深刻理解go-channel和select的原理
Go最吸引人的两个地方，除了goroutine，也就是channel了，同时，我一直很纳闷，select究竟是怎么实现的？跟我以前的文章同样，部分无关的代码直接省略golang
1. 结构概览
1.1. hchan
这个就是channel的结构体了数组
type hchan struct {
qcount uint // 队列中数据总量
dataqsiz uint // 环形队列的大小，> 0表示有缓冲，= 0表示无缓冲
buf unsafe.Pointer // 指向元素数组的指针
elemsize uint16 // 单个元素的大小
closed uint32 // 代表是否close了
elemtype *_type // 元素类型，后面写interface的时候再具体介绍
sendx uint // send数组的索引, c <- i
recvx uint // receive 数组的索引 <- c
recvq waitq // 等待recv 数据的goroutine的链表
sendq waitq // 等待send数据的goroutine链表
lock mutex
}
1.2. waitq
type waitq struct {
first *sudog
last *sudog
}
1.3. sudog
sudog 表明了一个在等待中的g缓存
type sudog struct {
g *g
// isSelect indicates g is participating in a select, so
// g.selectDone must be CAS'd to win the wake-up race.
isSelect bool
next *sudog
prev *sudog
elem unsafe.Pointer // 数据元素， c <- 1, 此时就是 1
// The following fields are never accessed concurrently.
// For channels, waitlink is only accessed by g.
// For semaphores, all fields (including the ones above)
// are only accessed when holding a semaRoot lock.
acquiretime int64
releasetime int64
ticket uint32
parent *sudog // semaRoot binary tree
waitlink *sudog // g.waiting list or semaRoot
waittail *sudog // semaRoot
c *hchan // channel
}
1.4. hcase
这个是 select 中一个case生成的结构体app
type scase struct {
c *hchan // chan
elem unsafe.Pointer // data element
kind uint16 // 当前case的类型，nil recv send 仍是 default
pc uintptr // race pc (for race detector / msan)
releasetime int64
}
经过上面的结构，咱们能够看出，channel的内部实质就是一个缓冲池+两个队列（send recv），那么数据是如何交互的呢，网上有个示意图，展现的仍是比较形象的异步
1.5. 图示
1.5.1. 无缓冲（同步）
1.5.2. 带缓冲（异步）
综合 上面的结构和图示，大概能够推测出 channel 的send recv流程函数
-
若是是recv（<-channel ）请求，则先去判断一个sendq队列里有没有人等待这放数据工具
- 若是sendq队列不为空且缓冲池不为空，那么这个sendq队列是在等待着放数据，recv的这个g从缓冲池拿数据，而后把sendq的第一个g携带的数据放入到buf缓冲池里面便可
- 若是sendq不为空可是缓冲池为空，那么这个是不带缓冲池的chan，我从sendq里面拿第一个g的数据就ok了
- 若是sendq为空，那就去缓冲池看看，缓冲池有数据，那就拿了就走了
- 若是sendq为空，缓冲池也没有数据，那就在这等着吧
- 若是send，流程跟recv是同样的
- 若是此时 channel 被close了，唤醒全部等待的队列 （sendq 或 recvq）里面的等待的g，告诉他们channel.close = true
接下来就是跟踪源码，证实及纠正猜测了oop
2. 源码分析
2.1. 收发
2.1.1. main
咱们使用 go tool 工具分析一下，channel 生成， c <- i， <- c 在底层都是经过什么方法实现的源码分析
func main() {
c1 := make(chan int)
c2 := make(chan int, 2)
go func() {
c1 <- 1
c2 <- 2
}()
<-c1
<-c2
close(c1)
close(c2)
}
go build -gcflags=all="-N -l" main.gogo tool objdump -s "main.main" main学习
咱们把 CALL 过滤出来后
▶ go tool objdump -s "main\.main" main | grep CALL main.go:4 0x4548d5 e806fbfaff CALL runtime.makechan(SB) main.go:5 0x4548f8 e8e3fafaff CALL runtime.makechan(SB) main.go:6 0x454929 e822a1fdff CALL runtime.newproc(SB) main.go:10 0x454940 e81b08fbff CALL runtime.chanrecv1(SB) main.go:11 0x454957 e80408fbff CALL runtime.chanrecv1(SB) main.go:12 0x454965 e82605fbff CALL runtime.closechan(SB) main.go:13 0x454973 e81805fbff CALL runtime.closechan(SB) main.go:3 0x454982 e8d981ffff CALL runtime.morestack_noctxt(SB) main.go:7 0x454a32 e899fcfaff CALL runtime.chansend1(SB) main.go:8 0x454a4c e87ffcfaff CALL runtime.chansend1(SB) main.go:6 0x454a5b e80081ffff CALL runtime.morestack_noctxt(SB)
- makechan: 建立channel的函数，有无缓冲区的都是同样的
- chanrecv1: <- c1 时，调用的函数
- closechan: close(c1) 时调用的函数，关闭channel使用
- chansend1: c1 <- 1 时，也就是发送数据用到的函数
2.1.2. makechan
建立channel这一块主要就是给结构体和bug缓冲池分配内存，而后初始化一下hchan的结构体
func makechan(t *chantype, size int) *hchan {
elem := t.elem
// compiler checks this but be safe.
