缘起
libco 协程库在单个线程中实现了多个协程的创建和切换。按照我们通常的编程思路，单个线程中的程序执行流程通常是顺序的，调用函数同样也是 “调用——返回”，每次都是从函数的入口处开始执行。而libco 中的协程却实现了函数执行到一半时，切出此协程，之后可以回到函数切出的位置继续执行，即函数的执行可以被“拦腰斩断”，这种在函数任意位置 “切出——恢复” 的功能是如何实现的呢？ 本文从libco 代码层面对协程的切换进行了剖析，希望能让初次接触 libco 的同学能快速了解其背后的运行机理。
函数调用与协程切换的区别
下面的程序是我们常规调用函数的方法：
void A() {
cout << 1 << " ";
cout << 2 << " ";
cout << 3 << " ";
}
void B() {
cout << "x" << " ";
cout << "y" << " ";
cout << "z" << " ";
}
int main(void) {
A();
B();
}
在单线程中，上述函数的输出为：
1 2 3 x y z
如果我们用 libco 库将上面程序改造一下:
void A() {
cout << 1 << " ";
cout << 2 << " ";
co_yield_ct(); // 切出到主协程
cout << 3 << " ";
}
void B() {
cout << "x" << " ";
co_yield_ct(); // 切出到主协程
cout << "y" << " ";
cout << "z" << " ";
}
int main(void) {
... // 主协程
co_resume(A); // 启动协程 A
co_resume(B); // 启动协程 B
co_resume(A); // 从协程 A 切出处继续执行
co_resume(B); // 从协程 B 切出处继续执行
}
同样在单线程中，改造后的程序输出如下：
1 2 x 3 y z
可以看出，切出操作是由 co_yield_ct() 函数实现的，而协程的启动和恢复是由 co_resume 实现的。函数 A() 和 B() 并不是一个执行完才执行另一个，而是产生了 “交叉执行“ 的效果，那么，在单个线程中，这种 ”交叉执行“，是如何实现的呢？
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下面我们就深入 libco 的代码来看一下，协程的切换是如何实现的。通过分析代码看到，无论是 co_yield_ct() 还是 co_resume，在协程切出和恢复时，都调用了同一个函数co_swap，在这个函数中调用了 coctx_swap 来实现协程的切换，这一函数的原型是：
void coctx_swap( coctx_t *,coctx_t* ) asm("coctx_swap");
两个参数都是 coctx_t *指针类型，其中第一个参数表示要切出的协程，第二个参数表示切出后要进入的协程。
在上篇文章 “x86-64 下函数调用及栈帧原理” 中已经指出，调用子函数时，父函数会把两个调用参数放入了寄存器中，并且把返回地址压入了栈中。即在进入 coctx_swap 时，第一个参数值已经放到了 %rdi 寄存器中，第二个参数值已经放到了 %rsi 寄存器中，并且栈指针 %rsp 指向的位置即栈顶中存储的是父函数的返回地址。进入 coctx_swap 后，堆栈的状态如下：
由于coctx_swap 是在 co_swap() 函数中调用的，下面所提及的协程的返回地址就是 co_swap() 中调用 coctx_swap() 之后下一条指令的地址:
void co_swap(stCoRoutine_t* curr, stCoRoutine_t* pending_co) {
....
// 从本协程切出
coctx_swap(&(curr->ctx),&(pending_co->ctx) );
// 此处是返回地址，即协程恢复时开始执行的位置
stCoRoutineEnv_t* curr_env = co_get_curr_thread_env();
....
}
coctx_swap 函数是用汇编实现的，我们这里只关注 x86-64 相关的部分，其代码如下：
coctx_swap:
leaq 8(%rsp),%rax
leaq 112(%rdi),%rsp
pushq %rax
pushq %rbx
pushq %rcx
pushq %rdx
pushq -8(%rax) //ret func addr
pushq %rsi
pushq %rdi
pushq %rbp
pushq %r8
pushq %r9
pushq %r12
pushq %r13
pushq %r14
pushq %r15
movq %rsi, %rsp
popq %r15
popq %r14
popq %r13
popq %r12
popq %r9
popq %r8
popq %rbp
popq %rdi
popq %rsi
popq %rax //ret func addr
popq %rdx
popq %rcx
popq %rbx
popq %rsp
pushq %rax
xorl %eax, %eax
ret
可以看出，coctx_swap 中并未像常规被调用函数一样创立新的栈帧。先看前两条语句：
leaq 8(%rsp),%rax
leaq 112(%rdi),%rsp
leaq 用于把其第一个参数的值赋值给第二个寄存器参数。第一条语句用来把 8(%rsp) 的本身的值存入到 %rax 中，注意这里使用的并不是 8(%rsp) 指向的值，而是把 8(%rsp) 表示的地址赋值给了 %rax。这一地址是父函数栈帧中除返回地址外栈帧顶的位置。
在第二条语句 leaq 112(%rdi), %rsp 中，%rdi 存放的是coctx_swap 第一个参数的值，这一参数是指向 coctx_t 类型的指针，表示当前要切出的协程，这一类型的定义如下：
