李乐
问题引入
提起协程，你可能会说，不就go func吗，我分分钟就能创立上万个协程。可是协程到底是什么呢？都说协程是用户态线程，这里的用户态是什么意思？都说协程比线程更轻量，协程轻量在哪里呢？
本文次要为读者介绍这些内容：
- Golang v1.0协程并发模型——MG模型，协程创立，协程切换，协程退出，以及g0协程，重在了解协程栈切换逻辑；
- 为了了解协程栈，还须要简略理解下虚拟内存，函数栈帧以及简略的汇编语言；
- Golang v1.0协程调度逻辑；
- defer，panic以及recover底层实现原理。
通过本篇文章，你将从根本上理解Golang协程。
注：为什么抉择v1.0版本呢？因为他足够的简略，不过，麻雀虽小五脏俱全；而且你会发现，即便到了当初，Golang协程实现原理，也就那么回事。v1.0版本代码能够从github上下载，分支为release-branch.go1。
根底补充
在解说Golang协程实现之前，还须要补充一些基础知识。了解协程，就须要了解函数栈帧，以及虚拟内存。而函数栈帧的治理，须要从汇编档次去解读。
PS：不要怕，汇编其实很简略，不过几条指令，几个寄存器而已。
虚拟内存
linux将内存组织为一些区域（段）的汇合，如代码段，数据段，运行时堆，共享库段，以及用户栈都是不同的区域。如下图所示：
用户栈，自上而下增长，寄存器%rsp指向用户栈的栈顶地位；通过malloc调配的内存通常是在运行时堆。
想想函数调用过程，比方func1调用func2，待func2执行结束后，还会回归道func1继续执行。该过程十分相似于栈构造，先入后出。大多数语言的函数调用都采纳栈构造实现（基于用户栈），函数的调用与返回即对应一系列的入栈与出栈操作，而咱们平时遇到的栈溢出就是因为函数调用层级过深，一直入栈导致的。函数栈帧如下图所示：
寄存器%rbp指向函数栈帧底部地位，寄存器%rsp指向函数栈帧顶部地位。能够看到，在函数栈帧入栈时候，还会将调用方函数栈帧的%rbp寄存器入栈，以及实现多个函数栈帧的链接关系。否则，以后函数执行结束后，如何复原其调用方的函数栈帧？
谁为我保护着函数栈帧构造呢？当然是我的代码了，可是我都没关注过这些啊。能够看看编译器生成的汇编代码，咱们简略写一个c程序：
int add(int x, int y){ return x+y;}int main(){ int sum = add(111,222);}查看编译后果:
main： pushq %rbp movq %rsp, %rbp subq $16, %rsp movl $222, %esi movl $111, %edi call add movl %eax, -4(%rbp) leave retadd: pushq %rbp movq %rsp, %rbp movl %edi, -4(%rbp) movl %esi, -8(%rbp) movl -8(%rbp), %eax movl -4(%rbp), %edx addl %edx, %eax popq %rbp ret能够看到main以及add函数入口，都对应有批改%rbp以及%rsp指令。
另外，读者请留神：这个示例，函数调用过程中，参数的传递以及返回值是通过寄存器传递的，比方第一个参数是%edi，第二个参数是%esi，返回值是%eax。参数以及返回值如何传递，其实并不是那么重要，约定好即可，比方Golang语言，参数以及返回值都是基于栈帧传递的。
汇编简介
任何架构的计算机都会提供一组指令汇合，汇编是二进制指令的文本模式。指令由操作码和操作数组成；操作码即操作类型，操作数能够是一个立刻数或者一个存储地址（内存，寄存器）。寄存器是集成在CPU外部，拜访十分快，然而数量无限的存储单元。Golang应用plan9汇编语法，汇编指令的写法以及寄存器的命名略有不同
上面简略介绍一些罕用的指令以及寄存器：
- MOVQ $10, AX：数据挪动指令，该指令示意将立刻数10存储在寄存器AX；AX即通用寄存器，罕用的通用寄存器还有BX，CX，DX等等；留神指令后缀『Q』示意数据长度为8字节；
- ADDQ AX, BX：加法指令，等价于 BX += AX；
- SUBQ AX, BX：减法指令，等价于 BX -= AX；
- JMP addr：跳转道addr地址处继续执行；
- JMP 2(PC)：CPU如何加载指令并执行呢？其实有个专用寄存器PC（等价于%rip），他指向下一条待执行的指令。该语句含意是，以以后指令为根底，向后跳转2行；
- FP：伪寄存器，通过symbol+offset(FP)模式，援用函数的输出参数，例如 arg0+0(FP)，arg1+8(FP)；
- 硬件寄存器SP：等价于下面呈现过的%rsp，执行函数栈帧顶部地位）；
- CALL func：函数调用，蕴含两个步骤，1）将下一条指令的所在地址入栈（还须要复原到这执行）；2）将func地址，存储在指令寄存器PC；
- RET：函数返回，性能为，从栈上弹出指令到指令寄存器PC，复原调用方函数的执行（CALL指令入栈）；
更多plan9常识参考：https://xargin.com/plan9-asse...
