本文主要分析Golang底层对于协程的调度原理，本文与Golang的memory allocation、garbage collection这两个主题是紧密相关的，本文scheduler作为系列的第一篇文章。
文章大体上的思路是这样的：
section1：主要图示和文字介绍scheduler的原理；
section2：主要模型的角度介绍scheduler原理；
section3：从主要调度流程介绍scheduler原理；
section4：分析scheduler与memory allocation、channel、garbage collection关联部分
基于源码 Go SDK 1.11

Section1 Scheduler原理

1.基础知识

Golang支持语言级别的并发，并发的最小逻辑单位叫做goroutine，goroutine就是Go为了实现并发提供的用户态线程，这种用户态线程是运行在内核态线程(OS线程)之上。当我们创建了大量的goroutine并且同时运行在一个或则多个内核态线程上时(内核线程与goroutine是m:n的对应关系)，就需要一个调度器来维护管理这些goroutine，确保所有的goroutine都有相对公平的机会使用CPU。

这里再次强调一次，goroutine与内核OS线程的映射关系是M:N，这样多个goroutine就可以在多个内核线程上面运行。goroutine的切换大部分场景下都没有走OS线程的切换所带来的开销，这样整体运行效率相比OS线程的调度会高很多，但是这样带来的问题就是goroutine调度模型的复杂。

2.调度模型

Golang的调度模型主要有几个主要的实体：G、M、P、schedt。

runtime.GOMAXPROCS (numLogicalProcessors)

为了解释清楚这几个实体之间的关系，我们先抽象G、M、P、schedt的关系，主要的workflow如下图所示：
scheduler workflow

从上图我们可以分析出几个结论：

local queueschedt

Go运行时会在下面的goroutine被阻塞的情况下运行另外一个goroutine：

  • syscall、
  • network input、
  • channel operations、
  • primitives in the sync package。

3.调度核心问题

前面已经大致介绍了scheduler的一些核心调度原理，介绍的都是比较抽象的内容。听下来还有几个疑问需要分析，主要通过后面的源码来进行细致分析。

Question1：如果一个goroutine一直占有CPU又不会有阻塞或则主动让出CPU的调度，scheduler怎么做抢占式调度让出CPU？
Answer1：有一个sysmon线程做抢占式调度，当一个goroutine占用CPU超过10ms之后，调度器会根据实际情况提供不保证的协程切换机制，具体细节见后面源码分析。

Question2：我们知道P的上限是系统启动时候设定的并且一般不会更改，那么内核线程M上限是多少？遇到需要新的M时候是选取IDEL的M还是创建新的M，整体策略是怎样的？
Answer2：在golang系统启动时候会设置内核线程上限是10000，这里先解释一下，M的数量与P的数量和G的数量没有直接关系，实际情况要看调度器的执行情况。
至于具体的策略见后面的源码分析。

Question3：P、M、G的状态机运转，主要是协程对象G。
Answer3：状态机见后面的源码分析

Question4：每一个协程goroutine的栈空间是保存在哪里的？P、M、G分别维护的与内存有关的数据有哪些？
Answer4：golang scheduler use thrid-level cache，each goroutine stack space is applied in heap。

Question5：当syscall、网络IO、channel时，如果这些阻塞返回了，对应的G会被保存在哪个地方？global Queue或则是local queue? 为什么？系统初始化时候的G会被保存在哪里？为什么？
Answer5：唤醒的M首先会尝试获取一个空闲P，然后将G放到P的local queue，如果获取失败，就放进 global queue，然后M自己放进the M idle 列表。

Notice：scheduler的源码主要在两个文件：

  • runtime/runtime2.go 主要是实体G、M、P、schedt的数据模型
  • runtime/proc.go 主要是调度实现的逻辑部分。
Section2 主要模型的源码分析

这一部分主要结合源码进行分析，主要分为两个部分，一部分介绍主要模型G、M、P、schedt的职责、维护的数据域以及它们的联系。

2.1 实体M

实体M在模型上等同于系统内核OS线程，M运行的go代码类型有两种：

  • goroutine代码, M运行go代码需要一个实体P进行局部调度；
  • 原生代码, 例如阻塞的syscall, M运行原生代码不需要P

M会从runqueue(local or global)中抽取G并运行，如果G运行完毕或则G进入了睡眠态，就会从runqueue中取出下一个runnable状态的G运行, 循环调度。

G有时会执行一些阻塞调用(syscall)，这时M会释放持有的P并进入阻塞态，其他的M会取得这个idel状态的P并继续运行队列中的G。Golang需要保证有足够的M可以运行G, 不让CPU闲着, 也需要保证M的数量不能过多。通常创建一个M的原因是由于没有足够的M来关联P并运行其中可运行的G。而且运行时系统执行系统监控的时候，或者GC的时候也会创建M。

M结构体定义在runtime2.go如下：

type m struct {
	/*
        1.  所有调用栈的Goroutine,这是一个比较特殊的Goroutine。
        2.  普通的Goroutine栈是在Heap分配的可增长的stack,而g0的stack是M对应的线程栈。
        3.  所有与调度相关的代码,都会先切换到g0的栈再执行。
    */
	g0      *g     // goroutine with scheduling stack
	morebuf gobuf  // gobuf arg to morestack
	divmod  uint32 // div/mod denominator for arm - known to liblink

	// Fields not known to debuggers.
	procid        uint64       // for debuggers, but offset not hard-coded
	gsignal       *g           // signal-handling g
	goSigStack    gsignalStack // Go-allocated signal handling stack
	sigmask       sigset       // storage for saved signal mask
	tls           [6]uintptr   // thread-local storage (for x86 extern register)
	// 表示M的起始函数。其实就是我们 go 语句携带的那个函数。
	mstartfn      func()
	// M中当前运行的goroutine
	curg          *g       // current running goroutine
	caughtsig     guintptr // goroutine running during fatal signal
	// 与M绑定的P，如果为nil表示空闲
	p             puintptr // attached p for executing go code (nil if not executing go code)
	// 用于暂存于当前M有潜在关联的P。 （预联）当M重新启动时，即用预联的这个P做关联啦
	nextp         puintptr
	id            int64
	mallocing     int32
	throwing      int32
	// 当前m是否关闭抢占式调度
	preemptoff    string // if != "", keep curg running on this m
	/**  */
	locks         int32
	dying         int32
	profilehz     int32
	// 不为0表示此m在做帮忙gc。helpgc等于n只是一个编号
	helpgc        int32
	// 自旋状态，表示当前M是否正在自旋寻找G。在寻找过程中M处于自旋状态。
	spinning      bool // m is out of work and is actively looking for work
	blocked       bool // m is blocked on a note
	inwb          bool // m is executing a write barrier
	newSigstack   bool // minit on C thread called sigaltstack
	printlock     int8
	incgo         bool   // m is executing a cgo call
	freeWait      uint32 // if == 0, safe to free g0 and delete m (atomic)
	fastrand      [2]uint32
	needextram    bool
	traceback     uint8
	ncgocall      uint64      // number of cgo calls in total
	ncgo          int32       // number of cgo calls currently in progress
	cgoCallersUse uint32      // if non-zero, cgoCallers in use temporarily
	cgoCallers    *cgoCallers // cgo traceback if crashing in cgo call
	park          note
	//这个域用于链接allm
	alllink       *m // on allm
	schedlink     muintptr
	mcache        *mcache
	// 表示与当前M锁定的那个G。运行时系统会把 一个M 和一个G锁定，一旦锁定就只能双方相互作用，不接受第三者。
	lockedg       guintptr
	createstack   [32]uintptr    // stack that created this thread.
	lockedExt     uint32         // tracking for external LockOSThread
	lockedInt     uint32         // tracking for internal lockOSThread
	nextwaitm     muintptr       // next m waiting for lock
	waitunlockf   unsafe.Pointer // todo go func(*g, unsafe.pointer) bool
	waitlock      unsafe.Pointer
	waittraceev   byte
	waittraceskip int
	startingtrace bool
	syscalltick   uint32
	thread        uintptr // thread handle
	freelink      *m      // on sched.freem