// 校验elem的大小限制
if elem.size >= 1<<16 {
throw("makechan: invalid channel element type")
}
// 对齐限制
if hchanSize%maxAlign != 0 || elem.align > maxAlign {
throw("makechan: bad alignment")
}
// size，即make(chan int, 2)中的2，默认不传为0， 判断size的上限和下限
if size < 0 || uintptr(size) > maxSliceCap(elem.size) || uintptr(size)*elem.size > maxAlloc-hchanSize {
panic(plainError("makechan: size out of range"))
}
var c *hchan
switch {
case size == 0 || elem.size == 0:
// 队列或者元素size为0，不分配缓冲池
// Queue or element size is zero.
c = (*hchan)(mallocgc(hchanSize, nil, true))
// Race detector uses this location for synchronization.
// buf指向自身，没有分配内存
c.buf = c.raceaddr()
case elem.kind&kindNoPointers != 0:
// Elements do not contain pointers.
// Allocate hchan and buf in one call.
// 分配一整块内存，用于存储hchan和 buf
c = (*hchan)(mallocgc(hchanSize+uintptr(size)*elem.size, nil, true))
c.buf = add(unsafe.Pointer(c), hchanSize)
default:
// Elements contain pointers.
// 是指针类型，那正常分配hchan结构体便可，buf单独分配
c = new(hchan)
c.buf = mallocgc(uintptr(size)*elem.size, elem, true)
}
// 初始化 hchan的属性
c.elemsize = uint16(elem.size)
c.elemtype = elem
c.dataqsiz = uint(size)
return c
}
2.1.3. chanrecv1
chanrecv1 调用了chanrecv 实现，chanrecv 监听channel并接收 channel里面的数据，并写入到 ep 里面
func chanrecv1(c *hchan, elem unsafe.Pointer) {
chanrecv(c, elem, true)
}
func chanrecv(c *hchan, ep unsafe.Pointer, block bool) (selected, received bool) {
lock(&c.lock)
if c.closed != 0 && c.qcount == 0 {
unlock(&c.lock)
if ep != nil {
// 清空地址里面的数据值，但不会改变类型
typedmemclr(c.elemtype, ep)
}
return true, false
}
if sg := c.sendq.dequeue(); sg != nil {
// 获取一个等待send的sudog，而后判断channel是否有缓冲区，若是有无缓冲区，获取sudog里面的数据便可， 若是channel有缓冲区，则获取缓冲区的头元素，把获取到的sudog的元素添加到缓冲区的队尾
recv(c, sg, ep, func() { unlock(&c.lock) }, 3)
return true, true
}
if c.qcount > 0 {
// Receive directly from queue
// 缓冲区有数据，且send队列没有等待发送数据的sudog，（异步且缓冲区刚满或未满的状况），根据recvx索引，获取数据
qp := chanbuf(c, c.recvx)
// 若是ep不为nil，拷贝 gp 到 ep
if ep != nil {
typedmemmove(c.elemtype, ep, qp)
}
// gp地址里的数据清除
typedmemclr(c.elemtype, qp)
// 更新下一次recv的索引
c.recvx++
if c.recvx == c.dataqsiz {
c.recvx = 0
}
// 更新 qcount计数
c.qcount--
unlock(&c.lock)
return true, true
}
if !block {
unlock(&c.lock)
return false, false
}
// no sender available: block on this channel.
// 找不到send 的sudog，缓冲区也没有数据，须要阻塞
gp := getg()
// 获取一个sudog的结构，并更新这个sudog的属性
mysg := acquireSudog()
mysg.releasetime = 0
// No stack splits between assigning elem and enqueuing mysg
// on gp.waiting where copystack can find it.
