核心概念

要理解协程的实现, 首先需要了解go中的三个非常重要的概念, 它们分别是G, M和P, 没有看过golang源代码的可能会对它们感到陌生, 这三项是协程最主要的组成部分, 它们在golang的源代码中无处不在.

G (goroutine)

go
func main() { go other() }

goroutine的新建, 休眠, 恢复, 停止都受到go运行时的管理. 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.

M (machine)

M是machine的头文字, 在当前版本的golang中等同于系统线程. M可以运行两种代码:

  • go代码, 即goroutine, M运行go代码需要一个P
  • 原生代码, 例如阻塞的syscall, M运行原生代码不需要P

M会从运行队列中取出G, 然后运行G, 如果G运行完毕或者进入休眠状态, 则从运行队列中取出下一个G运行, 周而复始. 有时候G需要调用一些无法避免阻塞的原生代码, 这时M会释放持有的P并进入阻塞状态, 其他M会取得这个P并继续运行队列中的G. go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.

P (process)

GOMAXPROC

P也可以理解为控制go代码的并行度的机制, 如果P的数量等于1, 代表当前最多只能有一个线程(M)执行go代码, 如果P的数量等于2, 代表当前最多只能有两个线程(M)执行go代码. 执行原生代码的线程数量不受P控制.

因为同一时间只有一个线程(M)可以拥有P, P中的数据都是锁自由(lock free)的, 读写这些数据的效率会非常的高.

数据结构

在讲解协程的工作流程之前, 还需要理解一些内部的数据结构.

G的状态

  • 空闲中(_Gidle): 表示G刚刚新建, 仍未初始化
  • 待运行(_Grunnable): 表示G在运行队列中, 等待M取出并运行
  • 运行中(_Grunning): 表示M正在运行这个G, 这时候M会拥有一个P
  • 系统调用中(_Gsyscall): 表示M正在运行这个G发起的系统调用, 这时候M并不拥有P
  • 等待中(_Gwaiting): 表示G在等待某些条件完成, 这时候G不在运行也不在运行队列中(可能在channel的等待队列中)
  • 已中止(_Gdead): 表示G未被使用, 可能已执行完毕(并在freelist中等待下次复用)
  • 栈复制中(_Gcopystack): 表示G正在获取一个新的栈空间并把原来的内容复制过去(用于防止GC扫描)

M的状态

M并没有像G和P一样的状态标记, 但可以认为一个M有以下的状态:

  • 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

自旋中(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.

P的状态

  • 空闲中(_Pidle): 当M发现无待运行的G时会进入休眠, 这时M拥有的P会变为空闲并加到空闲P链表中
  • 运行中(_Prunning): 当M拥有了一个P后, 这个P的状态就会变为运行中, M运行G会使用这个P中的资源
  • 系统调用中(_Psyscall): 当go调用原生代码, 原生代码又反过来调用go代码时, 使用的P会变为此状态
  • GC停止中(_Pgcstop): 当gc停止了整个世界(STW)时, P会变为此状态
  • 已中止(_Pdead): 当P的数量在运行时改变, 且数量减少时多余的P会变为此状态

本地运行队列

在go中有多个运行队列可以保存待运行(_Grunnable)的G, 它们分别是各个P中的本地运行队列和全局运行队列. 入队待运行的G时会优先加到当前P的本地运行队列, M获取待运行的G时也会优先从拥有的P的本地运行队列获取, 本地运行队列入队和出队不需要使用线程锁.

本地运行队列有数量限制, 当数量达到256个时会入队到全局运行队列. 本地运行队列的数据结构是环形队列, 由一个256长度的数组和两个序号(head, tail)组成.

当M从P的本地运行队列获取G时, 如果发现本地队列为空会尝试从其他P盗取一半的G过来, 这个机制叫做Work Stealing, 详见后面的代码分析.

全局运行队列

sched

空闲M链表

sched

go需要保证有足够的M可以运行G, 是通过这样的机制实现的:

  • 入队待运行的G后, 如果当前无自旋的M但是有空闲的P, 就唤醒或者新建一个M
  • 当M离开自旋状态并准备运行出队的G时, 如果当前无自旋的M但是有空闲的P, 就唤醒或者新建一个M
  • 当M离开自旋状态并准备休眠时, 会在离开自旋状态后再次检查所有运行队列, 如果有待运行的G则重新进入自旋状态

因为"入队待运行的G"和"M离开自旋状态"会同时进行, go会使用这样的检查顺序:

入队待运行的G => 内存屏障 => 检查当前自旋的M数量 => 唤醒或者新建一个M 减少当前自旋的M数量 => 内存屏障 => 检查所有运行队列是否有待运行的G => 休眠

这样可以保证不会出现待运行的G入队了, 也有空闲的资源P, 但无M去执行的情况.

