Golang goroutine与调度器

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这是一个创建于 的文章,其中的信息可能已经有所发展或是发生改变。

        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SchedMPG,Sched定义在proc.c中,随后三个都定义在runtime.h中。

(1)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。
(2)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。
(3)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。
(4)G 就是goroutine实现的核心结构了,G维护了goroutine

        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。

1. 初始化Processor(P)

        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。asm_amd64.s文件包含的汇编代码_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·f,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。

2. 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。

3. 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。

4. 调度器(Sched)

(1)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:

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);
}

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(“地鼠偷砖”叫work stealing,一种调度算法)。

(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。

        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。

(2)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。

(3)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。


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本文来自:开源中国博客

感谢作者:吃一堑消化不良

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