	// these are here because they are too large to be on the stack
	// of low-level NOSPLIT functions.
	libcall   libcall
	libcallpc uintptr // for cpu profiler
	libcallsp uintptr
	libcallg  guintptr
	syscall   libcall // stores syscall parameters on windows

	vdsoSP uintptr // SP for traceback while in VDSO call (0 if not in call)
	vdsoPC uintptr // PC for traceback while in VDSO call

	mOS
}

上面字段很多，核心的主要是以下几个字段：

g0      *g     // goroutine with scheduling stack，也是运行局部调度器的g
mstartfn      func()
curg          *g       // current running goroutine
p             puintptr // attached p for executing go code (nil if not executing go code)
nextp         puintptr
helpgc        int32
spinning      bool // m is out of work and is actively looking for work
alllink       *m // on allm
lockedg       guintptr

这些字段主要功能如下：

  • g0: Golang runtime系统在线程创建的时候创建的，g0的栈使用的是内核线程的栈，主要用于局部调度器执行调度逻辑时使用的栈，也就是执行调度逻辑时的线程栈。
  • mstartfn：表示M的起始函数。其实就是我们 go 关键字后面携带的那个函数。
  • curg：存放当前正在运行的G的指针。
  • p：指向当前与M关联的那个P。
  • nextp：用于暂存于当前M有潜在关联的P。 （预联）当M重新启动时，即用预联的这个P做关联啦
  • spinning：自旋状态标志位，表示当前M是否正在寻找G。
  • alllink：连接到所有的m链表的一个指针。
  • lockedg：表示与当前M锁定的那个G。运行时系统会把 一个M 和一个G锁定，一旦锁定就只能双方相互作用，不接受第三者。

M的状态机比较简单，因为M是golang对内核OS线程的更上一层抽象，所以M也没有专门字段来维护状态，简单来说有一下几种状态：

  • 自旋中(spinning): M正在从运行队列获取G, 这时候M会拥有一个P；
  • 执行go代码中: M正在执行go代码, 这时候M会拥有一个P；
  • 执行原生代码中: M正在执行原生代码或者阻塞的syscall, 这时M并不拥有P；
  • 休眠中: M发现无待运行的G时会进入休眠，并添加到空闲M链表中, 这时M并不拥有P。

上面的几种状态中，spinning这个状态非常重要，是否需要唤醒或者创建新的M取决于当前自旋中的M的数量。

M在被创建之初会被加入到全局的M列表 【runtime.allm】。 接着，M的起始函数（mstartfn）和准备关联的P都会被设置。最后，runtime会为M专门创建一个新的内核线程并与之关联。这时候这个新的M就为执行G做好了准备。其中起始函数（mstartfn）仅当runtime要用此M执行系统监控或者垃圾回收等任务的时候才会被设置。【runtime.allm】的作用是runtime在需要的时候会通过它获取到所有的M的信息，同时防止M被gc。

在新的M被创建后会做一些初始化工作。其中包括了对自身所持的栈空间以及信号的初始化。在上述初始化完成后 mstartfn 函数就会被执行 (如果存在的话)。【注意】：如果mstartfn 代表的是系统监控任务的话，那么该M会一直在执行mstartfn 而不会有后续的流程。否则 mstartfn 执行完后，当前M将会与那个准备与之关联的P完成关联。至此，一个并发执行环境才真正完成。之后就是M开始寻找可运行的G并运行之。

runtime管辖的M会在GC任务执行的时候被停止，这时候系统会对M的属性做某些必要的重置并把M放置入全局调度器的空闲M列表。【很重要】因为调度器在需要一个未被使用的M时，运行时系统会先去这个空闲列表获取M。(只有都没有的时候才会创建M)

M本身是无状态的。M是否是空闲态仅根据它是否存在于调度器的空闲M列表 【runtime.sched.midle】 中来判定（注意：空闲列表不是那个全局列表）。

单个Go程序所使用的M的最大数量是可以被设置的。在我们使用命令运行Go程序时候，有一个引导程序先会被启动的。在这个引导程序中会为Go程序的运行建立必要的环境。引导程序对M的数量进行初始化设置，默认最大值是10000【一个Go程序最多可以使用10000个M，即：理想状态下，可以同时有1W个内核线程被同时运行】。可以使用 runtime/debug.SetMaxThreads() 函数设置。

2.2 实体P(processor)

P是一个抽象的概念，并不代表一个具体的实体，抽象地表示M运行G所需要的资源。P并不代表CPU核心数，而是表示执行go代码的并发度。有一点需要注意的是，执行原生代码的时候并不受P数量的限制。

同一时间只有一个线程(M)可以拥有P， 局部调度器P维护的数据都是锁自由(lock free)的, 读写这些数据的效率会非常的高。

P是使G能够在M中运行的关键。Go的runtime适当地让P与不同的M建立或者断开联系，以使得P中的那些可运行的G能够在需要的时候及时获得运行时机。

P结构体定义在runtime2.go如下：

type p struct {
	lock mutex

	id          int32
	// 当前p的状态
	status      uint32 // one of pidle/prunning/...
	// 链接
	link        puintptr
	schedtick   uint32     // incremented on every scheduler call
	syscalltick uint32     // incremented on every system call
	sysmontick  sysmontick // last tick observed by sysmon
	// p反向链接到关联的m(空闲时为nil)
	m           muintptr   // back-link to associated m (nil if idle)
	mcache      *mcache
	racectx     uintptr

	deferpool    [5][]*_defer // pool of available defer structs of different sizes (see panic.go)
	deferpoolbuf [5][32]*_defer

	// Cache of goroutine ids, amortizes accesses to runtime·sched.goidgen.
	goidcache    uint64
	goidcacheend uint64

	// Queue of runnable goroutines. Accessed without lock.
	runqhead uint32
	runqtail uint32
	runq     [256]guintptr
	// runnext, if non-nil, is a runnable G that was ready'd by
	// the current G and should be run next instead of what's in
	// runq if there's time remaining in the running G's time
	// slice. It will inherit the time left in the current time
	// slice. If a set of goroutines is locked in a
	// communicate-and-wait pattern, this schedules that set as a
	// unit and eliminates the (potentially large) scheduling
	// latency that otherwise arises from adding the ready'd
	// goroutines to the end of the run queue.
	runnext guintptr