空闲P链表

sched
工作流程(概览)

下图是协程可能出现的工作状态, 图中有4个P, 其中M1~M3正在运行G并且运行后会从拥有的P的运行队列继续获取G:

只看这张图可能有点难以想象实际的工作流程, 这里我根据实际的代码再讲解一遍:

程序启动时会先创建一个G, 指向的是main(实际是runtime.main而不是main.main, 后面解释): 图中的虚线指的是G待运行或者开始运行的地址, 不是当前运行的地址.

M会取得这个G并运行:

这时main会创建一个新的channel, 并启动两个新的G:

G: main
G: main_ = <- cG: printNumber

printNumber会打印数字, 完成后向channel写数据, 写数据时发现channel中有正在等待的G, 会把数据交给这个G, 把G变为待运行(_Grunnable)并重新放入运行队列:

G: printNumber
G: main
G: main_ <- c
_ <- c_ <- c
_ <- c
开始代码分析

关于概念的讲解到此结束, 从这里开始会分析go中的实现代码, 我们需要先了解一些基础的内容.

汇编代码

从以下的go代码:

可以生成以下的汇编代码(平台是linux x64, 使用的是默认选项, 即启用优化和内联):

这些汇编代码现在看不懂也没关系, 下面会从这里取出一部分来解释.

调用规范

不同平台对于函数有不同的调用规范. 例如32位通过栈传递参数, 通过eax寄存器传递返回值. 64位windows通过rcx, rdx, r8, r9传递前4个参数, 通过栈传递第5个开始的参数, 通过eax寄存器传递返回值. 64位linux, unix通过rdi, rsi, rdx, rcx, r8, r9传递前6个参数, 通过栈传递第7个开始的参数, 通过eax寄存器传递返回值. go并不使用这些调用规范(除非涉及到与原生代码交互), go有一套独自的调用规范.

go的调用规范非常的简单, 所有参数都通过栈传递, 返回值也通过栈传递, 例如这样的函数:

调用函数时的栈的内容如下:

可以看得出参数和返回值都从低位到高位排列, go函数可以有多个返回值的原因也在于此. 因为返回值都通过栈传递了. 需要注意的这里的"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. 另外注意的是和c不一样, 传递构造体时整个构造体的内容都会复制到栈上, 如果构造体很大将会影响性能.

TLS

TLS的全称是Thread-local storage, 代表每个线程的中的本地数据. 例如标准c中的errno就是一个典型的TLS变量, 每个线程都有一个独自的errno, 写入它不会干扰到其他线程中的值. go在实现协程时非常依赖TLS机制, 会用于获取系统线程中当前的G和G所属的M的实例.

因为go并不使用glibc, 操作TLS会使用系统原生的接口, 以linux x64为例, go在新建M时会调用arch_prctl这个syscall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寄存器就可以存取线程本地的数据.

上面的汇编代码中的

会把指向当前的G的指针从TLS移动到rcx寄存器中.

栈扩张

因为go中的协程是stackful coroutine, 每一个goroutine都需要有自己的栈空间, 栈空间的内容在goroutine休眠时需要保留, 待休眠完成后恢复(这时整个调用树都是完整的). 这样就引出了一个问题, goroutine可能会同时存在很多个, 如果每一个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.

为了避免这个问题, go在一开始只为goroutine分配一个很小的栈空间, 它的大小在当前版本是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内容复制过去.

上面的汇编代码中的

会检查比较rsp减去一定值以后是否比g.stackguard0小, 如果小于等于则需要调到下面调用morestack_noctxt函数. 细心的可能会发现比较的值跟实际减去的值不一致, 这是因为stackguard0下面会预留一小部分空间, 编译时确定不超过预留的空间可以省略比对.

写屏障(Write Barrier)

因为go支持并行GC, GC的扫描和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代码有可能改变了对象的依赖树, 例如开始扫描时发现根对象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的标记阶段会启用写屏障(Write Barrier).

启用了写屏障(Write Barrier)后, 当B把C的指针交给A时, GC会认为在这一轮的扫描中C的指针是存活的, 即使A可能会在稍后丢掉C, 那么C就在下一轮回收. 写屏障只针对指针启用, 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:

关于写屏障的详细将在下一篇(GC篇)分析. 值得一提的是CoreCLR的GC也有写屏障的机制, 作用跟这里说明的一样.