上面写一个go程序，看看编译后的汇编代码：
package mainfunc addSub(a, b int) (int, int){ return a + b , a - b}func main() { addSub(333, 222)}汇编代码查看：go tool compile -S -N -l test.go
"".addSub STEXT nosplit size=49 args=0x20 locals=0x0 0x0000 00000 (test.go:3) MOVQ $0, "".~r2+24(SP) 0x0009 00009 (test.go:3) MOVQ $0, "".~r3+32(SP) 0x0012 00018 (test.go:4) MOVQ "".a+8(SP), AX 0x0017 00023 (test.go:4) ADDQ "".b+16(SP), AX 0x001c 00028 (test.go:4) MOVQ AX, "".~r2+24(SP) 0x0021 00033 (test.go:4) MOVQ "".a+8(SP), AX 0x0026 00038 (test.go:4) SUBQ "".b+16(SP), AX 0x002b 00043 (test.go:4) MOVQ AX, "".~r3+32(SP) 0x0030 00048 (test.go:4) RET "".main STEXT size=68 args=0x0 locals=0x28 0x000f 00015 (test.go:7) SUBQ $40, SP 0x0013 00019 (test.go:7) MOVQ BP, 32(SP) 0x0018 00024 (test.go:7) LEAQ 32(SP), BP 0x001d 00029 (test.go:8) MOVQ $333, (SP) 0x0025 00037 (test.go:8) MOVQ $222, 8(SP) 0x002e 00046 (test.go:8) CALL "".addSub(SB) 0x0033 00051 (test.go:9) MOVQ 32(SP), BP 0x0038 00056 (test.go:9) ADDQ $40, SP 0x003c 00060 (test.go:9) RET剖析main函数汇编代码：SUBQ $40, SP为本人调配栈帧区域，LEAQ 32(SP), BP，挪动BP寄存器到本人栈帧构造的底部。MOVQ $333, (SP)以及MOVQ $222, 8(SP)在筹备输出参数。
剖析addSub函数汇编代码："".a+8(SP)即输出参数a，"".b+16(SP)即输出参数b。两个返回值别离在24(SP)以及32(SP)。
留神：addSub函数，并没有通过SUBQ $xx, SP以，来为本人调配栈帧区域。因为addSub函数没有再调用其余函数，也就没有必要在为本人调配函数栈帧区域了。
另外，留神main函数，addSub函数，是如何传递与援用输出参数以及返回值的。
线程本地存储
线程本地存储(Thread Local Storage，简称TLS)，其实就是线程公有全局变量。一般的全局变量，一个线程对其进行了批改，所有线程都能够看到这个批改；线程公有全局变量不同，每个线程都有本人的一份正本，某个线程对其所做的批改不会影响到其它线程的正本。
Golang是多线程程序，以后线程正在执行的协程，显然每个线程都是不同的，这就保护在线程本地存储。所以在Golang协程切换逻辑中，随处可见『get_tls(CX)』，用于获取以后线程本地存储首地址。
不同的架构以及操作系统，能够通过FS或者GS寄存器拜访线程本地存储，如Golang程序，383架构Linux操作系统时，通过如下形式拜访：
//"386", "linux""#define get_tls(r) MOVL 8(GS), r\n"//获取线程本地存储首地址get_tls(CX)//构造体G封装协程相干数据，DX存储着以后正在执行协程G的首地址//协程调度时，保留以后协程G到线程本地存储MOVQ DX, g(CX)线程本地存储简略理解下就行，更多常识可参考文章：https://www.cnblogs.com/abozh...
