精讲NtyCo的实现(附代码实现及视频详解)

前言

协程这个概念很久了，好多程序员是实现过这个组件的，网上关于协程的文章，博客，论坛都是汗牛充栋，在知乎，github上面也有很多大牛写了关于协程的心得体会。突发奇想，我也来实现一个这样的组件，并测试了一下性能。借鉴了很多大牛的思想，阅读了很多大牛的代码。于是把整个思考过程写下来。

代码简单易读，如果在你的项目中，NtyCo能够为你解决些许工程问题，那就荣幸之至。

本系列文章的设计思路，是在每一个章的最前面以问题提出，每章节的学习目的。大家能够带着每章的问题来读每章节的内容，方便读者能够方便的进入每章节的思考。读者读完以后加上案例代码阅读，编译，运行，能够对神秘的协程有一个全新的理解。能够运用到工程代码，帮助你更加方便高效的完成工程工作。

第一章 协程的起源

问题：协程存在的原因？协程能够解决哪些问题？

在我们现在CS，BS开发模式下，服务器的吞吐量是一个很重要的参数。其实吞吐量是IO处理时间加上业务处理。为了简单起见，比如，客户端与服务器之间是长连接的，客户端定期给服务器发送心跳包数据。客户端发送一次心跳包到服务器，服务器更新该新客户端状态的。心跳包发送的过程，业务处理时长等于IO读取（RECV系统调用）加上业务处理（更新客户状态）。吞吐量等于1s业务处理次数。

业务处理（更新客户端状态）时间，业务不一样的，处理时间不一样，我们就不做讨论。 那如何提升recv的性能。若只有一个客户端，recv的性能也没有必要提升，也不能提升。若在有百万计的客户端长连接的情况，我们该如何提升。以Linux为例，在这里需要介绍一个“网红”就是epoll。服务器使用epoll管理百万计的客户端长连接，代码框架如下：

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 {
 handle(sockfd);
 }
 }
}

对于响应式服务器，所有的客户端的操作驱动都是来源于这个大循环。来源于epoll_wait的反馈结果。 对于服务器处理百万计的IO。Handle(sockfd)实现方式有两种。

第一种，handle(sockfd)函数内部对sockfd进行读写动作。代码如下

int handle(int sockfd) {
 recv(sockfd, rbuffer, length, 0);
 parser_proto(rbuffer, length);
 send(sockfd, sbuffer, length, 0);
}

handle的io操作（send,recv）与epoll_wait是在同一个处理流程里面的。这就是IO同步操作。 优点：

1. sockfd管理方便。
2. 操作逻辑清晰。 缺点：
3. 服务器程序依赖epoll_wait的循环响应速度慢。
4. 程序性能差

第二种，handle(sockfd)函数内部将sockfd的操作，push到线程池中，代码如下：

int thread_cb(int sockfd) {
 // 此函数是在线程池创建的线程中运行。
 // 与handle不在一个线程上下文中运行
 recv(sockfd, rbuffer, length, 0);
 parser_proto(rbuffer, length);
 send(sockfd, sbuffer, length, 0);
}
int handle(int sockfd) {
 //此函数在主线程 main_thread 中运行
 //在此处之前，确保线程池已经启动。
 push_thread(sockfd, thread_cb); //将sockfd放到其他线程中运行。
}

Handle函数是将sockfd处理方式放到另一个已经其他的线程中运行，如此做法，将io操作（recv，send）与epoll_wait 不在一个处理流程里面，使得io操作（recv,send）与epoll_wait实现解耦。这就叫做IO异步操作。 优点：

1. 子模块好规划。
2. 程序性能高。 缺点： 正因为子模块好规划，使得模块之间的sockfd的管理异常麻烦。每一个子线程都需要管理好sockfd，避免在IO操作的时候，sockfd出现关闭或其他异常。

