channel 在 golang 中是一个非常重要的特性，它为我们提供了一个并发模型。对比锁，通过 chan 在多个 goroutine 之间完成数据交互，可以让代码更简洁、更容易实现、更不容易出错。golang 的 channel 设计模型遵循 CSP（Communicating Sequential Processes，序列通信处理） 的设计理念。
本文将从源码角度来分析 golang 的 channel 是怎样实现的。先看一下 *channel8 给我们提供的一些特性。
1. channel 的使用
关于这一小节，熟悉 channel 使用的读者可以快速浏览一下这一部分，这里没有什么特别的东西。
1.1 使用通道传输数据
func main() {
c := make(chan int, 8)
go func() {
c <- 1
}()
fmt.Println(<-c)
}
上面的代码中，make(chan int, 8) 创建并返回一个缓冲区大小为 8 的通道，通道的元素类型为 int。如果把这个 8 去掉，像这样：c := make(chan int)，那么创建的通道就是没有缓冲区的通道。如果你熟悉 go，你一定知道我们可以一直向缓冲区发送数据，直到缓冲区变满为止才会阻塞。而如果我们向无缓冲区的通道发送数据，就有存在其它的接收者正在等待，发送才不会不阻塞。
在创建通道之后，接下来使用 go 语句启动一个 goroutine，这个 goroutine 中，将 1 写入通道 c。最后使用 <-c 读取通道数据并且打印。
这很简单，但是我们需要思考几个问题：
- 创建通道的时候发生了什么事情？我们创建了一个什么样的数据结构？
- 向通道发送数据的时候发生了什么事情？缓冲区满了就会阻塞是怎么实现的？
- 从通道中接收数据时发生了什么事情？
- 带缓冲区的通道和不带缓冲区的通道有什么不同吗？
1.2 select
然后让我们看一个稍微复杂一点的: select。select 会从所有的 case 中挑选出一个不会阻塞的通道读操作、写操作或者是 default 操作执行。如果都会阻塞，那么 select 就会等待，对应的 goroutine 也会被挂起。
如下面的代码， c1 和 c2 是两个通道， go 启动一个 goroutine，如果 c1 可读且 c2 不可写，那么就会执行第一个 case， 如果 c1 不可读但 c2 可写，那么就会执行第二个 case。如果 c1 可读而且 c2 可写，那么就会随机执行第一个 case 或者第二个 case。如果 c1 不可读而且 c2 不可写，那么就会执行 default。这里，如果我们没有实现 default 分支，那么 select 就会阻塞。
package main
import (
"fmt"
"math/rand"
)
func main() {
c1 := make(chan int)
c2 := make(chan int)
go func() {
for {
select {
case x := <-c1:
fmt.Println("从 c1 接受数据；", x)
case c2 <- 100:
fmt.Println("向 c2 发送数据")
default:
fmt.Println("c1 和 c2 都没什么可操作的")
}
}
}()
for i := 0; i < 500; i++ {
rd := rand.Intn(2)
switch rd {
case 0:
c1 <- 200
case 1:
<-c2
}
}
}
只是稍微复杂了一点点，但是还是有很多东西我们需要去探索：
- select 的工作原理是什么？它是怎么选出一个可执行的语句的？
- select 为什么可以在多个通道上阻塞？
- 为什么没有 default 分支时会阻塞，有 default 时会执行 default 的内容？
- 有多个可执行的语句时，为什么会是随机选的，而不是按照我们代码的顺序？
带着上面的所有问题，我们来看一看 channel 的源码。
2. 预备知识
在深入 channel 源码之前，先了解一下需要有哪些预备知识
2.1 goroutine 的表示
在 runtime 库中，goroutine 用一个叫做 g 的结构表示，每个 g 对象表示一个 goroutine。
type g struct {
// ...
atomicstatus uint32 // 表示 goroutine 的状态
param unsafe.Pointer // 唤醒时参数
waiting *sudog // 等待队列，后文会说到
// ...