闭包(Closure)

闭包这个概念本身应该不需要解释, 我们实际看一看go是如何实现闭包的:

3 2 3
[匿名函数的地址, 变量a的地址, 变量b的值]

可以看到调用闭包时参数并不通过栈传递, 而是通过寄存器rdx传递, 闭包的汇编代码如下:

闭包的传递可以总结如下:

  • 闭包的内容是[匿名函数的地址, 传给匿名函数的参数(不定长)...]
  • 传递闭包给其他函数时会传递指向"闭包的内容"的指针
  • 调用闭包时会把指向"闭包的内容"的指针放到寄存器rdx(在go内部这个指针称为"上下文")
  • 闭包会从寄存器rdx取出参数
  • 如果闭包修改了变量, 闭包中的参数会是指针而不是值, 修改时会修改到原来的位置上

闭包+goroutine

go executeFn(func() ...)

我们可以看到goroutine+闭包的情况更复杂, 首先go会通过逃逸分析算出变量a和闭包会逃逸到外面, 这时go会在heap上分配变量a和闭包, 上面调用的两次newobject就是分别对变量a和闭包的分配. 在创建goroutine时, 首先会传入函数+参数的大小(上面是8+8=16), 然后传入函数+参数, 上面的参数即闭包的地址.

m0和g0

go中还有特殊的M和G, 它们是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.

如果上面的内容都了解, 就可以开始看golang的源代码了.

程序初始化

go程序的入口点是runtime.rt0_go, 流程是:

runtime.main

第一个被调度的G会运行runtime.main, 流程是:

  • 标记主函数已调用, 设置mainStarted = true
  • 启动一个新的M执行sysmon函数, 这个函数会监控全局的状态并对运行时间过长的G进行抢占
  • 要求G必须在当前M(系统主线程)上执行
  • 调用runtime_init函数
  • 调用gcenable函数
  • 调用main.init函数, 如果函数存在
  • 不再要求G必须在当前M上运行
  • 如果程序是作为c的类库编译的, 在这里返回
  • 调用main.main函数
  • 如果当前发生了panic, 则等待panic处理
  • 调用exit(0)退出程序
G M P的定义

G的定义在这里. M的定义在这里. P的定义在这里.

G里面比较重要的成员如下

  • 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里面比较重要的成员如下

  • 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里面比较重要的成员如下

  • 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
go的实现

使用go命令创建goroutine时, go会把go命令编译为对runtime.newproc的调用, 堆栈的结构如下:

第一个参数是funcval + 额外参数的长度, 第二个参数是funcval, 后面的都是传递给goroutine中执行的函数的额外参数. funcval的定义在这里, fn是指向函数机器代码的指针. runtime.newproc的处理如下:

  • 计算额外参数的地址argp
  • 获取调用端的地址(返回地址)pc
  • 使用systemstack调用newproc1

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.

runtime.newproc1的处理如下:

  • 调用getg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
    • 首先调用gfget从p.gfree获取g, 如果之前有g被回收在这里就可以复用
    • 获取不到时调用malg分配一个g, 初始的栈空间大小是2K
    • 需要先设置g的状态为已中止(_Gdead), 这样gc不会去扫描这个g的未初始化的栈
  • 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把g放到运行队列
    • runqputslow会把本地运行队列中一半的g放到全局运行队列, 这样下次就可以继续用快速的本地运行队列了
    • 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"本地运行队列"
    • 如果本地运行队列满了则调用runqputslow把g放到"全局运行队列"
  • 如果当前有空闲的P, 但是无自旋的M(nmspinning等于0), 并且主函数已执行则唤醒或新建一个M
    • 首先交换nmspinning到1, 成功再继续, 多个线程同时执行wakep只有一个会继续
    • 调用startm函数
    • newm会新建一个m的实例, m的实例包含一个g0, 然后调用newosproc动一个系统线程
    • 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
    • 调用notewakeup(&mp.park)唤醒线程
    • 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wakep函数

创建goroutine的流程就这么多了, 接下来看看M是如何调度的.

调度器的实现

M启动时会调用mstart函数, m0在初始化后调用, 其他的的m在线程启动后调用. mstart函数的处理如下:

  • 调用getg获取当前的g, 这里会获取到g0
  • 如果g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函数的处理如下:

  • 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
  • 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
    • 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, 并跳到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
    • 调用runqsteal尝试从其他P的本地运行队列盗取一半的G
    • 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
    • 从全局运行队列获取G, 调用globrunqget函数, 需要上锁
    • 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
    • 如果获取不到G, 则执行Work Stealing
    • 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
  • 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函数执行G

execute函数的处理如下:

  • 调用getg获取当前的g
  • 把G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g.m = m
  • 调用gogo函数
    • 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

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.