	// Available G's (status == Gdead)
	gfree    *g
	gfreecnt int32

	sudogcache []*sudog
	sudogbuf   [128]*sudog

	tracebuf traceBufPtr

	// traceSweep indicates the sweep events should be traced.
	// This is used to defer the sweep start event until a span
	// has actually been swept.
	traceSweep bool
	// traceSwept and traceReclaimed track the number of bytes
	// swept and reclaimed by sweeping in the current sweep loop.
	traceSwept, traceReclaimed uintptr

	palloc persistentAlloc // per-P to avoid mutex

	// Per-P GC state
	gcAssistTime         int64 // Nanoseconds in assistAlloc
	gcFractionalMarkTime int64 // Nanoseconds in fractional mark worker
	gcBgMarkWorker       guintptr
	gcMarkWorkerMode     gcMarkWorkerMode

	// gcMarkWorkerStartTime is the nanotime() at which this mark
	// worker started.
	gcMarkWorkerStartTime int64

	// gcw is this P's GC work buffer cache. The work buffer is
	// filled by write barriers, drained by mutator assists, and
	// disposed on certain GC state transitions.
	gcw gcWork

	// wbBuf is this P's GC write barrier buffer.
	//
	// TODO: Consider caching this in the running G.
	wbBuf wbBuf

	runSafePointFn uint32 // if 1, run sched.safePointFn at next safe point

	pad [sys.CacheLineSize]byte
}

这些字段里面比较核心的字段如下：

lock mutex
status      uint32 // one of pidle/prunning/...
link        puintptr
m           muintptr   // back-link to associated m (nil if idle)
// local runnable queue. Accessed without lock. implement through array
runqhead uint32
runqtail uint32
runq     [256]guintptr
runnext guintptr
// Available G's (status == Gdead)
gfree    *g

通过runtime.GOMAXPROCS函数我们可以改变单个Go程序可以拥有P的最大数量，如果不做设置会有一个默认值。

每一个P都必须关联一个M才能使其中的G得以运行。

【注意】：runtime会将M与关联的P分离开来。但是如果该P的runqueue中还有未运行的G，那么runtime就会找到一个空的M（在调度器的空闲队列中的M） 或者创建一个空的M，并与该P关联起来（为了运行G而做准备）。

runtime.GOMAXPROCS只能够设置P的数量，并不会影响到M（内核线程）数量，所以runtime.GOMAXPROCS不是控制线程数，只能影响局部调度器P的数量。

在runtime初始化时会确认P的最大数量，之后会根据这个最大值初始化全局P列表【runtime.allp】。类似全局M列表，【runtime.allp】包含了runtime创建的所有P。随后，runtime会把调度器的可运行G队列【runtime.schedt.runq】中的所有G均匀的放入全局的P列表中的各个P的可执行G队列 local queue中。到这里为止，runtime需要用到的所有P都准备就绪了。

类似M的空闲列表，调度器也存在一个空闲P的列表【runtime.shcedt.pidle】，当一个P不再与任何M关联的时候，runtime会把该P放入这个列表，而一个空闲的P关联了某个M之后会被从【runtime.shcedt.pidle】中取出来。【注意：一个P加入了空闲列表，其G的可运行local queue也不一定为空】。

和M不同，P是有状态机的（五种）：

  • Pidel：当前P未和任何M关联
  • Prunning：当前P已经和某个M关联，M在执行某个G
  • Psyscall：当前P中的被运行的那个G正在进行系统调用
  • Pgcstop：runtime正在进行GC（runtime会在gc时试图把全局P列表中的P都处于此种状态）
  • Pdead：当前P已经不再被使用（在调用runtime.GOMAXPROCS减少P的数量时，多余的P就处于此状态）

在对P初始化的时候就是Pgcstop的状态，但是这个状态保持时间很短，在初始化并填充P中的G队列之后，runtime会将其状态置为Pidle并放入调度器的空闲P列表【runtime.schedt.pidle】中，其中的P会由调度器根据实际情况进行取用。具体的状态机流转图如下图所示：

p_state_machine

从上图我们可以看到，除了Pdead状态以外的其余状态，在runtime进行GC的时候，P都会被指定成Pgcstop。在GC结束后状态不会回复到GC前的状态，而是都统一直接转到了Pidle 【这意味着，他们都需要被重新调度】。

【注意】除了Pgcstop 状态的P，其他状态的P都会在调用runtime.GOMAXPROCS 函数减少P数目时，被认为是多余的P而状态转为Pdead，这时候其带的可运行G的队列中的G都会被转移到调度器的可运行G队列中，它的自由G队列 【gfree】也是一样被移到调度器的自由列表【runtime.sched.gfree】中。

【注意】每个P中都有一个可运行G队列及自由G队列。自由G队列包含了很多已经完成的G，随着被运行完成的G的积攒到一定程度后，runtime会把其中的部分G转移到全局调度器的自由G队列 【runtime.sched.gfree】中。

【注意】当我们每次用 go关键字启用一个G的时候，首先都是尽可能复用已经执行完的G。具体过程如下：运行时系统都会先从P的自由G队列获取一个G来封装我们提供的函数 (go 关键字后面的函数) ，如果发现P中的自由G过少时，会从调度器的自由G队列中移一些G过来，只有连调度器的自由G列表都弹尽粮绝的时候，才会去创建新的G。

2.3 实体G(goroutine)

goroutine可以理解成被调度器管理的轻量级线程，goroutine使用go关键字创建。

goroutine的新建, 休眠, 恢复, 停止都受到go的runtime管理。
goroutine执行异步操作时会进入休眠状态, 待操作完成后再恢复, 无需占用系统线程。
goroutine新建或恢复时会添加到运行队列, 等待M取出并运行。

g和gobuf的结构定义和在runtime2.go如下：

type g struct {
	// Stack parameters.
	// stack describes the actual stack memory: [stack.lo, stack.hi).
	// stackguard0 is the stack pointer compared in the Go stack growth prologue.
	// It is stack.lo+StackGuard normally, but can be StackPreempt to trigger a preemption.
	// stackguard1 is the stack pointer compared in the C stack growth prologue.
	// It is stack.lo+StackGuard on g0 and gsignal stacks.
	// It is ~0 on other goroutine stacks, to trigger a call to morestackc (and crash).
	stack       stack   // offset known to runtime/cgo
	stackguard0 uintptr // offset known to liblink
	stackguard1 uintptr // offset known to liblink

