为什么去了解runtime呢?
本次分享基于2019.02发布的go 1.12 linux amd64版本, 主要介绍了Runtime实现的一点细节. 水平和精力有限, 必然有问题存在, 有问题欢迎大家给我留言.
Runtime简介及发展
Runtime简介
go的runtime代码在go sdk的runtime目录下.
主要有所述的4块功能.提到runtime, 大家可能会想起java, python的runtime.
不过go和这两者不太一样, java, python的runtime是虚拟机, 而go的runtime和用户代码一起编译到一个可执行文件中.
用户代码和runtime代码除了代码组织上有界限外, 运行的时候并没有明显的界限.
如上所示, 一些常用的关键字被编译成runtime包下的一些函数调用.
Runtime版本历史
左边标粗的是一些更新比较大的版本. 右边的GC STW仅供参考.
调度
调度简述
goroutine实现
我们去看调度的一个进化, 从进程到线程再到协程, 其实是一个不断共享, 不断减少切换成本的过程.go实现的协程为有栈协程, go协程的用法和线程的用法基本类似.很多人会疑问, 协程到底是个什么东西? 用户态的调度感觉很陌生, 很抽象, 到底是个什么东西?
我觉得要理解调度, 要理解两个概念: 运行和阻塞. 特别是在协程中, 这两个概念不容易被正确理解.我们理解概念时往往会代入自身感受, 觉得线程或协程运行就是像我们吭哧吭哧的处理事情, 线程或协程阻塞就是做事情时我们需要等待其他人, 然后就在这等着了. 要是其他人搞好了, 那我们就继续做当前的事.其实主体对象搞错了.正确的理解应该是我们处理事情时就像CPU, 而不是像线程或者协程. 假如我当前在写某个服务, 发现依赖别人的函数还没有ready, 那就把写服务这件事放一边. 点开企业微信, 我去和产品沟通一些问题了. 我和产品沟通了一会后, 检查一下, 发现别人已经把依赖的函数提交了, 然后我就最小化企业微信, 切到IDE, 继续写服务A了.
对操作系统有过一些了解, 知道linux下的线程其实是task_struct结构, 线程其实并不是真正运行的实体, 线程只是代表一个执行流和其状态.真正运行驱动流程往前的其实是CPU. CPU在时钟的驱动下, 根据PC寄存器从程序中取指令和操作数, 从RAM中取数据, 进行计算, 处理, 跳转, 驱动执行流往前. CPU并不关注处理的是线程还是协程, 只需要设置PC寄存器, 设置栈指针等(这些称为上下文), 那么CPU就可以欢快的运行这个线程或者这个协程了.
线程的运行, 其实是被运行.其阻塞, 其实是切换出调度队列, 不再去调度执行这个执行流. 其他执行流满足其条件, 便会把被移出调度队列的执行流重新放回调度队列.
协程同理, 协程其实也是一个数据结构, 记录了要运行什么函数, 运行到哪里了.go在用户态实现调度, 所以go要有代表协程这种执行流的结构体, 也要有保存和恢复上下文的函数, 运行队列. 理解了阻塞的真正含义, 也就知道能够比较容易理解, 为什么go的锁, channel这些不阻塞线程.对于实现的同步执行流效果, 又不阻塞线程的网络, 接下来也会介绍.
协程结构体和切换函数
我们go一个func时一般这样写
一个协程代表了一个执行流, 执行流有需要执行的函数(对应上面的func1), 有函数的入参(a1, a2), 有当前执行流的状态和进度(对应CPU的PC寄存器和SP寄存器), 当然也需要有保存状态的地方, 用于执行流恢复.真正代表协程的是runtime.g结构体. 每个go func都会编译成runtime.newproc函数, 最终有一个runtime.g对象放入调度队列. 上面的func1函数的指针设置在runtime.g的startfunc字段, 参数会在newproc函数里拷贝到stack中, sched用于保存协程切换时的pc位置和栈位置.协程切换出去和恢复回来需要保存上下文, 恢复上下文, 这些由以下两个汇编函数实现.以上就能实现协程这种执行流, 并能进行切换和恢复.(下图中的struct和函数都做了精简)
GM模型及GPM模型
有了协程的这种执行流形式, 那待运行的协程放在哪呢?在Go1.0的时候:
那是不是可以给m分配一个队列, 把阻塞的m的mcache给执行go代码的m使用? Go 1.1及以后就是这样做的.