mysg.elem = ep
mysg.waitlink = nil
gp.waiting = mysg
mysg.g = gp
mysg.isSelect = false
mysg.c = c
gp.param = nil
// 把这个sudog放入到recv的队列
c.recvq.enqueue(mysg)
// 休眠这个g，当g被唤醒后，从这里继续执行
goparkunlock(&c.lock, waitReasonChanReceive, traceEvGoBlockRecv, 3)
// someone woke us up
if mysg != gp.waiting {
throw("G waiting list is corrupted")
}
gp.waiting = nil
if mysg.releasetime > 0 {
blockevent(mysg.releasetime-t0, 2)
}
closed := gp.param == nil
gp.param = nil
mysg.c = nil
// 清理完sudog的属性后，把sudog释放
releaseSudog(mysg)
return true, !closed
}
经过上面的逻辑，能够看出来数据传输的四种可能
- sendq队列不为空，可是buf为空（同步有阻塞g的状况）: 获取sendq队列头的sudog，并把sudog.elem数据拷贝目标地址 ep
- sendq队列不为空，buf也不为空（异步有阻塞g的状况）：把buf头元素拷贝到目标地址ep， 获取sendq队列头的sudog，而后把sudog.elem的数据拷贝到buf队尾，释放sudog
- sendq队列为空，可是buf不为空（异步无阻塞g的状况）：把buf头元素拷贝到目标地址ep便可
- sendq队列为空，buf也为空（同步无阻塞g的状况）：这时候就须要就须要阻塞自身，获取一个sudog的结构，放到channel的recvq队列里，等待send的g来唤醒本身，并把本身的数据拷贝到目标地址
这里细想一下，其实会发现一个问题，在上面L66 goparkunlock(&c.lock, waitReasonChanReceive, traceEvGoBlockRecv, 3) 休眠g后，g被唤醒后从这里开始继续往下执行，好像没有什么逻辑显示，这个recv g获取到了数据，这个g阻塞在这里是为了等数据来的，可是下面的逻辑，居然没有一个是操做数据的？
接下来分析的 recv 这个方法就能理解了
2.1.3.1. recv
func recv(c *hchan, sg *sudog, ep unsafe.Pointer, unlockf func(), skip int) {
// 若是是无缓冲区的channel
if c.dataqsiz == 0 {
if ep != nil {
// copy data from sender
// 直接在两个g之间进行数据拷贝
recvDirect(c.elemtype, sg, ep)
}
} else {
// 这里是有缓冲区才会走到的逻辑
// Queue is full. Take the item at the
// head of the queue. Make the sender enqueue
// its item at the tail of the queue. Since the
// queue is full, those are both the same slot.
// 由于在sendq队列获取到了等待发送数据的sudog，因此说明缓冲区已经满了，根据rcvx获取buf里面队列首元素的地址
qp := chanbuf(c, c.recvx)
// copy data from queue to receiver
if ep != nil {
// 把buf里面的数据拷贝到ep里面
typedmemmove(c.elemtype, ep, qp)
}
// copy data from sender to queue
// 把从sendq队列获取到的sudog的数据拷贝到刚刚的buf地址里面，并更新buf里面recvx的索引，也就是表名，buf队列的首元素地址后移
typedmemmove(c.elemtype, qp, sg.elem)
c.recvx++
if c.recvx == c.dataqsiz {
c.recvx = 0
}
c.sendx = c.recvx // c.sendx = (c.sendx+1) % c.dataqsiz
}
// 清空sudog的数据
sg.elem = nil
gp := sg.g
unlockf()
gp.param = unsafe.Pointer(sg)
if sg.releasetime != 0 {
sg.releasetime = cputicks()
}
// 唤醒sendq里面获取的sugog对应的g
goready(gp, skip+1)
}
结合上面的逻辑就发现，g在被唤醒以前，跟g相关的sudog的数据就已经被channel使用掉了，因此当g被唤醒时，无需处理跟数据传输相关的逻辑了
2.1.3.2. acquireSudog
获取一个sudog的结构，这里跟cache和scheduler调度待运行g的队列同样，使用了 p sched 的两级缓存，也就是本地缓存一个sudog的数组，同时在全局的 sched结构上面也维护了一个sudogcache的链表，当p本地的sudog不足或者过多的时候，就去跟全局的sched 进行平衡
func acquireSudog() *sudog {
// 加锁
mp := acquirem()
pp := mp.p.ptr()
// 若是当前缓存的没有sudog了，则去全局的sched中批量拉取一些sudog缓存到当前p
if len(pp.sudogcache) == 0 {
lock(&sched.sudoglock)
// First, try to grab a batch from central cache.
for len(pp.sudogcache) < cap(pp.sudogcache)/2 && sched.sudogcache != nil {
s := sched.sudogcache
sched.sudogcache = s.next
s.next = nil
pp.sudogcache = append(pp.sudogcache, s)
}
unlock(&sched.sudoglock)
// If the central cache is empty, allocate a new one.
