保存狀態"的實現將在下面講解.
目標函數執行完畢后會調用goexit函數, goexit函數會調用goexit1函數, goexit1函數會通過mcall調用goexit0函數.
mcall這個函數就是用於實現"保存狀態"的, 處理如下:
- 設置g.sched.pc等於當前的返回地址
- 設置g.sched.sp等於寄存器rsp的值
- 設置g.sched.g等於當前的g
- 設置g.sched.bp等於寄存器rbp的值
- 切換TLS中當前的g等於m.g0
- 設置寄存器rsp等於g0.sched.sp, 使用g0的棧空間
- 設置第一個參數為原來的g
- 設置rdx寄存器為指向函數地址的指針(上下文)
- 調用指定的函數, 不會返回
mcall這個函數保存當前的運行狀態到g.sched, 然后切換到g0和g0的棧空間, 再調用指定的函數.
回到g0的棧空間這個步驟非常重要, 因為這個時候g已經中斷, 繼續使用g的棧空間且其他M喚醒了這個g將會產生災難性的后果.
G在中斷或者結束后都會通過mcall回到g0的棧空間繼續調度, 從goexit調用的mcall的保存狀態其實是多余的, 因為G已經結束了.
goexit1函數會通過mcall調用goexit0函數, goexit0函數調用時已經回到了g0的棧空間, 處理如下:
- 把G的狀態由運行中(_Grunning)改為已中止(_Gdead)
- 清空G的成員
- 調用dropg函數解除M和G之間的關聯
- 調用gfput函數把G放到P的自由列表中, 下次創建G時可以復用
- 調用schedule函數繼續調度
G結束后回到schedule函數, 這樣就結束了一個調度循環.
不僅只有G結束會重新開始調度, G被搶占或者等待資源也會重新進行調度, 下面繼續來看這兩種情況.
搶占的實現
上面我提到了runtime.main會創建一個額外的M運行sysmon函數, 搶占就是在sysmon中實現的.
sysmon會進入一個無限循環, 第一輪回休眠20us, 之后每次休眠時間倍增, 最終每一輪都會休眠10ms.
sysmon中有netpool(獲取fd事件), retake(搶占), forcegc(按時間強制執行gc), scavenge heap(釋放自由列表中多余的項減少內存占用)等處理.
retake函數負責處理搶占, 流程是:
- 枚舉所有的P
- 如果P在系統調用中(_Psyscall), 且經過了一次sysmon循環(20us~10ms), 則搶占這個P
- 調用handoffp解除M和P之間的關聯
- 如果P在運行中(_Prunning), 且經過了一次sysmon循環並且G運行時間超過forcePreemptNS(10ms), 則搶占這個P
- 調用preemptone函數
- 設置g.preempt = true
- 設置g.stackguard0 = stackPreempt
- 調用preemptone函數
- 如果P在系統調用中(_Psyscall), 且經過了一次sysmon循環(20us~10ms), 則搶占這個P
為什么設置了stackguard就可以實現搶占?
因為這個值用於檢查當前棧空間是否足夠, go函數的開頭會比對這個值判斷是否需要擴張棧.
stackPreempt是一個特殊的常量, 它的值會比任何的棧地址都要大, 檢查時一定會觸發棧擴張.
棧擴張調用的是morestack_noctxt函數, morestack_noctxt函數清空rdx寄存器並調用morestack函數.
morestack函數會保存G的狀態到g.sched, 切換到g0和g0的棧空間, 然后調用newstack函數.
newstack函數判斷g.stackguard0等於stackPreempt, 就知道這是搶占觸發的, 這時會再檢查一遍是否要搶占:
- 如果M被鎖定(函數的本地變量中有P), 則跳過這一次的搶占並調用gogo函數繼續運行G
- 如果M正在分配內存, 則跳過這一次的搶占並調用gogo函數繼續運行G
- 如果M設置了當前不能搶占, 則跳過這一次的搶占並調用gogo函數繼續運行G
- 如果M的狀態不是運行中, 則跳過這一次的搶占並調用gogo函數繼續運行G
即使這一次搶占失敗, 因為g.preempt等於true, runtime中的一些代碼會重新設置stackPreempt以重試下一次的搶占.
如果判斷可以搶占, 則繼續判斷是否GC引起的, 如果是則對G的棧空間執行標記處理(掃描根對象)然后繼續運行,
如果不是GC引起的則調用gopreempt_m函數完成搶占.
gopreempt_m函數會調用goschedImpl函數, goschedImpl函數的流程是:
- 把G的狀態由運行中(_Grunnable)改為待運行(_Grunnable)
- 調用dropg函數解除M和G之間的關聯
- 調用globrunqput把G放到全局運行隊列
- 調用schedule函數繼續調度
因為全局運行隊列的優先度比較低, 各個M會經過一段時間再去重新獲取這個G執行,
搶占機制保證了不會有一個G長時間的運行導致其他G無法運行的情況發生.
channel的實現
在goroutine運行的過程中, 有時候需要對資源進行等待, channel就是最典型的資源.
