go併發調度原理學習

時間 2019-11-06

標籤併發調度原理學習简体版

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go併發調度模型如上圖

M指的是Machine，一個M直接關聯了一個線程。

P指的是Processor，表明了M所需的上下文環境，也是處理用戶級代碼邏輯的處理器。

G指的是Goroutine，其實本質上也是一種輕量級的線程。

⾸先是 Processor（簡稱 P），其做⽤相似 CPU 核，⽤來控制可同時併發執⾏的任務數量。每一個⼯做線程都必須綁定⼀個有效 P 才被容許執⾏任務，不然只能休眠，直到有空閒 P 時被喚醒。P 還爲線程提供執⾏資源，⽐如對象分配內存、本地任務隊列等。線程獨享所綁定的 P 資源，可在⽆鎖狀態下執⾏⾼效操做。

進程內的⼀切都在以G⽅式運⾏，包括運⾏時相關服務，以及main.main ⼊口函數。須要指出，G 並⾮執⾏體，它僅僅保存併發任務狀態，爲任務執⾏提供所需棧內存空間。G 任務建立後被放置在 P 本地隊列或全局隊列，等待⼯做線程調度執⾏。

實際執⾏體是系統線程（簡稱 M），它和 P 綁定，以調度循環⽅式不停執⾏ G 併發任務。M 經過修改寄存器，將執⾏棧指向 G ⾃帶棧內存，並在此空間內分配堆棧幀，執⾏任函數。當須要中途切換時，只要將相關寄存器值保存回 G 空間便可維持狀態，任何 M 均可據此恢復執⾏。線程僅負責執⾏，再也不持有狀態，這是併發任務跨線程調度，實現多路復⽤的根本所在。

G本身提供內存棧在M上執行

P保存P執行過程當中的數據行，當G被暫停時，SP，SC等寄存器信息會保存在G.sched中，當G被喚醒繼續執行時，從以前暫停的位置繼續執行，由於G提供內存棧，並記錄了上次執行到的位置，G數量不少，P相對較少，在垃圾回收的時候方便定位

P中有一個對列保存G的指針，其實就是一個256個元素的數組，經過兩個變量指向對首和對尾，因此這個隊列是會出現滿的狀況的，滿了新加的G就只能放到全局隊列中

type g struct {
   stack       stack   //棧，兩個能容納任何變量地址的變量
   stackguard0 uintptr // offset known to liblink
   stackguard1 uintptr // offset known to liblink
   _panic         *_panic // innermost panic - offset known to liblink
   _defer         *_defer // innermost defer
   m              *m      // current m; offset known to arm liblink
   sched          gobuf   //存放g上下文信息，g被中止調度時，會將上線文信息存在這裏，喚醒後可繼續調度
   syscallsp      uintptr        // if status==Gsyscall, syscallsp = sched.sp to use during gc
   syscallpc      uintptr        // if status==Gsyscall, syscallpc = sched.pc to use during gc
   stktopsp       uintptr        // expected sp at top of stack, to check in traceback
   param          unsafe.Pointer // passed parameter on wakeup
   atomicstatus   uint32
   stackLock      uint32 // sigprof/scang lock; TODO: fold in to atomicstatus
   goid           int64  //就像線程有id，g也有id
   waitsince      int64  // approx time when the g become blocked
   waitreason     string // if status==Gwaiting
   schedlink      guintptr  //指向另外一個G，全局G就是經過這個字段連在一塊兒的
   preempt        bool     // preemption signal, duplicates stackguard0 = stackpreempt
   paniconfault   bool     // panic (instead of crash) on unexpected fault address
   preemptscan    bool     // preempted g does scan for gc
   gcscandone     bool     // g has scanned stack; protected by _Gscan bit in status
   gcscanvalid    bool     // false at start of gc cycle, true if G has not run since last scan; TODO: remove?
   throwsplit     bool     // must not split stack
   raceignore     int8     // ignore race detection events
   sysblocktraced bool     // StartTrace has emitted EvGoInSyscall about this goroutine
   sysexitticks   int64    // cputicks when syscall has returned (for tracing)
   traceseq       uint64   // trace event sequencer
   tracelastp     puintptr // last P emitted an event for this goroutine
   lockedm        *m
   sig            uint32
   writebuf       []byte
   sigcode0       uintptr
   sigcode1       uintptr
   sigpc          uintptr
   gopc           uintptr // pc of go statement that created this goroutine
   startpc        uintptr // 被執行的函數
   racectx        uintptr
   waiting        *sudog         // sudog structures this g is waiting on (that have a valid elem ptr); in lock order
   cgoCtxt        []uintptr      // cgo traceback context
   labels         unsafe.Pointer // profiler labels
   timer          *timer         // cached timer for time.Sleep
   gcAssistBytes int64
}