v1.0协程模型
很多人对Golang并发模型MPG应该是比拟理解的，如下图所示。其中，G代表一个协程；M代表一个工作线程；P代表逻辑处理器，其保护着可运行协程的队列runq；须要留神的是，M只有和P绑定后，能力调度并执行协程。另外，g0是一个非凡的协程，用于执行调度逻辑，以及协程创立销毁等逻辑。
Golang v1.0版本并发模型还是比较简单的，这时候还没有逻辑处理器P，只有MG，如下图所示。留神这时候可运行协程队列保护在全局，因而每次调度都须要加锁，性能是比拟低的。
数据结构
有几个重要的构造体咱们须要简略理解下，比方M，G，以及协程调度相干Gobuf。
构造体M封装线程相干数据，字段较多，然而目前根本都能够不关注。构造体G封装协程相干数据，咱们先理解这几个字段：
struct G{ //协程ID int32 goid; //协程入口函数 byte* entry; // initial function //协程栈 byte* stack0; //协程调度相干 Gobuf sched; //协程状态 int16 status;}留神Gobuf构造，其定义了协程调度相干的上下文数据：
struct Gobuf{ //寄存器SP byte* sp; //寄存器PC byte* pc; //执行协程对象 G* g;};Golang定义协程有上面几种状态：
enum{ //协程创立初始状态 Gidle, //协程在可运行队列期待调度 Grunnable, //协程正在被调度运行 Grunning, //协程正在执行零碎调用 Gsyscall, //协程处于阻塞状态，没有在可运行队列 Gwaiting, //协程执行完结，期待调度器回收 Gmoribund, //协程已被回收 Gdead,};协程状态转移如下图所示：
协程创立
通过go关键字能够很不便的创立协程，Golang编译器会将go关键字替换为runtime.newproc函数调用，函数newproc实现了协程的创立逻辑，定义如下：
//siz：参数数目；fn：入口函数func newproc(siz int32, fn *funcval);在解说协程创立之前，咱们先思考下，须要创立什么？仅仅是一个构造体G吗？
咱们回顾一下函数调用过程，func1调用func2，func2函数栈帧入栈，func2执行结束，func2函数栈帧出栈，从新回到func1的函数栈帧。那如果func1以及func2代表着两个协程呢？这两个函数会并行执行，还能像函数调用过程一样吗？显然是不行的，因为func1以及func2函数栈帧须要随便切换。
咱们能够类比下线程，多线程程序，每一个线程都有一个用户栈（参考虚拟内存构造，存在多个用户栈），该用户栈由操作系统保护（创立，切换，回收）。线程执行为什么须要用户栈呢？函数的局部变量，函数调用过程的入参传递，返回值传递，都是基于用户栈实现的。
协程也须要多个用户栈，只不过这些用户栈须要Golang来保护。咱们能通过零碎调用创立用户栈吗？显然是不能的。然而，咱们下面提到过，寄存器%rsp以及寄存器%rbp指向了用户栈，CPU晓得什么是栈什么是堆吗？不晓得，他只须要基于寄存器%rsp入栈以及出栈就行了。正式基于此，咱们能够移花接木，在堆上申请一块内存，将寄存器%rsp以及寄存器%rbp指过来，从而将这块内存伪装成用户栈。
协程创立次要逻辑由函数runtime·newproc1实现，次要步骤有：1）从闲暇链表中获取构造体G；2）如果没有获取到闲暇的G，则重新分配，包含调配构造体G以及协程栈；3）将创立好的协程退出到可运行队列。
//fn：协程入口函数；argp：参数首地址；narg：输出参数所占字节数；nret：返回值所占字节数；callerpc：调用方PC指针G* runtime·newproc1(byte *fn, byte *argp, int32 narg, int32 nret, void *callerpc) { //依据参数数目，以及返回值数目；计算栈所需空间 siz = narg + nret; //加锁；会操作全局数据 schedlock(); //从全局链表获取Gruntime·sched.gfree if((newg = gfget()) != nil){ }{ //申请G，以及协程栈 newg = runtime·malg(StackMin); } //协程栈顶指针（栈自顶向下） sp = newg->stackbase; sp -= siz; //初始化：协程状态，协程栈顶指针sp，协程退出处理函数pc，协程入口函数entry newg->status = Gwaiting; newg->sched.sp = sp; newg->sched.pc = (byte*)runtime·goexit; newg->sched.g = newg; newg->entry = fn; //协程数目统计 runtime·sched.gcount++; //自增协程ID runtime·sched.goidgen++; newg->goid = runtime·sched.goidgen; //将协程退出到可运行队列 newprocreadylocked(newg); //开释锁 schedunlock(); return newg;}这里读者需重点关注两处逻辑：1）runtime·malg申请协程栈空间，留神栈空间申请逻辑只能在g0栈执行，g0栈就是协程g0的栈，所以这里可能还存在栈的切换，下一个大节将具体介绍；2）初始化协程时候，留神协程栈顶指针sp，协程退出处理函数pc，协程入口函数entry，前面协程切换时候十分重要。
