前言

  c++两个比较好的协程库libgo和libco，本文用纯c的代码实现一个协程ntyco。

  ntyco源码地址——> gopherWxf/NtyCo——>源码里面有注释，本文是对ntyco的整体做一个梳理。

如果了解过golang的协程的请注意，golang调度器的策略见→深入理解GMP模型，golang的协程与ntyco的协程不一样，ntyco的调度策略是基于 io事件 来做的。

 协程用在以下三个方面

1. 文件io的操作2. 网络io的操作3. mysql，redis等第三方库的操作

 本专栏知识点是通过零声教育的线上课学习，进行梳理总结写下文章，对c/c++linux课程感兴趣的读者，可以点击链接C/C++Linux服务器开发/后台架构师【零声教育】-学习视频教程-腾讯课堂详细查看课程的服务。

1. 为什么会有协程，协程解决了什么问题？网络IO优化

  在CS，BS的开发模式下，服务器的吞吐量是一个受关注的参数。吞吐量等于1秒内业务处理的次数，那么这个业务处理其实是由 网络IO时间 + 业务处理时间 组成的。

不同的业务，其业务处理时间是不同的，所以对于业务处理时间的优化，要根据业务场景来优化。而网络IO时间是可以优化的。

  也就是说，如何提升recv和send的性能？现在以Linux服务器百万并发实现为例，使用epoll管理百万长连接，测试IO同步操作与异步操作的性能差别。

 对于响应式服务器来说，所有客户端的操作都是源于这个大循环，对于服务器处理网络IO，handle(sockfd) 的实现有两种方式。第一种，IO同步；第二种,IO异步。

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IO 同步 操作性能测试

  对于IO 同步操作来说，handle(sockfd) 函数内部实现如下，我们发现IO操作(recv,send)与 epoll_wait 是在同一个处理流程里面的。也就是说，同步：检测IO 与 读写IO 在同一个流程里

Linux服务器百万并发实现就是以同步的方式做的，我们测试出来，每一千个连接，耗时7.5秒左右。

优点：

sockfd 管理方便代码逻辑清晰

缺点：

服务器程序依赖 epoll_wait 的循环，响应速度慢。程序性能差IO 异步 操作性能测试

  对于IO 异步操作来说，handle(sockfd) 函数内部将 sockfd 的操作，push 到线程池中 ， 由其他线程进行读写，也就是说，异步：检测IO 与 读写IO 不在同一个流程里。

handle(sockfd) 函数将sockfd处理放到另一个线程中处理，使得IO操作(recv,send) 与 epoll_wait 不在一个处理流程里面，实现了解耦，这就叫做IO 异步操作。可以看到下图，每一千个连接耗时2.5秒左右。

优点：

子模块好规划程序性能高

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。通俗来讲，需要避免一个fd被多个线程操作的情况发生。协程的诞生

​

 从上面我们知道了IO同步操作，写代码逻辑清晰，但是效率低；而IO异步操作，fd管理复杂，但是效率高。由此，协程便出现了。

  协程：把两者结合起来,以同步的编程方式，实现异步的性能。即写代码的时候，同步；运行的逻辑，异步。就如下图一样，代码是同步的，而我们通过hook，其运行的时候，就是异步的。

可能有人会说了，上面IO异步操作性能测试明明是用了两个线程，当然比一个线程的同步IO快。首先明确一个概念：同步和异步，一定是描述两者之间的关系：

同步：检测IO 与 读写IO 在同一个流程里 异步：检测IO 与 读写IO 不在同一个流程里

 然后再来理解下面的QA问题，注意需要在理解本文协程的时候才能看懂，到时候回过头再看即可。

  Q:为什么协程的效率会更高？单线程reactor用的是epoll_wait, 协程调度也是epoll_wait，从整体上来看不是一样吗？

  A:在没有加入业务解析的情况下，协程性能与单线程reactor是差不多的 ，但是编程会容易很多。首先，用协程业务代码会比较简单，一个协程对应一个fd，业务逻辑都在协程内部；而reactor提供的recv_cb和send_cb是所有业务流程的。