	_panic         *_panic // innermost panic - offset known to liblink
	_defer         *_defer // innermost defer
	/**
	 *	有一个指针指向执行它的m，也即g隶属于m；
	 */
	m              *m      // current m; offset known to arm liblink
	// 进程切换时，利用sched域来保存上下文
	sched          gobuf
	syscallsp      uintptr        // if status==Gsyscall, syscallsp = sched.sp to use during gc
	syscallpc      uintptr        // if status==Gsyscall, syscallpc = sched.pc to use during gc
	stktopsp       uintptr        // expected sp at top of stack, to check in traceback
	param          unsafe.Pointer // passed parameter on wakeup
	// 状态Gidle,Grunnable,Grunning,Gsyscall,Gwaiting,Gdead
	atomicstatus   uint32
	stackLock      uint32 // sigprof/scang lock; TODO: fold in to atomicstatus
	goid           int64
	//????
	schedlink      guintptr
	waitsince      int64      // approx time when the g become blocked
	waitreason     waitReason // if status==Gwaiting
	// 抢占标志
	preempt        bool       // preemption signal, duplicates stackguard0 = stackpreempt
	paniconfault   bool       // panic (instead of crash) on unexpected fault address
	preemptscan    bool       // preempted g does scan for gc
	gcscandone     bool       // g has scanned stack; protected by _Gscan bit in status
	gcscanvalid    bool       // false at start of gc cycle, true if G has not run since last scan; TODO: remove?
	throwsplit     bool       // must not split stack
	raceignore     int8       // ignore race detection events
	sysblocktraced bool       // StartTrace has emitted EvGoInSyscall about this goroutine
	sysexitticks   int64      // cputicks when syscall has returned (for tracing)
	traceseq       uint64     // trace event sequencer
	tracelastp     puintptr   // last P emitted an event for this goroutine
	// G被锁定只能在这个m上运行
	lockedm        muintptr
	sig            uint32
	writebuf       []byte
	sigcode0       uintptr
	sigcode1       uintptr
	sigpc          uintptr
	// 创建这个goroutine的go表达式的pc
	gopc           uintptr         // pc of go statement that created this goroutine
	ancestors      *[]ancestorInfo // ancestor information goroutine(s) that created this goroutine (only used if debug.tracebackancestors)
	startpc        uintptr         // pc of goroutine function
	racectx        uintptr
	waiting        *sudog         // sudog structures this g is waiting on (that have a valid elem ptr); in lock order
	cgoCtxt        []uintptr      // cgo traceback context
	labels         unsafe.Pointer // profiler labels
	timer          *timer         // cached timer for time.Sleep
	selectDone     uint32         // are we participating in a select and did someone win the race?

	// Per-G GC state

	// gcAssistBytes is this G's GC assist credit in terms of
	// bytes allocated. If this is positive, then the G has credit
	// to allocate gcAssistBytes bytes without assisting. If this
	// is negative, then the G must correct this by performing
	// scan work. We track this in bytes to make it fast to update
	// and check for debt in the malloc hot path. The assist ratio
	// determines how this corresponds to scan work debt.
	gcAssistBytes int64
}

//用于保存G切换时上下文的缓存结构体
type gobuf struct {
	// The offsets of sp, pc, and g are known to (hard-coded in) libmach.
	//
	// ctxt is unusual with respect to GC: it may be a
	// heap-allocated funcval, so GC needs to track it, but it
	// needs to be set and cleared from assembly, where it's
	// difficult to have write barriers. However, ctxt is really a
	// saved, live register, and we only ever exchange it between
	// the real register and the gobuf. Hence, we treat it as a
	// root during stack scanning, which means assembly that saves
	// and restores it doesn't need write barriers. It's still
	// typed as a pointer so that any other writes from Go get
	// write barriers.
	sp   uintptr //当前的栈指针
	pc   uintptr //当前的计数器
	g    guintptr //g自身引用
	ctxt unsafe.Pointer
	ret  sys.Uintreg
	lr   uintptr
	bp   uintptr // for GOEXPERIMENT=framepointer
}

Go语言的编译器会把我们编写的goroutine编译为runtime的函数调用，并把go语句中的函数以及其参数传递给runtime的函数中。

runtime在接到这样一个调用后，会先检查一下go函数及其参数的合法性，紧接着会试图从局部调度器P的自由G队列中(或者全局调度器的自由G队列)中获取一个可用的自由G （P中有讲述了），如果没有则新创建一个G。类似M和P，G在运行时系统中也有全局的G列表【runtime.allg】，那些新建的G会先放到这个全局的G列表中，其列表的作用也是集中放置了当前运行时系统中给所有的G的指针。在用自由G封装go的函数时，运行时系统都会对这个G重新做一次初始化。

初始化：包含了被关联的go关键字后的函数及当前G的状态机G的ID等等。在G被初始化完成后就会被放置到当前本地的P的可运行队列中。只要时机成熟，调度器会立即尽心这个G的调度运行。

G的状态机会比较复杂一点，大致上和内核线程的状态机有一点类似，但是状态机流转有一些区别。G的各种状态如下：

  • Gidle：G被创建但还未完全被初始化。
  • Grunnable：当前G为可运行的，正在等待被运行。
  • Grunning：当前G正在被运行。
  • Gsyscall：当前G正在被系统调用
  • Gwaiting：当前G正在因某个原因而等待
  • Gdead：当前G完成了运行

初始化完的G是处于Grunnable的状态，一个G真正在M中运行时是处于Grunning的状态，G的状态机流转图如下图所示：
scheduler_G_state_machine

上图有一步是等待的事件到来，那么G在运行过程中，是否等待某个事件以及等待什么样的事件？完全由起封装的go关键字后的函数决定。（如：等待chan中的值、涉及网络I/O、time.Timer、time.Sleep等等事件）

G退出系统调用的过程非常复杂：runtime先会尝试获取空闲局部调度器P并直接运行当前G，如果没有就会把当前G转成Grunnable状态并放置入全局调度器的global queue。

最后，已经是Gdead状态的G是可以被重新初始化并使用的(从自由G队列取出来重新初始化使用)。而对比进入Pdead状态的P等待的命运只有被销毁。处于Gdead的G会被放置到本地P或者调度器的自由G列表中。

至此，G、M、P的初步描述已经完毕，下面我们来看一看一些核心的队列：

中文名源码名称作用域简要说明
全局M列表runtime.allm运行时系统存放所有M
全局P列表runtime.allp运行时系统存放所有P
全局G列表runtime.allg运行时系统存放所有G
调度器中的空闲M列表runtime.schedt.midle调度器存放空闲M，链表结构
调度器中的空闲P列表runtime.schedt.pidle调度器存放空闲P，链表结构
调度器中的可运行G队列runtime.schedt.runq调度器存放可运行G，链表结构
调度器中的自由G列表runtime.schedt.gfree调度器存放自由G， 链表结构
P中的可运行G队列runq本地P存放当前P中的可运行G，环形队列，数组实现
P中的自由G列表gfree本地P存放当前P中的自由G，链表结构

三个全局的列表主要为了统计runtime的所有G、M、P。我们主要关心剩下的这些容器，尤其是和G相关的四个。

在runtime创建的G都会被保存在全局的G列表中，值得注意的是：

  1. 从Gsyscall转出来的G，如果不能马上获取空闲的P执行，就会被放置到全局调度器的可运行队列中(global queue)。
  2. 被runtime初始化的G会被放置到本地P的可运行队列中(local queue)
  3. 从Gwaiting转出来的G，除了因网络IO陷入等待的G之外，都会被防止到本地P可运行的G队列中。
  4. 转成Gdead状态的G会先被放置在本地P的自由G列表。
  5. 调度器中的与G、M、P相关的列表其实只是起了一个暂存的作用。

一句话概括三者关系：

  • G需要绑定在M上才能运行
  • M需要绑定P才能运行

这三者之间的实体关系是：
G、M、P实体关系

内核调度实体(Kernel Scheduling Entry)与三者的关系是：

在这里插入图片描述

可知：一个G的执行需要M和P的支持。一个M在于一个P关联之后就形成一个有效的G运行环境 【内核线程 + 上下文环境】。每个P都含有一个 可运行G的队列【runq】。队列中的G会被一次传递给本地P关联的M并且获得运行时机。

