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定义于src/runtime/runtime2.go
G-P-M模型示意图:PS:
基本调度过程：
各自携带的信息：
基础知识：普通栈：普通栈指的是需要调度的 goroutine 组成的函数栈，是可增长的栈，因为 goroutine 可以越开越多。 线程栈：线程栈是由需要将 goroutine 放置线程上的 m 们组成，实质上 m 也是由 goroutine 生成的，线程栈大小固定（设置了 m 的数量）。所有调度相关的代码，会先切换到该goroutine的栈中再执行。也就是说线程的栈也是用的g实现，而不是使用的OS的。 全局队列：该队列存储的 G 将被所有的 M 全局共享，为保证数据竞争问题，需加锁处理。 本地队列：该队列存储数据资源相同的任务，每个本地队列都会绑定一个 M ，指定其完成任务，没有数据竞争，无需加锁处理，处理速度远高于全局队列。 上下文切换：对于代码中某个值说，上下文是指这个值所在的局部(全局)作用域对象。相对于进程而言，上下文就是进程执行时的环境，具体来说就是各个变量和数据，包括所有的寄存器变量、进程打开的文件、内存(堆栈)信息等。 线程清理：由于每个P都需要绑定一个 M 进行任务执行，所以当清理线程的时候，只需要将 P 释放（解除绑定）（M就没有任务），即可。P 被释放主要由两种情况：
阻塞是正在运行的线程没有运行结束，暂时让出 CPU。 抢占式调度：在 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。 抢占条件：
调用
设置标识，标识该函数可以被中止，当调用栈识别到这个标识时，就知道这是抢占触发的, 这时会再检查一遍是否要抢占。 流程：每创建出一个 g，优先创建一个 p 进行存储，当 p 达到限制后，则加入状态为 waiting 的队列中。 如果 g 执行时需要被阻塞，则会进行上下文切换，系统归还资源后，再返回继续执行。 当一个G长久阻塞在一个M上时，runtime会新建一个M，阻塞G所在的P会把其他的G 挂载在新建的M上。当旧的G阻塞完成或者认为其已经死掉时 回收旧的M（抢占式调度）。 P会对自己管理的goroutine队列做一些调度（比如把占用CPU时间较长的goroutine暂停、运行后续的goroutine等等）当自己的队列消费完了就去全局队列里取，如果全局队列里也消费完了会去其他P的队列里抢任务（所以需要单独存储下一个 g 的地址，而不是从队列里获取）。 总结：
保护现场的抢占式调度和G被阻塞后传递给其他m调用的核心思想，使得goroutine的产生。 从线程调度讲，Go语言相比起其他语言的优势在于OS线程是由OS内核来调度的， ———————————————————————————————————————————————————————————————————————————源码附注：调度流程在M与P绑定后，M会不断从P的Local队列(runq)中取出G(无锁操作)，切换到G的堆栈并执行，当P的Local队列中没有G时，再从Global队列中返回一个G(有锁操作，因此实际还会从Global队列批量转移一批G到P Local队列)，当Global队列中也没有待运行的G时，则尝试从其它的P窃取(steal)部分G来执行，源代码如下: // go1.9.1 src/runtime/proc.go
// 省略了GC检查等其它细节，只保留了主要流程
// g: G结构体定义
// sched: Global队列
// 获取一个待执行的G
func findrunnable() (gp *g, inheritTime bool) {
// 获取当前的G对象
_g_ := getg()
top:
// 获取当前P对象
_p_ := _g_.m.p.ptr()
// 1. 尝试从P的Local队列中取得G 优先_p_.runnext 然后再从Local队列中取
if gp, inheritTime := runqget(_p_); gp != nil {
return gp, inheritTime
}
// 2. 尝试从Global队列中取得G
if sched.runqsize != 0 {
lock(&sched.lock)
// globrunqget从Global队列中获取G 并转移一批G到_p_的Local队列
gp := globrunqget(_p_, 0)
unlock(&sched.lock)
if gp != nil {
return gp, false
}
}
// 3. 检查netpoll任务
if netpollinited() && sched.lastpoll != 0 {