if len(pp.sudogcache) == 0 {
pp.sudogcache = append(pp.sudogcache, new(sudog))
}
}
// 从本地缓存的sudog里面，获取第一个返回，并更新sudogcache slice
n := len(pp.sudogcache)
s := pp.sudogcache[n-1]
pp.sudogcache[n-1] = nil
pp.sudogcache = pp.sudogcache[:n-1]
if s.elem != nil {
throw("acquireSudog: found s.elem != nil in cache")
}
// 去锁
releasem(mp)
return s
}
2.1.3.3. releaseSudog
releaseSudog 就是释放当前使用的sudog，并平衡p本地缓存的sudog和全局队列的sudog
func releaseSudog(s *sudog) {
mp := acquirem() // avoid rescheduling to another P
pp := mp.p.ptr()
// 若是 p本地缓存的sudog的数量超出这个slice的最大长度，则平衡通常的sudog到全局的sched上面
if len(pp.sudogcache) == cap(pp.sudogcache) {
// Transfer half of local cache to the central cache.
var first, last *sudog
for len(pp.sudogcache) > cap(pp.sudogcache)/2 {
n := len(pp.sudogcache)
p := pp.sudogcache[n-1]
pp.sudogcache[n-1] = nil
pp.sudogcache = pp.sudogcache[:n-1]
if first == nil {
first = p
} else {
last.next = p
}
last = p
}
lock(&sched.sudoglock)
last.next = sched.sudogcache
sched.sudogcache = first
unlock(&sched.sudoglock)
}
// 把释放的sudog放到本地缓存的slice里面
pp.sudogcache = append(pp.sudogcache, s)
releasem(mp)
}
2.1.4. chansend1
发送逻辑跟接收的逻辑差很少
func chansend1(c *hchan, elem unsafe.Pointer) {
chansend(c, elem, true, getcallerpc())
}
func chansend(c *hchan, ep unsafe.Pointer, block bool, callerpc uintptr) bool {
lock(&c.lock)
// 从recvq队列获取一个 sudog
if sg := c.recvq.dequeue(); sg != nil {
// Found a waiting receiver. We pass the value we want to send
// directly to the receiver, bypassing the channel buffer (if any).
send(c, sg, ep, func() { unlock(&c.lock) }, 3)
return true
}
// 若是qcount < dataqsiz，说明这个channel是带buf的channel，并且buf没有满，直接把数据ep添加到buf队尾便可
if c.qcount < c.dataqsiz {
// Space is available in the channel buffer. Enqueue the element to send.
qp := chanbuf(c, c.sendx)
typedmemmove(c.elemtype, qp, ep)
c.sendx++
if c.sendx == c.dataqsiz {
c.sendx = 0
}
// 更新qcount
c.qcount++
unlock(&c.lock)
return true
}
if !block {
unlock(&c.lock)
return false
}
// Block on the channel. Some receiver will complete our operation for us.
// 走到这里说明，buf满了或者没有buf，并且recvq队列为空，就须要阻塞当前的g，等待有其余的g接收数据
gp := getg()
// 获取一个sudog，并初始化相关属性
mysg := acquireSudog()
mysg.releasetime = 0
if t0 != 0 {
mysg.releasetime = -1
}
// No stack splits between assigning elem and enqueuing mysg
// on gp.waiting where copystack can find it.
mysg.elem = ep
mysg.waitlink = nil
mysg.g = gp
mysg.isSelect = false
mysg.c = c
gp.waiting = mysg
gp.param = nil
// 把sudog入队sendq
c.sendq.enqueue(mysg)
// 休眠当前g，等待其余的g recv数据，recv数据后，唤醒这个g
goparkunlock(&c.lock, waitReasonChanSend, traceEvGoBlockSend, 3)
// someone woke us up.
if mysg != gp.waiting {
throw("G waiting list is corrupted")
}
gp.waiting = nil
if gp.param == nil {
if c.closed == 0 {
throw("chansend: spurious wakeup")
}
panic(plainError("send on closed channel"))
}
gp.param = nil
if mysg.releasetime > 0 {
blockevent(mysg.releasetime-t0, 2)
}
mysg.c = nil
// 释放sudog
releaseSudog(mysg)
return true
}
2.1.4.1. send
send 跟 recv 的逻辑也是大体相同的，并且由于从recvq里面拿到了一个sudog，因此说明缓冲区为空，那么send方法就不须要考虑往缓冲区添加数据了，send比recv更加简单，只须要交换数据、唤醒g便可
func send(c *hchan, sg *sudog, ep unsafe.Pointer, unlockf func(), skip int) {
if sg.elem != nil {
sendDirect(c.elemtype, sg, ep)
sg.elem = nil
}
gp := sg.g
unlockf()
gp.param = unsafe.Pointer(sg)
if sg.releasetime != 0 {
sg.releasetime = cputicks()
}
goready(gp, skip+1)
}
2.1.5. closechan
收发数据已经结束了，最后就是关闭channel了
func closechan(c *hchan) {
// nil chan 检查
if c == nil {
panic(plainError("close of nil channel"))
}
lock(&c.lock)
// closed chan 检查
if c.closed != 0 {
unlock(&c.lock)
panic(plainError("close of closed channel"))
}
// 设置c为closed状态
c.closed = 1
var glist *g
// release all readers
// 遍历 recvq，清除sudog的数据，并把recvq中sudog对应的g串成一个链表
for {
sg := c.recvq.dequeue()
if sg == nil {
break
}
if sg.elem != nil {
typedmemclr(c.elemtype, sg.elem)
sg.elem = nil
}
if sg.releasetime != 0 {
sg.releasetime = cputicks()
}
gp := sg.g
gp.param = nil
gp.schedlink.set(glist)
glist = gp
}
// release all writers (they will panic)
// 遍历sendq，清除sudog的数据，并把sendq中的sudog中的g和recvq中的sudog一块儿串成一个链表
for {
sg := c.sendq.dequeue()
if sg == nil {
break
}
sg.elem = nil
if sg.releasetime != 0 {
sg.releasetime = cputicks()
}
gp := sg.g
gp.param = nil
if raceenabled {
raceacquireg(gp, c.raceaddr())
}
gp.schedlink.set(glist)
glist = gp
}
unlock(&c.lock)
// Ready all Gs now that we've dropped the channel lock.