在1.1中调度模型更改为GPM模型, 引入逻辑Process的概念, 表示执行Go代码所需要的资源, 同时也是执行Go代码的最大的并行度.这个概念可能很多人不知道怎么理解.P涉及到几点, 队列和mcache, 还有P的个数的选取.首先为什么把全局队列打散, 以及mcache为什么跟随P, 这个在GM模型那一页就讲的比较清楚了.然后为什么P的个数默认是CPU核数: Go尽量提升性能, 那么在一个n核机器上, 如何能够最大利用CPU性能呢? 当然是同时有n个线程在并行运行中, 把CPU喂饱, 即所有核上一直都有代码在运行.在go里面, 一个协程运行到阻塞系统调用, 那么这个协程和运行它的线程m, 自然是不再需要CPU的, 也不需要分配go层面的内存. 只有一直在并行运行的go代码才需要这些资源, 即同时有n个go协程在并行执行, 那么就能最大的利用CPU, 这个时候需要的P的个数就是CPU核数. (注意并行和并发的区别)
协程状态及流转
协程的状态其实和线程状态类似,状态转换和发生状态转换的时机如图所示. 还是需要注意: 协程只是一个执行流, 并不是运行实体.
调度
并没有一个一直在运行调度的调度器实体.当一个协程切换出去或新生成的m, go的运行时从stw中恢复等情况时, 那么接下来就需要发生调度. go的调度是通过线程(m)执行runtime.schedule函数来完成的.
sysmon协程
在linux内核中有一些执行定时任务的线程, 比如定时写回脏页的pdflush, 定期回收内存的kswapd0, 以及每个cpu上都有一个负责负载均衡的migration线程等.
在go运行时中也有类似的协程, sysmon.功能比较多: 定时从netpoll中获取ready的协程, 进行抢占, 定时GC,打印调度信息,归还内存等定时任务
协作式抢占
go目前(1.12)还没有实现非协作的抢占. 基本流程是sysmon协程标记某个协程运行过久, 需要切换出去, 该协程在运行函数时会检查栈标记, 然后进行切换.
同步执行流不阻塞线程的网络的实现
go写后台最舒服的就是能够以同步写代码的方式操作网络, 但是网络操作不阻塞线程.
主要是结合了非阻塞的fd, epoll以及协程的切换和恢复.
linux提供了网络fd的非阻塞模式, 对于没有ready的非阻塞fd执行网络操作时, linux内核不阻塞线程, 会直接返回EAGAIN, 这个时候将协程状态设置为wait, 然后m去调度其他协程.
go在初始化一个网络fd的时候, 就会把这个fd使用epollctl加入到全局的epoll节点中. 同时放入epoll中的还有polldesc的指针.
在sysmon中, schedule函数中, start the world中等情况下, 会执行netpoll 调用epollwait系统调用.
把ready的网络事件从epoll中取出来, 每个网络事件可以通过前面传入的polldesc获取到阻塞在其上的协程, 以此恢复协程为runnable.
调度相关结构体
调度综述
内存分配
内存分配简介
Go的分配采用了类似tcmalloc的结构.
特点: 使用一小块一小块的连续内存页, 进行分配某个范围大小的内存需求.
比如某个连续8KB专门用于分配17-24字节,以此减少内存碎片. 线程拥有一定的cache, 可用于无锁分配.
同时Go对于GC后回收的内存页, 并不是马上归还给操作系统, 而是会延迟归还, 用于满足未来的内存需求.
内存空间结构
在1.10以前go的堆地址空间是线性连续扩展的, 比如在1.10(linux amd64)中, 最大可扩展到512GB.
因为go在gc的时候会根据拿到的指针地址来判断是否位于go的heap的, 以及找到其对应的span, 其判断机制需要gc heap是连续的.
但是连续扩展有个问题, cgo中的代码(尤其是32位系统上)可能会占用未来会用于go heap的内存. 这样在扩展go heap时, mmap出现不连续的地址, 导致运行时throw.
在1.11中, 改用了稀疏索引的方式来管理整体的内存. 可以超过512G内存, 也可以允许内存空间扩展时不连续.
在全局的mheap struct中有个arenas二阶数组, 在linux amd64上,一阶只有一个slot, 二阶有4M个slot, 每个slot指向一个heapArena结构, 每个heapArena结构可以管理64M内存, 所以在新的版本中, go可以管理4M*64M=256TB内存, 即目前64位机器中48bit的寻址总线全部256TB内存.
span机制
前面提到了go的内存分配类似于tcmalloc, 采用了span机制来减少内存碎片.
每个span管理8KB整数倍的内存, 用于分配一定范围的内存需求.
内存分配全景
多层次的分配Cache, 每个P上有一个mcache, mcache会为每个size最多缓存一个span, 用于无锁分配.
全局每个size的span都有一个mcentral, 锁的粒度相对于全局的heap小很多, 每个mcentral可以看成是每个size的span的一个全局后备cache.