Q:有了业务解析，效率不也一样吗？

  A:业务部分，比如数据库操作的，是比较耗时的阻塞IO，而协程可以通过hook，把recv和send变成异步，把数据库IO阻塞的时间，切换到别的协程上运行，所有阻塞等待的地方，都会引起切换。而同步reactor在业务部分数据库IO就只能干等着。

 Q:为什么会有协程，协程解决了什么问题？

  A:IO同步操作，写代码逻辑清晰，但是效率低；而IO异步操作，fd管理复杂，但是效率高。协程解决了IO同步效率低，IO异步fd管理发杂的问题，协程结合两者的优点，实现了以同步的编程方式，实现异步的性能。

2. 原语yield()

  先来理解yield的含义，让出，将当前的执行流程让出，让出给调度器。

那么什么时候需要yield让出呢？很明显在recv之前，send之前，也就是在io之前，因为我们不知道io是否准备就绪了，所以我们先将fd加入epoll中，然后yield让出，将执行流程给调度器运行。

schedule

  schedule调度器做什么事情呢？调度器就是io检测，调度器就是不断的调用epoll_wait，来检测哪些fd准备就绪了，然后就恢复相应fd的执行流程执行现场。注意schedule不是原语，schedule是调度器。

resume()

  从上面我们得知恢复是被schedule恢复的，那么现在恢复到了原来流程的哪里呢？其实是恢复到了yield的下一条代码处。通常下面的代码都会将fd从epoll中移除，然后执行recv或send操作，因为一旦被resume，就说明肯定是准备就绪的。

代码+图 进行理解

  那么如何以同步的编程方式来实现异步的性能呢？我们是否可以包装一层recv（不包装用hook也可以，后面再写hook），在调用recv之前（假设现在的流程为A），将fd加入epoll中，然后将执行流程让出切换给一个调度器（假设调度器的流程为schedule），调度器里面执行epoll_wait，由调度器选择接下来恢复执行哪个流程（这个流程一定是就绪的，因为是从epoll_wait中返回的），可能会恢复到流程B中，那么流程B先将自己的事件从epoll中摘除EPOLL_CTL_DEL，然后就可以执行recv了。我们发现检测IO 与 读写IO 不在同一个流程里,实现了异步，而我们代码看起来却是同步的。

我们从中发现两个原语操作，让出yield和恢复resume

如何实现yield和resumeyield：从io操作流程切换到调度器流程（让出）resume：从调度器流程切换到io操作流程（恢复）

  到现在为止应该能理解yield和resume的意思了，但是对于初学者来说，肯定会有疑问，这个切换怎么实现？

如何实现yield和resume：

setjmp/longjmpucontext用汇编代码自己实现切换

本文采用汇编代码实现切换_switch()。

yield=_switch(A,B)resume=_switch(B,A)

//new_ctx[%rdi]:即将运行协程的上下文寄存器列表; cur_ctx[%rsi]:正在运行协程的上下文寄存器列表int _switch(nty_cpu_ctx *new_ctx, nty_cpu_ctx *cur_ctx);// yield让出void nty_coroutine_yield(nty_coroutine *co) {    _switch(&co->sched->ctx, &co->ctx);}// resume协程恢复执行int nty_coroutine_resume(nty_coroutine *co) {	//...    nty_schedule * sched = nty_coroutine_get_sched();    sched->curr_thread = co;    _switch(&co->ctx, &co->sched->ctx);    //...}