上文有提到IO同步操作，程序响应慢，IO异步操作，程序响应快。

下面来对比一下IO同步操作与IO异步操作。 代码

在这份代码的486行，#if 1, 打开的时候，为IO异步操作。关闭的时候，为IO同步操作。

接下来把我测试接入量的结果粘贴出来。 IO异步操作，每1000个连接接入的服务器响应时间（900ms左右）。

IO同步操作，每1000个连接接入的服务器响应时间（6500ms左右）。

IO异步操作与IO同步操作

对比项IO同步操作IO异步操作Sockfd管理管理方便多个线程共同管理代码逻辑程序整体逻辑清晰子模块逻辑清晰程序性能响应时间长性能差响应时间短，性能好

有没有一种方式，有异步性能，同步的代码逻辑。来方便编程人员对IO操作的组件呢？ 有，采用一种轻量级的协程来实现。在每次send或者recv之前进行切换，再由调度器来处理epoll_wait的流程。 就是采用了基于这样的思考，写了[NtyCo]，实现了一个IO异步操作与协程结合的组件。

第二章 协程的案例

问题：协程如何使用？与线程使用有何区别？

在做网络IO编程的时候，有一个非常理想的情况，就是每次accept返回的时候，就为新来的客户端分配一个线程，这样一个客户端对应一个线程。就不会有多个线程共用一个sockfd。每请求每线程的方式，并且代码逻辑非常易读。但是这只是理想，线程创建代价，调度代价就呵呵了。 先来看一下每请求每线程的代码如下：

while(1) {
	socklen_t len = sizeof(struct sockaddr_in);
 int clientfd = accept(sockfd, (struct sockaddr*)&remote, &len);
 pthread_t thread_id;
 pthread_create(&thread_id, NULL, client_cb, &clientfd);
}

这样的做法，写完放到生产环境下面，如果你的老板不打死你，你来找我。我来帮你老板，为民除害。 如果我们有协程，我们就可以这样实现。

while (1) {
 socklen_t len = sizeof(struct sockaddr_in);
 int cli_fd = nty_accept(fd, (struct sockaddr*)&remote, &len);
 
 nty_coroutine *read_co;
 nty_coroutine_create(&read_co, server_reader, &cli_fd);
}

这样的代码是完全可以放在生成环境下面的。如果你的老板要打死你，你来找我，我帮你把你老板打死，为民除害。

线程的API思维来使用协程，函数调用的性能来测试协程。

NtyCo封装出来了若干接口，一类是协程本身的，二类是posix的异步封装 协程API：

1.	协程创建
int nty_coroutine_create(nty_coroutine **new_co, proc_coroutine func, void *arg)
2.	协程调度器的运行
void nty_schedule_run(void)

POSIX异步封装API：

int nty_socket(int domain, int type, int protocol)
int nty_accept(int fd, struct sockaddr *addr, socklen_t *len)
int nty_recv(int fd, void *buf, int length)
int nty_send(int fd, const void *buf, int length)
int nty_close(int fd)

接口格式与POSIX标准的函数定义一致。

第三章 协程的实现之工作流程

问题：协程内部是如何工作呢？

先来看一下协程服务器案例的代码， 代码参考：https://github.com/wangbojing/NtyCo/blob/master/nty_server_test.c 分别讨论三个协程的比较晦涩的工作流程。第一个协程的创建；第二个IO异步操作；第三个协程子过程回调

3.1创建协程

当我们需要异步调用的时候，我们会创建一个协程。比如accept返回一个新的sockfd，创建一个客户端处理的子过程。再比如需要监听多个端口的时候，创建一个server的子过程，这样多个端口同时工作的，是符合微服务的架构的。

创建协程的时候，进行了如何的工作？创建API如下：

int nty_coroutine_create(nty_coroutine **new_co, proc_coroutine func, void *arg)

参数1：nty_coroutine **new_co，需要传入空的协程的对象，这个对象是由内部创建的，并且在函数返回的时候，会返回一个内部创建的协程对象。

参数2：proc_coroutine func，协程的子过程。当协程被调度的时候，就会执行该函数。

参数3：void *arg，需要传入到新协程中的参数。

协程不存在亲属关系，都是一致的调度关系，接受调度器的调度。调用create API就会创建一个新协程，新协程就会加入到调度器的就绪队列中。

创建的协程具体步骤会在《协程的实现之原语操作》来描述。

3.2实现IO异步操作

大部分的朋友会关心IO异步操作如何实现，在send与recv调用的时候，如何实现异步操作的。 先来看一下一段代码：

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);
 }
 }
}

在进行IO操作（recv，send）之前，先执行了 epoll_ctl的del操作，将相应的sockfd从epfd中删除掉，在执行完IO操作（recv，send）再进行epoll_ctl的add的动作。这段代码看起来似乎好像没有什么作用。

