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协程库Libtask源码分析之架构篇
发布时间：2025-11-05 01:05:06 来源：云智核 作者：应用开发
本文转载自微信公众号「编程杂技」，协程作者theanarkh 。源码转载本文请联系编程杂技公众号。分析
前言：假设读者已经了解了协程的构篇概念，实现协程的协程底层技术支持。本文会介绍基于底层基础，源码如何实现协程以及协程的分析应用(更多基础可以点击这里[1])。
libtask是构篇google大佬Russ Cox(Go的核心开发者)所写，本文介绍libtask的协程基础原理。我们从libtask的源码main函数开始，这个main函数就是分析我们在c语言中使用的c函数，libtask本身实现了main这个函数，构篇用户使用libtask时，协程要实现的源码是taskmain函数。taskmain和main的分析函数声明是一样的。下面我们看一下main函数。
int main(int argc, char **argv) { struct sigaction sa, osa; // 注册SIGQUIT信号处理函数 memset(&sa, 0, sizeof sa); sa.sa_handler = taskinfo; sa.sa_flags = SA_RESTART; sigaction(SIGQUIT, &sa, &osa); // 保存命令行参数 argv0 = argv[0]; taskargc = argc; taskargv = argv; if(mainstacksize == 0) mainstacksize = 256*1024; // 创建第一个协程 taskcreate(taskmainstart, nil, mainstacksize); // 开始调度 taskscheduler(); fprint(2, "taskscheduler returned in main!n"); abort(); return 0; }main函数主要的两个逻辑是taskcreate和taskscheduler函数。我们先来看taskcreate。高防服务器
int taskcreate(void (*fn)(void*), void *arg, uint stack) { int id; Task *t; t = taskalloc(fn, arg, stack); taskcount++; id = t->id; // 记录位置 t->alltaskslot = nalltask; // 保存到alltask中 alltask[nalltask++] = t; // 修改状态为就绪，可以被调度，并且加入到就绪队列 taskready(t); return id; }taskcreate首先调用taskalloc分配一个表示协程的结构体Task。我们看看这个结构体的定义。
struct Task { char name[256]; // offset known to acid char state[256]; // 前后指针 Task *next; Task *prev; Task *allnext; Task *allprev; // 执行上下文 Context context; // 睡眠时间 uvlong alarmtime; uint id; // 栈信息 uchar *stk; uint stksize; //是否退出了 int exiting; // 在alltask的索引 int alltaskslot; // 是否是系统协程 int system; // 是否就绪状态 int ready; // 入口函数 void (*startfn)(void*); // 入口参数 void *startarg; // 自定义数据 void *udata; };接着看看taskalloc的实现。
// 分配一个协程所需要的内存和初始化某些字段 static Task* taskalloc(void (*fn)(void*), void *arg, uint stack) { Task *t; sigset_t zero; uint x, y; ulong z; /* allocate the task and stack together */ // 结构体本身的大小+栈大小 t = malloc(sizeof *t+stack); memset(t, 0, sizeof *t); // 栈的内存位置 t->stk = (uchar*)(t+1); // 栈大小 t->stksize = stack; // 协程id t->id = ++taskidgen; // 协程工作函数和参数 t->startfn = fn; t->startarg = arg; /* do a reasonable initialization */ memset(&t->context.uc, 0, sizeof t->context.uc); sigemptyset(&zero); // 初始化uc_sigmask字段为空，即不阻塞信号 sigprocmask(SIG_BLOCK, &zero, &t->context.uc.uc_sigmask); /* must initialize with current context */ // 初始化uc字段 getcontext(&t->context.uc) // 设置协程执行时的栈位置和大小 t->context.uc.uc_stack.ss_sp = t->stk+8; t->context.uc.uc_stack.ss_size = t->stksize-64; z = (ulong)t; y = z; z >>= 16; /* hide undefined 32-bit shift from 32-bit compilers */ x = z>>16; // 保存信息到uc字段 makecontext(&t->context.uc, (void(*)())taskstart, 2, y, x); return t; }taskalloc函数代码看起来很多，但是逻辑不算复杂，就是申请Task结构体所需的内存和执行时栈的内存，然后初始化各个字段。这样，一个协程就诞生了。接着执行taskready把协程加入就绪队列。
