select in Go's runtime

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select可以用來管理多個channel的讀寫，以及實現channel讀寫timeout等。select並不是以庫的形式提供，而是語言級支援的文法特性，因此select的實現主要由編譯器和runtime共同完成，本文將重點關注runtime部分。

select語句的執行主要由4個階段組成，依次是建立select對象，註冊所有的case條件，執行select語句，最後釋放select對象。這裡提到的select對象是底層runtime維護的一個Select結構，這個對象對Go程式來說基本是透明的。後面的內容中，我將稱這個select對象為選取器。

選取器記憶體模型(Select)

這裡記憶體模型主要是描述的選取器在記憶體是如何布局的，是什麼樣的資料結構來維護的。源碼位於runtime/chan.c中，描述記憶體模型的函數主要是newselect。newselect就是在記憶體上建立一個選取器。

描述選取器記憶體模型最重要的兩個結構體定義如下：

structScase{SudoGsg;// must be first member (cast to Scase)Hchan*chan;// chanbyte*pc;// return pcuint16kind;uint16so;// vararg of selected boolbool*receivedp;// pointer to received bool (recv2)};structSelect{uint16tcase;// total count of scase[]uint16ncase;// currently filled scase[]uint16*pollorder;// case poll orderHchan**lockorder;// channel lock orderScasescase[1];// one per case (in order of appearance)};

Scase描述Go程式select語句中定義的case條件，也就是說Go程式中的一個case在runtime中就是用Scase這個結構來維護的。可以看到Scase中有一個Hchan *chan欄位，這個顯然就是每個case條件上操作的channel了。

Select就是定義“選取器”的核心結構了，每個欄位當然都很重要，不過可以重點關注pollorder、lockorder、scase三個欄位。這裡先看一下Scase scase[1]這個欄位的定義，可以猜到scase欄位就是用來儲存所有case條件的，但這裡卻只是定義了一個只有一個元素的數組，這怎麼夠儲存多餘1個case的情況呢？？？

此圖就是整個選取器的記憶體模型了，這一整塊記憶體結構其實也是由頭部結構+資料結構組成，頭部就是Select那一部分，對應上面提到的struct Select，資料結構部分都是由數組構成。

• scase就是一個數組，數組元素為Scase類型，儲存每個case條件。
• lockorder指標指向的也是一個數組，元素為Hchan *類型，儲存每個case條件中操作channel。
• pollorder是一個uint16的數組.

從頭部開始這一整塊記憶體是由一次類malloc（為什麼是類malloc，因為Go有自己的記憶體管理介面，不是採用的普通malloc）調用分配的，然後再將Select頭部結構中的lockorder和pollorder兩個指標分別指向正確的位置即可。當然，在一口氣分配這塊記憶體前，是事先算好了所有需要的記憶體的大小的。這裡特彆強調一次malloc分配所有需要的記憶體，就是想表達除了C/C++外還有哪門語言有這麼強的記憶體控制能力？其他語言（包括Go）在處理這種情況，手法應該差不多都是先New一個主要的對象，然後New這個主要對象欄位中需要的對象。當然，你可能會告訴我，這門語言有很好的記憶體管理系統，不在乎這樣的對象建立…呵呵。擁有記憶體的完全控制能力，也是系統軟體大量採用C/C++編寫的原因，也是其他語言的實現基本採用C/C++的原因吧。這個問題不能繼續扯下去了。

scase欄位被定義為1個元素的數組的問題還沒有解決。展示的是一個有6個case條件的選取器記憶體模型，可以看到lockorder、pollorder以及scase(黑色部分)都是6個單元的數組。注意，黑色部分的scase的第一個單元位於Select頭部結構記憶體空間中，這個單元就是struct Select中定義的那個只有一個元素的scase數組了，在malloc分配這塊記憶體的時候，scase就只需要少分配一個單元就可以了，所以中可以看出只是多加了5個scase的儲存單元。這樣一來，scase欄位和lockorder、pollorder就沒有什麼兩樣了，殊途同歸。其實，Scase scase[1]欄位完全可以定義為Scase *scase嘛，但這樣要多浪費一個指標的記憶體空間。我還是很傾向這種扣位元組式的實現方式。

在newselect函數中建立好這塊記憶體空間後，就再也找不到填充scase、lockorder和pollorder三個數組的過程了，也就是建立好記憶體模型就結束了，還沒填資料呢，這是怎麼回事？填充選取器其實就是註冊case的過程。

到這裡，選取器就被建立好了，剩下的就是選取器如何工作了。

註冊case條件

瞭解了選取器的記憶體布局，也就是建立好了一個選取器，再看如何把所有case條件資料註冊到選取器中，重點看一下兩個函數吧:

static voidselectsend(Select *sel, Hchan *c, void *pc, void *elem, int32 so){i = sel->ncase;……………..sel->ncase = i+1;cas = &sel->scase[i];cas->pc = pc;cas->chan = c;cas->so = so;cas->kind = CaseSend;cas->sg.elem = elem;}