}
通过 getg() 函数可以拿到当前 goroutine 的 g 对象：
func getg() *g
2.2 sudog
在 g 对象中，有一个名字为 waiting 的 *sudog 指针，它表示这个 goroutine 正在等待什么东西或者正在等待哪些东西。
sudog 是一个链表形式的类型，waitlink 表示它的下一个节点。对于 c 、isSelect、 elem 字段，我们后文会说到。
type sudog struct {
// ....
isSelect bool
elem unsafe.Pointer // data element (may point to stack)
waitlink *sudog // g.waiting list or semaRoot
c *hchan // channel
}
acquireSudog 申请一个 sudog 对象。 releaseSudog 释放 sudog 对象
func acquireSudog() *sudog {}
func releaseSudog(s *sudog) {}
2.3 gopark 和 goready
gopark 将当前的 goroutine 修改成等待状态，然后等待被唤醒。
func gopark(unlockf func(*g, unsafe.Pointer) bool,
lock unsafe.Pointer,
reason waitReason,
traceEv byte,
traceskip int)
goready 函数用来唤醒一个 goroutine，它将 goroutine 的状态修改为可运行状态，随后会被调度器运行。当被调度时，对应的 gopark 函数返回。
2.4 race***
在编译时，使用 -race 参数，可以执行竞态检查，在我们即将要分析的源码中，有相当部分代码为 race 提供了支持。分析时会跳过这一部分，有兴趣的读者可以参考： https://blog.golang.org/race-detector
3. 基本数据结构
chan 使用 hchan 表示，它的传参与赋值始终都是指针形式，每个 hchan 对象代表着一个 chan。
- hchan 中包含一个缓冲区 buf，它表示已经发送但是还未被接收的数据缓存。buf 的大小由创建 chan 时的参数来决定。qcount 表示当前缓冲区中有效数据的总量，dataqsiz 表示缓冲区的大小，对于无缓冲区通道而言 dataqsiz 的值为 0。如果 qcount 和 dataqsiz 的值相同，则表示缓冲区用完了。
- 缓冲区表示的是一个环形队列 （如果你不熟悉环形队列，可以看一下 https://www.geeksforgeeks.org/circular-queue-set-1-introduction-array-implementation/）。其中 sendx 表示下一个发送的地址，recvx 表示下一个接收的地址。
- recvq 表示等待接收的 sudog 列表，一个接收语句执行时，如果缓冲区没有数据而且当前没有别的发送者在等待，那么执行者 goroutine 会被挂起，并且将对应的 sudog 对象放到 recvq 中。
- sendq 类似于 recvq，一个发送语句执行时，如果缓冲区已经满了，而且没有接收者在等待，那么执行者 goroutine 会被挂起，并且将对应的 sudog 放到 sendq 中。
- closed 表示通道是否已经被关闭，0 代表没有被关闭，非 0 值代表已经被关闭。
- lock 用于对 hchan 加锁
type hchan struct {
qcount uint // total data in the queue
dataqsiz uint // size of the circular queue
buf unsafe.Pointer // points to an array of dataqsiz elements
elemsize uint16
closed uint32
elemtype *_type // element type
sendx uint // send index
recvx uint // receive index
recvq waitq // list of recv waiters
sendq waitq // list of send waiters
// lock protects all fields in hchan, as well as several
// fields in sudogs blocked on this channel.
//
// Do not change another G's status while holding this lock
// (in particular, do not ready a G), as this can deadlock
// with stack shrinking.
lock mutex
}
type waitq struct {
first *sudog
last *sudog
}
4. 创建通道
当你在代码里面写了一句 c := make(chan int, 8) 时，编译器就会把它翻译成
t := typeof(chan int) // 编译器给你生成了 chan int 的类型描述信息，然后 t 指向这个类型描述信息
c := makechan(t, 8)
没错，makechan 就是创建通道的入口。它的目的就是构建 hchan 对象并返回。由于 hchan 在程序中始终以引用的形式存在，通过赋值或者是传参，它指向的都是同一个对象，所以 hchan 在标准库中都是以指针形式呈现给外部的。对于 makechan 的逻辑，这里分 3 种情况：
- 缓冲区所需大小为 0。对于这种情况，在为 hchan 分配内存时，只需要分配 sizeof(hchan) 大小的内存。这很好理解。
- 缓冲区所需大小不为 0，而且数据类型不包含指针。
我们先来理解下 不包含指针 这个东西，对于指针类型或者成员中有指针的类型，那就是包含指针的，否则就是不包含指针的。如下代码，A{}是不包含指针的，&A{}、B{}、&B{} 是包含指针的。
type A struct {
a int
b int
}
type B struct {
a *int
b *int
}
对于不包含指针的这种情况，分配一块连续内存容纳 hchan 和缓冲区对象。
- 缓冲区所需大小不为 0，而且数据类型包含指针。对于这种情况，分配两块内存，其中一块表示 hchan 对象，另外一块用来表示 buf。
下面是 makechan 的核心代码：
func makechan(t *chantype, size int) *hchan {
// ...