在gc完成后, 会把P中的span都flush到mcentral中, 用于清扫后再分配. P有需要span时, 从对应size的mcentral获取. 获取不到再上升到全局的heap.
几种特殊的分配器
对于很小的对象分配, go做了个优化, 把小对象合并, 以移动指针的方式分配.
对于栈内存有stackcache分配, 也有多个层次的分配, 同时stack也有多个不同size.
用于分配stack的内存也是位于go gc heap, 用mspan管理, 不过这个span的状态和用于分配对象的mspan状态不太一样, 为mSpanManual.
我们可以思考一个问题, go的对象是分配在go gc heap中, 并由mcache, mspan, mcentral这些结构管理, 那么mcache, mspan, mcentral这些结构又是哪里管理和分配的呢?
肯定不是自己管理自己. 这些都是由特殊的分配fixalloc分配的, 每种类型有一个fixalloc, 大致原理就是通过mmap从进程空间获取一小块内存(百KB的样子), 然后用来分配这个固定大小的结构.
内存分配综合
GC
Golang GC简述
GC简介
GC并不是个新事物, 使得GC大放光彩的是Java语言.
Golang GC发展
上面是几个比较重要的版本.左图是根据twitter工程师的数据绘制的(堆比较大), 从1.4的百ms级别的停顿到1.8以后的小于1ms.
右图是我对线上服务(Go 1.11编译)测试的一个结果, 是一个批量拉取数据的服务, 大概3000qps, 服务中发起的rpc调用大概在2w/s. 可以看到大部分情况下GC停顿小于1ms, 偶尔超过一点点.
整体来说golang gc用起来是很舒心的, 几乎不用你关心.
三色标记
go采用的是并发三色标记清除法.
图展示的是一个简单的原理.
有几个问题可以思考一下:
并发情况下, 会不会漏标记对象?
对象的三色状态存放在哪?
如何根据一个对象来找到它引用的对象?
写屏障
GC最基本的就是正确性: 不漏标记对象, 程序还在用的对象都被清除了, 那程序就错误了. 有一点浮动垃圾是允许的.
在并发情况下, 如果没有一些措施来保障, 那可能会有什么问题呢?
看左边的代码和图示, 第2步标记完A对象, A又没有引用对象, 那A变成黑色对象.
在第3步的时候, muator(程序)运行, 把对象C从B转到了A,
第4步, GC继续标记, 扫描B, 此时B没有引用对象, 变成了黑色对象. 我们会发现C对象被漏标记了.
如何解决这个问题? go使用了写屏障, 这里的写屏障是指由编译器生成的一小段代码. 在gc时对指针操作前执行的一小段代码, 和CPU中维护内存一致性的写屏障不太一样哈.所以有了写屏障后, 第3步, A.obj=C时, 会把C加入写屏障buf. 最终还是会被扫描的.
这里感受一下写屏障具体生成的代码.
我们可以看到在写入指针slot时, 对写屏障是否开启做了判断, 如果开启了, 会跳转到写屏障函数, 执行加入写屏障buf的逻辑.
1.8中写屏障由Dijkstra写屏障改成了混合式写屏障, 使得GC停顿达到了1ms以下.
三色状态
并没有这样一个集合把不同状态对象放到对应集合中. 只是一个逻辑上的意义.
扫描和元信息
gc拿到一个指针, 如何把这个指针指向的对象其引用的子对象都加到扫描队列呢? 而且go还允许内部指针, 似乎更麻烦了.
我们分析一下, 要知道对象引用的子对象, 从对象开始到对象结尾, 把对象那一块内存上是指针的放到扫描队列就好了.
那我们是不是得知道对象有多大, 从哪开始到哪结束, 同时要知道内存上的8个字节, 哪里是指针, 哪里是普通的数据.
首先go的对象是mspan管理的, 我们如果能知道对象属于哪个mspan, 就知道对象多大, 从哪开始, 到哪结束了.
前面我们讲到了areans结构, 可以通过指针加上一定的偏移量, 就知道属于哪个heap arean 64M块. 再通过对64M求余, 结合spans数组, 即可知道属于哪个mspan了.
结合heapArean的bitmap和每8个字节在heapArean中的偏移, 就可知道对象每8个字节是指针还是普通数据(这里的bitmap是在分配对象时根据type信息就设置了, type信息来源于编译器生成)
GC流程
1.5和1.12的GC大致流程相同.
上图是golang官方的ppt里的图, 下图是我根据1.12源码绘制的.
从最坏可能会有百ms的gc停顿到能够稳定在1ms以下, 这之间GC做了很多改进.