如果是在多个上下文中，这样的做法就很有意义了。能够保证sockfd只在一个上下文中能够操作IO的。不会出现在多个上下文同时对一个IO进行操作的。协程的IO异步操作正式是采用此模式进行的。

把单一协程的工作与调度器的工作的划分清楚，先引入两个原语操作 resume，yield会在《协程的实现之原语操作》来讲解协程所有原语操作的实现，yield就是让出运行，resume就是恢复运行。

调度器与协程的上下文切换

在协程的上下文IO异步操作（nty_recv，nty_send）函数，步骤如下：

1. 将sockfd 添加到epoll管理中。
2. 进行上下文环境切换，由协程上下文yield到调度器的上下文。
3. 调度器获取下一个协程上下文。Resume新的协程 IO异步操作的上下文切换的时序

3.3 回调协程的子过程

在create协程后，何时回调子过程？何种方式回调子过程？ 首先来回顾一下x86_64寄存器的相关知识。汇编与寄存器相关知识还会在《协程的实现之切换》继续深入探讨的。x86_64 的寄存器有16个64位寄存器，分别是：%rax, %rbx, %rcx, %esi, %edi, %rbp, %rsp, %r8, %r9, %r10, %r11, %r12, %r13, %r14, %r15。

%rax 作为函数返回值使用的。

%rsp 栈指针寄存器，指向栈顶

%rdi, %rsi, %rdx, %rcx, %r8, %r9 用作函数参数，依次对应第1参数，第2参数。。。

%rbx, %rbp, %r12, %r13, %r14, %r15 用作数据存储，遵循调用者使用规则，换句话说，就是随便用。调用子函数之前要备份它，以防它被修改

%r10, %r11 用作数据存储，就是使用前要先保存原值

以NtyCo的实现为例，来分析这个过程。CPU有一个非常重要的寄存器叫做EIP，用来存储CPU运行下一条指令的地址。我们可以把回调函数的地址存储到EIP中，将相应的参数存储到相应的参数寄存器中。实现子过程调用的逻辑代码如下：

void _exec(nty_coroutine *co) {
 co->func(co->arg); //子过程的回调函数
}
void nty_coroutine_init(nty_coroutine *co) {
 //ctx 就是协程的上下文
 co->ctx.edi = (void*)co; //设置参数
 co->ctx.eip = (void*)_exec; //设置回调函数入口
 //当实现上下文切换的时候，就会执行入口函数_exec , _exec 调用子过程func
}

第四章 协程的实现之原语操作

问题：协程的内部原语操作有哪些？分别如何实现的？

协程的核心原语操作：create, resume, yield。协程的原语操作有create怎么没有exit？以NtyCo为例，协程一旦创建就不能有用户自己销毁，必须得以子过程执行结束，就会自动销毁协程的上下文数据。以_exec执行入口函数返回而销毁协程的上下文与相关信息。co->func(co->arg) 是子过程，若用户需要长久运行协程，就必须要在func函数里面写入循环等操作。所以NtyCo里面没有实现exit的原语操作。

create：创建一个协程。

1. 调度器是否存在，不存在也创建。调度器作为全局的单例。将调度器的实例存储在线程的私有空间pthread_setspecific。
2. 分配一个coroutine的内存空间，分别设置coroutine的数据项，栈空间，栈大小，初始状态，创建时间，子过程回调函数，子过程的调用参数。
3. 将新分配协程添加到就绪队列 ready_queue中 实现代码如下：

int nty_coroutine_create(nty_coroutine **new_co, proc_coroutine func, void *arg) {

assert(pthread_once(&sched_key_once, nty_coroutine_sched_key_creator) == 0);

nty_schedule *sched = nty_coroutine_get_sched();

if (sched == NULL) {

nty_schedule_create(0);

sched = nty_coroutine_get_sched();

if (sched == NULL) {

printf("Failed to create scheduler\n");

return -1;