go func()到底作了什麼？

對應函數runtime.newproc

1：從執行當前方法的G所在P的空閒G列表中取一個G，若是沒有就從全局list中取一個，畢竟G仍是常用，用完的G並非立刻釋放，而是放回P的空閒列表中反覆利用，若是仍是沒有空閒的G，就new一個malg(2048)，G的棧大小爲2K

2：若是有參數會將參數拷貝到G的棧上，將G狀態改爲可運行狀態

3：若是P的G隊列沒滿，將G加入隊尾

4：若是P的G隊列滿了，就取出G隊列的前面一半+當前G，共129個G加入全局隊列

加入隊列後，等待被調度

全局隊列G存取

G自己有個字段schedlink指向另外一個G，天生就是鏈表的一個節點，全局隊列其實就是兩個指針，一個指向隊首，一個指向隊尾，隊尾的存在就是方便入隊列

入全局隊列：前面說過將P中的一半+1個G(129)加入全局隊列，並非一個個入隊列，而是將這個129個G的首接入全局隊列的尾，將全局隊列的尾改爲這129個G的尾

出全局隊列：當系統開始調度的時候，會從P本地G隊列取一個可用G執行，若是沒有，則從全局隊列中取，最多取128個，返回第一個用於執行，剩餘的存入本地G隊列中，畢竟操做本地隊列不用加鎖，操做全局隊列須要加鎖

findrunnable查找可執行的G

1：本地隊列：從M對應的P的G隊列中找(runqget)，隊列不爲空，返回對列首個元素，對首指針指向下一個元素，當對首和對尾指向同一個元素時表示隊列爲空，訪問本地隊列中的G不須要加鎖

2：全局隊列：從全局隊列中找(globrunqget)，從全局隊列中取G不是一次取一個，畢竟訪問全局隊列是要加鎖的，因此全局隊列有多少取多少，最多取P隊列容量一半128個，將這些G存入P的G隊列中

3：⽹絡任務（netpoll）

4：從其餘P任務隊列取，拿一半

全部目的就是多核齊心合力以最快的速度完成任務，總不能出現某個P的本地隊列還有多我的，其餘P都在睡大覺吧，最後若是仍是沒找到一個可用的G，那就你們一塊兒睡大覺，等着被叫醒

type p struct {
   lock mutex
   id          int32
   status      uint32 // one of pidle/prunning/...
   link        puintptr
   schedtick   uint32     // incremented on every scheduler call
   syscalltick uint32     // incremented on every system call
   sysmontick  sysmontick // last tick observed by sysmon
   m           muintptr   // back-link to associated m (nil if idle)
   mcache      *mcache    //方便小對象的分配，一個p一個，不須要加鎖
   racectx     uintptr
   deferpool    [5][]*_defer // pool of available defer structs of different sizes (see panic.go)
   deferpoolbuf [5][32]*_defer
   // Cache of goroutine ids, amortizes accesses to runtime·sched.goidgen.
   goidcache    uint64
   goidcacheend uint64
   // Queue of runnable goroutines. Accessed without lock.
   runqhead uint32         //隊頭
   runqtail uint32         //隊尾
   runq     [256]guintptr  //G循環隊列
   runnext guintptr        //高優先級的G，會先執行
   // Available G's (status == Gdead)
   gfree    *g             //空閒G列表
   gfreecnt int32          //空閒G數量
   sudogcache []*sudog
   sudogbuf   [128]*sudog
   tracebuf traceBufPtr
   // traceSweep indicates the sweep events should be traced.
   // This is used to defer the sweep start event until a span
   // has actually been swept.
   traceSweep bool
   // traceSwept and traceReclaimed track the number of bytes
   // swept and reclaimed by sweeping in the current sweep loop.
   traceSwept, traceReclaimed uintptr
   palloc persistentAlloc // per-P to avoid mutex
   // Per-P GC state
   gcAssistTime     int64 // Nanoseconds in assistAlloc
   gcBgMarkWorker   guintptr
   gcMarkWorkerMode gcMarkWorkerMode
   gcw gcWork
   runSafePointFn uint32 // if 1, run sched.safePointFn at next safe point
   pad [sys.CacheLineSize]byte
}