mem, overflow := math.MulUintptr(elem.size, uintptr(size))
var c *hchan
switch {
case mem == 0:
c = (*hchan)(mallocgc(hchanSize, nil, true))
case elem.kind&kindNoPointers != 0:
c = (*hchan)(mallocgc(hchanSize+mem, nil, true))
c.buf = add(unsafe.Pointer(c), hchanSize)
default:
c = new(hchan)
c.buf = mallocgc(mem, elem, true)
}
c.elemsize = uint16(elem.size)
c.elemtype = elem
c.dataqsiz = uint(size)
// ...
return c
}
至于为什么要区分包含指针和不包含指针这两种情况，makechan 的注释给出了一段解释：
Hchan does not contain pointers interesting for GC when elements stored in buf do not contain pointers.
下面是我的猜想，如果不对，欢迎高人指正：
GC 不会知道 unsafe.Pointer 里面存储的是什么类型，因此如果实际元素类型里面包含指针，就要通过 mallocgc 将分配什么类型的数据告诉 gc，这样 gc 就不会回收这块内存中存储的指针所指向的内存。反之， buf 不包含指针，可以用一块大的内存来存储 hchan 对象和缓冲区，这样可以减轻 gc 压力。
5. 发送数据
向通道发送数据，runtime 中通过 chansend 实现，它的声明如下：
func chansend(c *hchan, ep unsafe.Pointer, block bool, callerpc uintptr) bool
参数 c 表示要向哪个 chan 发送数据， ep 表示要发送的数据的地址，block 表示是否需要阻塞， callerpc 表示调用地址。返回值 bool 表示数据是否成功发送。
block 是为了实现如下代码的语义：
c := make(chan int)
// ...
select {
case <-c:
// ...
default:
// ...
}
上面这段代码被编译成对 selectnbsend 的调用：
if selectnbsend(c, v) {
... foo
} else {
... bar
}
selectnbsend 的实现如下
func selectnbsend(c *hchan, elem unsafe.Pointer) (selected bool) {
return chansend(c, elem, false, getcallerpc()) // 非阻塞的发送
}
它与拥有多个 case 的 select 不同（多个 case 的 select 将在后文分析）。
chansend 按照下面的逻辑执行：
- 如果通道是空的，对于非阻塞的发送，直接返回 false。对于阻塞的通道，将 goroutine 挂起，并且永远不会返回
if c == nil {
if !block {
return false
}
gopark(nil, nil, waitReasonChanSendNilChan, traceEvGoStop, 2)
throw("unreachable")
}
- 非阻塞的情况下，如果通道没有关闭，而且当前没有接收者，缓冲区也已经满了或者没有缓冲区（即不可以发送数据）。那么直接返回 false
if !block && c.closed == 0 && ((c.dataqsiz == 0 && c.recvq.first == nil) ||
(c.dataqsiz > 0 && c.qcount == c.dataqsiz)) {
return false
}
注意：前两步中都没有加锁。第 1 步中，没有访问 hchan 的任何成员，所以无需加锁。第 2 步中，可能被写的变量只有 closed 、qcount 和 c.recvq.first ，这些变量都是单字长的，所以对它们的单个值的读操作是原子性的。
然而，我们应该要更仔细的分析，对单个值的读操作是原子性的，但是对多个值的读操作就不一定是原子性的了。因为在判断完 closed 之后，通道可能在这一瞬间从未关闭状态转变成关闭状态（closed 不会从非 0 变成 0，但有可能从 0 变成非 0，所以在判断 closed==0 之后，通道可能还会转变成关闭状态），也就是说这里的 if 测试通过的那一瞬间，可能有两种情况：
- 通道没有关闭，而且已经满了。那么这段逻辑运行 ok，应该返回 false。
- 通道已经关闭，而且已经满了。按照发送数据的语义来说，此时应该 panic。但实际上这段逻辑的实现，它会返回 false。
但我们还要注意到的是，第 2 种情况的发生，肯定意味着第 1 种情况发生过。而且它取决与通道的 close 是何时被调用的，至少在 if 之前 close 还没有完成调用。所以我们认为第 2 种情况的逻辑也是正确的。
（嗯，确实有点难理解，也很难描述）
调用 lock 对通道加锁
如果此时通道被关闭，那么发生 panic
// 第 3 步，加锁
lock(&c.lock)
// 第 4 步，如果通道已经被关闭了，那么 panic
if c.closed != 0 {
unlock(&c.lock)
panic(plainError("send on closed channel"))
}
- 从 recvq 中取出一个接收者，如果接收者存在，直接向该接收者发送数据。
if sg := c.recvq.dequeue(); sg != nil {
send(c, sg, ep, func() { unlock(&c.lock) }, 3)
return true
}
send 函数将 ep 作为参数传送给接收方的 sg 对象，然后使用 goready 将其唤醒。sg.elem 如果非空，则将 ep 的内容直接 copy 到 elem 指向的地址。
func send(c *hchan, sg *sudog, ep unsafe.Pointer, unlockf func(), skip int) {
// ...
