Linux高性能網絡：協程系列04-協程實現之工作原理
- Linux高性能網絡：協程系列01-前言
- Linux高性能網絡：協程系列02-協程的起源
- Linux高性能網絡：協程系列03-協程的案例
- Linux高性能網絡：協程系列04-協程實現之工作原理
- Linux高性能網絡：協程系列05-協程實現之原語操作
- Linux高性能網絡：協程系列06-協程實現之切換
- Linux高性能網絡：協程系列07-協程實現之定義
- Linux高性能網絡：協程系列08-協程實現之調度器
- Linux高性能網絡：協程系列09-協程性能測試
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[Linux高性能網絡：協程系列10 待續]()
4.協程的實現之工作原理
- [4.0 前言]
- [4.1.創建協程]
- [4.2.實現IO異步操作]
- [4.3.回調協程的子過程]
4.0 前言
問題：協程內部是如何工作呢？
先來看一下協程服務器案例的代碼， 代碼參考：
https://github.com/wangbojing/NtyCo/blob/master/nty_server_test.c
分別討論三個協程的比較晦澀的工作流程。第一個協程的創建；第二個IO異步操作；第三個協程子過程回調。
4.1.創建協程
當我們需要異步調用的時候，我們會創建一個協程。比如accept返回一個新的sockfd，創建一個客戶端處理的子過程。再比如需要監聽多個端口的時候，創建一個
server的子過程，這樣多個端口同時工作的，是符合微服務的架構的。
int nty_coroutine_create(nty_coroutine \**new_co, proc_coroutine func, void *arg);- 參數1：new_co，需要傳入空的協程的對象，這個對象是由內部創建的，並且在函數返回的時候，會返回一個內部創建的協程對象。
- 參數2：func，協程的子過程。當協程被調度的時候，就會執行該函數。
- 參數3：arg，需要傳入到新協程中的參數。
協程不存在親屬關系，都是一致的調度關系，接受調度器的調度。調用create API就會創建一個新協程，新協程就會加入到調度器的就緒隊列中。創建的協程具體
4.2.實現IO異步操作
大部分的朋友會關心IO異步操作如何實現，在send與recv調用的時候，如何實現異步操作的。
先來看一下一段代碼：
while (1) {
int nready = epoll_wait(epfd, events, EVENT_SIZE, -1);
for (i = 0;i < nready;i ++) {
int sockfd = events[i].data.fd;
if (sockfd == listenfd) {
int connfd = accept(listenfd, xxx, xxxx);
setnonblock(connfd);
ev.events = EPOLLIN | EPOLLET;
ev.data.fd = connfd;
epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_ADD, connfd, &ev);
} else {
epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_DEL, sockfd, NULL);
recv(sockfd, buffer, length, 0);
//parser_proto(buffer, length);
send(sockfd, buffer, length, 0);
epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_ADD, sockfd, NULL);
}
}
} 在進行IO操作（recv，send）之前，先執行了 epoll_ctl的del操作，將相應的sockfd從epfd中刪除掉，在執行完IO操作（recv，send）再進行epoll_ctl的add的動作。這段代碼看起來似乎好像沒有什麽作用。
如果是在多個上下文中，這樣的做法就很有意義了。能夠保證sockfd只在一個上下文中能夠操作IO的。不會出現在多個上下文同時對一個IO進行操作的。協程的IO異步操作正式是采用此模式進行的。
把單一協程的工作與調度器的工作的劃分清楚，先引入兩個原語操作 resume，yield會在《協程的實現之原語操作》來講解協程所有原語操作的實現，yield就是讓出運行，resume就是恢復運行。調度器與協程的上下文切換如下圖所示：
在協程的上下文IO異步操作（nty_recv，nty_send）函數，步驟如下：
- 將sockfd 添加到epoll管理中；
- 進行上下文環境切換，由協程上下文yield到調度器的上下文；
- 調度器獲取下一個協程上下文。Resume新的協程。
IO異步操作的上下文切換的時序圖如下：
4.3.回調協程的子過程
在create協程後，何時回調子過程？何種方式回調子過程？
首先來回顧一下x86_64寄存器的相關知識。匯編與寄存器相關知識還會在《協程的實現之切換》繼續深入探討的。x86_64 的寄存器有16個64位寄存器，分別是：
%rax, %rbx，%rcx, %esi, %edi, %rbp, %rsp, %r8, %r9, %r10, %r11, %r12, %r13, %r14, %r15。 %rax 作為函數返回值使用的；
%rsp 棧指針寄存器，指向棧頂；
%rdi, %rsi, %rdx, %rcx, %r8, %r9 用作函數參數，依次對應第1參數，第2參數...
%rbx, %rbp, %r12, %r13, %r14, %r15 用作數據存儲，遵循調用者使用規則，換句話說，就是隨便用。調用子函數之前要備份它，以防它被修改；
%r10, %r11 用作數據存儲，就是使用前要先保存原值
以NtyCo的實現為例，來分析這個過程。CPU有一個非常重要的寄存器叫做EIP，用來存儲CPU運行下一條指令的地址。我們可以把回調函數的地址存儲到EIP中，將相應的參數存儲到相應的參數寄存器中。實現子過程調用的邏輯代碼如下：
void _exec(nty_coroutine *co) {
co->func(co->arg); //子過程的回調函數
}
void nty_coroutine_init(nty_coroutine *co) {
//ctx 就是協程的上下文
co->ctx.edi = (void*)co; //設置參數
co->ctx.eip = (void*)_exec; //設置回調函數入口
//當實現上下文切換的時候，就會執行入口函數_exec , _exec 調用子過程func
}
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