g0协程
咱们之前说过，g0是一个非凡的协程，用于执行调度逻辑，以及协程创立销毁等逻辑。这句话还是比拟形象的，可能还是不明确g0协程到底是什么？其实只有记住一句话：程序逻辑的执行都须要栈空间。因而须要把调度逻辑，以及协程创立销毁等逻辑在独立的栈空间（g0栈）上执行。
所以随处可见这样的逻辑：
//协程栈申请，必须在g0栈if(g == m->g0) { // running on scheduler stack already. stk = runtime·stackalloc(StackSystem + stacksize);} else { //runtime·mcall专门用于切换栈帧到g0 runtime·mcall(mstackalloc);}//协程调度，必须在g0栈void runtime·gosched(void) { runtime·mcall(schedule);}runtime·mcall函数申明如下，其中fn就是切换到g0栈去执行的函数，如调度逻辑，栈帧调配逻辑：
void mcall(void (*fn)(G*))上面就只能硬着头皮看了，不去一行一行看runtime·mcall的汇编实现，永远无奈真正了解协程栈切换的实质。
TEXT runtime·mcall(SB), 7, $0 //FP伪寄存器，fn+0(FP)形式可取得第一个参数fn，存储到寄存器DI MOVQ fn+0(FP), DI //线程本地存储，能够获取以后执行协程g，以及以后线程m get_tls(CX) //寄存器CX指向线程本地存储，g(CX)可获取以后执行协程，存储在寄存器AX MOVQ g(CX), AX //基于指令CALL调用函数runtime·mcall时候，会入栈指令寄存器PC； //0(SP)即调用方下一条待执行指令 MOVQ 0(SP), BX //g_sched即sched字段在构造体g偏移量；gobuf_pc即pc字段在构造体gobuf偏移量； //g_sched以及gobuf_pc都是宏定义，并且由脚本生成 //保留以后协程上下文：下一条待执行指令 MOVQ BX, (g_sched+gobuf_pc)(AX) //调用方栈顶地位，在8(SP)；参考函数栈帧示意图 LEAQ 8(SP), BX MOVQ BX, (g_sched+gobuf_sp)(AX) //AX存储着以后协程 MOVQ AX, (g_sched+gobuf_g)(AX) // AX为以后协程，m->g0为g0协程；判断以后协程是否是g0协程 MOVQ m(CX), BX MOVQ m_g0(BX), SI CMPQ SI, AX // if g == m->g0 call badmcall JNE 2(PC) //如果是，非法的runtime·mcall调用 CALL runtime·badmcall(SB) //SI为g0协程，g(CX)协程本地存储，赋值以后执行协程为g0 //（程序很多中央都须要判断以后执行的是哪个协程，所以切换前须要更新） MOVQ SI, g(CX) // g = m->g0 //SI为g0协程，复原g0协程上下文：sp寄存器 MOVQ (g_sched+gobuf_sp)(SI), SP // sp = m->g0->gobuf.sp //留神函数申明，void (*fn)(G*)，输出参数为G。 //AX为行将换出的协程，这里将输出参数入栈 PUSHQ AX //DI即第一个参数fn，调用该函数 CALL DI POPQ AX //因为fn实践上是死循环，永远不会执行完结；如果到这里阐明出异样了 CALL runtime·badmcall2(SB) RET每一行汇编的含意都有正文，这里就不再一一介绍。
通过runtime·mcall汇编实现，读者能够看到，协程切换，切换的就是指令寄存器PC，以及栈寄存器SP。重点关注以后协程下一条指令，以及协程栈顶指针获取形式。
须要特地留神的是：其输出参数fn永远不会返回，该函数会切换到其余协程执行。一旦fn执行返回了，会调用runtime·badmcall2抛异样（panic）。
最初能够思考下，m->g0即以后线程的g0协程，变量g即以后正在执行的协程，所以代码里才有这样的逻辑：
extern register G* g;if(g == m->g0) {}然而又发现，变量g定义的是全局寄存器变量，扭转量实践上应该在协程切换时更新。可是协程切换时，的确没有更新的逻辑，只能找到更新线程本地存储的逻辑。其实这是因为Golang编译器做了一个改变，将extern register变量与协程本地存储关联起来了。
// on 386 or amd64, "extern register" generates// memory references relative to the// gs or fs segment.咱们再回顾下协程创立过程中申请栈帧的逻辑：