M 与 KSE 的关系是绝对的一对一，一个M仅能代表一个内核线程。在一个M的生命周期内，仅会和一个内核KSE产生关联。M与P以及P与G之间的关联时多变的，总是会随着调度器的实际调度策略而变化。

这里我们再回顾下G、M、P里面核心成员

G里面的核心成员

  • stack ：当前g使用的栈空间, 有lo和hi两个成员
  • stackguard0 ：检查栈空间是否足够的值, 低于这个值会扩张栈, 0是go代码使用的
  • stackguard1 ：检查栈空间是否足够的值, 低于这个值会扩张栈, 1是原生代码使用的
  • m ：当前g对应的m
  • sched ：g的调度数据, 当g中断时会保存当前的pc和rsp等值到这里, 恢复运行时会使用这里的值
  • atomicstatus: g的当前状态
  • schedlink: 下一个g, 当g在链表结构中会使用
  • preempt: g是否被抢占中
  • lockedm: g是否要求要回到这个M执行, 有的时候g中断了恢复会要求使用原来的M执行

M里面的核心成员

  • g0: 用于调度的特殊g, 调度和执行系统调用时会切换到这个g
  • curg: 当前运行的g
  • p: 当前拥有的P
  • nextp: 唤醒M时, M会拥有这个P
  • park: M休眠时使用的信号量, 唤醒M时会通过它唤醒
  • schedlink: 下一个m, 当m在链表结构中会使用
  • mcache: 分配内存时使用的本地分配器, 和p.mcache一样(拥有P时会复制过来)
  • lockedg: lockedm的对应值

P里面的核心成员

  • status: p的当前状态
  • link: 下一个p, 当p在链表结构中会使用
  • m: 拥有这个P的M
  • mcache: 分配内存时使用的本地分配器
  • runqhead: 本地运行队列的出队序号
  • runqtail: 本地运行队列的入队序号
  • runq: 本地运行队列的数组, 可以保存256个G
  • gfree: G的自由列表, 保存变为_Gdead后可以复用的G实例
  • gcBgMarkWorker: 后台GC的worker函数, 如果它存在M会优先执行它
  • gcw: GC的本地工作队列, 详细将在下一篇(GC篇)分析

调度器除了设计上面的三个结构体，还有一个全局调度器数据结构schedt:

type schedt struct {
	// accessed atomically. keep at top to ensure alignment on 32-bit systems.
	// // 下面两个变量需以原子访问访问。保持在 struct 顶部，确保其在 32 位系统上可以对齐
	goidgen  uint64
	lastpoll uint64

	lock mutex

	// When increasing nmidle, nmidlelocked, nmsys, or nmfreed, be
	// sure to call checkdead().
	//=====与m数量相关的变量================================================
	// 空闲m列表指针
	midle        muintptr // idle m's waiting for work
	// 空闲m的数量
	nmidle       int32    // number of idle m's waiting for work
	// 被锁住的m空闲数量
	nmidlelocked int32    // number of locked m's waiting for work
	// 已经创建的m的数目和下一个m ID
	mnext        int64    // number of m's that have been created and next M ID
	// 允许创建的m的最大数量
	maxmcount    int32    // maximum number of m's allowed (or die)
	// 不计入死锁的m的数量
	nmsys        int32    // number of system m's not counted for deadlock
	// 释放m的累计数量
	nmfreed      int64    // cumulative number of freed m's

	//系统的goroutine的数量
	ngsys uint32 // number of system goroutines; updated atomically

	//=====与p数量相关的变量================================================
	// 空闲的p列表
	pidle      puintptr // idle p's
	// 空闲p的数量
	npidle     uint32
	//
	nmspinning uint32 // See "Worker thread parking/unparking" comment in proc.go.

	// Global runnable queue.
	// 全局runable g链表的head地址
	runqhead guintptr
	// 全局runable g链表的tail地址
	runqtail guintptr
	// 全局runable g链表的大小
	runqsize int32

	// Global cache of dead G's.
	gflock       mutex
	gfreeStack   *g
	gfreeNoStack *g
	ngfree       int32

	// Central cache of sudog structs.
	sudoglock  mutex
	sudogcache *sudog

	// Central pool of available defer structs of different sizes.
	deferlock mutex
	deferpool [5]*_defer

	// freem is the list of m's waiting to be freed when their
	// m.exited is set. Linked through m.freelink.
	freem *m

	gcwaiting  uint32 // gc is waiting to run
	stopwait   int32
	stopnote   note
	sysmonwait uint32
	sysmonnote note

	// safepointFn should be called on each P at the next GC
	// safepoint if p.runSafePointFn is set.
	safePointFn   func(*p)
	safePointWait int32
	safePointNote note

	profilehz int32 // cpu profiling rate

	procresizetime int64 // nanotime() of last change to gomaxprocs
	totaltime      int64 // ∫gomaxprocs dt up to procresizetime
}

全局调度器，全局只有一个schedt类型的实例。

sudoG 结构体：

// sudog 代表在等待列表里的 g，比如向 channel 发送/接收内容时
// 之所以需要 sudog 是因为 g 和同步对象之间的关系是多对多的
// 一个 g 可能会在多个等待队列中，所以一个 g 可能被打包为多个 sudog
// 多个 g 也可以等待在同一个同步对象上
// 因此对于一个同步对象就会有很多 sudog 了
// sudog 是从一个特殊的池中进行分配的。用 acquireSudog 和 releaseSudog 来分配和释放 sudog
 
type sudog struct {
	// The following fields are protected by the hchan.lock of the
	// channel this sudog is blocking on. shrinkstack depends on
	// this for sudogs involved in channel ops.
 
	g          *g
	selectdone *uint32 // CAS to 1 to win select race (may point to stack)
	next       *sudog
	prev       *sudog
	elem       unsafe.Pointer // data element (may point to stack)
 
	// The following fields are never accessed concurrently.
	// For channels, waitlink is only accessed by g.
	// For semaphores, all fields (including the ones above)
	// are only accessed when holding a semaRoot lock.
 
	acquiretime int64
	releasetime int64
	ticket      uint32
	parent      *sudog // semaRoot binary tree
	waitlink    *sudog // g.waiting list or semaRoot
	waittail    *sudog // semaRoot
	c           *hchan // channel
}
Section3 主要调度流程的源码分析

下面主要分析调度器调度流程的源码，主要分为几个部分：
1）预备知识点
2）main程序启动初始化过程（单独一篇文章写这个）
3）新建 goroutine的过程
4）循环调度的过程
5）抢占式调度的实现
6）初始化P过程
7）初始化M过程
8）初始化G过程

3.1 预备知识

在学习源码之前，需要了解一些关于Golang的一些规范和预备知识。

3.1.1 golang的函数调用规范

在golang里面调用函数，必须要关注的就是参数的传入和返回值。Golang有自己的一套函数调用规范，这个规范定义，所有参数都通过栈传递，返回值也是通过栈传递。

比如，对于函数：

type MyStruct struct { 
	X int
	P *int 
}
func someFunc(x int, s MyStruct) (int, MyStruct) { ... }

调用函数时候，栈的内容如下：
在这里插入图片描述

可以看到，参数和返回值都是从低位到高位排列，go函数可以有多个返回值的原因也在此，因为返回值都通过栈传递了。

需要注意这里的"返回地址"是x86和x64上的, arm的返回地址会通过LR寄存器保存, 内容会和这里的稍微不一样.