if sg.elem != nil {
sendDirect(c.elemtype, sg, ep)
sg.elem = nil
}
gp := sg.g
unlockf()
gp.param = unsafe.Pointer(sg)
goready(gp, skip+1)
}
func sendDirect(t *_type, sg *sudog, src unsafe.Pointer) {
dst := sg.elem
memmove(dst, src, t.size)
}
注意：如果有接收者在队列中等待，则说明此时的缓冲区是空的。
- 如果缓冲区还有多余的空间，那么将数据写入缓冲区。写入缓冲区后，将发送位置往后移动一个单位，然后将 qcount 加 1
if c.qcount < c.dataqsiz {
qp := chanbuf(c, c.sendx)
typedmemmove(c.elemtype, qp, ep)
c.sendx++
if c.sendx == c.dataqsiz {
c.sendx = 0
}
c.qcount++
unlock(&c.lock)
return true
}
其中 chanbuf 函数从 buf 中取出第 i 个元素的存放地址：
func chanbuf(c *hchan, i uint) unsafe.Pointer {
return add(c.buf, uintptr(i)*uintptr(c.elemsize))
}
typedmemmove 函数将类型为 c.elemtype 的 ep 的内容 拷贝到 qp 中。
- 如果执行前面的所有步骤还没有成功发送，那么就表示缓冲区没有空间了，而且也没有任何接收者在等待。所以后面必须要将 goroutine 挂起然后等待新的接收者了。但对于非阻塞的调用，不能等待，返回 false 表示数据发送不成功。
if !block {
unlock(&c.lock)
return false
}
- 创建 sudog 对象，然后入队并且让 goroutine 进入等待状态。直到被唤醒时 goparkunlock 才会返回。
gp := getg()
mysg := acquireSudog()
mysg.elem = ep
mysg.waitlink = nil
mysg.g = gp
mysg.isSelect = false
mysg.c = c
gp.waiting = mysg
gp.param = nil
c.sendq.enqueue(mysg)
goparkunlock(&c.lock, waitReasonChanSend, traceEvGoBlockSend, 3)
- goparkunlock 返回后，代表已经发送完数据了，此时做一些清理工作，如将 sudog 对象释放，将 g 的 waiting 置空等。
6. 接收数据
接收数据的操作和发送数据的操作大同小异，它的实现函数为 chanrecv
func chanrecv(c *hchan, ep unsafe.Pointer, block bool) (selected, received bool)
- chanrecv 从 c 中接收数据，并且将接收到的数据存到 ep 中，block 表示是否需要阻塞。
- 如果没有数据可以接收，而且是非阻塞的情况，则返回 (false,flase)。如果 c 已经关闭了，将 ep 指向的值置为 0值，并且返回 (true, false)。其它情况返回值为 (true,true)，表示成功从 c 中获取到了数据。
同样地，block 是为了实现以下语义：
select {
case v = <-c:
... foo
default:
... bar
}
它被编译成：
if selectnbrecv(&v, c) {
... foo
} else {
... bar
}
其中 selectnbrecv 的实现为：
func selectnbrecv(elem unsafe.Pointer, c *hchan) (selected bool) {
selected, _ = chanrecv(c, elem, false) // 非阻塞接收
return
}
接下来，我们分析以下 recv 的逻辑：
- 如果 c 为空且是非阻塞模式，那么直接返回 (false,false)。否则永远等待
if c == nil {
if !block {
return
}
gopark(nil, nil, waitReasonChanReceiveNilChan, traceEvGoStop, 2)
throw("unreachable")
}
- 对于非阻塞的情况，如果当前没有数据可以接收了，那么返回 (false,false)。
if !block && (c.dataqsiz == 0 && c.sendq.first == nil ||
c.dataqsiz > 0 && atomic.Loaduint(&c.qcount) == 0) &&
atomic.Load(&c.closed) == 0 {
return
}
和非阻塞发送有两个不同的地方：
- 对 closed 的判断放到了后面。
- 使用了 atomic。
我们先来看一下下面这段代码：
c := make(chan int, 1)
c <- 1
go func() {
select {
case <-c:
println("recv from c")
default:
println("c is not ready - BUG!")
