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[Golang]OS系統呼叫淺析

阿新 • • 發佈：2019-01-11

上回講Goroutine狀態變換的時候，遺留了一部分關於Syscall處理的內容，這次打算把Go語言對Syscall的處理機制系統的總結一下，放在今天這篇文章中。

Go 語言庫對Syscall的封裝

我們知道Go是一門面向系統級開發的Native程式語言，與C/C++ 類似，Go的編譯器會直接將程式編譯、連結成本地可執行檔案。理論上，它可以完成任何C/C++語言能完成的。作為支撐該特性的重要方面，Go以標準庫形式提供了syscall包，用來支援OS級系統呼叫。

首先，Go對各種系統呼叫介面進行了封裝，提供給使用者一組Go語言函式，方便在程式中直接呼叫，如：

func Read(fd int, p []byte
 
) (n int, err error)
func Write(fd int, p []byte) (n int, err error)

同時，Go還通過以下函式提供了對Syscall的直接呼叫支援：

func Syscall(trap, a1, a2, a3 uintptr) (r1, r2 uintptr, err Errno)
func Syscall6(trap, a1, a2, a3, a4, a5, a6 uintptr) (r1, r2 uintptr, err Errno)
func RawSyscall(trap, a1, a2, a3 uintptr) (r1, r2 uintptr
 
, err Errno)
func RawSyscall6(trap, a1, a2, a3, a4, a5, a6 uintptr) (r1, r2 uintptr, err Errno)

其中，帶有Raw字首的一組操作表示直接呼叫syscall （注：以Linux為例，在AMD64中是通過syscall指令實現，在X86中是int 0x80軟中斷，而ARM中則是採用SWI軟中斷實現系統呼叫），而不帶Raw字首的操作則在真正呼叫syscall前會先呼叫runtime·entersyscall，並在syscall返回後插入runtime·exitsyscall。這兩個輔助函式的功能我們在前面介紹排程器時已經說過了，後面還會再提。

這4個函式全都是用匯編語言實現的，並且和具體的硬體架構及OS相關，比如Linux下ARM架構的相應實現，在 src/pkg/syscall/asm_linux_arm.s中。至於其他的如Read/Write這類的函式，其內部基本上都呼叫上面的4個函式實現的。

執行時支援

我們之前講了很多次，Go語言runtime為了實現較高的併發度，對OS系統呼叫做了一些優化，主要就體現在runtime·entersyscall和入runtime·exitsyscall這兩個函式上，它們的實現程式碼在src/pkg/runtime/proc.c之中，之前我們已經多次討論過這個檔案了。

在分析實現代前，我們先來看看函式的宣告，位置在src/pkg/runtime/runtime.h中：

void runtime·entersyscall(void);
void runtime·entersyscallblock(void);
void runtime·exitsyscall(void);

這裡聲明瞭3個函式，多了一個void runtime·entersyscallblock(void)，在後面會分析它的功能和使用情況。

好了，現在來看實現程式碼。首先，我們很容易找到了void runtime·exitsyscall(void) 的實現，而另外兩個卻找不到，只是找到了兩個與之向接近的函式定義，分別是：

void ·entersyscall(int dummy) { ... }
void ·entersyscallblock(int dummy) { ... }

通過反彙編分析，我發現程式碼中所有對runtime·entersyscall和runtime·entersyscallblock的呼叫最後都分別對映到了·entersyscall 和·entersyscallblock，也就是說前面兩個函式分別是後面兩個函式的別名。至於為什麼這樣實現，我沒有找到相關的文件說明，但感覺應該主要是由於前後兩組函式引數不同的關係 —— 函式呼叫本身是不需要傳入引數的，而函式實現時，無中生有了一個dummy引數，其目的就是為了通過該引數指標（地址）方便定位呼叫者的PC和SP值。

runtime·entersyscall

好了，我們回到函式實現分析上來，看看進入系統呼叫前，runtime究竟都做了那些特別處理。下面將這個函式分成3段進行分析：

  • 首先，函式通過“pragma”將該函式宣告為“NOSPLIT”，令其中的函式呼叫不觸發棧擴充套件檢查。

    剛進入函式，先禁止搶佔，然後通過dummy引數獲得呼叫者的SP和PC值（通過save函式儲存到g->sched.sp和g->sched.pc），將其分別儲存到groutine的syscallsp和syscallpc欄位，同時記錄的欄位還有syscallstack和syscallguard。這些欄位的功能主要是使得垃圾收集器明確棧分析的邊界 —— 對於正在進行系統呼叫的任務，只對其進入系統呼叫前的棧進行“標記-清除”。（實際上，Go語言的cgo機制也利用了entersyscall，因而cgo執行的程式碼不受垃圾收集機制管理。）

    然後，Goroutine的狀態切換到Gsyscall狀態。

#pragma textflag NOSPLIT
void
·entersyscall(int32 dummy)
{
  // Disable preemption because during this function g is in Gsyscall status,
  // but can have inconsistent g->sched, do not let GC observe it.
  m->locks++;
  // Leave SP around for GC and traceback.
  save(runtime·getcallerpc(&dummy), runtime·getcallersp(&dummy));
  g->syscallsp = g->sched.sp;
  g->syscallpc = g->sched.pc;
  g->syscallstack = g->stackbase;
  g->syscallguard = g->stackguard;
  g->status = Gsyscall;
  if(g->syscallsp < g->syscallguard-StackGuard || g->syscallstack < g->syscallsp) {
      // runtime·printf("entersyscall inconsistent %p [%p,%p]\n",
      // g->syscallsp, g->syscallguard-StackGuard, g->syscallstack);
      runtime·throw("entersyscall");
  }
  • 下面的程式碼是喚醒runtime的後臺監控執行緒sysmon，在之前講排程器的時候說過，sysmon會監控所有執行syscall的執行緒M，一旦超過某個時間閾值，就將該M與對應的P解耦。
if(runtime·atomicload(&runtime·sched.sysmonwait)) {  // TODO: fast atomic
  runtime
            
  

           

              
              

            

            
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