另外注意的是go和c不一样, 传递 struct 时整个struct 的内容都会复制到栈上, 如果构造体很大将会影响性能。

3.1.2 TLS(thread local storage)

TLS全称是Thread Local Storage，代表每个线程中的本地数据。写入TLS中的数据不会干扰到其余线程中的值。

Go的协程实现非常依赖于TLS机制，会用于获取系统线程中当前的G和G所属于的M实例。

Go操作TLS会使用系统原生的接口，以Linux X64为例，
go在新建M时候会调用arch_prctl 这个syscall来设置FS寄存器的值为M.tls的地址，
运行中每个M的FS寄存器都会指向它们对应的M实例的tls，linux内核调度线程时FS寄存器会跟着线程一起切换，
这样go代码只需要访问FS寄存机就可以获取到线程本地的数据。

3.1.3 栈扩张

go的协程设计是stackful coroutine，每一个goroutine都需要有自己的栈空间，
栈空间的内容再goroutine休眠时候需要保留的，等到重新调度时候恢复(这个时候整个调用树是完整的)。
这样就会引出一个问题，如果系统存在大量的goroutine，给每一个goroutine都预先分配一个足够的栈空间那么go就会使用过多的内存。

为了避免内存使用过多问题，go在一开始时候，会默认只为goroutine分配一个很小的栈空间，它的大小在1.92版本中是2k。
当函数发现栈空间不足时，会申请一块新的栈空间并把原来的栈复制过去。

g实例里面的g.stack、g.stackguard0两个变量来描述goroutine实例的栈。

3.1.4 写屏障(write barrier)

go支持并行GC的，GC的扫描阶段和go代码可以同时运行。这样带来的问题是，GC扫描的过程中go代码的执行可能改变了对象依赖树。

比如：开始扫描时候发现根对象A和B，B拥有C的指针，GC先扫描A，然后B把C的指针交给A，GC再扫描B，这时C就不会被扫描到。
为了避免这个问题，go在GC扫描标记阶段会启用写屏障（Write Barrier）

启用了Write barrier之后，当B把C指针交给A时，GC会认为在这一轮扫描中C的指针是存活的，即使A 可能在稍后丢掉C，那么C在下一轮GC中再回收。

Write barrier只针对指针启用，而且只在GC的标记阶段启用，平时会直接把值写入到目标地址。

3.1.5 m0和g0

go中有特殊的M和G，它们分别是m0和g0。

m0是启动程序后的主线程，这个M对应的实例会在全局变量runtime.m0中，不需要在heap上分配，
m0负责执行初始化操作和启动第一个g， 在之后m0就和其他的m一样了。

g0是仅用于负责调度的G，g0不指向任何可执行的函数, 每个m都会有一个自己的g0。

在调度或系统调用时会使用g0的栈空间, 全局变量的g0是m0的g0。

3.1.6 go中线程的种类

在 runtime 中有三种线程：

  • 一种是主线程，
  • 一种是用来跑 sysmon 的线程，
  • 一种是普通的用户线程。

主线程在 runtime 由对应的全局变量: runtime.m0 来表示。用户线程就是普通的线程了，和 p 绑定，执行 g 中的任务。虽然说是有三种，实际上前两种线程整个 runtime 就只有一个实例。用户线程才会有很多实例。

主线程中用来跑 runtime.main，流程线性执行，没有跳转。

3.2 main线程启动执行

main线程的启动是伴随着go的main goroutine一起启动的，具体的启动流程可看另外一篇博文：
Golang-bootstrap分析 里面关于scheduler.main函数的分析。

3.3 新建goroutine过程

前面已经讲过了，当我们用 go func() 创建一个写的goroutine时候，compiler会编译成对runtime.newproc()的调用。堆栈的结构如下：
在这里插入图片描述

runtime.newproc()源码如下：

// Create a new g running fn with siz bytes of arguments.
// Put it on the queue of g's waiting to run.
// The compiler turns a go statement into a call to this.
// Cannot split the stack because it assumes that the arguments
// are available sequentially after &fn; they would not be
// copied if a stack split occurred.
//go:nosplit
// 根据 参数 fn 和 siz 创建一个 g
// 并把它放置入 自由g队列中等待唤醒
func newproc(siz int32, fn *funcval) {
	//获取栈上的参数的指针地址
	argp := add(unsafe.Pointer(&fn), sys.PtrSize)
	gp := getg()
	// 获取pc指针地址
	pc := getcallerpc()
	// 用g0的栈创建G对象
	systemstack(func() {
		newproc1(fn, (*uint8)(argp), siz, gp, pc)
	})
}

newproc只做了三件事：

  • 计算参数的地址 argp
  • 获取调用端的地址(返回地址) pc
  • 使用systemstack调用 newproc1 函数，也就是用g0的栈创建g对象

systemstack 会切换当前的 g 到 g0, 并且使用g0的栈空间, 然后调用传入的函数, 再切换回原来的g和原来的栈空间。
切换到g0后会假装返回地址是mstart, 这样traceback的时候可以在mstart停止。
这里传给systemstack的是一个闭包, 调用时会把闭包的地址放到寄存器rdx, 具体可以参考上面对闭包的分析。

下面主要看 newproc1 函数主要做的事情：

// Create a new g running fn with narg bytes of arguments starting
// at argp. callerpc is the address of the go statement that created
// this. The new g is put on the queue of g's waiting to run.
// 根据函数参数和函数地址，创建一个新的G，然后将这个G加入队列等待运行
func newproc1(fn *funcval, argp *uint8, narg int32, callergp *g, callerpc uintptr) {
	// get g0
	_g_ := getg()
	// 设置g0对应的m的locks++, 禁止抢占
	_g_.m.locks++ // disable preemption because it can be holding p in a local var
	// get the p that m has
	_p_ := _g_.m.p.ptr()
	// new a g
	newg := gfget(_p_)
	if newg == nil {
		newg = malg(_StackMin)
		casgstatus(newg, _Gidle, _Gdead)
		allgadd(newg) // publishes with a g->status of Gdead so GC scanner doesn't look at uninitialized stack.
	}
	totalSize := 4*sys.RegSize + uintptr(siz) + sys.MinFrameSize // extra space in case of reads slightly beyond frame
	totalSize += -totalSize & (sys.SpAlign - 1)                  // align to spAlign
	sp := newg.stack.hi - totalSize
	spArg := sp
	
	//  初始化 g，g 的 gobuf 现场，g 的 m 的 curg
	// 以及各种寄存器
	memclrNoHeapPointers(unsafe.Pointer(&newg.sched), unsafe.Sizeof(newg.sched))
	newg.sched.sp = sp
	newg.stktopsp = sp
	newg.sched.pc = funcPC(goexit) + sys.PCQuantum // +PCQuantum so that previous instruction is in same function
	newg.sched.g = guintptr(unsafe.Pointer(newg))
	gostartcallfn(&newg.sched, fn)
	newg.gopc = callerpc
	newg.ancestors = saveAncestors(callergp)
	newg.startpc = fn.fn
	if _g_.m.curg != nil {
		newg.labels = _g_.m.curg.labels
	}
	if isSystemGoroutine(newg) {
		atomic.Xadd(&sched.ngsys, +1)
	}
	newg.gcscanvalid = false
	casgstatus(newg, _Gdead, _Grunnable)

	newg.goid = int64(_p_.goidcache)
	_p_.goidcache++
	//
	runqput(_p_, newg, true)

	if atomic.Load(&sched.npidle) != 0 && atomic.Load(&sched.nmspinning) == 0 && mainStarted {
		wakep()
	}
	_g_.m.locks--
	if _g_.m.locks == 0 && _g_.preempt { // restore the preemption request in case we've cleared it in newstack
		_g_.stackguard0 = stackPreempt
	}
}