G* runtime·malg(int32 stacksize) { if(g == m->g0) { // running on scheduler stack already. stk = runtime·stackalloc(StackSystem + stacksize); } else { // have to call stackalloc on scheduler stack. g->param = (void*)(StackSystem + stacksize); runtime·mcall(mstackalloc); stk = g->param; } newg->stack0 = stk;}static void mstackalloc(G *gp) { gp->param = runtime·stackalloc((uintptr)gp->param); runtime·gogo(&gp->sched, 0);}假如在协程A中，通过go关键字创立协程B；g->param变量即须要申请的协程栈大小。察看函数mstackalloc申明，该函数在g0栈上执行，其第一个参数gp指向协程A；栈空间申请结束后，又通过runtime·gogo切换回协程，持续协程B的初始化。整个过程如下图所示：
协程切换
协程创立，协程完结，协程因为某些起因阻塞，可能都会触发协程的切换。
如上一节介绍的函数runtime·gogo，就实现了协程切换性能。
//gobuf：待执行协程上下文构造；void runtime·gogo(Gobuf*, uintptr);TEXT runtime·gogo(SB), 7, $0 MOVQ 16(SP), AX // return 2nd arg //第一个参数gobuf，存储在寄存器BX MOVQ 8(SP), BX // gobuf //gobuf_g即字段g绝对于gobuf的偏移量；协程g存储在DX MOVQ gobuf_g(BX), DX MOVQ 0(DX), CX // make sure g != nil //获取线程本地存储 get_tls(CX) //行将执行的协程，保留在线程本地存储 MOVQ DX, g(CX) //复原协程上下文：栈顶寄存器SP MOVQ gobuf_sp(BX), SP // restore SP //复原协程上下文：下一条指令 MOVQ gobuf_pc(BX), BX //指令跳转，这就切换到新的协程了 JMP BX首次切换到协程时候，并不是通过runtime·gogo实现的。而是基于runtime·gogocall，为什么要辨别呢？因为首次切换到协程，还有一些特殊任务须要解决，如提前设置好协程完结处理函数。
//gobuf：待执行协程上下文构造；第二个参数：协程入口函数void runtime·gogocall(Gobuf*, void(*)(void));static void schedule(G *gp) { //协程上下文PC等于runtime·goexit，阐明协程还没有开始执行过 if(gp->sched.pc == (byte*)runtime·goexit) { runtime·gogocall(&gp->sched, (void(*)(void))gp->entry); }}TEXT runtime·gogocall(SB), 7, $0 //第二个参数：协程入口函数 MOVQ 16(SP), AX // fn //第一个参数，gobuf MOVQ 8(SP), BX // gobuf //待执行协程g，保留在寄存器DX MOVQ gobuf_g(BX), DX //获取线程本地存储 get_tls(CX) //行将执行的协程，保留在线程本地存储 MOVQ DX, g(CX) MOVQ 0(DX), CX // make sure g != nil //复原协程上下文：栈顶寄存器SP MOVQ gobuf_sp(BX), SP // restore SP //此时，gobuf_pc等于runtime·goexit，存储在寄存器BX MOVQ gobuf_pc(BX), BX //思考下为什么BX要入栈？ PUSHQ BX //指令跳转，AX为协程入口函数 JMP AX POPQ BX // not reachedruntime·gogocall以及runtime·gogo函数实现了协程的换入工作；另外，协程换出时候，通过runtime·gosave保留协程上下文，该函数在协程行将进入零碎调用时候执行。
//gobuf：协程上下文构造void gosave(Gobuf*)TEXT runtime·gosave(SB), 7, $0 //第一个参数gobuf MOVQ 8(SP), AX // gobuf //调用方的栈顶地位存储在8(SP)，参考函数栈帧示意图 LEAQ 8(SP), BX // caller's SP //协程上下文：栈顶地位保留在gobuf->sp MOVQ BX, gobuf_sp(AX) //协程上下文：下一条待执行指令保留在在gobuf->pc MOVQ 0(SP), BX // caller's PC MOVQ BX, gobuf_pc(AX) //获取线程本地存储 get_tls(CX) MOVQ g(CX), BX //以后协程g，存储在gobuf->g MOVQ BX, gobuf_g(AX) RET通过下面三个函数的汇编实现，置信读者对协程切换：上下文保留以及上下文复原，都有了肯定理解。
协程完结