// 唤醒上面收集的全部的g
for glist != nil {
gp := glist
glist = glist.schedlink.ptr()
gp.schedlink = 0
goready(gp, 3)
}
}
chan close以后，全部阻塞的recvq 和 sendq（recvq和sendq只有有一个队列存在）中的sudog，清除sudog的一些数据和状态，设置 gp.param = nil， 让上层逻辑知道这是由于 close chan致使的
唤醒全部的g以后，g就会 继续执行 chansend 或者 chanrecv 中剩余的逻辑，也就是释放sudog（这也就是为何 closechan 不须要释放sudog的缘由）
2.1.6. 总结
语言的表述老是苍白的，在网上找资料的时候正好看到了两张流程图，能够结合着来看
发送流程（send）
接收流程（recv）
2.2. select
2.2.1. main
channel的收发流程在上面已经追踪了，流程也已经清晰了，可是跟channel一块儿使用的还有一个select，那select的流程又是什么呢
咱们仍是用go tool工具分析一下
func main() {
c1 := make(chan int)
c2 := make(chan int)
go func() {
time.Sleep(time.Second)
<-c2
c1 <- 1
}()
select {
case v := <-c1:
fmt.Printf("%d <- c1", v)
case c2 <- 1:
fmt.Println("c2 <- 1")
}
}
分析结果过滤一下CALL
main.go:9 0x4a05c6 e81542f6ff CALL runtime.makechan(SB) main.go:10 0x4a05ec e8ef41f6ff CALL runtime.makechan(SB) main.go:11 0x4a0620 e82b3bf9ff CALL runtime.newproc(SB) main.go:16 0x4a0654 e82c94fbff CALL 0x459a85 main.go:16 0x4a06e3 e8d8b7f9ff CALL runtime.selectgo(SB) main.go:18 0x4a074c e8df8df6ff CALL runtime.convT2E64(SB) main.go:18 0x4a07ec e8cf89ffff CALL fmt.Printf(SB) main.go:18 0x4a0806 e8f587fbff CALL runtime.gcWriteBarrier(SB) main.go:20 0x4a088c e87f8bffff CALL fmt.Println(SB) main.go:8 0x4a0898 e85369fbff CALL runtime.morestack_noctxt(SB) main.go:12 0x4a0945 e8868efaff CALL time.Sleep(SB) main.go:13 0x4a095c e8ff4bf6ff CALL runtime.chanrecv1(SB) main.go:14 0x4a0976 e85541f6ff CALL runtime.chansend1(SB) main.go:11 0x4a0985 e86668fbff CALL runtime.morestack_noctxt(SB)
能够看出来，select 的实现是靠 selectgo 函数的
觉得就这样吗，而后咱们就开始分析 selectgo 函数了，不，在我手贱的时候还发现了另外一种状况
func main() {
c1 := make(chan int)
go func() {
time.Sleep(time.Second)
c1 <- 1
}()
select {
case <-c1:
fmt.Printf("c1 <- 1")
default:
fmt.Println("default")
}
}
分析结果以下：
main.go:9 0x49eca8 e8335bf6ff CALL runtime.makechan(SB) main.go:11 0x49eccf e85c54f9ff CALL runtime.newproc(SB) main.go:17 0x49ece6 e83570f6ff CALL runtime.selectnbrecv(SB) main.go:18 0x49ed1c e88f8bffff CALL fmt.Printf(SB) main.go:22 0x49ed8f e86c8dffff CALL fmt.Println(SB) main.go:8 0x49ed96 e8556cfbff CALL runtime.morestack_noctxt(SB) main.go:12 0x49ee35 e87692faff CALL time.Sleep(SB) main.go:13 0x49ee4f e87c5cf6ff CALL runtime.chansend1(SB) main.go:11 0x49ee5e e88d6bfbff CALL runtime.morestack_noctxt(SB)
能够看到，这里 select 的实现是依靠底层的 selectnbrecv 的函数的，若是，既然有 selectnbrecv 函数，会不会有 selectnbsend 函数呢，继续试验一下
func main() {
c1 := make(chan int)
go func() {
time.Sleep(time.Second)
<- c1
}()
select {
case c1 <- 1:
fmt.Printf("c1 <- 1")
default:
fmt.Println("default")
}
}
分析j结果