這個selectsend函數就是在碰到case條件是寫資料到channel的時候會調用。它會將Go程式中此case上的資料以及channel等資訊傳給選取器，填充在具體的Scase結構中，完成寫channel的case註冊。

static voidselectrecv(Select *sel, Hchan *c, void *pc, void *elem, bool *received, int32 so){i = sel->ncase;sel->ncase = i+1;cas = &sel->scase[i];cas->pc = pc;cas->chan = c;cas->so = so;cas->kind = CaseRecv;cas->sg.elem = elem;cas->receivedp = received;}

selectrecv和selectsend很像，它是在碰到case條件是從一個channel讀取資料的時候會被調用，以完成對讀channel的case註冊。同樣，也是事先將channel以及存放資料的記憶體傳遞給選取器，填充在一個Scase中。這裡由於是等待讀取資料，所以是把儲存資料的記憶體位址交給選取器，然後選取器在從channel取到資料後，將資料拷貝到這個記憶體裡。

case條件的註冊過程特別簡單，沒什麼複雜的內容，但這部分其實和編譯器很相關，比如只有一個case的select可以最佳化成直接操作channel等。

執資料列選取器

這部分是select的核心，主要包含選取器是如何管理case條件，如何讀寫對應的channel。

選取器和channel的互動是由selectgo()這個函數實現的，這個函數有一點小長，不過過程其實很簡單的。下面貼一個此函數的代碼骨架。

static void*selectgo(Select **selp){sel = *selp;// 這裡是一個很重要的地方，pollorder數組依次填上每個case的編號[0, n]，然後第二個for就// 是一個洗牌操作了，將pollorder數組中的編號給隨機打亂。目的當然就是為了case條件執行的// 隨機性。for(i=0; incase; i++)sel->pollorder[i] = i;for(i=1; incase; i++) {……….}// 這裡又來兩個遍曆所有case的迴圈，好蛋疼啊。這次做的事情就是將lockorder中的元素給排序// 一下。注意，lockorder數組中的元素是每個case對應的channel的地址。for(i=0; incase; i++) {…………..}for(i=sel->ncase; i-->0; ) {………}// sellock就是遍曆lockorder數組，然後將數組中的每個channel給加上鎖，因為後面不知道將// 操作哪個channel，乾脆就全部給加上好了？？？真暴力啊。上面對lockorder排序的目的也出來// 了，就是方便此處加鎖的時候，對lockorder中的channel去重。因為兩個case完全可能同時操// 作同一個channel，所以lockorder中可能儲存重複的channel了。sellock(sel);// 走到這裡，總算把準備工作給幹完了，將開始真正幹活了。loop:// 這個for迴圈就是按pollorder的順序去遍曆所有case，碰到一個可以執行的case後就中斷循// 環。pollorder中的編號在初始化階段就已經被洗牌了，所以是隨機挑了一個可以執行的case。for(i=0; incase; i++) {o = sel->pollorder[i];cas = &sel->scase[o];…..switch(cas->kind) {case CaseRecv:……..case CaseSend:…….case CaseDefault:……}}// 沒有找到可以執行的case，但有default條件，這個if裡就會直接退出了。if(dfl != nil) {…..}// 到這裡，就是沒有找到可以執行的case，也沒有default條件的情況了。// 把當前goroutine給入隊到每個case對應的channel的等待隊列中去。channel的等待隊列在// channel實現中已經詳細介紹了。for(i=0; incase; i++) {………..switch(cas->kind) {case CaseRecv:enqueue(&c->recvq, sg);break;case CaseSend:enqueue(&c->sendq, sg);break;}}// 入隊完後，就把當前goroutine給掛起等待發生一個可以執行的case為止。這裡同時也把所有// channel上的加鎖給解開了。runtime·park((void(*)(Lock*))selunlock, (Lock*)sel, "select");// 當前goroutine被喚醒開始執行了，再次把所有channel加鎖。還是暴力。sellock(sel);// 這一個遍曆case的for迴圈，很有意思。這裡就是本次select不會執行的那些case對應的// channel給出隊當前goroutine。就是不管它們了，已經找到了一個執行的目標case了。for(i=0; incase; i++) {cas = &sel->scase[i];if(cas != (Scase*)sg) {c = cas->chan;if(cas->kind == CaseSend)dequeueg(&c->sendq);elsedequeueg(&c->recvq);}}// 還是沒找到case，重新迴圈執行一遍。這種情況應該是goroutine被其他一些因素給喚醒了。if(sg == nil)goto loop;………..// 解鎖退出，完成了select的執行了。selunlock(sel);goto retc;// 這些goto的tag，都是針對每個case具體操作channel的過程。和channel的實現中介紹的差不多。asyncrecv:………goto retc;asyncsend:…………….goto retc;syncrecv:………………..goto retc;syncsend:……………..// select執行完退出的時候，不光是釋放選取器對象，還會返回pc。這個pc就是本次select執行的case// 的地址。只有把這個棧地址返回，才能繼續執行case條件中的語句。retc:pc = cas->pc;runtime·free(sel);return pc;}

雖然只是一個代碼骨架，也挺長的，估計也只有對照源碼才能更好的理解了。總之，select的執行邏輯還是有一點小複雜的。初看的時候，不是特別好理解。再總結一下我認為的幾個應該知道的地方：

• select語句的執行將會對涉及的所有channel加鎖，並不是只加鎖需要操作的channel。
• 對所有channel加鎖之前，存在一個對涉及到的所有channel進行堆排序的過程，目的就是為了去重。
• select並不是直接隨機播放一個可執行檔case，而是事先將所有case洗牌，再從頭到尾選擇第一個可執行檔case。
• 如果select語句是放置在for迴圈中，長期執行，會不會每次迴圈都經曆選取器的建立到釋放的4個階段？？？我可以明確的告訴你，目前必然是這樣子的，所以select的使用是有代價的，還不低。

select的實現核心部分其實就完了，最佳化的空間應該還是挺多的。

編譯器最佳化

雖然不懂編譯器，但還是大概掃了一眼編譯器中對select的實現部分。大概看一下cmd/gc/select.c代碼中的注釋，就可以瞭解到，編譯器其實對select有一定的最佳化。比如你寫的select沒有任何的case條件，那還建立選取器幹嘛呢；再或者你只有一個case條件，這顯然可以不用select嘛；即使有一個case+default，也是可以最佳化為非阻塞的直接操作channel啊。

這部分編譯器相關的最佳化可以詳細看walkselect()函數。

註：本文是基於go1.1.2版本代碼。