设想下，如果某协程的处理函数为funcA，funcA执行结束，相当于该协程的完结。这之后该怎么办？必定须要执行特定的回收工作。留神到下面大节有一个函数，runtime·goexit，看名字协程完结时候应该执行这个函数。如何在funcA执行结束后，调用runtime·goexit呢？
再次回顾函数调用过程，以及函数栈帧示意图。函数funcA执行结束时候，存在一个RET指令，该指令会弹出下一条待指令到指令寄存器PC，从而只限指令的跳转。咱们再察看runtime·gogocall的实现逻辑，有这么一行指令：
TEXT runtime·gogocall(SB), 7, $0 //BX即gobuf->pc，初始为runtime·goexit PUSHQ BX //指令跳转，AX为协程入口函数 JMP AX POPQ BX // not reached逻辑串起来了，PUSHQ BX，将函数runtime·goexit首地址入栈，因而协程执行完结后，RET弹出的指令就是函数runtime·goexit首地址，从而开始了协程回收工作。而函数runtime·goexit，则标记协程状态为Gmoribund，开始新一次的协程调度（会切换到g0调度）
void runtime·goexit(void){ g->status = Gmoribund; runtime·gosched();}v1.0协程调度
调度器负责保护协程状态，获取一个可运行协程并执行。调度逻辑次要在函数schedule中，正如下面所说，调度逻辑必定须要运行在g0栈，因而通常这么执行调度函数：
runtime·mcall(schedule);调度函数的申明如下，输出参数gp是什么呢？当然是行将换出的协程，参数的筹备可在runtime·mcall汇编中看到：
static void schedule(G *gp)TEXT runtime·mcall(SB), 7, $0 //留神函数申明，void (*fn)(G*)，输出参数为G。 //AX为行将换出的协程，这里将输出参数入栈 PUSHQ AX //DI即第一个参数fn，调用该函数 CALL DI 切换到调度器后，会更新协程状态，接着从可运行队列获取一个新的协程去执行：
static void schedule(G *gp) { if(gp != nil) { switch(gp->status){ case Grunning: //放入可运行列表 gp->status = Grunnable; gput(gp); break; case Gmoribund: //协程完结；回收到闲暇列表，可反复利用 gp->status = Gdead; gfput(gp); //省略 } } // Find (or wait for) g to run. //获取可运行协程 gp = nextgandunlock(); gp->status = Grunning; //运行协程 if(gp->sched.pc == (byte*)runtime·goexit) { runtime·gogocall(&gp->sched, (void(*)(void))gp->entry); } runtime·gogo(&gp->sched, 0);}进一步，在调度函数schedule之上又封装了runtime·gosched，在触发协程调度时候，通常基于该函数实现。能够简略画下协程调度示意图：
有很多种状况可能会触发协程调度：比方读写管道阻塞了，比方socket操作等等，上面将别离介绍。
管道channel
管道通常用于协程间的数据交互，管道的构造体定义如下：
struct Hchan{ //已写入管道的数据总量 uint32 qcount; // total data in the q //管道最大数据量 uint32 dataqsiz; // size of the circular q //读管道阻塞的协程，是一个队列 WaitQ recvq; // list of recv waiters //写管道阻塞的协程，是一个队列 WaitQ sendq; // list of send waiters};写管道操作底层由函数runtime·chansend实现，读取管道操作底层由函数runtime·chanrecv实现。有两种状况会导致协程的阻塞：1）往管道写入数据时，已达到该管道最大数据量；2）从管道读取数据时，管道数据为空。咱们以runtime·chansend为例：
void runtime·chansend(ChanType *t, Hchan *c, byte *ep, bool *pres) { //管道为nil，阻塞以后协程，触发协程调度 if(c == nil) { g->status = Gwaiting; g->waitreason = "chan send (nil chan)"; runtime·gosched(); return; // not reached } if(c->dataqsiz > 0) { //有缓冲管道，写入数据满了，阻塞该协程 if(c->qcount >= c->dataqsiz) { g->status = Gwaiting; g->waitreason = "chan send"; enqueue(&c->sendq, &mysg); runtime·unlock(c); runtime·gosched(); } } ……}更多具体的实现细节，读者能够查看函数runtime·chansend与runtime·chanrecv实现逻辑。