}
}()
close(c)
<-c
从 go 的语义上来说，不论何时，default 都不应该被执行：如果 select 发生在 close 之前，那么从 c 中取出来的数据应该是 1。 如果 select 发生在 close 之后但是在 <-c 之前，那么也应该从 c 中取出 1。如果 select 发生在 <-c 之后，从 c 中取出的数据是 0 ，而且接收数据是失败的，但是不会执行 default。
那么，如果把对 closed 的判断放到通道是否有数据可接收的判断之前，像这样：
if !block && atomic.Load(&c.closed) == 0 && (c.dataqsiz == 0 && c.sendq.first == nil ||
c.dataqsiz > 0 && atomic.Loaduint(&c.qcount) == 0) {
return
}
这意味着 if 测试通过后的一瞬间存在两种情况：
- 通道未关闭，但是不存在数据可接收，也没有发送者在等待。对于这种情况，应该返回 （false,false）。执行 default 段的代码。
- 通道已关闭，且不存在数据可接收，也没有发送者在等待。对于这种情况，根据 go 语义，应该返回 (true, false)，并且执行 case 段的代码。但是我们的这个实现显然是错误的，它返回了 (false,false)。就上面的接收例子而言,
close(c)和<-c正好发生在atomic.Load(&c.closed) == 0执行完成之后，但还没有执行后面的判断，那 if 再执行后面的判断，显然也是通过的。所以问题就出来了。
再来看一下正确的实现，它也会在 if 测试通过后的一瞬间存在两种情况：
- 不存在数据可接收，而且通道没有关闭。此时返回 (false,false)
- 存在数据可接收，而且通道没有关闭。此时应该返回 (true,true)。但是，这种情况意味着上一种情况曾今存在过, 而且至少在 if 执行前的那一瞬间还存在。所以我们认为它返回 (false,false) 是合理的。
另外 atomic 在这里是为了保证内存顺序的正确性。
- 加锁，然后判断如果通道已经关闭而且没有剩余的数据可以读取了，那么就返回 (true,false)。
lock(&c.lock)
if c.closed != 0 && c.qcount == 0 {
unlock(&c.lock)
if ep != nil {
typedmemclr(c.elemtype, ep)
}
return true, false
}
typedmemclr 的作用是将 ep 指向的类型为 elemtype 的内存块置为 0 值。
- 如果有发送者在队列等待，那么直接从发送者那里提取数据，并且唤醒这个发送者。当然对于带缓冲区的 chan，它会先将缓冲区的数据提取出来，然后将等待中的发送者的数据拷贝到缓冲区中。
if sg := c.sendq.dequeue(); sg != nil {
recv(c, sg, ep, func() { unlock(&c.lock) }, 3)
return true, true
}
func recv(c *hchan, sg *sudog, ep unsafe.Pointer, unlockf func(), skip int) {
if c.dataqsiz == 0 {
if ep != nil {
recvDirect(c.elemtype, sg, ep)
}
} else {
qp := chanbuf(c, c.recvx)
if ep != nil {
typedmemmove(c.elemtype, ep, qp)
}
typedmemmove(c.elemtype, qp, sg.elem)
c.recvx++
if c.recvx == c.dataqsiz {
c.recvx = 0
}
c.sendx = c.recvx
}
sg.elem = nil
gp := sg.g
unlockf()
gp.param = unsafe.Pointer(sg)
goready(gp, skip+1)
}
recv 函数判断 chan 是否带有缓冲区，如果不带缓冲区，直接从发送者那里复制数据到 ep。如果带缓冲区，那么你应该能够理解，由于有发送者在等待，所以缓冲区一定是满的。它将缓冲区的第一个数据复制到 ep，然后将发送者的数据复制到缓冲区。这是为了尽量满足先来后到的需求（当然，由于并发的存在，这样做实际上不能完全确定）。
接下来，通过 goready 将发送者唤醒。
- 如果缓冲区中有数据，那么从缓冲区复制数据到 ep，并且修改下次接收位置和 qcount
if c.qcount > 0 {
qp := chanbuf(c, c.recvx)