}

}

nty_coroutine *co = calloc(1, sizeof(nty_coroutine));

if (co == NULL) {

printf("Failed to allocate memory for new coroutine\n");

return -2;

}

//

int ret = posix_memalign(&co->stack, getpagesize(), sched->stack_size);

if (ret) {

printf("Failed to allocate stack for new coroutine\n");

free(co);

return -3;

}

co->sched = sched;

co->stack_size = sched->stack_size;

co->status = BIT(NTY_COROUTINE_STATUS_NEW); //

co->id = sched->spawned_coroutines ++;

co->func = func;

co->fd = -1;

co->events = 0;

co->arg = arg;

co->birth = nty_coroutine_usec_now();

*new_co = co;

TAILQ_INSERT_TAIL(&co->sched->ready, co, ready_next);

return 0;

}

yield： 让出CPU。 void nty_coroutine_yield(nty_coroutine *co) 参数：当前运行的协程实例

调用后该函数不会立即返回，而是切换到最近执行resume的上下文。该函数返回是在执行resume的时候，会有调度器统一选择resume的，然后再次调用yield的。resume与yield是两个可逆过程的原子操作。

resume：恢复协程的运行权 int nty_coroutine_resume(nty_coroutine *co) 参数：需要恢复运行的协程实例

调用后该函数也不会立即返回，而是切换到运行协程实例的yield的位置。返回是在等协程相应事务处理完成后，主动yield会返回到resume的地方。

第五章 协程的实现之切换

问题：协程的上下文如何切换？切换代码如何实现？

首先来回顾一下x86_64寄存器的相关知识。x86_64 的寄存器有16个64位寄存器，分别是：%rax, %rbx, %rcx, %esi, %edi, %rbp, %rsp, %r8, %r9, %r10, %r11, %r12, %r13, %r14, %r15。

%rax 作为函数返回值使用的。

%rsp 栈指针寄存器，指向栈顶

%rdi, %rsi, %rdx, %rcx, %r8, %r9 用作函数参数，依次对应第1参数，第2参数。。。

%rbx, %rbp, %r12, %r13, %r14, %r15 用作数据存储，遵循调用者使用规则，换句话说，就是随便用。调用子函数之前要备份它，以防它被修改 %r10, %r11 用作数据存储，就是使用前要先保存原值。

上下文切换，就是将CPU的寄存器暂时保存，再将即将运行的协程的上下文寄存器，分别mov到相对应的寄存器上。此时上下文完成切换。

切换_switch函数定义： int _switch(nty_cpu_ctx *new_ctx, nty_cpu_ctx *cur_ctx); 参数1：即将运行协程的上下文，寄存器列表

参数2：正在运行协程的上下文，寄存器列表

我们nty_cpu_ctx结构体的定义，为了兼容x86，结构体项命令采用的是x86的寄存器名字命名。

typedef struct _nty_cpu_ctx {
 void *esp; //
 void *ebp;
 void *eip;
 void *edi;
 void *esi;
 void *ebx;
 void *r1;
 void *r2;
 void *r3;
 void *r4;
 void *r5;
} nty_cpu_ctx;

_switch返回后，执行即将运行协程的上下文。是实现上下文的切换

_switch的实现代码：

0: __asm__ (
1: " .text \n"
2: " .p2align 4,,15 \n"
3: ".globl _switch \n"
4: ".globl __switch \n"
5: "_switch: \n"
6: "__switch: \n"
7: " movq %rsp, 0(%rsi) # save stack_pointer \n"
8: " movq %rbp, 8(%rsi) # save frame_pointer \n"
9: " movq (%rsp), %rax # save insn_pointer \n"
10: " movq %rax, 16(%rsi) \n"
11: " movq %rbx, 24(%rsi) # save rbx,r12-r15 \n"
12: " movq %r12, 32(%rsi) \n"
13: " movq %r13, 40(%rsi) \n"
14: " movq %r14, 48(%rsi) \n"
15: " movq %r15, 56(%rsi) \n"
16: " movq 56(%rdi), %r15 \n"
17: " movq 48(%rdi), %r14 \n"
18: " movq 40(%rdi), %r13 # restore rbx,r12-r15 \n"
19: " movq 32(%rdi), %r12 \n"
20: " movq 24(%rdi), %rbx \n"
21: " movq 8(%rdi), %rbp # restore frame_pointer \n"
22: " movq 0(%rdi), %rsp # restore stack_pointer \n"
23: " movq 16(%rdi), %rax # restore insn_pointer \n"
24: " movq %rax, (%rsp) \n"
25: " ret \n"
26: );

