goroutine
协程的优势在于
1拥有自己的携程栈
2方便保存现场和恢复现场，
GPM模型
代码执行过程：
1代码变异后生产可执行文件，拷贝到栈的代码段，包含runtime。main和程序入口
2 操作系统os的初始化
3 执行runtime.main，创建main goroutine
4 runtime.main调用main.main
代码段包含几个全局变量
1 runtime.g对应协程的数据结构
2 runtime.m对应线程数据结构
3 g0是主协程
4 g0在主线程栈上分配
5 g0存储m0的指针，m0存储g0的指针，m0一开始执行的是g0
6 allgs记录所有的协程，allm记录所有的线程
工作队列
7 p对应的数据结构是runtime.p
8 p包含一个本地runq
p从本地队列分配g给m，如果本地队列为空则从全局队列获取g
1 全局队列保存在sched中，数据结构是runtime.schedt 代表着调度器
2 sched 中记录空闲的m 空闲的p 和全局的runq
3 若所有的本地队列已满 则将g放到全局队列，
4 m先从本地队列获取g，没有的话再从全局队列获取，全局也没有的话从别的p获取工作量
5程序初始化的时候进行调度器初始化schedinit，由参数GOMAXPROCS这个参数决定创建多少个p，记录在数据段的allp中
6 main goroutine创建之后放到p中，mstart调用schedule函数开始调度，此时队列里只有main goroutine，m0切换到main goroutine，执行入口就是main.runtime,它会创建监控线程，进行包初始化，执行mian.main
1 如果启动了多个gotoutine，此时有空闲的p，p会启动新的线程m绑定p，然后把goroutine加入到p的本地队列
2 此时可以用channel waitgroup等方法让maingoroutine等待其他g执行完成
G队列-本地/全局
go关键字开启goroutine的过程：
1 go关键字在编译阶段会转化为对newproc函数的调用
2 newproc切换到系统栈调用newproc1
3 newproc1找到空闲的g或初始化新的g，并放到本地runq中
4 而放入本地runq的顺序是先放入本地runnext中，先将1放进runnext，再把2放进runnext将1挤走，最后3被分入runnext挤走2，所以执行顺序是先执行runnext中的3，再执行runq中的1-2
5 本地runq记录256个g，runnext记录1个g，共257个g在p的本地队列，第258个g创建后，进入runnext，会将257挤出，但是此时本地runq队列已满，此时本地runq中的一半和257都会被flus到全局runq
6 而实际执行的时候会发现，先执行258，然后本地和全局交替执行，这是因为调度逻辑中p.schedtick每记数到61，就会切换到全局runq中调度执行g
gouroutine创建-newproc-newproc1
以上面hello函数为例
1main goroutine执行起来会创建hello goroutine函数，创建的任务有newproc来执行
关键字go等于调用newproc函数创建协程
2 main goroutine加载到main goroutine栈帧，确定bp和sp。
a加载返回地址，
b 调用者栈基
c 局部变量(”name”)
d 返回值
e 参数 fn=&hello（） siz=16
newproc函数：
1
1 拿到argp和pc
2 通过systemstack切换到G0栈调用了newproc1函数来创建协程
newproc1的工作：
1getg获取当前的g（这里获取到g0），获取m，通过acquirem（）锁定当前m，禁止m被强占
2通过当前m找到p，先从p的本地队列获取空闲的g，如果当前P和sched都没有空闲的g，就创建新的g，添加到全局变量allgs中
3将参数拷贝到获取的g goroutine栈，
a 拷贝参数，startpc执行入口，hello()
b 将goexit+1作为返回地址，（hello goroutine执行完毕时方便goexit执行栈回收）
c sched函数保存现场，调度执行的时候g.sched恢复现场，hello函数开始执行
d 待执行完成后，返回goexit函数，执行资源回收等收尾工作 （相当于在goexit函数中调用了hello gproutine函数）
4 创建goid，调用runqput把g放到运行队列，