if ep != nil {
typedmemmove(c.elemtype, ep, qp)
}
typedmemclr(c.elemtype, qp)
c.recvx++
if c.recvx == c.dataqsiz {
c.recvx = 0
}
c.qcount--
unlock(&c.lock)
return true, true
}
- 在执行完成上面的流程后，仍然没有返回，说明缓冲区内已经没有数据了，而且也没有发送者在等待中。所以如果是非阻塞接收，那么直接返回 (false,false)。
if !block {
unlock(&c.lock)
return false, false
}
- 对于阻塞接收的情况，将调用者 goroutine 挂起，并且等待被唤醒。
gp := getg()
mysg := acquireSudog()
mysg.elem = ep
mysg.waitlink = nil
gp.waiting = mysg
mysg.g = gp
mysg.isSelect = false
mysg.c = c
gp.param = nil
c.recvq.enqueue(mysg)
goparkunlock(&c.lock, waitReasonChanReceive, traceEvGoBlockRecv, 3)
- goparkunlock 返回后，说明已经接收到数据了，或者是通道已经被关闭了。此时和发送一样，做一些清理工作。然后根据是否为关闭导致的返回对应的 bool 值。
7. 关闭通道
closechan 函数实现了通道的关闭，它的声明如下：
func closechan(c *hchan)
closechan 按照如下的流程执行：
- 加锁，然后判断如果通道早已关闭了，就 panic。（你不能对一个被关闭的通道再执行关闭操作）
lock(&c.lock)
if c.closed != 0 {
unlock(&c.lock)
panic(plainError("close of closed channel"))
}
- 将关闭标志置为 1.
c.closed = 1
- 唤醒所有的接收者，并且将接收数据置为 0 值。唤醒所有发送者，令其 panic。 gList 就是一个 g 对象的列表。
var glist gList
for {
sg := c.recvq.dequeue()
if sg == nil {
break
}
if sg.elem != nil {
typedmemclr(c.elemtype, sg.elem)
sg.elem = nil
}
if sg.releasetime != 0 {
sg.releasetime = cputicks()
}
gp := sg.g
gp.param = nil
glist.push(gp)
}
for {
sg := c.sendq.dequeue()
if sg == nil {
break
}
sg.elem = nil
if sg.releasetime != 0 {
sg.releasetime = cputicks()
}
gp := sg.g
gp.param = nil
glist.push(gp)
}
unlock(&c.lock)
for !glist.empty() {
gp := glist.pop()
gp.schedlink = 0
goready(gp, 3)
}
8. select
select 函数是本文的最后一部分，也是最复杂的一部分。它的实现函数是 selectgo
8.1 selectgo 的声明
runtime 通过遍历+等待的方式实现 select 语义，遍历时判断如果 有可执行的 case 或者 select 中带有 default，那么就执行之。如果没有，就通过 gopark 将调用者转换为等待状态，使用 sudog 链表表示它在多个通道上等待。其中任意一个通道对应的 sudog 都可以唤醒调用者。
函数 selectgo 实现了 select 语义。它的第一个返回值表示需要执行哪个 case, 第 2 个返回值表示如果要执行的 case 是 caseRecv，那么接收数据是否成功（对于已经关闭的通道来说，这个返回值会是 false，这个我们在 chanrecv 函数中已经看到了）。
func selectgo(cas0 *scase, order0 *uint16, ncases int) (int, bool)
- 参数 cas0 指向 scase 数组的第一个元素， 每个 scase 表示一个 case 分支， scase 的定义如下：
type scase struct {
c *hchan // chan
elem unsafe.Pointer // data element
kind uint16
// ...