// 修改协程的状态为就绪并加入就绪队列 void taskready(Task *t) { t->ready = 1; addtask(&taskrunqueue, t); } // 把协程插入队列中，如果之前在其他队列，则会被移除 void addtask(Tasklist *l, Task *t) { if(l->tail){ l->tail->next = t; t->prev = l->tail; }else{ l->head = t; t->prev = nil; } l->tail = t; t->next = nil; }taskrunqueue记录了所有就绪的IT技术网协程。创建了协程并加入队列后，协程还没有开始执行，就像操作系统的进程和线程一样，需要有一个调度器来调度执行。下面我们看看调度器的实现。
// 协程调度中心 static void taskscheduler(void) { int i; Task *t; for(;;){ // 没有用户协程了，则退出 if(taskcount == 0) exit(taskexitval); // 从就绪队列拿出一个协程 t = taskrunqueue.head; if(t == nil){ fprint(2, "no runnable tasks! %d tasks stalledn", taskcount); exit(1); } // 从就绪队列删除该协程 deltask(&taskrunqueue, t); t->ready = 0; // 保存正在执行的协程 taskrunning = t; // 切换次数加一 tasknswitch++; // 切换到t执行，并且保存当前上下文到taskschedcontext（即下面要执行的代码） contextswitch(&taskschedcontext, &t->context); // 执行到这说明没有协程在执行（t切换回来的），置空 taskrunning = nil; // 刚才执行的协程t退出了 if(t->exiting){ // 不是系统协程，则个数减一 if(!t->system) taskcount--; // 当前协程在alltask的索引 i = t->alltaskslot; // 把最后一个协程换到当前协程的位置，因为他要退出了 alltask[i] = alltask[--nalltask]; // 更新被置换协程的索引 alltask[i]->alltaskslot = i; // 释放堆内存 free(t); } } }调度器的代码看起来很多，但是核心逻辑就三个 1 从就绪队列中拿出一个协程t，并把t移出就绪队列 2 通过contextswitch切换到协程t中执行 3 协程t切换回调度中心，如果t已经退出，则修改数据结构，然后回收他占据的内存。如果t没退出，则继续调度其他协程执行。至此，b2b信息网协程就开始跑起来了。并且也有了调度系统。这里的调度机制是比较简单的，就是按着先进先出的方式就绪调度，并且是非抢占的。即没有按时间片调度的概念，一个协程的执行时间由自己决定，放弃执行的权力也是自己控制的，当协程不想执行了可以调用taskyield让出cpu。
// 协程主动让出cpu int taskyield(void) { int n; // 当前切换协程的次数 n = tasknswitch; // 插入就绪队列，等待后续的调度 taskready(taskrunning); taskstate("yield"); // 切换协程 taskswitch(); // 等于0说明当前只有自己一个协程，调度的时候tasknswitch加一，所以这里减一 return tasknswitch - n - 1; } /* 切换协程,taskrunning是正在执行的协程，taskschedcontext是调度协程（主线程）的上下文， 切换到调度中心，并保持当前上下文到taskrunning->context */ void taskswitch(void) { needstack(0); contextswitch(&taskrunning->context, &taskschedcontext); } // 真正切换协程的逻辑 static void contextswitch(Context *from, Context *to) { if(swapcontext(&from->uc, &to->uc) < 0){ fprint(2, "swapcontext failed: %rn"); assert(0); } }yield的逻辑也很简单，因为协程在执行的时候，是不处于就绪队列的，当协程准备让出cpu时，协程首先把自己重新加入到就绪队列，等待下次被调度执行。当然我们也可以直接调度contextswitch切换到其他协程。重点在于什么时候应该让出cpu，又什么时候应该被调度执行。接下来会详细讲解。至此，我们已经有了支持协程所需要的底层基础。我们看到这个实现的思路也不是很复杂，首先有一个队列表示待执行的的协程，每一个协程对应一个Task结构体。然后调度中心不断地按照先进先出的方式去调度协程的执行就可以。因为没有抢占机制，所以调度中心是依赖协程本身去驱动的，协程需要主动让出cpu，把上下文切换回调度中心，调度中心才能进行下一轮的调度。接下来我们看看，基于这些底层基础，如果实现一个基于协程的服务器。下面我们通过一个例子进行讲解。
void taskmain(int argc, char **argv) { // 启动一个tcp服务器 if((fd = netannounce(TCP, 0, atoi(argv[1]))) < 0){ // ... } // 改为非阻塞模式 fdnoblock(fd); // accept成功后创建一个客户端协程 while((cfd = netaccept(fd, remote, &rport)) >= 0){ taskcreate(proxytask, (void*)cfd, STACK); } }我们刚才讲过taskmain是我们需要实现的函数，首先通过netannounce建立一个tcp服务器。接着把fd改成非阻塞的，这个非常重要，因为在后面调用accept的时候，如果是阻塞的文件描述符，那么就会引起进程挂起，而非阻塞模式下，操作系统会返回EAGAIN的错误码，通过这个错误码我们可以决定下一步做什么。我们看看netaccept的实现。
// 处理（摘下）连接 int netaccept(int fd, char *server, int *port) { int cfd, one; struct sockaddr_in sa; uchar *ip; socklen_t len; // 注册事件到epoll，等待事件触发 fdwait(fd, r); len = sizeof sa; // 触发后说明有连接了，则执行accept if((cfd = accept(fd, (void*)&sa, &len)) < 0){ return -1; } // 和客户端通信的fd也改成非阻塞模式 fdnoblock(cfd); one = 1; setsockopt(cfd, IPPROTO_TCP, TCP_NODELAY, (char*)&one, sizeof one); return cfd; }netaccept就是通过调用accept逐个处理tcp连接，但是在accept之前，有一个非常重要的操作fdwait。