右边是我根据官方issues整理的一些比较重要的改进. 1.6的分布式检测, 1.7将栈收缩放到了并发扫描阶段, 1.8的混合写屏障, 1.12更改了mark termination检测算法, mcache flush移除出mark termination等等...
Golang GC Pacer
大家对并发GC除了怎么保证不漏指针有疑问外, 可能还会疑问, 并发GC如何保证能够跟得上应用程序的分配速度? 会不会分配太快了, GC完全跟不上, 然后OOM?
这个就是Golang GC Pacer的作用.
Go的GC是一种比例GC, 下一次GC结束时的堆大小和上一次GC存活堆大小成比例. 由GOGC控制, 默认100, 即2倍的关系, 200就是3倍, 以此类推.
假如上一次GC完成时, 存活对象1000M, 默认GOGC 100, 那么下次GC会在比较接近但小于2000M的时候(比如1900M)开始, 争取在堆大小达到2000M的时候结束.
这之间留有一定的裕度, 会计算待扫描对象大小(根据历史数据计算)与可分配的裕度的比例, 应用程序分配内存根据该比例进行辅助GC, 如果应用程序分配太快了, 导致credit不够, 那么会被阻塞, 直到后台的mark跟上来了,该比例会随着GC进行不断调整.
GC结束后, 会根据这一次GC的情况来进行负反馈计算, 计算下一次GC开始的阈值.如何保证按时完成GC呢?
GC完了后, 所有的mspan都需要sweep, 类似于GC的比例, 从GC结束到下一次GC开始之间有一定的堆分配裕度, 会根据还有多少的内存需要清扫, 来计算分配内存时需要清扫的span数这样的一个比例.
实践与总结
观察调度
观察一下调度, 加一些请求.
我们可以看到虽然有1000个连接, 但是go只用了几个线程就能处理了, 表明go的网络的确是由epoll管理的.
runqueue表示的是全局队列待运行协程数量, 后面的数字表示每个P上的待运行协程数.
可以看到待处理的任务并没有增加, 表示虽然请求很多, 但完全能hold住.
同时可以看到, 不同P上有的时候可能任务不均衡, 但是一会后, 任务又均衡了, 表示go的work stealing是有效的.
观察GC
其中一些数据的含义, 在分享的时候没有怎么解释, 不过网上的解释几乎没有能完全解释正确.
我这里敲一下.其实一般关注堆大小和两个stw的wall time即可.
gc 8913(第8913次gc) @2163.341s(在程序运行的第2163s) 1%(gc所有work消耗的历史累计CPU比例, 所以其实这个数据没太大意义) 0.13(第一个stw的wall time)+14(并发mark的wall time)+0.20(第二个stw的wall time) ms clock, 1.1(第一个stw消耗的CPU时间)+21(用户程序辅助扫描消耗的cpu时间)/22(分配用于mark的P消耗的cpu时间)/0(空闲的P用于mark的cpu时间)+1.6ms(第2个stw的cpu时间) cpu, 147(gc开始时的堆大小)->149(gc结束的堆大小)->75MB(gc结束时的存活堆大小), 151 MB goal(本次gc预计结束的堆大小), 8P(8个P)
优化
个人建议, 没事不要总想着优化, 好好curd就好.
当然还是有一些优化方法的..
一点实践
我们将pprof的开启集成到模板中, 并自动选择端口, 并集成了gops工具, 方便查询runtime信息, 同时在浏览器上可直接点击生成火焰图, pprof图, 非常的方便, 也不需要使用者关心.
问题排查的一点思路
一次有意思的问题排查
负载, 依赖服务都很正常, CPU利用率也不高, 请求也不多, 就是有很多超时.
该服务在线上打印了debug日志, 因为早期的服务模板开启了gctrace, 框架把stdout重定向到一个文件了. 而输出gctrace时本来是到console的, 输出到文件了, 而磁盘跟不上, 导致gctrace日志被阻塞了.
这里更正一下ppt中的内容, 并不是因为gc没完成而导致其他协程不能运行, 而是后续gc无法开启, 导致实质上的stw.打印gc trace日志时, 已经start the world了, 其他协程可以开始运行了. 但是在打印gctrace日志时, 还保持着开启gc需要的锁, 所以, 打印gc trace日志一直没完成, 而gc又比较频繁, 比如0.1s一次, 这样会导致下一次gc开始时无法获取锁, 每一个进入gc检查的p阻塞, 实际上就造成了stw.
Runtime的一点个人总结
并行, 纵向多层次, 横向多个class, 缓存, 缓冲, 均衡.
参考文档
Gopher Meetup 北京站即将开启。来自探探、美团、阿里巴巴、蚂蚁金服的大咖讲师讲带来 Go 开发领域的一线实践经验分享，尽在11月30日，IFC国际财源中心！