}
const (
caseNil = iota
caseRecv
caseSend
caseDefault
)
c 表示这个 case 对应的通道 ，elem 表示接收数据的地址或者要发送的数据的地址。kind 取值为 caseNil 表示一个 0 值，在真实的 select 中没有任何东西和它对应，它用于表示无效的的意思。caseRecv 和 caseSend 分别表示接收和发送的 case。caseDefault 对应 default 分支。
- order0 参数指向的是一个 2 倍 case 数量大小的数组，它用来为 selectgo 提供额外的空间用来使用堆排序和随机顺序执行。你可能在想，这个空间它自己也能分配，为什么要让外部提供？其实这样做是有它的目的的，首先在 selectgo 中，它不知道调用者的 case 究竟有多少个，那么它无法分配栈内存，它只能分配堆内存，而我们的代码中 for + select 的用法是很常见的，这样小而且频繁的堆内存分配势必给 gc 带来非常大的压力。其次，在 select 的调用处，编译器能够知道你有多少个 case，所以它可以给你分配固定大小的栈内存。(对于这一段，如果你觉得难以理解，可以先跳过，不影响你理解后文)。
- ncases 表示的是 case 的数量，包括 default。
8.2 避免死锁
在继续探索这个函数之前，可能还需要了解一个东西。那就是对多个锁的占有和释放。
在 selectgo 中，毫无疑问要同时访问多个通道，每个通道都应该加锁才能访问。那么要获得多个锁的所有权，为了不造成死锁，需要按照固定的顺序加锁和解锁（我想你应该知道死锁是什么，而且这种按顺序的加锁和解锁方式可以避免死锁)。
runtime 中的 sellock 和 selunlock 用于对 scase 数组加锁和解锁。注意解锁的时候顺序和加锁的顺序是相反的。
另外由于一个 select 语句中可能存在多个 case 对同一个通道的操作，而对于同一个通道来说，只能加锁一次，也只能解锁一次。所以加锁迭代中需要判断是否和上次加锁的通道一样，解锁迭代中需要判断下个要解锁的通道是否和当前通道一样。 lockorder 是要保证同一个通道存在多次，那么它们需要是相邻的。
func sellock(scases []scase, lockorder []uint16) {
var c *hchan
for _, o := range lockorder {
c0 := scases[o].c
if c0 != nil && c0 != c {
c = c0
lock(&c.lock)
}
}
}
func selunlock(scases []scase, lockorder []uint16) {
for i := len(scases) - 1; i >= 0; i-- {
c := scases[lockorder[i]].c
if c == nil {
break
}
if i > 0 && c == scases[lockorder[i-1]].c {
continue // will unlock it on the next iteration
}
unlock(&c.lock)
}
}
接下来我们深入探索 selectgo 这个函数的实现，根据代码结构，本节将按照分段的方式对这个函数进行讲解。
8.3 pollorder 和 lockorder
pollorder 表示轮询顺序，为了实现 select 中的随机语义，轮询应该是随机的。 pollorder 对应参数 order0 指针的前半部分。pollorder 包含 0～ncases-1 中的所有数字，下面是随机生成 pollorder 的代码
for i := 1; i < ncases; i++ {
j := fastrandn(uint32(i + 1))
pollorder[i] = pollorder[j]
pollorder[j] = uint16(i)
}
这个很有意思，它假设第一个元素初始为 0，而且没有对后面的元素做任何假设。每次迭代中，从前面的所有元素中随机挑选一个，然后将当前索引和它置换。从而生成 0～ncases-1 的值。
它只要求第一个元素初始值为 0 ，这样编译器可以为我们对 select 的调用生成更加高效的代码。
lockorder 表示加锁顺序，用以传给 sellock 和 selunlock 加锁和解锁。它最后存储的值为按照地址排序的通道的。利用 pollorder 构建一个最大堆：
for i := 0; i < ncases; i++ {
j := i
c := scases[pollorder[i]].c
for j > 0 && scases[lockorder[(j-1)/2]].c.sortkey() < c.sortkey() {
k := (j - 1) / 2
lockorder[j] = lockorder[k]
j = k
}
lockorder[j] = pollorder[i]
}
注意和常规的最小堆构建稍有不同，因为它将其它内存的内容构建成最小堆放到了当前内存中，并且使用插入法建堆。这种方式的时间复杂度是 O(nlogn)。相比常规的建堆时间复杂度是 O(n)。看似慢了，但实际上在数据量比较小的时候，插入法建堆更快，而且如果在这里使用的是常规建堆方法，需要先执行一次内存拷贝操作。
接下来就是使用大根堆的排序了：
for i := ncases - 1; i >= 0; i-- {
o := lockorder[i]
c := scases[o].c
lockorder[i] = lockorder[0]
j := 0
for {
k := j*2 + 1
if k >= i {
break
}
if k+1 < i && scases[lockorder[k]].c.sortkey() < scases[lockorder[k+1]].c.sortkey() {
k++
}
if c.sortkey() < scases[lockorder[k]].c.sortkey() {
lockorder[j] = lockorder[k]
j = k
continue
}
break
}
lockorder[j] = o
}
每次外层迭代，都将最大的元素移到后面，然后重新调整位置满足堆的属性。
8.3 loop 段