if gp := netpoll(false); gp != nil { // non-blocking
// netpoll返回的是G链表，将其它G放回Global队列
injectglist(gp.schedlink.ptr())
casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunnable)
if trace.enabled {
traceGoUnpark(gp, 0)
}
return gp, false
}
}
// 4. 尝试从其它P窃取任务
procs := uint32(gomaxprocs)
if atomic.Load(&sched.npidle) == procs-1 {
goto stop
}
if !_g_.m.spinning {
_g_.m.spinning = true
atomic.Xadd(&sched.nmspinning, 1)
}
for i := 0; i < 4; i++ {
// 随机P的遍历顺序
for enum := stealOrder.start(fastrand()); !enum.done(); enum.next() {
if sched.gcwaiting != 0 {
goto top
}
stealRunNextG := i > 2 // first look for ready queues with more than 1 g
// runqsteal执行实际的steal工作，从目标P的Local队列转移一般的G过来
// stealRunNextG指是否steal目标P的p.runnext G
if gp := runqsteal(_p_, allp[enum.position()], stealRunNextG); gp != nil {
return gp, false
}
}
}
...
}
当无G可执行时，M会与P解绑，进入休眠状态 用户态阻塞/唤醒 当Goroutine因为Channel操作而阻塞(通过gopark)时，对应的G会被放置到某个wait队列(如channel的waitq)，该G的状态由 当阻塞的G被G2唤醒(通过goready)时(比如channel可读/写)，G会尝试加入G2所在P的runnext，然后再是P Local队列和Global队列。 SYSCALL 当G被阻塞在某个系统调用上时，此时G会阻塞在 当系统调用完成后，G会重新尝试获取一个idle的P，并恢复执行，如果没有idle的P，G将加入到Global队列。
系统调用能被调度的关键有两点: runtime/syscall包中，将系统调用分为SysCall和RawSysCall，前者和后者的区别是前者会在系统调用前后分别调用entersyscall和exitsyscall(位于src/runtime/proc.go)，做一些现场保存和恢复操作，这样才能使P安全地与M解绑，并在其它M上继续执行其它G。某些系统调用本身可以确定会长时间阻塞(比如锁)，会调用entersyscallblock在发起系统调用前直接让P和M解绑(handoffp)。 另一个是sysmon，它负责检查所有系统调用的执行时间，判断是否需要handoffp。 sysmonsysmon是一个由runtime启动的M，也叫监控线程，它无需P也可以运行，它每20us~10ms唤醒一次，主要执行:
抢占式调度当某个goroutine执行超过10ms，sysmon会向其发起抢占调度请求，由于Go调度不像OS调度那样有时间片的概念，因此实际抢占机制要弱很多: Go中的抢占实际上是为G设置抢占标记(g.stackguard0)，当G调用某函数时(更确切说，在通过newstack分配函数栈时)，被编译器安插的指令会检查这个标记，并且将当前G以runtime.Goched的方式暂停，并加入到全局队列。 NETPOLLG的获取除了p.runnext，p.runq和sched.runq外，还有一中G从netpoll中获取，netpoll是Go针对网络IO的一种优化，本质上为了避免网络IO陷入系统调用之中，这样使得即便G发起网络I/O操作也不会导致M被阻塞（仅阻塞G），从而不会导致大量M被创建出来。 G创建：G结构体会复用，对可复用的G管理类似于待运行的G管理，也有Local队列(p.gfree)和Global队列(sched.gfree)之分，获取算法差不多，优先从p.gfree中获取(无锁操作)，否则从sched.gfree中获取并批量转移一部分(有锁操作)，源代码参考src/runtime/proc.go:gfget函数。 从Goroutine的角度来看，通过
G的几种暂停方式:
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