go-goroutine 调度

转自 知乎

Go runtime的调度器：

在了解Go的运行时的scheduler之前，需要先了解为什么需要它，因为我们可能会想，OS内核不是已经有一个线程scheduler了嘛？
熟悉POSIX API的人都知道，POSIX的方案在很大程度上是对Unix process进场模型的一个逻辑描述和扩展，两者有很多相似的地方。 Thread有自己的信号掩码，CPU affinity等。但是很多特征对于Go程序来说都是累赘。 尤其是context上下文切换的耗时。另一个原因是Go的垃圾回收需要所有的goroutine停止，使得内存在一个一致的状态。垃圾回收的时间点是不确定的，如果依靠OS自身的scheduler来调度，那么会有大量的线程需要停止工作。 

单独的开发一个GO得调度器，可以是其知道在什么时候内存状态是一致的，也就是说，当开始垃圾回收时，运行时只需要为当时正在CPU核上运行的那个线程等待即可，而不是等待所有的线程。

用户空间线程和内核空间线程之间的映射关系有：N:1,1:1和M:N
N:1是说，多个（N）用户线程始终在一个内核线程上跑，context上下文切换确实很快，但是无法真正的利用多核。
1：1是说，一个用户线程就只在一个内核线程上跑，这时可以利用多核，但是上下文switch很慢。
M:N是说， 多个goroutine在多个内核线程上跑，这个看似可以集齐上面两者的优势，但是无疑增加了调度的难度。

Go的调度器内部有三个重要的结构：M，P，S
M:代表真正的内核OS线程，和POSIX里的thread差不多，真正干活的人
G:代表一个goroutine，它有自己的栈，instruction pointer和其他信息（正在等待的channel等等），用于调度。
P:代表调度的上下文，可以把它看做一个局部的调度器，使go代码在一个线程上跑，它是实现从N:1到N:M映射的关键。

图中看，有2个物理线程M，每一个M都拥有一个context（P），每一个也都有一个正在运行的goroutine。
P的数量可以通过GOMAXPROCS()来设置，它其实也就代表了真正的并发度，即有多少个goroutine可以同时运行。
图中灰色的那些goroutine并没有运行，而是出于ready的就绪态，正在等待被调度。P维护着这个队列（称之为runqueue），
Go语言里，启动一个goroutine很容易：go function 就行，所以每有一个go语句被执行，runqueue队列就在其末尾加入一个
goroutine，在下一个调度点，就从runqueue中取出（如何决定取哪个goroutine？）一个goroutine执行。

为何要维护多个上下文P？因为当一个OS线程被阻塞时，P可以转而投奔另一个OS线程！
图中看到，当一个OS线程M0陷入阻塞时，P转而在OS线程M1上运行。调度器保证有足够的线程来运行所以的context P。

图中的M1可能是被创建，或者从线程缓存中取出。

当MO返回时，它必须尝试取得一个context P来运行goroutine，一般情况下，它会从其他的OS线程那里steal偷一个context过来，
如果没有偷到的话，它就把goroutine放在一个global runqueue里，然后自己就去睡大觉了（放入线程缓存里）。Contexts们也会周期性的检查global runqueue，否则global runqueue上的goroutine永远无法执行。

另一种情况是P所分配的任务G很快就执行完了（分配不均），这就导致了一个上下文P闲着没事儿干而系统却任然忙碌。但是如果global runqueue没有任务G了，那么P就不得不从其他的上下文P那里拿一些G来执行。一般来说，如果上下文P从其他的上下文P那里要偷一个任务的话，一般就‘偷’run queue的一半，这就确保了每个OS线程都能充分的使用。

另外，还有一篇类似文章。Here

我们都知道Go语言是原生支持语言级并发的，这个并发的最小逻辑单元就是goroutine。goroutine就是Go语言提供的一种用户态线程，当然这种用户态线程是跑在内核级线程之上的。当我们创建了很多的goroutine，并且它们都是跑在同一个内核线程之上的时候，就需要一个调度器来维护这些goroutine，确保所有的goroutine都使用cpu，并且是尽可能公平的使用cpu资源。