a 首先随机把g放到p.runnext, 如果放到runnext则入队原来在runnext的g，
b 尝试把g放到P的"本地运行队列"，
c 本地运行队列满了则调用runqputslow把g放到"全局队列" ，runqputslow会把本地运行队列中一半的g放到全局队列
执行
1 如果当前有空闲的p&&所有的m都在运行&&main以开始执行，则调用wakep（）创建一个m来执行G
2 通过channel与main goroutine通信，防止main goroutine过早退出
出让cpu-gopark-park_m
1，runtime.gopark先锁定m，再将m上的g从running变成wait，释放m
2 调用mcall保存当前现场，切换到g0栈，调用mcall传入的参数runtime.parkm
3 parkm会根据g0找到当前m，把m.curg.m置为nil，当前m。curg置为nil，即解除g与m的绑定
4 调用schedule寻找下一个待执行的g
5 goready函数将g的状态设置为runnable状态，放到runq中，等待执行
以上总结，
mcall函数：
1 保存当前goroutine的状态(PC/SP)到g->sched中，方便下次调度；
2 切换到m->g0的栈；
3 然后g0的堆栈上调用fn；
gogo函数：
1gogo函数的作用正好相反，用来从gobuf中恢复出协程执行状态并跳转到上一次指令处继续执行
gopark函数做的主要事情分为两点：
1解除当前goroutine的m的绑定关系，将当前goroutine状态机切换为等待状态；
2调用一次schedule()函数，在局部调度器P发起一轮新的调度。
park_m函数主要做的几件事情就是：
1 线程安全更新goroutine的状态，置为_Gwaiting 等待状态；
2 解除goroutine与OS thread的绑定关系；
3 调用schedule()函数，调度器会重新调度选择一个goroutine去运行；
goready函数
1 goready函数相比gopark函数来说简单一些，主要功能就是唤醒某一个goroutine，该协程转换到runnable的状态，
2 将其放入P的local queue，等待调度。
主动让出
1 协程进入sleep时，状态会从grunning变为gwaiting进入对应timer等待，timer中的回调函数f在timer到达后调用这个函数，使协程恢复到grunnable，并放回runq中
2 每个p都有一个最小堆，堆顶的timer就是下一个要触发回调的，p的timers负责在到达时间后触发回调函数，schedule()在每次调度的时候都会执行checktimer,检查并执行到时的timer
3 监控线程sysmon监听timer的执行，并在没有空闲的m时启动m以保证timer正常执行（增加保障）每10ms执行一次netpoll
4 协程等待队列时，也会将状态从running变为waiting进入channel的读队列或写队列进行等待，方式是队列关闭或可读可写
5协程等待io事件时，也需要让出，状态变为gwaiting，事件执行完毕，恢复到running，等待方式为netpoll主动轮询
最小堆：最小堆
公平调度
sysmon负责检查p运行每个g的时长
1p.cdhedtick在调度执行一个新的g是自增1，与sysmontick的值对比，若不相等则说明又发生新的调度
2schedwhen记录上一次调度的时间
检测到运行时间过长，如何通知让出呢
栈增长代码：
1栈帧比较小，sp标识当前栈帧使用到哪里，stardguard0就是空间下界，sp>stackguard,执行栈增长
2检测到将要超出stackguard的部分已经大于stacksmall了，调用morestack栈增长
3如果检测到栈要增长到stackpreempt，调用morestack执行栈增长
1 morestack函数将会调用runtimr.newstack申请占空间，
2申请前先判断stackguard是否等于stackpreempt，等于就进行调度
3stackpreempt会通知协程让出
4 缺点是只能依靠站增长代码实现，如果是空循环，则会出现死锁
异步抢占解决了上面的问题
异步抢占----发送信号----接收信号后调用asyncpreempt函数，确认可以抢占以及安全抢占后再调用schedule
1当一个g切换到g0栈进行系统调用时，m与g强绑定，p暂时用不到，此时m会让出p