 如何从一个协程切换到另一个协程呢？我们只需要将当前协程的上下文从寄存器组中保存下来；将下一个要运行的协程的上下文放到寄存器组上去，即可实现协程的切换。

3. 切换寄存器介绍

下面介绍的都是x86_64的寄存器。

%rdi，%rsi，%rdx，%rcx，%r8，%r9 用作函数参数，依次对应第1参数，第2参数…(这里我们只需关注%rdi和%rsi)%rbx，%rbp，%r12，%r13，%14，%15 用作数据存储，遵循被调用者使用规则，简单说就是随便用，调用子函数之前要备份它，以防他被修改new_ctx是一个指针，指向一块内存，它现在存在%rid里面，同理cur_ctx存在%rsi里面%rsp代表栈顶，%rbp代表栈底，%eip代表cpu下一条待取指令的地址（这也就是为什么resume之后会接着运行代码流程的原因）

//new_ctx[%rdi]:即将运行协程的上下文寄存器列表; cur_ctx[%rsi]:正在运行协程的上下文寄存器列表int _switch(nty_cpu_ctx *new_ctx, nty_cpu_ctx *cur_ctx);

//寄存器 cpu上下文typedef struct _nty_cpu_ctx {    void *rsp;//栈顶    void *rbp;//栈底    void *eip;//CPU通过EIP寄存器读取即将要执行的指令    void *edi;    void *esi;    void *rbx;    void *r1;    void *r2;    void *r3;    void *r4;    void *r5;} nty_cpu_ctx;//new_ctx[%rdi]:即将运行协程的上下文寄存器列表; cur_ctx[%rsi]:正在运行协程的上下文寄存器列表int _switch(nty_cpu_ctx *new_ctx, nty_cpu_ctx *cur_ctx);//默认x86_64__asm__("   .text               \n""   .p2align 4,,15      \n"".globl _switch                                          \n"".globl __switch                                         \n""_switch:                                                \n""__switch:                                               \n""       movq %rsp, 0(%rsi)      # save stack_pointer     \n""       movq %rbp, 8(%rsi)      # save frame_pointer     \n""       movq (%rsp), %rax       # save insn_pointer      \n""       movq %rax, 16(%rsi)     # save eip               \n""       movq %rbx, 24(%rsi)     # save rbx,r12-r15       \n""       movq %r12, 32(%rsi)                              \n""       movq %r13, 40(%rsi)                              \n""       movq %r14, 48(%rsi)                              \n""       movq %r15, 56(%rsi)                              \n""       movq 56(%rdi), %r15                              \n""       movq 48(%rdi), %r14                              \n""       movq 40(%rdi), %r13                              \n""       movq 32(%rdi), %r12                              \n""       movq 24(%rdi), %rbx     # restore rbx,r12-r15    \n""       movq 8(%rdi), %rbp      # restore frame_pointer  \n""       movq 0(%rdi), %rsp      # restore stack_pointer  \n""       movq 16(%rdi), %rax     # restore insn_pointer   \n""       movq %rax, (%rsp)       # restore eip            \n""       ret                     # 出栈,回到栈指针,执行eip指向的指令。\n");

  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。

4. 协程的运行流程协程如何使用，协程的api

  在网络IO编程的时候，如果每次accept返回的时候，为新来的fd单独分配一个线程，这一个fd对应一个线程，就不会存在多个线程共用一个fd的问题了，虽然这样代码逻辑清晰易读，但是这是无稽之谈，线程创建与线程调度的代价是很大的

但是如果把线程换成协程，线程API的思维来使用协程，那不久可行了吗？

NtyCo封装了两类接口

一类是协程本身的api

//创建协程int nty_coroutine_create(nty_coroutine **new_co, proc_coroutine func, void *arg);//调度器运行void nty_schedule_run(void);

一类是posix api的异步封装协程api

//POSIX 异步封装 APIint nty_socket(int domain, int type, int protocol);int nty_accept(int fd, struct sockaddr *addr, socklen_t *len);ssize_t nty_recv(int fd, void *buf, size_t len, int flags);ssize_t nty_send(int fd, const void *buf, size_t len, int flags);int nty_close(int fd);int nty_connect(int fd, struct sockaddr *name, socklen_t len);ssize_t nty_recvfrom(int fd, void *buf, size_t len, int flags, struct sockaddr *src_addr, socklen_t *addrlen);ssize_t nty_sendto(int fd, const void *buf, size_t len, int flags, const struct sockaddr *dest_addr, socklen_t addrlen);