按照x86_64的寄存器定义，%rdi保存第一个参数的值，即new_ctx的值，%rsi保存第二个参数的值，即保存cur_ctx的值。X86_64每个寄存器是64bit，8byte。 Movq %rsp, 0(%rsi) 保存在栈指针到cur_ctx实例的rsp项 Movq %rbp, 8(%rsi) Movq (%rsp), %rax #将栈顶地址里面的值存储到rax寄存器中。Ret后出栈，执行栈顶 Movq %rbp, 8(%rsi) #后续的指令都是用来保存CPU的寄存器到new_ctx的每一项中 Movq 8(%rdi), %rbp #将new_ctx的值 Movq 16(%rdi), %rax #将指令指针rip的值存储到rax中 Movq %rax, (%rsp) # 将存储的rip值的rax寄存器赋值给栈指针的地址的值。 Ret # 出栈，回到栈指针，执行rip指向的指令。 上下文环境的切换完成。

第六章 协程的实现之定义

问题：协程如何定义? 调度器如何定义？

先来一道设计题： 设计一个协程的运行体R与运行体调度器S的结构体

1. 运行体R：包含运行状态{就绪，睡眠，等待}，运行体回调函数，回调参数，栈指针，栈大小，当前运行体
2. 调度器S：包含执行集合{就绪，睡眠，等待} 这道设计题拆分两个个问题，一个运行体如何高效地在多种状态集合更换。调度器与运行体的功能界限。

6.1 运行体如何高效地在多种状态集合更换

新创建的协程，创建完成后，加入到就绪集合，等待调度器的调度；协程在运行完成后，进行IO操作，此时IO并未准备好，进入等待状态集合；IO准备就绪，协程开始运行，后续进行sleep操作，此时进入到睡眠状态集合。

就绪(ready)，睡眠(sleep)，等待(wait)集合该采用如何数据结构来存储？

就绪(ready)集合并不没有设置优先级的选型，所有在协程优先级一致，所以可以使用队列来存储就绪的协程，简称为就绪队列（ready_queue）。

睡眠(sleep)集合需要按照睡眠时长进行排序，采用红黑树来存储，简称睡眠树(sleep_tree)红黑树在工程实用为<key, value>, key为睡眠时长，value为对应的协程结点。

等待(wait)集合，其功能是在等待IO准备就绪，等待IO也是有时长的，所以等待(wait)集合采用红黑树的来存储，简称等待树(wait_tree)，此处借鉴nginx的设计。

Coroutine就是协程的相应属性，status表示协程的运行状态。sleep与wait两颗红黑树，ready使用的队列，比如某协程调用sleep函数，加入睡眠树(sleep_tree)，status |= S即可。比如某协程在等待树(wait_tree)中，而IO准备就绪放入ready队列中，只需要移出等待树(wait_tree)，状态更改status &= ~W即可。有一个前提条件就是不管何种运行状态的协程，都在就绪队列中，只是同时包含有其他的运行状态。

6.2 调度器与协程的功能界限

每一协程都需要使用的而且可能会不同属性的，就是协程属性。每一协程都需要的而且数据一致的，就是调度器的属性。比如栈大小的数值，每个协程都一样的后不做更改可以作为调度器的属性，如果每个协程大小不一致，则可以作为协程的属性。 用来管理所有协程的属性，作为调度器的属性。比如epoll用来管理每一个协程对应的IO，是需要作为调度器属性。