抢占的实现

上面我提到了runtime.main会创建一个额外的M运行sysmon函数, 抢占就是在sysmon中实现的. sysmon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
    • 调用preemptone函数
    • 设置g.preempt = true
    • 设置g.stackguard0 = stackPreempt
    • 调用handoffp解除M和P之间的关联
    • 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
    • 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

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

因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.

channel的实现

在goroutine运行的过程中, 有时候需要对资源进行等待, channel就是最典型的资源. channel的数据定义在这里, 其中关键的成员如下:

  • qcount: 当前队列中的元素数量
  • dataqsiz: 队列可以容纳的元素数量, 如果为0表示这个channel无缓冲区
  • buf: 队列的缓冲区, 结构是环形队列
  • elemsize: 元素的大小
  • closed: 是否已关闭
  • elemtype: 元素的类型, 判断是否调用写屏障时使用
  • sendx: 发送元素的序号
  • recvx: 接收元素的序号
  • recvq: 当前等待从channel接收数据的G的链表(实际类型是sudog的链表)
  • sendq: 当前等待发送数据到channel的G的链表(实际类型是sudog的链表)
  • lock: 操作channel时使用的线程锁

发送数据到channel实际调用的是runtime.chansend1函数, chansend1函数调用了chansend函数, 流程是:

_

从channel接收数据实际调用的是runtime.chanrecv1函数, chanrecv1函数调用了chanrecv函数, 流程是:

  • 检查channel.sendq中是否有等待中的发送者的G
    • 如果无缓冲区, 调用recvDirect函数把元素直接复制给接收者
    • 如果有缓冲区代表缓冲区已满
    • 复制后调用goready恢复接收者的G, 处理同上
    • 把队列中下一个要出队的元素直接复制给接收者
    • 把发送的元素复制到队列中刚才出队的位置
    • 这时候缓冲区仍然是满的, 但是发送序号和接收序号都会增加1
    • 如果有, 表示channel无缓冲区或者缓冲区已满, 这两种情况需要分别处理(为了保证入出队顺序一致)
    • 调用recv函数
    • 把数据交给接收者并唤醒了G后, 就可以从chanrecv返回了
  • 判断是否可以从缓冲区获取元素
    • 如果缓冲区有元素, 则直接取出该元素并从chanrecv返回
  • 无缓冲区或缓冲区无元素, 接收者的G需要等待
    • 获取当前的g
    • 新建一个sudog
    • 设置sudog.elem = 指向接收内存的指针
    • 设置sudog.g = g
    • 设置sudog.c = channel
    • 设置g.waiting = sudog
    • 把sudog放入channel.recvq
    • 调用goparkunlock函数, 处理同上
  • 从这里恢复表示已经成功接收或者channel已关闭
    • 检查sudog.param是否为nil, 如果为nil表示channel已关闭
    • 和发送不一样的是接收不会抛panic, 会通过返回值通知channel已关闭
    • 释放sudog然后返回

关闭channel实际调用的是closechan函数, 流程是:

  • 设置channel.closed = 1
  • 枚举channel.recvq, 清零它们sudog.elem, 设置sudog.param = nil
  • 枚举channel.sendq, 设置sudog.elem = nil, 设置sudog.param = nil
  • 调用goready函数恢复所有接收者和发送者的G

可以看到如果G需要等待资源时, 会记录G的运行状态到g.sched, 然后把状态改为等待中(_Gwaiting), 再让当前的M继续运行其他G. 等待中的G保存在哪里, 什么时候恢复是等待的资源决定的, 上面对channel的等待会让G放到channel中的链表.

对网络资源的等待可以看netpoll相关的处理, netpoll在不同系统中的处理都不一样, 有兴趣的可以自己看看.

参考链接

https://github.com/golang/go https://golang.org/s/go11sched http://supertech.csail.mit.edu/papers/steal.pdf https://docs.google.com/document/d/1ETuA2IOmnaQ4j81AtTGT40Y4_Jr6_IDASEKg0t0dBR8/edit#heading=h.x4kziklnb8fr https://blog.altoros.com/golang-part-1-main-concepts-and-project-structure.html https://blog.altoros.com/golang-internals-part-2-diving-into-the-go-compiler.html https://blog.altoros.com/golang-internals-part-3-the-linker-and-object-files.html https://blog.altoros.com/golang-part-4-object-files-and-function-metadata.html https://blog.altoros.com/golang-internals-part-5-runtime-bootstrap-process.html https://blog.altoros.com/golang-internals-part-6-bootstrapping-and-memory-allocator-initialization.html http://blog.rchapman.org/posts/Linux_System_Call_Table_for_x86_64 http://legendtkl.com/categories/golang http://www.cnblogs.com/diegodu/p/5803202.html https://www.douban.com/note/300631999/ http://morsmachine.dk/go-scheduler

legendtkl很早就已经开始写golang内部实现相关的文章了, 他的文章很有参考价值, 建议同时阅读他写的内容. morsmachine写的针对协程的分析也建议参考. golang中的协程实现非常的清晰, 在这里要再次佩服google工程师的功力, 可以写出这样简单易懂的代码不容易.