创建协程的时候，进行了如何的工作？

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

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。

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？我们知道CPU的EIP寄存器就是存储cpu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。这样在resume之后，就会执行协程的子过程了。

// eip 执行入口static void _exec(void *lt) {    nty_coroutine *co = (nty_coroutine *) lt;    co->func(co->arg);}// 初始化协程栈static void nty_coroutine_init(nty_coroutine *co) {    void **stack = (void **) (co->stack + co->stack_size);    stack[-3] = NULL;    stack[-2] = (void *) co;//设置参数    co->ctx.rsp = (void *) stack - (4 * sizeof(void *));    co->ctx.rbp = (void *) stack - (3 * sizeof(void *));    co->ctx.eip = (void *) _exec;//设置回调函数入口    co->status = BIT(NTY_COROUTINE_STATUS_READY);}

  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：

 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。

详细说明见目录中2.原语->代码+图 进行理解

// 创建协程recv接口ssize_t nty_recv(int fd, void *buf, size_t len, int flags) {    struct epoll_event ev;    ev.events = POLLIN | POLLERR | POLLHUP;    ev.data.fd = fd;    //加入epoll，然后yield    nty_epoll_inner(&ev, 1, 1);    //resume    ssize_t ret = recv(fd, buf, len, flags);    return ret;}// 加入epoll，更改状态，加入wait集合，然后yield与resumestatic int nty_epoll_inner(struct epoll_event *ev, int ev_num, int timeout) {    nty_schedule * sched = nty_coroutine_get_sched();    nty_coroutine *co = sched->curr_thread;    int i;    for (i = 0; i < ev_num; i++) {        epoll_ctl(sched->epfd, EPOLL_CTL_ADD, ev->data.fd, ev);        co->events = ev->events;        //加入wait集合，添加wait状态        nty_schedule_sched_wait(co, ev->data.fd, ev->events, timeout);    }    //yield    nty_coroutine_yield(co);    for (i = 0; i < ev_num; i++) {        epoll_ctl(sched->epfd, EPOLL_CTL_DEL, ev->data.fd, ev);        //移除wait集合，移除wait状态        nty_schedule_desched_wait(ev->data.fd);    }    return ev_num;} 

一个简单的使用案例

可以看到，我们编写代码只需以同步的编程方式，就能实现异步的性能了。

#include "nty_coroutine.h"#include <arpa/inet.h>void server_reader(void *arg) {    int fd = *(int *) arg;    ssize_t ret;    struct pollfd fds;    fds.fd = fd;    fds.events = POLLIN;    while (1) {        char buf[1024] = {0};        ret = nty_recv(fd, buf, 1024, 0);        if (ret > 0) {            nty_send(fd, buf, strlen(buf), 0);        }        else if (ret == 0) {            nty_close(fd);            break;        }    }}void server(void *arg) {    unsigned short port = *(unsigned short *) arg;    int fd = nty_socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);    if (fd < 0) return;        struct sockaddr_in local, remote;    local.sin_family = AF_INET;    local.sin_port = htons(port);    local.sin_addr.s_addr = INADDR_ANY;    bind(fd, (struct sockaddr *) &local, sizeof(struct sockaddr_in));    listen(fd, 128);        while (1) {        socklen_t len = sizeof(struct sockaddr_in);        int cli_fd = nty_accept(fd, (struct sockaddr *) &remote, &len);        printf("new client comming\n");        nty_coroutine *read_co;        nty_coroutine_create(&read_co, server_reader, &cli_fd);    }}int main(int argc, char *argv[]) {    nty_coroutine *co = NULL;    unsigned short port = 8080;    nty_coroutine_create(&co, server, &port);    nty_schedule_run(); //run    return 0;}