socket事件循环
socket读写怎么解决呢？相熟高并发服务端编程的应该都理解：基于IO多路复用模型，比方epoll。Golang也是这么做的。
构造体pollServer封装了事件循环相干，其定义如下：
type pollServer struct { //读写文件描述符，epoll在阻塞期待时候，可用于长期唤醒（只有执行下写或者读操作即可） pr, pw *os.File //代理poll，底层可基于epoll/Kqueue等 poll *pollster // low-level OS hooks //socket-fd在读写时候通常都有超时工夫；deadline为最近的过期工夫，用于设置epoll_wait阻塞工夫 deadline int64 // next deadline (nsec since 1970)}注：不理解epoll的读者，搜寻一下就有很多文章介绍。
Golang过程启动时，会创立pollServer，并启动事件循环，详情参考函数newPollServer。
func newPollServer() (s *pollServer, err error) { s = new(pollServer) if s.pr, s.pw, err = os.Pipe(); err != nil { return nil, err } //设置非阻塞标识 if err = syscall.SetNonblock(int(s.pr.Fd()), true); err != nil { goto Errno } if err = syscall.SetNonblock(int(s.pw.Fd()), true); err != nil { goto Errno } //初始化代理poll：可能是epoll/Kqueue等 if s.poll, err = newpollster(); err != nil { goto Error } //监听s.pr，因而在向s.pw写数据时候，能够接触epoll阻塞（以epoll为例） if _, err = s.poll.AddFD(int(s.pr.Fd()), 'r', true); err != nil { s.poll.Close() goto Error } go s.Run() return s, nil}留神到这里通过go s.Run()启动了一个协程，即事件循环是以独立的协程在运行。事件循环无非就是，死循环，一直通过epoll_wait阻塞期待socket事件的产生。
func (s *pollServer) Run() { for { var t = s.deadline //梗塞期待事件产生 fd, mode, err := s.poll.WaitFD(s, t) //超时了，没有事件产生 if fd < 0 { s.CheckDeadlines() continue } //因为s.pr接触了阻塞，不是真正的socket-fd事件产生 if fd == int(s.pr.Fd()) { } else { netfd := s.LookupFD(fd, mode) //唤醒阻塞在该fd上的协程 s.WakeFD(netfd, mode, nil) } }}看到这咱们大略明确了事件循环的逻辑，还有两个问题须要确定：1）socket读写操作实现逻辑；2）如何唤醒阻塞在该fd上的协程。
socket读写逻辑，由函数
pollServer.WaitRead或者pollServer.WaitWrite；即下层的网络IO最终都会走到这里。以WaitRead函数为例：
func (s *pollServer) WaitRead(fd *netFD) error { err := s.AddFD(fd, 'r') if err == nil { err = <-fd.cr } return err}s.AddFD最终将socket-fd增加到epoll，并且会更新pollServer.deadline，这是一个非阻塞操作；接下来只需期待事件循环监听该fd读/写事件即可。读管道fd.cr导致了该协程的阻塞。
基于这些，咱们很容易猜到，s.WakeFD唤醒阻塞在该fd上的协程，其实只须要往管道fd.cr/fd.cw写下数据即可。
defer/panic/recover
这几个关键字应该是很常见的，特地是panic，十分让人厌恶。对于这几个关键字的应用，这里就不介绍了。咱们重点摸索其底层实现原理。
defer以及panic定义在构造体G，构造体Defer以及Panic这里就不做过多介绍了：
struct G{ //该协程是否产生panic bool ispanic; //defer链表 Defer* defer; //panic链表 Panic* panic;}咱们先摸索第一个问题，都晓得defer是先入后出的，为什么呢？函数执行完结时执行defer，又是怎么实现的呢？defer关键字底层实现函数为runtime·deferproc：