channel的數據定義在這里, 其中關鍵的成員如下:
- qcount: 當前隊列中的元素數量
- dataqsiz: 隊列可以容納的元素數量, 如果為0表示這個channel無緩沖區
- buf: 隊列的緩沖區, 結構是環形隊列
- elemsize: 元素的大小
- closed: 是否已關閉
- elemtype: 元素的類型, 判斷是否調用寫屏障時使用
- sendx: 發送元素的序號
- recvx: 接收元素的序號
- recvq: 當前等待從channel接收數據的G的鏈表(實際類型是sudog的鏈表)
- sendq: 當前等待發送數據到channel的G的鏈表(實際類型是sudog的鏈表)
- lock: 操作channel時使用的線程鎖
發送數據到channel實際調用的是runtime.chansend1函數, chansend1函數調用了chansend函數, 流程是:
- 檢查channel.recvq是否有等待中的接收者的G
- 如果有, 表示channel無緩沖區或者緩沖區為空
- 調用send函數
- 如果sudog.elem不等於nil, 調用sendDirect函數從發送者直接復制元素
- 等待接收的sudog.elem是指向接收目標的內存的指針, 如果是接收目標是
_則elem是nil, 可以省略復制 - 等待發送的sudog.elem是指向來源目標的內存的指針
- 復制后調用goready恢復發送者的G
- 切換到g0調用ready函數, 調用完切換回來
- 把G的狀態由等待中(_Gwaiting)改為待運行(_Grunnable)
- 把G放到P的本地運行隊列
- 如果當前有空閑的P, 但是無自旋的M(nmspinning等於0), 則喚醒或新建一個M
- 切換到g0調用ready函數, 調用完切換回來
- 從發送者拿到數據並喚醒了G后, 就可以從chansend返回了
- 判斷是否可以把元素放到緩沖區中
- 如果緩沖區有空余的空間, 則把元素放到緩沖區並從chansend返回
- 無緩沖區或緩沖區已經寫滿, 發送者的G需要等待
- 獲取當前的g
- 新建一個sudog
- 設置sudog.elem = 指向發送內存的指針
- 設置sudog.g = g
- 設置sudog.c = channel
- 設置g.waiting = sudog
- 把sudog放入channel.sendq
- 調用goparkunlock函數
- 從這里恢復表示已經成功發送或者channel已關閉
- 檢查sudog.param是否為nil, 如果為nil表示channel已關閉, 拋出panic
- 否則釋放sudog然后返回
從channel接收數據實際調用的是runtime.chanrecv1函數, chanrecv1函數調用了chanrecv函數, 流程是:
- 檢查channel.sendq中是否有等待中的發送者的G
- 如果有, 表示channel無緩沖區或者緩沖區已滿, 這兩種情況需要分別處理(為了保證入出隊順序一致)
- 調用recv函數
- 如果無緩沖區, 調用recvDirect函數把元素直接復制給接收者
- 如果有緩沖區代表緩沖區已滿
- 把隊列中下一個要出隊的元素直接復制給接收者
- 把發送的元素復制到隊列中剛才出隊的位置
- 這時候緩沖區仍然是滿的, 但是發送序號和接收序號都會增加1
- 復制后調用goready恢復接收者的G, 處理同上
- 把數據交給接收者並喚醒了G后, 就可以從chanrecv返回了
- 判斷是否可以從緩沖區獲取元素
- 如果緩沖區有元素, 則直接取出該元素並從chanrecv返回
- 無緩沖區或緩沖區無元素, 接收者的G需要等待
- 獲取當前的g
- 新建一個sudog
- 設置sudog.elem = 指向接收內存的指針
- 設置sudog.g = g
- 設置sudog.c = channel
- 設置g.waiting = sudog
- 把sudog放入channel.recvq
- 調用goparkunlock函數, 處理同上
- 從這里恢復表示已經成功接收或者channel已關閉
- 檢查sudog.param是否為nil, 如果為nil表示channel已關閉
- 和發送不一樣的是接收不會拋panic, 會通過返回值通知channel已關閉
- 釋放sudog然后返回
關閉channel實際調用的是closechan函數, 流程是:
- 設置channel.closed = 1
- 枚舉channel.recvq, 清零它們sudog.elem, 設置sudog.param = nil
- 枚舉channel.sendq, 設置sudog.elem = nil, 設置sudog.param = nil
- 調用goready函數恢復所有接收者和發送者的G
可以看到如果G需要等待資源時,
會記錄G的運行狀態到g.sched, 然后把狀態改為等待中(_Gwaiting), 再讓當前的M繼續運行其他G.
等待中的G保存在哪里, 什么時候恢復是等待的資源決定的, 上面對channel的等待會讓G放到channel中的鏈表.
對網絡資源的等待可以看netpoll相關的處理, netpoll在不同系統中的處理都不一樣, 有興趣的可以自己看看.
參考鏈接
https://github.com/golang/go
https://golang.org/s/go11sched
http://supertech.csail.mit.edu/papers/steal.pdf
https://docs.google.com/document/d/1ETuA2IOmnaQ4j81AtTGT40Y4_Jr6_IDASEKg0t0dBR8/edit#heading=h.x4kziklnb8fr
https://blog.altoros.com/golang-part-1-main-concepts-and-project-structure.html
https://blog.altoros.com/golang-internals-part-2-diving-into-the-go-compiler.html
https://blog.altoros.com/golang-internals-part-3-the-linker-and-object-files.html
https://blog.altoros.com/golang-part-4-object-files-and-function-metadata.html
https://blog.altoros.com/golang-internals-part-5-runtime-bootstrap-process.html
https://blog.altoros.com/golang-internals-part-6-bootstrapping-and-memory-allocator-initialization.html
http://blog.rchapman.org/posts/Linux_System_Call_Table_for_x86_64
http://legendtkl.com/categories/golang
http://www.cnblogs.com/diegodu/p/5803202.html
https://www.douban.com/note/300631999/
http://morsmachine.dk/go-scheduler
legendtkl很早就已經開始寫golang內部實現相關的文章了, 他的文章很有參考價值, 建議同時閱讀他寫的內容.
morsmachine寫的針對協程的分析也建議參考.
golang中的協程實現非常的清晰, 在這里要再次佩服google工程師的功力, 可以寫出這樣簡單易懂的代碼不容易.