  一个协程会有哪些状态呢？

如果协程sleep了，那么就是睡眠状态，如果协程刚创建出来，那它肯定是就绪状态，如果协程在等待数据的到来，那就是等待状态。这里这里定义协程的三个运行状态{就绪，睡眠，等待}。

新创建的协程，加入就绪集合等待调度io未就绪的协程，加入等待集合等待epoll_wait有sleep操作的协程，加入睡眠集合就绪集合没有设置优先级，所以在就绪集合里面的协程优先级一样，那么就可以用队列来存储，先进先出等待集合就是等待IO准备就绪，这个等待IO是有时间长短的，这里用红黑树来存储睡眠集合需要按照睡眠时间的长短进行唤醒，所以也用红黑树存储，key为睡眠时长

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。

typedef struct _nty_coroutine {    //cpu ctx    nty_cpu_ctx ctx;    // func    proc_coroutine func;    void *arg;    // create time    uint64_t birth;    //stack    void *stack;    size_t stack_size;    size_t last_stack_size;    //status    nty_coroutine_status status;    //root    nty_schedule *sched;    //co id    uint64_t id;    //fd event    int fd;    uint16_t events;    //sleep time    uint64_t sleep_usecs;    //set    RB_ENTRY(_nty_coroutine) sleep_node;    RB_ENTRY(_nty_coroutine) wait_node;    TAILQ_ENTRY(_nty_coroutine) ready_node;} nty_coroutine;

  每个协程所需要使用的，而且不同的，就是协程的属性，那么每个协程所需要的，且相同的，就是调度器的属性。用来管理所有协程的属性，作为调度器的属性。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。

typedef struct _nty_schedule {    // create time    uint64_t birth;    //cpu ctx    nty_cpu_ctx ctx;    //stack_size    size_t stack_size;    //coroutine num    int spawned_coroutines;    //default_timeout    uint64_t default_timeout;    //当前调度的协程    struct _nty_coroutine *curr_thread;    //页大小    int page_size;    //epoll fd    int epfd;    //线程通知相关，暂未实现    int eventfd;    //events    struct epoll_event eventlist[NTY_CO_MAX_EVENTS];    int num_new_events;    //set    nty_coroutine_queue ready;    nty_coroutine_rbtree_sleep sleeping;    nty_coroutine_rbtree_wait waiting;} nty_schedule;

  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。

生产者消费者模式

逻辑代码如下

多状态运行

逻辑代码如下

7. 协程api 与 hook需要封装为异步的posix api分析

  所有对io的操作，我们都需要取重新封装一遍。为什么不能用posix api，而是我们需要再去封装一次呢？比如我们调用recv的时候，如果我们调用系统的，那么这个fd怎么yield到调度器上呢，所以我们需要在posix api的基础上封装，当然有些接口需要封装，有些不需要。

就像下面的伪代码一样，从同步的recv变成异步的ney_recv

//伪代码ney_recv(){	epoll add fd;	yield();	epoll del fd;	recv(fd);}

站在同步封装成异步的角度，如果不需要判断io是否就绪的这些api，则不需要封装为异步的。

需要封装的api，这些api在实现的时候，皆采用上面伪代码的策略

1. accept()2. connect()3. recv()4. read()5. send()6. write()7. recvfrom()8. sendto()

不需要封装的api，这些api因为不会引起阻塞，所以不用封装。

socket()listen()close()fcntl()setsockopt()getsockopt()

  我们有两种策略封装上面的api，第一种就是定义Nty_XXX()，框架独立定义一套标准接口出来。但是这种方法，如果跟mysql,redis建立连接，但是不去修改它们提供的客户端源码开发包的时候，就会发现连不上去，因为其源码用的是posix api，recv和send。而协程用的是nty_recv()和nty_send()。两者之间没有关联。