处理流程如下：

  • 调用getg(汇编实现)获取当前的g, 会编译为读取FS寄存器(TLS), 这里会获取到g0
  • 设置g对应的m的locks++, 禁止抢占
  • 获取m拥有的p
  • 新建一个g策略：
    • 调用 gfget函数，这里是复用优先策略
      • 首先从p的gfree获取回收的g，如果p.gfree链表为空，就从全局调度器sched里面的gfree链表里面steal 32个free的g给p.gfree。
      • 将p.gfree链表的head元素获取返回。
      • 如果获取不到freeg时调用malg()函数新建一个g, 初始的栈空间大小是2K。
  • 把参数复制到g的栈上
  • 把返回地址复制到g的栈上, 这里的返回地址是goexit, 表示调用完目标函数后会调用goexit
  • 设置g的调度数据(sched)
    • 设置sched.sp等于参数+返回地址后的rsp地址
    • 设置sched.pc等于目标函数的地址, 查看gostartcallfn和gostartcall
    • 设置sched.g等于g
  • 设置g的状态为待运行(_Grunnable)
  • 调用runqput函数把g放到运行队列
    • 首先随机把g放到p.runnext, 如果放到runnext则入队原来在runnext的g；
    • 然后尝试把g放到P的local queue；
    • 如果local queue（256 capacity）满了则调用runqputslow函数把g放到"全局运行队列"（操作全局 sched 时，需要获取全局 sched.lock 锁，全局锁争抢的开销较大，所以才称之为 slow
      • runqputslow会把本地运行队列中一半的g放到全局运行队列, 这样下次就可以快速使用local queue.
  • 如果当前有空闲的P，但是没有自旋的M(nmspinning等于0)，并且主函数已执行，则唤醒或新建一个M来调度一个P执行
    • 这一步非常重要, 用于保证当前有足够的M运行G, 具体请查看上面的"空闲M链表"
    • 唤醒或新建一个M会通过调用wakep函数
      • 首先交换nmspinning到1, 成功再继续, 多个线程同时执行wakep函数只有一个会继续
      • 调用startm函数
        • 调用pidleget从"空闲P链表"获取一个空闲的P
        • 调用mget从"空闲M链表"获取一个空闲的M
        • 如果没有空闲的M, 则调用newm新建一个M
          • newm会新建一个m的实例, m的实例包含一个g0, 然后调用newosprocclone一个系统线程
          • newosproc会调用syscall clone创建一个新的线程
          • 线程创建后会设置TLS, 设置TLS中当前的g为g0, 然后执行mstart
        • 调用notewakeup(&mp.park)唤醒线程

创建goroutine的流程就这么多了, 接下来看看M是如何调度的.

3.4 循环调度schedule过程

从前面描述的调度器的工作流可知，scheduler是一个循环的过程。

M启动时会调用mstart函数，m0在初始化后调用，其他的m在线程启动后调用。proc.go源码里面这个函数的注释就是：

//Called to start an M. begin scheduling

mstart函数的处理如下:

  • 首先调用getg函数获取当前的g, 这里会获取到g0
  • 如果g0未分配栈则从当前的栈空间(系统栈空间)上分配, 也就是说g0会使用系统栈空间
  • 调用mstart1函数
    • 调用gosave函数保存当前的状态到g0的调度数据中, 以后每次调度都会从这个栈地址开始；
    • 调用asminit函数, 不做任何事情；
    • 调用minit函数, 设置当前线程可以接收的信号(signal)；
    • 调用schedule函数。

调用schedule函数后就进入了调度循环，整个流程可以简单总结为：

schedule函数获取g => [必要时休眠] => [唤醒后继续获取] => execute函数执行g => 执行后返回到goexit => 重新执行schedule函数

schedule函数处理流程如下：

  • 获取当前调度的g，也就是g0，g0在执行调度逻辑；
  • 如果当前GC需要停止整个世界（STW), 则调用gcstopm休眠当前的M；
  • 如果M拥有的P中指定了需要在安全点运行的函数(P.runSafePointFn), 则运行它；
  • 快速获取待运行的G, 以下处理如果有一个获取成功后面就不会继续获取：
    • 如果当前GC正在标记阶段, 则查找有没有待运行的GC Worker, GC Worker也是一个G；
    • 为了公平起见, 每61次调度从全局运行队列获取一次G, (一直从本地获取可能导致全局运行队列中的G不被运行)；
    • 从P的本地运行队列中获取G, 调用runqget函数。
  • 快速获取失败时, 调用findrunnable函数获取待运行的G, 会阻塞到获取成功为止：
    • 如果当前GC需要停止整个世界（STW), 则调用stopm休眠当前的M；
    • 如果M拥有的P中指定了需要在安全点运行的函数(P.runSafePointFn), 则运行它；
    • 如果有析构器待运行则使用"运行析构器的G"；
    • 从P的本地运行队列中获取G, 调用runqget函数，如果获取到就返回；
    • 从全局运行队列获取G, 调用globrunqget函数, 需要上锁，获取到就返回。；
    • 从网络事件反应器获取G, 函数netpoll会获取哪些fd可读可写或已关闭, 然后返回等待fd相关事件的G；
    • 如果从local 和 global 都获取不到G, 则执行Work Stealing：
      • 调用runqsteal尝试从其他P的本地运行队列盗取一半的G。
    • 如果还是获取不到G, 就需要休眠M了, 接下来是休眠的步骤：
      • 再次检查当前GC是否在标记阶段, 在则查找有没有待运行的GC Worker, GC Worker也是一个G；
      • 再次检查如果当前GC需要停止整个世界, 或者P指定了需要再安全点运行的函数, 则跳到findrunnable的顶部重试；
      • 再次检查全局运行队列中是否有G, 有则获取并返回；
      • 释放M拥有的P, P会变为空闲(_Pidle)状态；
      • 把P添加到"空闲P链表"中；
      • 让M离开自旋状态, 这里的处理非常重要, 参考上面的"空闲M链表"；
      • 首先减少表示当前自旋中的M的数量的全局变量nmspinning；
      • 再次检查所有P的本地运行队列, 如果不为空则让M重新进入自旋状态, 并跳findrunnable的顶部重试；
      • 再次检查有没有待运行的GC Worker, 有则让M重新进入自旋状态, 并跳到findrunnable的顶部重试
      • 再次检查网络事件反应器是否有待运行的G, 这里对netpoll的调用会阻塞, 直到某个fd收到了事件；
      • 如果最终还是获取不到G, 调用stopm休眠当前的M；
      • 唤醒后跳到findrunnable的顶部重试。
  • 成功获取到一个待运行的G；
  • 让M离开自旋状态, 调用resetspinning, 这里的处理和上面的不一样：
    • 如果当前有空闲的P, 但是无自旋的M(nmspinning等于0), 则唤醒或新建一个M；
    • 上面离开自旋状态是为了休眠M, 所以会再次检查所有队列然后休眠；
    • 这里离开自选状态是为了执行G, 所以会检查是否有空闲的P, 有则表示可以再开新的M执行G。
  • 如果G要求回到指定的M(例如上面的runtime.main)：
    • 调用startlockedm函数把G和P交给该M, 自己进入休眠；
    • 从休眠唤醒后跳到schedule的顶部重试
  • 调用execute函数在当前M上执行G。

execute函数执行gp的处理如下:

  • 调用getg获取当前的g(g0)；
  • 把G(gp)的状态由待运行(_Grunnable)改为运行中(_Grunning)；
  • 设置G的stackguard, 栈空间不足时可以扩张；
  • 增加P中记录的调度次数(对应上面的每61次优先获取一次全局运行队列)；
  • 设置g.m.curg = g；
  • 设置gp.m = g0.m；
  • 调用gogo函数(在M上执行gp，通过汇编代码实现的，在asm_amd64.s里面有gogo函数在64位平台上实现)：
    • 这个函数会根据g.sched中保存的状态恢复各个寄存器的值并继续运行g
    • 首先针对g.sched.ctxt调用写屏障(GC标记指针存活), ctxt中一般会保存指向[函数+参数]的指针
    • 设置TLS中的g为g.sched.g, 也就是g自身
    • 设置rsp寄存器为g.sched.rsp
    • 设置rax寄存器为g.sched.ret
    • 设置rdx寄存器为g.sched.ctxt (上下文)
    • 设置rbp寄存器为g.sched.rbp
    • 清空sched中保存的信息
    • 跳转到g.sched.pc
    • 因为前面创建goroutine的newproc1函数把返回地址设为了goexit, 函数运行完毕返回时将会调用goexit函数。
  • 自此一次调度过程就结束了。

g.sched.pc在G首次运行时会指向目标函数的第一条机器指令,
如果G被抢占或者等待资源而进入休眠, 在休眠前会保存状态到g.sched,
g.sched.pc会变为唤醒后需要继续执行的地址, "保存状态"的实现将在下面讲解.

目标函数执行完毕后会调用goexit函数，goexit函数会调用goexit1函数，goexit1函数会通过mcall调用goexit0函数。
mcall这个函数就是用于实现"保存状态"的, 处理如下:

  • 设置g.sched.pc等于当前的返回地址
  • 设置g.sched.sp等于寄存器rsp的值
  • 设置g.sched.g等于当前的g
  • 设置g.sched.bp等于寄存器rbp的值
  • 切换TLS中当前的g等于m.g0
  • 设置寄存器rsp等于g0.sched.sp, 使用g0的栈空间
  • 设置第一个参数为原来的g
  • 设置rdx寄存器为指向函数地址的指针(上下文)
  • 调用指定的函数, 不会返回。

mcall这个函数保存当前的运行状态到g.sched, 然后切换到g0和g0的栈空间, 再调用指定的函数。
回到g0的栈空间这个步骤非常重要, 因为这个时候g已经中断, 继续使用g的栈空间且其他M唤醒了这个g将会产生灾难性的后果。
G在中断或者结束后都会通过mcall回到g0的栈空间继续调度, 从goexit调用的mcall的保存状态其实是多余的, 因为G已经结束了。

goexit1函数会通过mcall调用goexit0函数, goexit0函数调用时已经回到了g0的栈空间, 处理如下:

  • 把G的状态由运行中(_Grunning)改为已中止(_Gdead)
  • 清空G的成员
  • 调用dropg函数解除M和G之间的关联
  • 调用gfput函数把G放到P的自由列表中, 下次创建G时可以复用
  • 调用schedule函数继续调度

G结束后回到schedule函数, 这样就结束了一个调度循环。
不仅只有G结束会重新开始调度, G被抢占或者等待资源也会重新进行调度, 下面继续来看这两种情况。

3.5 抢占式调度实现(sysmon线程)

Golang-bootstrap分析 这篇文章里面我提到了runtime.main会创建一个额外的M运行sysmon函数，抢占式调度就是在sysmon中实现的。

sysmon函数(4249行) 会进入一个无限循环，第一轮回休眠20us，之后每次休眠时间倍增，最终每一轮都会休眠10ms。

sysmon中有netpool(获取fd事件)，retake(抢占)，forcegc(按时间强制执行gc),scavenge heap(释放自由列表中多余的项减少内存占用)等处理。

retake函数负责处理抢占，流程是:

  • 枚举所有的P：
    • 如果P在系统调用中(_Psyscall), 且经过了一次sysmon循环(20us~10ms), 则抢占这个P
      • 调用handoffp解除M和P之间的关联
    • 如果P在运行中(_Prunning), 且经过了一次sysmon循环并且G运行时间超过forcePreemptNS(10ms), 则抢占这个P
      • 调用preemptone函数
      • 设置g.preempt = true
      • 设置g.stackguard0 = stackPreempt

为什么设置了stackguard就可以实现抢占?
因为这个值用于检查当前栈空间是否足够, go函数的开头会比对这个值判断是否需要扩张栈.
stackPreempt是一个特殊的常量, 它的值会比任何的栈地址都要大, 检查时一定会触发栈扩张.

栈扩张调用的是morestack_noctxt函数, morestack_noctxt函数清空rdx寄存器并调用morestack函数。
morestack函数会保存G的状态到g.sched, 切换到g0和g0的栈空间, 然后调用newstack函数。
newstack函数判断g.stackguard0等于stackPreempt, 就知道这是抢占触发的, 这时会再检查一遍是否要抢占：

  • 如果M被锁定(函数的本地变量中有P), 则跳过这一次的抢占并调用gogo函数继续运行G
  • 如果M正在分配内存, 则跳过这一次的抢占并调用gogo函数继续运行G
  • 如果M设置了当前不能抢占, 则跳过这一次的抢占并调用gogo函数继续运行G
  • 如果M的状态不是运行中, 则跳过这一次的抢占并调用gogo函数继续运行G

即使这一次抢占失败, 因为g.preempt等于true, runtime中的一些代码会重新设置stackPreempt以重试下一次的抢占。
如果判断可以抢占, 则继续判断是否GC引起的, 如果是则对G的栈空间执行标记处理(扫描根对象)然后继续运行。
如果不是GC引起的则调用gopreempt_m函数完成抢占。

gopreempt_m函数会调用goschedImpl函数, goschedImpl函数的流程是:

  • 把G的状态由运行中(_Grunnable)改为待运行(_Grunnable)
  • 调用dropg函数解除M和G之间的关联
  • 调用globrunqput把G放到全局运行队列
  • 调用schedule函数继续调度

为全局运行队列的优先度比较低, 各个M会经过一段时间再去重新获取这个G执行，

抢占机制保证了不会有一个G长时间的运行导致其他G无法运行的情况发生。

Section4：scheduler与memory allocation、channel、garbage collection关联部分

这部分需要完成其余三个主题的学习了之后才能解释~

这篇文章写的真是艰难，参考了很多文章博客，对于scheduler的设计有了基本的了解，学完之后发现其实与channel原理、memory allocation和GC其实关联挺深的，需要详细学习其余部分之后对本文进行再一次修改。