// 协程因为等待io需要切换 void fdwait(int fd, int rw) { // 是否已经初始化epoll if(!startedfdtask){ startedfdtask = 1; epfd = epoll_create(1); // 没有初始化则创建一个协程，做io管理 taskcreate(fdtask, 0, 32768); } struct epoll_event ev = ; // 记录事件对应的协程和感兴趣的事件 ev.data.ptr = taskrunning; switch(rw){ case r: ev.events |= EPOLLIN | EPOLLPRI; break; case w: ev.events |= EPOLLOUT; break; } int r = epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_ADD, fd, &ev); // 切换到其他协程，等待被唤醒 taskswitch(); // 唤醒后函数刚才注册的事件 epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_DEL, fd, &ev); }fdwait首先把fd注册到epoll中，然后把协程切换到下一个待执行的协程。这里有个细节，当协程X被调度执行的时候，他是脱离了就绪队列的，而taskswitch函数只是实现了切换上下文到调度中心，调度中心会从就绪队列从选择下一个协程执行，那么这时候，脱离就绪队列的协程X就处于孤岛状态，看起来再也无法给调度中心选中执行，这个问题的处理方式是，把协程、fd和感兴趣的事件信息一起注册到epoll中，当epoll监听到某个fd的事件发生时，就会把对应的协程加入就绪队列，这样协程就可以被调度执行了。在fdwait函数一开始那里处理了epoll相关的逻辑。epoll的逻辑也是在一个协程中执行的，但是epoll所在协程和一般协程不一样，类似于操作系统的内核线程一样，epoll所在的协程成为系统协程，即不是用户定义的，而是系统定义的。我们看一下实现
void fdtask(void *v) { int i, ms; Task *t; uvlong now; // 变成系统协程 tasksystem(); struct epoll_event events[1000]; for(;;){ /* let everyone else run */ // 大于0说明还有其他就绪协程可执行，则先让给他们执行，否则往下执行 while(taskyield() > 0) ; /* were the only one runnable - poll for i/o */ errno = 0; // 没有定时事件则一直阻塞 if((t=sleeping.head) == nil) ms = -1; else{ /* sleep at most 5s */ now = nsec(); if(now >= t->alarmtime) ms = 0; else if(now+5*1000*1000*1000LL >= t->alarmtime) ms = (t->alarmtime - now)/1000000; else ms = 5000; } int nevents; // 等待事件发生，ms是等待的超时时间 if((nevents = epoll_wait(epfd, events, 1000, ms)) < 0){ if(errno == EINTR) continue; fprint(2, "epoll: %sn", strerror(errno)); taskexitall(0); } /* wake up the guys who deserve it */ // 事件触发，把对应协程插入就绪队列 for(i=0; i<nevents; i++){ taskready((Task *)events[i].data.ptr); } now = nsec(); // 处理超时事件 while((t=sleeping.head) && now >= t->alarmtime){ deltask(&sleeping, t); if(!t->system && --sleepingcounted == 0) taskcount--; taskready(t); } } }我们看到epoll的处理逻辑和一般服务器的类似，通过epoll_wait阻塞，然后epoll_wait返回时，处理每一个发生的事件，而且libtask还支持超时事件。另外libtask中当还有其他就绪协程的时候，是不会进入epoll_wait的，它会把cpu让给就绪的协程(通过taskyield函数)，当就绪队列只有epoll所在的协程时才会进入epoll的逻辑。至此，我们看到了libtask中如何把异步变成同步的。当用户要调用一个可能会引起进程挂起的接口时，就可以调用libtask提供的一个相应的API，比如我们想读一个文件，我们可以调用libtask的fdread。
int fdread(int fd, void *buf, int n) { int m; // 非阻塞读，如果不满足则再注册到epoll，参考fdread1 while((m=read(fd, buf, n)) < 0 && errno == EAGAIN) fdwait(fd, r); return m; }这样就不需要担心进程被挂起，同时也不需要处理epoll相关的逻辑(注册事件，事件触发时的处理等等)。异步转同步，libtask的方式就是通过提供对应的API，先把用户的fd注册到epoll中，然后切换到其他协程，等epoll监听到事件触发时，就会把对应的协程插入就绪队列，当该协程被调度中心选中执行时，就会继续执行剩下的逻辑而不会引起进程挂起，因为这时候所等待的条件已经满足。
总结：libtask的设计思想就是把业务逻辑封装到一个个协程中，由libtask实现协程的调度，在各个业务逻辑中进行切换，从而驱动着系统的运行。另外libtask也提供了一个网络和文件io异步变同步的解决方案。使得我们使用起来更加方便，高效。今天先讲到这里。
References
[1] 更多基础可以点击这里: https://github.com/theanarkh/read-libtask-code/blob/main/README.md
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