永遠不會退出的調度(schedule)

當一個G執行完成後，會繼續調用調度函數schedule，死循環就產生了

// goexit continuation on g0.
func goexit0(gp *g) {
   _g_ := getg()
   casgstatus(gp, _Grunning, _Gdead)
   dropg()
   _g_.m.locked = 0
   gfput(_g_.m.p.ptr(), gp)
   schedule()
}

總體執行流程

mstart() => schedule() => findrunnable() => execute() => func() => goexit() => schedule()

M就緒 =>調度 => 查找可調度G => 執行G => 具體方法 => 執行完成 => 繼續調度

入口函數是 _rt0_amd64_linux，須要說明的是，不一樣平臺的入口函數名稱會有所不一樣，該方法會調用runtime.rt0_go彙編。

rt0_go 作了大量的初始化工做，runtime.args 讀取命令行參數、runtime.osinit 讀取 CPU 數目，runtime.schedinit初始化Processor數目，最大的Machine數目等等。

除此以外，咱們還看到了兩個奇怪的 g0 和 m0 變量。m0 Machine 表明着當前初始化線程，而 g0 表明着初始化線程 m0 的 system stack，彷佛還缺一個 p0 ？

實際上全部的 Processor 都會放到 allp 裏。runtime.schedinit 會在調用 procresize 時爲 m0 分配上 allp[0] 。因此到目前爲止，初始化線程運行模式是符合上文提到的 G/P/M 模型的。

大量的初始化工做作完以後，會調用 runtime.newproc 爲 mainPC 方法生成一個 Goroutine。雖然 mainPC 並非咱們平時寫的那個 main 函數，可是它會調用咱們寫的 main 函數，因此 main 函數是會以 Goroutine 的形式運行。

TEXT _rt0_amd64_linux(SB),NOSPLIT,$-8
   LEAQ   8(SP), SI // argv
   MOVQ   0(SP), DI // argc
   MOVQ   $main(SB), AX
   JMP    AX
 
TEXT main(SB),NOSPLIT,$-8
   MOVQ   $runtime·rt0_go(SB), AX
   JMP    AX
 
TEXT runtime·rt0_go(SB),NOSPLIT,$0
   LEAQ   runtime·g0(SB), CX
   MOVQ   CX, g(BX)
   LEAQ   runtime·m0(SB), AX
 
   // save m->g0 = g0
   MOVQ   CX, m_g0(AX)
   // save m0 to g0->m
   MOVQ   AX, g_m(CX)
   CALL   runtime·args(SB)
   CALL   runtime·osinit(SB)  //獲取cpu數量，頁大小
   CALL   runtime·schedinit(SB) //調度初始化
   // create a new goroutine to start program
   MOVQ   $runtime·mainPC(SB), AX       // entry,執行runtime.main
   CALL   runtime·newproc(SB)
   // start this M
   CALL   runtime·mstart(SB)
 
   MOVL   $0xf1, 0xf1  // crash
   RET
 
DATA   runtime·mainPC+0(SB)/8,$runtime·main(SB)
GLOBL  runtime·mainPC(SB),RODATA,$8
 
package runtime
// The main goroutine.
func main() {
   // Allow newproc to start new Ms.
   mainStarted = true
   gcenable()
   fn := main_init // make an indirect call, as the linker doesn't know the address of the main package when laying down the runtime
   fn()
   fn = main_main // make an indirect call, as the linker doesn't know the address of the main package when laying down the runtime
   fn()
   exit(0)
}