main.go:9 0x49ecb3 e8285bf6ff CALL runtime.makechan(SB) main.go:11 0x49ecda e85154f9ff CALL runtime.newproc(SB) main.go:17 0x49ed05 e81670f6ff CALL runtime.selectnbsend(SB) main.go:18 0x49ed3b e8708bffff CALL fmt.Printf(SB) main.go:22 0x49edb4 e8478dffff CALL fmt.Println(SB) main.go:8 0x49edbb e8306cfbff CALL runtime.morestack_noctxt(SB) main.go:12 0x49ee65 e84692faff CALL time.Sleep(SB) main.go:13 0x49ee7c e8df66f6ff CALL runtime.chanrecv1(SB) main.go:11 0x49ee8b e8606bfbff CALL runtime.morestack_noctxt(SB)
这里就是用 selectnbsend 函数实现了 select 语句，而后继续试验，得出结论以下：
- 若是select语句中只有一个 case在等待从channel中接收数据，则调用
selectnbrecv实现 - 若是select语句中只有一个 case在等待向channel发送数据，则调用
selectnbsend实现 - 若是select语句中有多个case，在等待向一个或多个channel发送或接收数据，则调用
selectgo实现
好了，咱们开始从 selectgo 开始跟踪了，可是跟踪selectgo以前，咱们须要选跟踪一下 reflect_rselect ， 否则看着 selectgo 函数的参数，彻底就是一脸懵逼啊
2.2.2. reflect_rselect
func reflect_rselect(cases []runtimeSelect) (int, bool) {
// 若是没有case的select，休眠当前goroutine
if len(cases) == 0 {
block()
}
sel := make([]scase, len(cases))
order := make([]uint16, 2*len(cases))
for i := range cases {
rc := &cases[i]
switch rc.dir {
case selectDefault:
sel[i] = scase{kind: caseDefault}
case selectSend:
// 若是是发送的话，c <- 1, rc.val 就是1的地址
sel[i] = scase{kind: caseSend, c: rc.ch, elem: rc.val}
case selectRecv:
// 若是是接收的话，v:= <- c, rc.val 就是v的地址
sel[i] = scase{kind: caseRecv, c: rc.ch, elem: rc.val}
}
}
return selectgo(&sel[0], &order[0], len(cases))
}
2.2.3. selectgo
func selectgo(cas0 *scase, order0 *uint16, ncases int) (int, bool) {
cas1 := (*[1 << 16]scase)(unsafe.Pointer(cas0))
order1 := (*[1 << 17]uint16)(unsafe.Pointer(order0))
// order是 2*ncases长度的slice，而后把 order[0-ncases] 给 pollorder用，order[ncases-2ncases] 给lockorder用
scases := cas1[:ncases:ncases]
pollorder := order1[:ncases:ncases]
lockorder := order1[ncases:][:ncases:ncases]
// Replace send/receive cases involving nil channels with
// caseNil so logic below can assume non-nil channel.
for i := range scases {
cas := &scases[i]
if cas.c == nil && cas.kind != caseDefault {
*cas = scase{}
}
}
// The compiler rewrites selects that statically have
// only 0 or 1 cases plus default into simpler constructs.
// The only way we can end up with such small sel.ncase
// values here is for a larger select in which most channels
// have been nilled out. The general code handles those
// cases correctly, and they are rare enough not to bother
// optimizing (and needing to test).
// generate permuted order
// 肯定轮询的顺序
for i := 1; i < ncases; i++ {
j := fastrandn(uint32(i + 1))
pollorder[i] = pollorder[j]
pollorder[j] = uint16(i)
}
// sort the cases by Hchan address to get the locking order.
// simple heap sort, to guarantee n log n time and constant stack footprint.