uintptr runtime·deferproc(int32 siz, byte* fn, ...){ //初始化构造体Defer d = runtime·malloc(sizeof(*d) + siz - sizeof(d->args)); d->fn = fn; d->siz = siz; //留神这里设置了调用方待执行指令地址 d->pc = runtime·getcallerpc(&siz); //头插法，后插入的节点在头部；执行的确从头部遍历执行，因而就是先入后出 d->link = g->defer; g->defer = d;}那defer什么时候执行呢？在函数完结时，Golang编译器会在函数开端增加runtime.deferreturn，用于执行函数fn，有趣味的读者能够写个小示例，通过go tool compile -S -N -l test.go看看。
接下来咱们摸索第二个问题：panic是怎么触发程序解体的;defer与recover又是如何复原这种解体的；A协程中触发panic，B协程中是否recover该panic呢？
关键字panic底层实现函数为runtime·panic：
void runtime·panic(Eface e) { p = runtime·mal(sizeof *p); p->link = g->panic; g->panic = p; //遍历执行以后协程的defer链表 for(;;) { d = g->defer; if(d == nil) break; g->defer = d->link; g->ispanic = true; //反射调用d->fn reflect·call(d->fn, d->args, d->siz); //recover底层实现为runtime·recover，该函数会标记p->recovered=1 //如果曾经执行了recover，则会打消这次解体 if(p->recovered) { //将该defer又退出到协程链表；调度时候有用 d->link = g->defer; g->defer = d; //恢复程序的执行 runtime·mcall(recovery); } } //如果没有recover住，则会打印堆栈信息，并完结过程 runtime·startpanic(); printpanics(g->panic); runtime·dopanic(0); //runtime·exit(2)}能够看到，产生panic后，只会遍历以后协程的defer链表，所以A协程中触发panic，B协程中必定不能recover该panic。
最初一个问题，defer外面recover之后，Golang程序从哪里复原执行呢？参考runtime·mcall(recovery)，这就须要看函数recovery实现了：
static voidrecovery(G *gp){ //获取第一个defer，即方才就是该defer recover了 d = gp->defer; gp->defer = d->link; //留神在初始化defer时候，设置了调用方待执行指令地址，这里将其设置到协程调度上下文，从而复原到这里执行 gp->sched.pc = d->pc; //协程切换 runtime·gogo(&gp->sched, 1);}留神在初始化defer时候，是如何设置pc的？基于函数runtime·getcallerpc。这样获取的是调用runtime.deferproc的下一条指令地址。
CALL runtime.deferproc(SB)TESTL AX, AXJNE 182这里通过TESTL校验AX寄存器内容是负数正数还是0值。AX寄存器存储的是什么呢？还须要持续摸索。
认真看看，这里协程切换时候，为什么runtime·gogo第二个参数是1呢？之前咱们始终没有说第二个参数的作用。其实第二个参数是用作返回值的。参考runtime·gogo汇编实现，第二个参数拷贝到了寄存器AX，前面没有任何代码应用寄存器AX。
TEXT runtime·gogo(SB), 7, $0 MOVQ 16(SP), AX // return 2nd arg //省略原来如此，runtime·gogo协程切换时候，设置的AX寄存器；在介绍虚拟内存章节，咱们也提到，寄存器AX能够作为函数返回值。其实函数runtime·deferproc也有明确的解释：
// deferproc returns 0 normally.// a deferred func that stops a panic// makes the deferproc return 1.// the code the compiler generates always// checks the return value and jumps to the// end of the function if deferproc returns != 0.return 0;runtime·deferproc通常返回0值，然而在呈现panic，并且捕捉解体之后，runtime·deferproc返回1（基于runtime·gogo第二个参数以及AX寄存器实现）。这时候会通过JNE指令跳转到runtime.deferreturn继续执行，相当于函数执行完结。
最初咱们简略画一下该过程示意图：
总结
本文以Golang v1.0版本为例，为读者解说协程实现原理，包含协程创立，协程切换，协程退出，以及g0协程。v1.0协程调度还是比较简单的，很多因素可能引起协程的阻塞触发协程调度，本文简略介绍了管道chan，以及socket事件循环。最初，针对defer/panic/recover，咱们介绍了其底层实现原理。