第二种就是使用hook，做成跟系统调用，跟posix api一样的接口，那么一样的接口就会引起冲突。这个冲突我们就使用hook来解决。

  hook提供了两个接口；1. dlsym()是针对系统的，系统原始的api。2. dlopen()是针对第三方的库。

 我们现在使用mysql的包去连接mysql来做hook演示，可以看到我们将系统调用的api截获了。对应下面的代码，就是这个意思。

原来的系统调用，被hook后，都变成了xxx_f ， 所以我们就可以使用原来的名字，比如read，connect。而mysql包里面走的read，connect这些函数，就变成我们写的函数了，如果我们协程提供的api使用hook的做法，那么mysql，redis这类静态库，动态库的read，write都不用修改，使用了hook，就都会走我们定义的函数。

简单来说，原来的系统调用connect，被改名为connect_f , 所以原来的名字connect就空出来了，交由我们用户实现。而像mysql-dev源码里面用的都是connect，所以就会走我们用户写的函数了。

connect_f = dlsym(RTLD_NEXT, "connect");

#define _GNU_SOURCE#include <stdio.h>#include <unistd.h>#include <dlfcn.h>#include<mysql/mysql.h>//// Created by 68725 on 2022/7/17.//typedef int (*connect_t)(int, struct sockaddr *, socklen_t);connect_t connect_f;typedef ssize_t (*recv_t)(int, void *buf, size_t, int);recv_t recv_f;typedef ssize_t (*send_t)(int, const void *buf, size_t, int);send_t send_f;typedef ssize_t (*read_t)(int, void *buf, size_t);read_t read_f;typedef ssize_t (*write_t)(int, const void *buf, size_t);write_t write_f;int connect(int fd, struct sockaddr *name, socklen_t len) {    printf("in connect\n");    return connect_f(fd, name, len);}ssize_t recv(int fd, void *buf, size_t len, int flags) {    printf("in recv\n");    return recv_f(fd, buf, len, flags);}ssize_t send(int fd, const void *buf, size_t len, int flags) {    printf("in send\n");    return send_f(fd, buf, len, flags);}ssize_t read(int fd, void *buf, size_t len) {    printf("in read\n");    return read_f(fd, buf, len);}ssize_t write(int fd, const void *buf, size_t len) {    printf("in write\n");    return write_f(fd, buf, len);}static int init_hook() {    connect_f = dlsym(RTLD_NEXT, "connect");    recv_f = dlsym(RTLD_NEXT, "recv");    send_f = dlsym(RTLD_NEXT, "send");    read_f = dlsym(RTLD_NEXT, "read");    write_f = dlsym(RTLD_NEXT, "write");}void main() {    init_hook();    MYSQL *m_mysql = mysql_init(NULL);    if (!m_mysql) {        printf("mysql_init failed\n");        return;    }    if (!mysql_real_connect(m_mysql, "192.168.109.1", "root", "123456", "cdb", 3306, NULL, 0)) {        printf("mysql_real_connect failed\n");        return;    }    else {        printf("mysql_real_connect success\n");    }}//gcc -o hook hook.c -lmysqlclient -I /usr/include/mysql/ -ldl

如果我们的协程ntyco要和mysql做在一起，我们在不修改mysql-dev的前提下，只要把下面的接口做成hook即可

1. accept()2. connect()3. recv()4. read()5. send()6. write()7. recvfrom()8. sendto()

解决协程多核的问题有两种方式，多线程/多进程 与 CPU核心做亲和性。

多进程（实现起来容易，对协程代码本身不用去改）多线程（复杂，需要对调度器进行加锁）

那么做多线程对调度器进行加锁，锁放在哪呢？锁放在调度器结构体里面，因为调度器是全局唯一的，那么要锁哪里呢，很明显，<取协程，恢复协程>，这里需要加锁。

9. 协程性能测试

4 台 VMWare 虚拟机

1 台服务器 14G 内存，1 核 CPU 3 台客户端 4G 内存，1 核 CPU

操作系统：ubuntu 18.04.6

服务端测试代码: 服务器端测试代码

客户端测试代码：客户端测试代码

按照每一个连接启动一个协程来测试,每个协程栈4k，测试协程数量100w无异常，并且能够正常收发数据。

原文地址：