2当前g结束系统调用，m会检查oldp是否被占有，如果被占用就重新申请p
schedule如何调度：
让出后的m要找到新的g，这个工作由cshedule执行：
1看当前m有没有绑定g，绑定的话当前m就不能执行其他g，此时schedule要阻塞当前m，等到再次调度g时唤醒m
2通过sched.gcwaiting看gc是否在等待执行,是的话调用gcstopm()，执行gc，阻止其他g绑定m
3检查有没有要执行的timer
4 从全局renq中获取g到本地runq
5 通过调用findrunnable()获取待执行的g：
a 检查是否要执行gc
b 从本地runq获取待执行的g
c 从全局runq获取到执行g
d 执行netpoll，恢复io时间就绪的g，将他们放回global runq
e 从其他p中steal一些g—工作量窃取
6 通过5获取到g，先检查获取到的g是否有绑定的m，有的话要还给绑定的m，再次调度g给当前m
7 获取的g没有绑定m，就在当前m上调用excute（）执行g：
a 建立当前m与当前g的关联
b 将g从grunnable修改为grunning
c p.schedtick+1
d 调用 gogo(g.sched)函数-恢复g的栈指针，指令指针继续执行，（g创建时newproc就初始化了一个执行现场，即使这个g初次执行，也会恢复执行现场）
抢占式调度
linux下查看goroutine
1 top命令查到pid
2 对于一个正在运行的程序，可以用dlv attach $pid来追踪
3 grs命令查看当前所有的协程
来分析下grs输出的欣信息：
1 goroutine1和goroutine6是我代码创建的，其余是runtime创建的，
2goroutine对应代码第12行，即mian.mian
3 goroutine6对应第9行，
4 goroutin前面的星号表示当前调试绑定1号协程
gr 6 切换到6号协程
再通过bt栈回溯
是STW导致阻塞，STW要抢占所有的p，使其让出cpu，让gc开始工作
1，gc记录当前需要等待多少个p
2 当前p，系统正在调用的p，以及空闲的p，将其设置成pgcstop即可，对于当前正在运行的G的P，将其stackguard设置成stackpreement，标识gc正在等待让出，gcwaiting=1
具体是如何抢占呢？
1，前面了解了函数在编译阶段编译器会在函数头部插入检测代码，检测函数是否需要栈增长，档期设置成stackpreempt时即表示不会栈增长，而是执行schedule，调度时先检测gcwaiting的标识，若=1，则让出让gc开始工作
之所以出现上述问题，是因为代码中for只是空循环，也就不会插入栈增长代码，当然不会去检测gcwaiting
发送sigpreempt信号
抢占实现：
1 函数preemptone实现抢占p，4个步骤
a将g.preempt设置为ture
b 将g.startguard0设置成stackpreempt
c 判断硬件支持
d 判断用户是否允许，以上判断通过则将p.preempt设置成true
2 实际的抢占工作交由preemptM函数完成
3 preempt函数通过调用runtime.signalM发送信号给特定的M
4 发送信号调用了系统调用的SYS_tgkill发送给目标线程
以上实现了抢占的前半部分工作–信号发送，后面的工作有接受到信号的m完成
sighandler处理信号
1 m接受到sigpreenpt信号，交给sighandler来处理信号
2 sighandler函数确认信号为preempt后调用dosigpreempt函数，它会判断是否对指定的G异步抢占，通过：
a 指定的G与其对应的p，m的preempt字段都为true
b 指定的g处在grunning状态
c 指定的g可以安全的挂起，并对她进行栈扫描，没有打断写屏障
d 有足够的空间注入异步抢占函数
e 当前没有runtime相关的锁，不会引起死锁
3以上确认了要抢占，并且抢占式安全的，调用pushcall注入异步抢占函数
4 异步抢占函数asuncpreempt函数先保存现场，调用runtime.asyncpreempt2函数最终去执行schedule
所以查看到在go1.14之后，既是for空循环，也调用了asyncpreempt2函数
dlv常用命令：
core可以查看具体goroutine的栈帧
参考：https://blog.csdn.net/weixin_35655661/article/details/119573864