·# 线程模型
在细说 Go 的调度模型之前，先来说说一般意义的线程模型。线程模型一般分三种，由用户级线程和 OS 线程的不同对应关系决定的。
N:1，即全部用户线程都映射到一个OS线程上，上下文切换成本最低，但无法利用多核资源；
1:1 , 一个用户线程对应到一个 OS线程上， 能利用到多核资源，但是上下文切换成本较高，这也是 Java Hotspot VM 的默认实现；
M:N，权衡上面两者方案，既能利用多核资源也能尽可能减少上下文切换成本，但是调度算法的实现成本偏高。
为什么 Go Scheduler 需要实现 M:N 的方案？
线程创建开销大。对于 OS 线程而言，其很多特性均是操作系统给予的，但对于 Go 程序而言，其中很多特性可能非必要的。这样一来，如果是 1:1 的方案，那么每次 go func(){…} 都需要创建一个 OS 线程，而在创建线程过程中，OS 线程里某些 Go 用不上的特性会转化为不必要的性能开销，不经济。
减少 Go 垃圾回收的复杂度。依据1:1方案，Go 产生所用用户级线程均交由 OS 直接调度。 Go 的垃圾回收器要求在运行时需要停止所有线程，才能使得内存达到稳定一致的状态，而 OS 不可能清楚这些，垃圾回收器也不能控制 OS 去阻塞线程。
Go Scheduler 的 M:N 方案出现，就是为了解决上面的问题。
Go Scheduler
M: Machine，就是 OS 线程本身，数量可配置；
P: Processor， 调度器的核心处理器，通常表示执行上下文，用于匹配 M 和 G 。P 的数量不能超过 GOMAXPROCS 配置数量，这个参数的默认值为CPU核心数；通常一个 P 可以与多个 M 对应，但同一时刻，这个 P 只能和其中一个 M 发生绑定关系；M 被创建之后需要自行在 P 的 free list 中找到 P 进行绑定，没有绑定 P 的 M，会进入阻塞态。
G: Goroutine，Go 的用户级线程，常说的协程，真正携带代码执行逻辑的部分，由 go func(){…} 直接生成；
G0: 其本身也是 G ，也需要跟具体的 M 结合才能被执行，只不过他比较特殊，其本身就是一个 schedule 函数，这个函数包含如下逻辑：
/src/runtime/proc.go:
func schedule() { // only 1/61 of the time, check the global runnable queue for a G. 仅 1/61 的机会, 检查全局运行队列里面的 G. // if not found, check the local queue. 如果没找到, 检查本地队列. // if not found, 还是没找到 ? // try to steal from other Ps. 尝试从其他 P 偷. // if not, check the global runnable queue. 还是没有, 检查全局运行队列. // if not found, poll network. 还是没有, 轮询网络.}
这里涉及到另外几个概念，本地队列、全局队列以及 “窃取”。
本地队列（local queue）： 本地是相对 P 而言的本地，每个 P 维护一个本地队列；与 P 绑定的 M 中如若生成新的 G，一般情况下会放到 P 的本地队列；当本地队列满了的时候，才会截取本地队列中 “一半” 的元素放入全局队列中；
全局队列（global queue）：承载本地队列“溢出”的 G。为了保证调度公平性，schedule 过程中有 1/61 的几率优先检查全局队列，否则本地队列一直满载的情况下，全局队列中的 G 将永远无法被调度到；
窃取（stealing）： 这似乎和 Java Fork-Join 中的 work-stealing 模型很相似，其目的也是一样，就是为了使得空闲（idle）的 M 有活干，不空等，提高计算资源的利用率。窃取也是有章法的，规则是随机从其他 P 的本地队列里窃取 “一半” 的 G。
综上，整个调度流程就是：
1/61 的几率在全局队列中找 G，60/61 的几率在本地队列找 G；
如果全局队列找不到 G，从 P 的本地队列找 G；
如果找不到，从其他 P 的本地队列中窃取 G；
如果找不到，则从全局队列中拿取一部分 G 到本地队列。这里拿取的 “一部分” 满足一个公式：
n = min(len(GQ)/GOMAXPROCS + 1, len(GQ/2))
注：这里 GQ 表示全局队列。
如果找不到，从网络中 poll G。
只要找到了 G， 就会立马丢给 M 执行。当然上述任何执行逻辑如果没有 running 的 M 参与，都是无法真正被执行的，这包括调度逻辑本身。
一言蔽之，调度的本质就是 P 将 G 合理的分配给某个 M 的过程。
线程自旋（Spinning Threads）
线程自旋是相对于线程阻塞而言的，表象就是循环执行一个指定逻辑（就是上面提到的调度逻辑，目的是不停地寻找 G）。这样做的问题显而易见，如果 G 迟迟不来，CPU 会白白浪费在这无意义的计算上。但好处也很明显，降低了 M 的上下文切换成本，提高了性能。
具体来说，假设Scheduler 中全局和本地队列均为空，M 此时没有任何任务可以处理，那么你会选择让 M 进入阻塞状态还是选择让 CPU 空转等待 G 的驾临？
Go 的设计者倾向于高性能的并发表现，选择了后者。当然前面也提到过，为了避免过多浪费 CPU 资源，自旋的线程数不会超过 GOMAXPROCS ，这是因为一个 P 在同一个时刻只能绑定一个 M，P的数量不会超过 GOMAXPROCS，自然被绑定的 M 的数量也不会超过。对于未被绑定的“游离态”的 M，会进入休眠阻塞态。
M 如果因为 G 发起了系统调用进入了阻塞态会怎样？
如图，如果 G8 发起了阻塞系统调用（例如阻塞 IO 操作），使得对应的 M2 进入了阻塞态。此时如果没有任何的处理，Go Scheduler 就会在这段阻塞的时间内，白白缺失了一个 OS 线程单元。
Go 设计者的解决方案是，一旦 G8 发起 Syscall 使得 M2 进入阻塞态，此时的 P2 会立即与 M2 解绑，保留 M2 与 G8 的关系，继而与新的 OS 线程 M5 绑定，继续下一轮的调度。那么虽然 M2 进入了阻塞态，但宏观来看，并没有缺失任何处理单元，P2 依然正常工作。
那 G8 的阻塞操作返回后怎么办？
G8 失去了 P2，意味着失去了执行机会，M2 被唤醒以后第一件事就是要窃取一个上下文（Processor），还给 G8 执行机会。然而现实是 M2 不一定能够找到 P 绑定，不过找不到也没关系，M2 会将 G8 丢到全局队列中，等待调度。
这样一来 G8 会被其他的 M 调度到，重新获得执行机会，继续执行阻塞返回之后的逻辑。