struct coctx_t {
void *regs[ 14 ];
size_t ss_size;
char *ss_sp;
};
因而 112(%rdi) 表示的就是第一个协程的 coctx_t 中 regs[14] 数组的下一个64位地址。而接下来的语句：
pushq %rax
pushq %rbx
pushq %rcx
pushq %rdx
pushq -8(%rax) //ret func addr
pushq %rsi
pushq %rdi
pushq %rbp
pushq %r8
pushq %r9
pushq %r12
pushq %r13
pushq %r14
pushq %r15
第一条语句 pushq %rax 用于把 %rax 的值放入到 regs[13] 中，resg[13] 用来存储第一个协程的 %rsp 的值。这时 %rax 中的值是第一个协程 coctx_swap 父函数栈帧除返回地址外栈帧顶的地址。由于 regs[] 中有单独的元素存储返回地址，栈中再保存返回地址是无意义的，因而把父栈帧中除返回地址外的栈帧顶作为要保存的 %rsp 值是合理的。当协程恢复时，把保存的 regs[13] 的值赋值给 %rsp 即可恢复本协程 coctx_swap 父函数堆栈指针的位置。第一条语句之后的语句就是用pushq 把各CPU 寄存器的值依次从 regs 尾部向前压入。即通过调整%rsp 把 regs[14] 当作堆栈，然后利用 pushq 把寄存器的值和返回地址存储到 regs[14] 整个数组中。regs[14] 数组中各元素与其要存储的寄存器对应关系如下：
//-------------
// 64 bit
//low | regs[0]: r15 |
// | regs[1]: r14 |
// | regs[2]: r13 |
// | regs[3]: r12 |
// | regs[4]: r9 |
// | regs[5]: r8 |
// | regs[6]: rbp |
// | regs[7]: rdi |
// | regs[8]: rsi |
// | regs[9]: ret | //ret func addr, 对应 rax
// | regs[10]: rdx |
// | regs[11]: rcx |
// | regs[12]: rbx |
//hig | regs[13]: rsp |
接下来的汇编语句：
movq %rsi, %rsp
popq %r15
popq %r14
popq %r13
popq %r12
popq %r9
popq %r8
popq %rbp
popq %rdi
popq %rsi
popq %rax //ret func addr
popq %rdx
popq %rcx
popq %rbx
popq %rsp
这里用的方法还是通过改变%rsp 的值，把某块内存当作栈来使用。第一句 movq %rsi, %rsp 就是让%rsp 指向 coctx_swap 第二个参数，这一参数表示要进入的协程。而第二个参数也是coctx_t 类型的指针，即执行完 movq 语句后，%rsp 指向了第二个参数 coctx_t 中 regs[0]，而之后的pop 语句就是用 regs[0-13] 中的值填充cpu 的寄存器，这里需要注意的是popq 会使得 %rsp 的值增加而不是减少，这一点保证了会从 regs[0] 到regs[13] 依次弹出到 cpu 寄存器中。在执行完最后一句 popq %rsp 后，%rsp 已经指向了新协程要恢复的栈指针（即新协程之前调用 coctx_swap 时父函数的栈帧顶指针），由于每个协程都有一个自己的栈空间，可以认为这一语句使得%rsp 指向了要进入协程的栈空间。
coctx_swap 中最后三条语句如下：
pushq %rax
xorl %eax, %eax
ret
pushq %rax 用来把 %rax 的值压入到新协程的栈中，这时 %rax 是要进入的目标协程的返回地址，即要恢复的执行点。然后用 xorl 把 %rax 低32位清0以实现地址对齐。最后ret 语句用来弹出栈的内容，并跳转到弹出的内容表示的地址处，而弹出的内容正好是上面 pushq %rax 时压入的 %rax 的值，即之前保存的此协程的返回地址。即最后这三条语句实现了转移到新协程返回地址处执行，从而完成了两个协程的切换。可以看出，这里通过调整%rsp 的值来恢复新协程的栈，并利用了 ret 语句来实现修改指令寄存器 %rip 的目的，通过修改 %rip 来实现程序运行逻辑跳转。注意%rip 的值不能直接修改，只能通过 call 或 ret 之类的指令来间接修改。
整体上看来，协程的切换其实就是cpu 寄存器内容特别是%rip 和 %rsp 的写入和恢复，因为cpu 的寄存器决定了程序从哪里执行（%rip) 和使用哪个地址作为堆栈 （%rsp）。寄存器的写入和恢复如下图所示：
执行完上图的流程，就将之前 cpu 寄存器的值保存到了协程A 的 regs[14] 中，而将协程B regs[14] 的内容写入到了寄存器中，从而使执行逻辑跳转到了 B 协程 regs[14] 中保存的返回地址处开始执行，即实现了协程的切换（从A 协程切换到了B协程执行）。
结语
为实现单线程中协程的切换，libco 使用汇编直接读写了 cpu 的寄存器。由于通常我们在高级语言层面很少接触上下文切换的情形，因而会觉得在单线程中切换上下文的方法会十分复杂，但当我们对代码抽丝剥茧后，发现其实现机理也是很容易理解的。从libco 上下文切换中可以看出，用汇编与 cpu 硬件寄存器配合竟然可以设计出如此神奇的功能，不得不惊叹于 cpu 硬件设计的精妙。
libco 库的说明中提及这种上下文切换的方法取自 glibc，看来基础库中隐藏了不少 “屠龙之技”。
看来，想要提高编程技能，无他，Read the f**king source code !
The End.
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