按照前面几章的描述，定义一个协程结构体需要多少域，我们描述了每一个协程有自己的上下文环境，需要保存CPU的寄存器ctx；需要有子过程的回调函数func；需要有子过程回调函数的参数 arg；需要定义自己的栈空间 stack；需要有自己栈空间的大小 stack_size；需要定义协程的创建时间 birth；需要定义协程当前的运行状态 status；需要定当前运行状态的结点（ready_next, wait_node, sleep_node）；需要定义协程id；需要定义调度器的全局对象 sched。

协程的核心结构体如下：

typedef struct _nty_coroutine {
 nty_cpu_ctx ctx;
 proc_coroutine func;
 void *arg;
 size_t stack_size;
 nty_coroutine_status status;
 nty_schedule *sched;
 uint64_t birth;
 uint64_t id;
 void *stack;
 RB_ENTRY(_nty_coroutine) sleep_node;
 RB_ENTRY(_nty_coroutine) wait_node;
 TAILQ_ENTRY(_nty_coroutine) ready_next;
 TAILQ_ENTRY(_nty_coroutine) defer_next;
} nty_coroutine;

调度器是管理所有协程运行的组件，协程与调度器的运行关系。

调度器的属性，需要有保存CPU的寄存器上下文 ctx，可以从协程运行状态yield到调度器运行的。从协程到调度器用yield，从调度器到协程用resume 以下为协程的定义。

typedef struct _nty_coroutine_queue nty_coroutine_queue;
typedef struct _nty_coroutine_rbtree_sleep nty_coroutine_rbtree_sleep;
typedef struct _nty_coroutine_rbtree_wait nty_coroutine_rbtree_wait;
typedef struct _nty_schedule {
 uint64_t birth;
nty_cpu_ctx ctx;
 struct _nty_coroutine *curr_thread;
 int page_size;
 int poller_fd;
 int eventfd;
 struct epoll_event eventlist[NTY_CO_MAX_EVENTS];
 int nevents;
 int num_new_events;
 nty_coroutine_queue ready;
 nty_coroutine_rbtree_sleep sleeping;
 nty_coroutine_rbtree_wait waiting;
} nty_schedule;

第七章 协程的实现之调度器

问题：协程如何被调度？

调度器的实现，有两种方案，一种是生产者消费者模式，另一种多状态运行。

7.1 生产者消费者模式

逻辑代码如下：

while (1) {
 //遍历睡眠集合，将满足条件的加入到ready
 nty_coroutine *expired = NULL;
 while ((expired = sleep_tree_expired(sched)) != ) {
 TAILQ_ADD(&sched->ready, expired);
 }
 //遍历等待集合，将满足添加的加入到ready
 nty_coroutine *wait = NULL;
 int nready = epoll_wait(sched->epfd, events, EVENT_MAX, 1);
 for (i = 0;i < nready;i ++) {
 wait = wait_tree_search(events[i].data.fd);
 TAILQ_ADD(&sched->ready, wait);
 }
 // 使用resume回复ready的协程运行权
 while (!TAILQ_EMPTY(&sched->ready)) {
 nty_coroutine *ready = TAILQ_POP(sched->ready);
 resume(ready);
 }
 }

7.2 多状态运行

实现逻辑代码如下：

while (1) {
 //遍历睡眠集合，使用resume恢复expired的协程运行权
 nty_coroutine *expired = NULL;
 while ((expired = sleep_tree_expired(sched)) != ) {
 resume(expired);
 }
 //遍历等待集合，使用resume恢复wait的协程运行权
 nty_coroutine *wait = NULL;
 int nready = epoll_wait(sched->epfd, events, EVENT_MAX, 1);
 for (i = 0;i < nready;i ++) {
 wait = wait_tree_search(events[i].data.fd);
 resume(wait);
 }
 // 使用resume恢复ready的协程运行权
 while (!TAILQ_EMPTY(sched->ready)) {
 nty_coroutine *ready = TAILQ_POP(sched->ready);
 resume(ready);
 }
 }

第八章 协程性能测试 测试环境：4台VMWare 虚拟机

1台服务器 6G内存，4核CPU

3台客户端 2G内存，2核CPU

操作系统：ubuntu 14.04

服务器端测试代码

客户端测试代码

按照每一个连接启动一个协程来测试。每一个协程栈空间 4096byte 6G内存 –> 测试协程数量100W无异常，同时能够正常收发数据。

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