// 经过hchan的地址来肯定加锁顺序，使用堆排序减小时间复杂度
for i := 0; i < ncases; i++ {
j := i
// Start with the pollorder to permute cases on the same channel.
c := scases[pollorder[i]].c
for j > 0 && scases[lockorder[(j-1)/2]].c.sortkey() < c.sortkey() {
k := (j - 1) / 2
lockorder[j] = lockorder[k]
j = k
}
lockorder[j] = pollorder[i]
}
for i := ncases - 1; i >= 0; i-- {
o := lockorder[i]
c := scases[o].c
lockorder[i] = lockorder[0]
j := 0
for {
k := j*2 + 1
if k >= i {
break
}
if k+1 < i && scases[lockorder[k]].c.sortkey() < scases[lockorder[k+1]].c.sortkey() {
k++
}
if c.sortkey() < scases[lockorder[k]].c.sortkey() {
lockorder[j] = lockorder[k]
j = k
continue
}
break
}
lockorder[j] = o
}
// lock all the channels involved in the select
// 根据上面肯定的加锁顺序 lockorder，来逐个对case进行加锁
sellock(scases, lockorder)
var (
gp *g
sg *sudog
c *hchan
k *scase
sglist *sudog
sgnext *sudog
qp unsafe.Pointer
nextp **sudog
)
loop:
// pass 1 - look for something already waiting
var dfli int
var dfl *scase
var casi int
var cas *scase
var recvOK bool
for i := 0; i < ncases; i++ {
// 根据pollorder，获取当前轮询到的case
casi = int(pollorder[i])
cas = &scases[casi]
c = cas.c
switch cas.kind {
// nil类型的case，无视，继续下一个
case caseNil:
continue
case caseRecv:
// recv类型的case，判断sendq的队列中有没有等待发送数据的sudog，若是获取到的话，跳转到 recv
sg = c.sendq.dequeue()
if sg != nil {
goto recv
}
// 没有sudog在sendq队列排队，而后检查buf里面是否有数据，若是buf里有，则跳转到bufrecv
if c.qcount > 0 {
goto bufrecv
}
// 最后 sendq buf都拿不到数据，则判断这个channel是否为关闭状态了
// 因此 能够看出来，若是咱们关闭一个带buf的channel，在关闭以后仍是能把以前存储的数据读完的
if c.closed != 0 {
goto rclose
}
case caseSend:
// send 类型的case，首先确认channel是否关闭
if c.closed != 0 {
goto sclose
}
// 而后判断，recvq队列里面有没有等待接收数据的sudog，有则跳转到 send 标签
sg = c.recvq.dequeue()
if sg != nil {
goto send
}
// 判断是否有空余的buf位置，可让本身把数据放上去，若是有，则跳转到bufsend标签
if c.qcount < c.dataqsiz {
goto bufsend
}
case caseDefault:
// 更新并记录 case的索引及地址
dfli = casi
dfl = cas
}
}
// 根据 dfl 来判断是否有 default，而且走到了
// 在全部 case遍历完成后，若是不须要等待，都会跳转到相应的标签，例如 recv bufrecv send等，若是走到这里，说明全部的case都没法直接获取或发送数据，等待另外一个g的就绪
if dfl != nil {
selunlock(scases, lockorder)
casi = dfli
cas = dfl
// 若是有default，直接执行default
goto retc
}
// pass 2 - enqueue on all chans
// 流程执行到这里，全部的case都须要等待，且没有default执行
gp = getg()
if gp.waiting != nil {
throw("gp.waiting != nil")
}
nextp = &gp.waiting
// 按照lockorder，对每一个case，建立相应的sudog并放入case对应的channel的recvq或sendq队列
for _, casei := range lockorder {
casi = int(casei)
cas = &scases[casi]
if cas.kind == caseNil {
continue
}
c = cas.c
// 每个case获取一个sudog，绑定到case对应的cahnnel的sendq或recvq队列
sg := acquireSudog()
sg.g = gp
sg.isSelect = true
// No stack splits between assigning elem and enqueuing
// sg on gp.waiting where copystack can find it.
sg.elem = cas.elem
sg.releasetime = 0
if t0 != 0 {
sg.releasetime = -1
}
sg.c = c
// Construct waiting list in lock order.
// 按照lockorder，把这些sudog，依赖sudog.waitlink串联起来
*nextp = sg
nextp = &sg.waitlink
switch cas.kind {
case caseRecv:
// 若是recv，放入到recvq队列
c.recvq.enqueue(sg)
case caseSend:
// 若是是send，放入到sendq队列
c.sendq.enqueue(sg)
}
}
// wait for someone to wake us up
// 休眠等待唤醒
gp.param = nil
gopark(selparkcommit, nil, waitReasonSelect, traceEvGoBlockSelect, 1)
//
sellock(scases, lockorder)
gp.selectDone = 0
sg = (*sudog)(gp.param)
gp.param = nil
// pass 3 - dequeue from unsuccessful chans
// otherwise they stack up on quiet channels
// record the successful case, if any.
// We singly-linked up the SudoGs in lock order.
casi = -1
cas = nil
sglist = gp.waiting
// Clear all elem before unlinking from gp.waiting.
