让我们聊聊Erlang的Trap机制
在分析erlang:send的bif时候发现了一个BIF_TRAP这一系列宏。参考了Erlang自身的一些描述，这些宏是为了实现一种叫做Trap的机制。Trap机制中将Erlang的代码直接引入了Erts中，可以让C函数直接"使用"这些Erlang的函数。
先让我们思考下为什么Erlang为什么要实现Trap机制？让我先拿最近比较火的Go来说下，Go本身是编译型的和Erlang这种OPCode解释型的性质是不同的。Go的Runtime中很多函数本身也是用C语言实现的，为了胶和Go代码和C代码，Go的Runtime中使用了大量的汇编去操作Go函数的堆栈和C语言的堆栈。于此同时，为了进行Go的协作线程切换，又要使用大量的汇编语言去修改Go函数的堆栈。这样做需要Runtime的编写者对C编译器很熟悉，对相应平台的硬件ABI相当熟悉，更关键的是大大的分散了Runtime作者的精力，不能让Runtime作者的精力放在垃圾回收和协程调度。从另一方面，我们也可以分析出来为什么GO很难实现像Erlang那种软实时的公平调度了。
Erlang实现Trap机制，我个人认为有以下几个原因：
将用C函数实现比较困难的功能用Erlang来实现，直接引入到Erts中。
延迟执行，将和Driver相关的操作或者需要通过OTP库进行决策的事情，交给Erlang来实现。
主动放弃CPU，让调度进行再次调度。这个相当于让BIF支持了yield，防止C函数执行时间过长，不能保证软实时公平调度。
Erlang又是怎么实现Trap机制的？Erlang的Trap机制是通过使用Trap函数，BIF_TRAP宏和调度器协作来完成的。下面让我以erlang:send这个BIF和beam_emu中的部分代码来说下Trap的流程。
我们先看下进入BIF的代码：
OpCase(call_bif_e):
{
Eterm (*bf)(Process*, Eterm*, BeamInstr*) = GET_BIF_ADDRESS(Arg(0));
Eterm result;
BeamInstr *next;
PRE_BIF_SWAPOUT(c_p);
c_p->fcalls = FCALLS - 1;
if (FCALLS <= 0) {
save_calls(c_p, (Export *) Arg(0));
}
PreFetch(1, next);
ASSERT(!ERTS_PROC_IS_EXITING(c_p));
reg[0] = r(0);
result = (*bf)(c_p, reg, I);
ASSERT(!ERTS_PROC_IS_EXITING(c_p) || is_non_value(result));
ERTS_VERIFY_UNUSED_TEMP_ALLOC(c_p);
ERTS_HOLE_CHECK(c_p);
ERTS_SMP_REQ_PROC_MAIN_LOCK(c_p);
PROCESS_MAIN_CHK_LOCKS(c_p);
//如果mbuf不空，且overhead已经超过了二进制堆的大小，那么需要进行一次垃圾回收
if (c_p->mbuf || MSO(c_p).overhead >= BIN_VHEAP_SZ(c_p)) {
Uint arity = ((Export *)Arg(0))->code[2];
result = erts_gc_after_bif_call(c_p, result, reg, arity);
E = c_p->stop;
}
HTOP = HEAP_TOP(c_p);
FCALLS = c_p->fcalls;
//看是否直接得道了结果
if (is_value(result)) {
r(0) = result;
CHECK_TERM(r(0));
NextPF(1, next);
//没有结果，返回了THE_NON_VALUE
} else if (c_p->freason == TRAP) {
//设置进程的接续点
SET_CP(c_p, I+2);
//设置改变scheduler正在执行的指令
SET_I(c_p->i);
//重新进场，更新快存
SWAPIN;
r(0) = reg[0];
Dispatch();
}
所有Erlang代码要调用BIF操作的时候，都会产生一个call_bif_e的Erts指令。当调度器执行到这个指令的时候，先要找到BIF函数的所在地址，然后通过C语言调用执行BIF获得result，同时根据约定如果result存在则直接放入快存x0(r(0))然后继续执行，如果没有返回值同时freason是TRAP，那么我们就触发TRAP机制。
再让我们看下erl_send的部分代码
switch (result) {
case 0:
/* May need to yield even though we do not bump reds here... */
if (ERTS_IS_PROC_OUT_OF_REDS(p))
goto yield_return;
BIF_RET(msg);
break;
case SEND_TRAP:
BIF_TRAP2(dsend2_trap, p, to, msg);
break;
case SEND_YIELD:
ERTS_BIF_YIELD2(bif_export[BIF_send_2], p, to, msg);
break;
case SEND_YIELD_RETURN:
yield_return:
ERTS_BIF_YIELD_RETURN(p, msg);
case SEND_AWAIT_RESULT:
ASSERT(is_internal_ref(ref));
BIF_TRAP3(await_port_send_result_trap, p, ref, msg, msg);
case SEND_BADARG:
BIF_ERROR(p, BADARG);
break;
case SEND_USER_ERROR:
BIF_ERROR(p, EXC_ERROR);
break;
case SEND_INTERNAL_ERROR:
BIF_ERROR(p, EXC_INTERNAL_ERROR);
break;
default:
ASSERT(! "Illegal send result");
break;
}
我们可以看到这里面使用了BIF_TRAP很多宏，那么这个宏做了什么呢？这宏非常简单
#define BIF_TRAP2(Trap_, p, A0, A1) do { \
Eterm* reg = ERTS_PROC_GET_SCHDATA((p))->x_reg_array; \
(p)->arity = 2; \
reg[0] = (A0); \
reg[1] = (A1); \
(p)->i = (BeamInstr*) ((Trap_)->addressv[erts_active_code_ix()]); \
(p)->freason = TRAP; \
return THE_NON_VALUE; \
} while(0)
就是偷偷的改变了Erlang进程的指令i，同时，直接让函数返回THE_NON_VALUE。
这个时候有人大概会说，这不是天下大乱了，偷偷改掉了Erlang进程执行的指令，那么这段代码执行完了，怎么能回到原来模块的代码中呢。我们可以再次回到调度器的代码中，我们可以看到，调度器的全局指令I还是正在执行的模块的代码，调度器发现了TRAP的存在，先让进程的接续指令cp（相当Erlang函数的退栈返回地址）直接为I＋2也就是原来模块中的下一条指令，然后再将全局指令I设置为Erlang进程指令i，接着执行下去。从Trap宏中，我们不难看出Trap函数是什么了，就是一个Export的数据结构。
最后我们分析下为什么Erlang要这样实现TRAP。主要原因是Erlang是OPCode解释型的，Erlang进程执行的流程可控。另一个原因是，直接使用C语言的编译器来完成C函数的退栈和堆栈操作时，兼容性和稳定性要好很多不需要编写平台相关的汇编代码去操作C的堆栈。