这个调度器的原理以及实现值得我们去深入研究一下。支撑整个调度器的主要有4个重要结构，分别是M、G、P、Sched，前三个定义在runtime.h中，Sched定义在proc.c中。

• Sched结构就是调度器，它维护有存储M和G的队列以及调度器的一些状态信息等。
• M代表内核级线程，一个M就是一个线程，goroutine就是跑在M之上的；M是一个很大的结构，里面维护小对象内存cache（mcache）、当前执行的goroutine、随机数发生器等等非常多的信息。
• P全称是Processor，处理器，它的主要用途就是用来执行goroutine的，所以它也维护了一个goroutine队列，里面存储了所有需要它来执行的goroutine，这个P的角色可能有一点让人迷惑，一开始容易和M冲突，后面重点聊一下它们的关系。
• G就是goroutine实现的核心结构了，G维护了goroutine需要的栈、程序计数器以及它所在的M等信息。

理解M、P、G三者的关系对理解整个调度器非常重要，我从网络上找了一个图来说明其三者关系：

地鼠(gopher)用小车运着一堆待加工的砖。M就可以看作图中的地鼠，P就是小车，G就是小车里装的砖。一图胜千言啊，弄清楚了它们三者的关系，下面我们就开始重点聊地鼠是如何在搬运砖块的。

启动过程

在关心绝大多数程序的内部原理的时候，我们都试图去弄明白其启动初始化过程，弄明白这个过程对后续的深入分析至关重要。在asm_amd64.s文件中的汇编代码_rt0_amd64就是整个启动过程，核心过程如下：

CALL	runtime·args(SB)
CALL	runtime·osinit(SB)
CALL	runtime·hashinit(SB)
CALL	runtime·schedinit(SB)

// create a new goroutine to start program
PUSHQ	$runtime·main·f(SB)		// entry
PUSHQ	$0			// arg size
CALL	runtime·newproc(SB)
POPQ	AX
POPQ	AX

// start this M
CALL	runtime·mstart(SB)

启动过程做了调度器初始化runtime·schedinit后，调用runtime·newproc创建出第一个goroutine，这个goroutine将执行的函数是runtime·main，这第一个goroutine也就是所谓的主goroutine。我们写的最简单的Go程序”hello，world”就是完全跑在这个goroutine里，当然任何一个Go程序的入口都是从这个goroutine开始的。最后调用的runtime·mstart就是真正的执行上一步创建的主goroutine。

启动过程中的调度器初始化runtime·schedinit函数主要根据用户设置的GOMAXPROCS值来创建一批小车(P)，不管GOMAXPROCS设置为多大，最多也只能创建256个小车(P)。这些小车(p)初始创建好后都是闲置状态，也就是还没开始使用，所以它们都放置在调度器结构(Sched)的pidle字段维护的链表中存储起来了，以备后续之需。

查看runtime·main函数可以了解到主goroutine开始执行后，做的第一件事情是创建了一个新的内核线程(地鼠M)，不过这个线程是一个特殊线程，它在整个运行期专门负责做特定的事情——系统监控(sysmon)。接下来就是进入Go程序的main函数开始Go程序的执行。

至此，Go程序就被启动起来开始运行了。一个真正干活的Go程序，一定创建有不少的goroutine，所以在Go程序开始运行后，就会向调度器添加goroutine，调度器就要负责维护好这些goroutine的正常执行。

创建goroutine(G)

在Go程序中，时常会有类似代码：

go do_something()

go关键字就是用来创建一个goroutine的，后面的函数就是这个goroutine需要执行的代码逻辑。go关键字对应到调度器的接口就是runtime·newproc。runtime·newproc干的事情很简单，就负责制造一块砖(G)，然后将这块砖(G)放入当前这个地鼠(M)的小车(P)中。