// 在解散waiting这个队列前，先把数据清空，由于执行到这列，确定是由于另外一个goroutine在recv或send 某个channel，而且拿到数据致使的，因此，执行到这里后，数据都没用了
for sg1 := gp.waiting; sg1 != nil; sg1 = sg1.waitlink {
sg1.isSelect = false
sg1.elem = nil
sg1.c = nil
}
gp.waiting = nil
for _, casei := range lockorder {
k = &scases[casei]
if k.kind == caseNil {
continue
}
if sglist.releasetime > 0 {
k.releasetime = sglist.releasetime
}
if sg == sglist {
// sg has already been dequeued by the G that woke us up.
// 肯定这个sudog致使的自身被唤醒
casi = int(casei)
cas = k
} else {
// 把其余还在等待的sudog从等待队列中移除
c = k.c
if k.kind == caseSend {
c.sendq.dequeueSudoG(sglist)
} else {
c.recvq.dequeueSudoG(sglist)
}
}
sgnext = sglist.waitlink
sglist.waitlink = nil
releaseSudog(sglist)
sglist = sgnext
}
if cas == nil {
// 若是cas为nil，说明有可能由于其余因素被唤醒，再循环一次
goto loop
}
c = cas.c
if cas.kind == caseRecv {
recvOK = true
}
selunlock(scases, lockorder)
goto retc
bufrecv:
// can receive from buffer
// recv操做，并buf不为空，从buf中获取数据便可
recvOK = true
qp = chanbuf(c, c.recvx)
if cas.elem != nil {
typedmemmove(c.elemtype, cas.elem, qp)
}
typedmemclr(c.elemtype, qp)
// 更新buf中recvx的索引
c.recvx++
if c.recvx == c.dataqsiz {
c.recvx = 0
}
// 更新buf中数据的数量
c.qcount--
// 解锁当前case
selunlock(scases, lockorder)
goto retc
bufsend:
// can send to buffer
// send操做，且buf有空余位置存储，把本身的数据拷贝到buf队尾
typedmemmove(c.elemtype, chanbuf(c, c.sendx), cas.elem)
// 更新buf中sendx的索引
c.sendx++
if c.sendx == c.dataqsiz {
c.sendx = 0
}
// 更新buf中数据的数量
c.qcount++
// 解锁当前case
selunlock(scases, lockorder)
goto retc
recv:
// can receive from sleeping sender (sg)
// recv操做，可是sendq中有sudog在等待，经过recv方法，获取数据
recv(c, sg, cas.elem, func() { selunlock(scases, lockorder) }, 2)
recvOK = true
goto retc
rclose:
// read at end of closed channel
// recv 操做，可是这个channel已经close了
selunlock(scases, lockorder)
recvOK = false
if cas.elem != nil {
typedmemclr(c.elemtype, cas.elem)
}
goto retc
send:
// can send to a sleeping receiver (sg)
// send操做，可是recvq队列中有在等待的sudog
send(c, sg, cas.elem, func() { selunlock(scases, lockorder) }, 2)
goto retc
retc:
// 返回
return casi, recvOK
sclose:
// send on closed channel
selunlock(scases, lockorder)
panic(plainError("send on closed channel"))
}
2.2.4. selectnbrecv
当一个select里面只有一个 case，且这个case 是接收数据的操做的时候，select就会调用 selectnbrecv 函数来实现
func selectnbrecv(elem unsafe.Pointer, c *hchan) (selected bool) {
selected, _ = chanrecv(c, elem, false)
return
}
这里就会发现 selectnbrecv 就是调用了 chanrecv 来实现，也就是咱们上面解析的 <- c1 是同样的，就至关于 select 退变 成单独的 <- c 的表达了
2.2.5. selectnbsend
同 selectnbrecv 同样，当select只有一个case，且这个case是发送数据到channel的，就会退变成 c <- 1 的表达了
func selectnbsend(c *hchan, elem unsafe.Pointer) (selected bool) {
return chansend(c, elem, false, getcallerpc())
}
2.2.6. 总结
因此，select的流程大体以下
- 对每一个case进行收发判断，是否须要阻塞，不须要，直接跳转执行
- 若是每一个case的收发操做都须要阻塞等待，则判断有没有default，若是有，执行default
- 若是每一个case的收发操做都须要阻塞等待，且没有default，那就为每一个case建立一个sudog，绑定到case对应的channel的sendq或recvq队列
- 若是某个sudog被临幸，而后被唤醒了，清空全部sudog的数据等属性，并把其余的sudog从队列中移除
- 至此，一个select操做结束
3. 总结
我仍是很像吐槽一下，selectgo 函数华丽丽的写了300多行，里面还使用了若干的 goto 去进行跳转，真的不能够分拆一下吗，不过大神的代码，仍是真的须要膜拜的
4. 参考文档
- 《Go语言学习笔记》-- 雨痕
- Go Channel 源码剖析
- 深刻理解 Go Channel
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