在 loop 段开始之前，selectgo 先使用了 sellock 对所有的通道加锁，注意 lockorder 在这里的作用。
sellock(scases, lockorder)
loop 段是 selectgo 函数的核心部分，它的目的是先遍历一次所有的 case 和 default 语句，看一下是否有可执行的分支，如果有，那么就转移到对应的段去处理。否则就阻塞并且等待被唤醒。
我们先看循环部分：
loop:
var dfli int
var dfl *scase
var casi int
var cas *scase
var recvOK bool
for i := 0; i < ncases; i++ {
casi = int(pollorder[i])
cas = &scases[casi]
c = cas.c
switch cas.kind {
case caseNil:
continue
case caseRecv:
sg = c.sendq.dequeue()
if sg != nil {
goto recv
}
if c.qcount > 0 {
goto bufrecv
}
if c.closed != 0 {
goto rclose
}
case caseSend:
if c.closed != 0 {
goto sclose
}
sg = c.recvq.dequeue()
if sg != nil {
goto send
}
if c.qcount < c.dataqsiz {
goto bufsend
}
case caseDefault:
dfli = casi
dfl = cas
}
}
它遍历了所有的 case+default，然后按照 case 的类别做如下处理：
- 无效的 case，不处理
- 接收 case，根据不同的情况分别跳转到 recv, bufrecv, rclose 段。注意这里的顺序，rclose 是放在最后面的。
- 发送 case，根据不同的情况分别跳转到 sclose，send, bufsend 段。这里是要把 sclose 放在最前面的，因为向一个已经关闭的通道发送数据，就应该 panic
- 对于 default，selectgo 简单的将这个 case 信息保存下来，留给后面处理。
当循环结束后，如果有 default 语句存在，那么执行 default 的内容。
if dfl != nil {
selunlock(scases, lockorder)
casi = dfli
cas = dfl
goto retc
}
selectgo 用 casi 表示要执行哪个 case 的内容， cas 表示要执行的分支的 scase 对象。这里它简单的对这两个变量赋值，然后转移到 retc 段。
8.4 loop 之后
当上面的流程都执行完了，还没有 goto 出去，说明没有任何 case 当前可以执行。那么就挂起并等待被唤醒。
gp = getg()
nextp = &gp.waiting
for _, casei := range lockorder {
casi = int(casei)
cas = &scases[casi]
if cas.kind == caseNil {
continue
}
c = cas.c
sg := acquireSudog()
sg.g = gp
sg.isSelect = true
sg.elem = cas.elem
sg.c = c
*nextp = sg
nextp = &sg.waitlink
switch cas.kind {
case caseRecv:
c.recvq.enqueue(sg)
case caseSend:
c.sendq.enqueue(sg)
}
}
gp.param = nil
gopark(selparkcommit, nil, waitReasonSelect, traceEvGoBlockSelect, 1)
它按照锁顺序一次遍历每个 case，然后将其放到 g.waitlink 这个 sudog 链表中，表明是在等待多个 case 。并且对于每个 case，都往 recvq 或者 sendq 里面插入这个 sudog，用以表示这个等待者。
然后使用 gopark 将当前 goroutine 切换到等待状态。
当 gopark 返回时，说明已经被某个 channel 唤醒了，后面主要是一些清理工作。
8.5 bufrecv 段
bufrecv 段从带 buf 的通道中接收数据。执行到 bufrecv 段了，说明对应的通道缓冲区有数据可以接收了
bufrecv:
recvOK = true
qp = chanbuf(c, c.recvx)
if cas.elem != nil {
typedmemmove(c.elemtype, cas.elem, qp)
}
typedmemclr(c.elemtype, qp)
c.recvx++
if c.recvx == c.dataqsiz {
c.recvx = 0
}
c.qcount--
selunlock(scases, lockorder)
goto retc
这一段的实现和之前讨论的 recv 函数类似，但是最后它把所有权交给 retc
8.6 bufsend 段
bufsend 段向缓冲区写入数据，与 send 函数类似，但是最后把所有权让给了 retc
bufsend:
typedmemmove(c.elemtype, chanbuf(c, c.sendx), cas.elem)
c.sendx++
if c.sendx == c.dataqsiz {
c.sendx = 0
}
c.qcount++
selunlock(scases, lockorder)
goto retc
后面还有 recv段，rclose段，send 段，sclose 段等，这些逻辑基本上都可以在 chansend 与 chanrecv 中找到共通点。
8.7 retc 段
retc:
return casi, recvOK
它简单的做了一个返回工作 （当然还有其它的部分，但这部分已经超出本文范围）
9. 写在最后
本文只展示了最核心的逻辑部分，完整的源码请参考 $GOROOT/src/runtime/chan.go 和 $GOROOT/src/runtime/select.go
本文如有错误，欢迎大家指出。