每个新的goroutine都需要有一个自己的栈，G结构的sched字段维护了栈地址以及程序计数器等信息，这是最基本的调度信息，也就是说这个goroutine放弃cpu的时候需要保存这些信息，待下次重新获得cpu的时候，需要将这些信息装载到对应的cpu寄存器中。

假设这个时候已经创建了大量的goroutne，就轮到调度器去维护这些goroutine了。

创建内核线程(M)

Go程序中没有语言级的关键字让你去创建一个内核线程，你只能创建goroutine，内核线程只能由runtime根据实际情况去创建。runtime什么时候创建线程？以地鼠运砖图来讲，砖(G)太多了，地鼠(M)又太少了，实在忙不过来，刚好还有空闲的小车(P)没有使用，那就从别处再借些地鼠(M)过来直到把小车(p)用完为止。这里有一个地鼠(M)不够用，从别处借地鼠(M)的过程，这个过程就是创建一个内核线程(M)。创建M的接口函数是:

void newm(void (*fn)(void), P *p)

newm函数的核心行为就是调用clone系统调用创建一个内核线程，每个内核线程的开始执行位置都是runtime·mstart函数。参数p就是一辆空闲的小车(p)。

每个创建好的内核线程都从runtime·mstart函数开始执行了，它们将用分配给自己小车去搬砖了。

调度核心

newm接口只是给新创建的M分配了一个空闲的P，也就是相当于告诉借来的地鼠(M)——“接下来的日子，你将使用1号小车搬砖，记住是1号小车；待会自己到停车场拿车。”，地鼠(M)去拿小车(P)这个过程就是acquirep。runtime·mstart在进入schedule之前会给当前M装配上P，runtime·mstart函数中的代码：

} else if(m != &runtime·m0) {
	acquirep(m->nextp);
	m->nextp = nil;
}
schedule();

if分支的内容就是为当前M装配上P，nextp就是newm分配的空闲小车(P)，只是到这个时候才真正拿到手罢了。没有P，M是无法执行goroutine的，就像地鼠没有小车无法运砖一样的道理。对应acquirep的动作是releasep，把M装配的P给载掉；活干完了，地鼠需要休息了，就把小车还到停车场，然后睡觉去。

地鼠(M)拿到属于自己的小车(P)后，就进入工场开始干活了，也就是上面的schedule调用。简化schedule的代码如下：

static void
schedule(void)
{
	G *gp;

	gp = runqget(m->p);
	if(gp == nil)
		gp = findrunnable();

	if (m->p->runqhead != m->p->runqtail &&
		runtime·atomicload(&runtime·sched.nmspinning) == 0 &&
		runtime·atomicload(&runtime·sched.npidle) > 0)  // TODO: fast atomic
		wakep();

	execute(gp);
}

schedule函数被我简化了太多，主要是我不喜欢贴大段大段的代码，因此只保留主干代码了。这里涉及到4大步逻辑：

1. runqget, 地鼠(M)试图从自己的小车(P)取出一块砖(G)，当然结果可能失败，也就是这个地鼠的小车已经空了，没有砖了。
2. findrunnable, 如果地鼠自己的小车中没有砖，那也不能闲着不干活是吧，所以地鼠就会试图跑去工场仓库取一块砖来处理；工场仓库也可能没砖啊，出现这种情况的时候，这个地鼠也没有偷懒停下干活，而是悄悄跑出去，随机盯上一个小伙伴(地鼠)，然后从它的车里试图偷一半砖到自己车里。如果多次尝试偷砖都失败了，那说明实在没有砖可搬了，这个时候地鼠就会把小车还回停车场，然后睡觉休息了。如果地鼠睡觉了，下面的过程当然都停止了，地鼠睡觉也就是线程sleep了。
3. wakep, 到这个过程的时候，可怜的地鼠发现自己小车里有好多砖啊，自己根本处理不过来；再回头一看停车场居然有闲置的小车，立马跑到宿舍一看，你妹，居然还有小伙伴在睡觉，直接给屁股一脚，“你妹，居然还在睡觉，老子都快累死了，赶紧起来干活，分担点工作。”，小伙伴醒了，拿上自己的小车，乖乖干活去了。有时候，可怜的地鼠跑到宿舍却发现没有在睡觉的小伙伴，于是会很失望，最后只好向工场老板说——”停车场还有闲置的车啊，我快干不动了，赶紧从别的工场借个地鼠来帮忙吧。”，最后工场老板就搞来一个新的地鼠干活了。
4. execute，地鼠拿着砖放入火种欢快的烧练起来。

注： “地鼠偷砖”叫work stealing，一种调度算法。

到这里，貌似整个工场都正常的运转起来了，无懈可击的样子。不对，还有一个疑点没解决啊，假设地鼠的车里有很多砖，它把一块砖放入火炉中后，何时把它取出来，放入第二块砖呢？难道要一直把第一块砖烧练好，才取出来吗？那估计后面的砖真的是等得花儿都要谢了。这里就是要真正解决goroutine的调度，上下文切换问题。

调度点

当我们翻看channel的实现代码可以发现，对channel读写操作的时候会触发调用runtime·park函数。goroutine调用park后，这个goroutine就会被设置位waiting状态，放弃cpu。被park的goroutine处于waiting状态，并且这个goroutine不在小车(P)中，如果不对其调用runtime·ready，它是永远不会再被执行的。除了channel操作外，定时器中，网络poll等都有可能park goroutine。

除了park可以放弃cpu外，调用runtime·gosched函数也可以让当前goroutine放弃cpu，但和park完全不同；gosched是将goroutine设置为runnable状态，然后放入到调度器全局等待队列（也就是上面提到的工场仓库，这下就明白为何工场仓库会有砖块(G)了吧）。

除此之外，就轮到系统调用了，有些系统调用也会触发重新调度。Go语言完全是自己封装的系统调用，所以在封装系统调用的时候，可以做不少手脚，也就是进入系统调用的时候执行entersyscall，退出后又执行exitsyscall函数。 也只有封装了entersyscall的系统调用才有可能触发重新调度，它将改变小车(P)的状态为syscall。还记一开始提到的sysmon线程吗？这个系统监控线程会扫描所有的小车(P)，发现一个小车(P)处于了syscall的状态，就知道这个小车(P)遇到了goroutine在做系统调用，于是系统监控线程就会创建一个新的地鼠(M)去把这个处于syscall的小车给抢过来，开始干活，这样这个小车中的所有砖块(G)就可以绕过之前系统调用的等待了。被抢走小车的地鼠等系统调用返回后，发现自己的车没，不能继续干活了，于是只能把执行系统调用的goroutine放回到工场仓库，自己睡觉去了。

从goroutine的调度点可以看出，调度器还是挺粗暴的，调度粒度有点过大，公平性也没有想想的那么好。总之，这个调度器还是比较简单的。

现场处理

goroutine在cpu上换入换出，不断上下文切换的时候，必须要保证的事情就是保存现场和恢复现场，保存现场就是在goroutine放弃cpu的时候，将相关寄存器的值给保存到内存中；恢复现场就是在goroutine重新获得cpu的时候，需要从内存把之前的寄存器信息全部放回到相应寄存器中去。

goroutine在主动放弃cpu的时候(park/gosched)，都会涉及到调用runtime·mcall函数，此函数也是汇编实现，主要将goroutine的栈地址和程序计数器保存到G结构的sched字段中，mcall就完成了现场保存。恢复现场的函数是runtime·gogocall，这个函数主要在execute中调用，就是在执行goroutine前，需要重新装载相应的寄存器。

---