go中的线程的实现模型-P G M的调度

概述线程实现模型 go中线程的实现是依靠 P G M M machine的缩写。一个M代表一个内核线程，或称“工作线程” P processor的缩写。一个P代表执行一个Go代码片段所需要的资源（或称“上

线程实现模型

 

go中线程的实现是依靠 P G M

M machine的缩写。一个M代表一个内核线程，或称“工作线程”

P processor的缩写。一个P代表执行一个Go代码片段所需要的资源（或称“上下文环境”）

G goroutine的缩写。一个G代表一段Go代码片段。前者是对后者的一种封装。

 

可能存在的调度关系

 

 

1、M

 一个M代表一个内核线程。在大多数情况下，创建一个M，都是由于没有足够的M来关联P并运行其中可运行的G。不过，在运行时系统执行系统监控或垃圾回收等任务的时候，也会导致新M的创建。下面是M的部分结构。

 

 

上面是M中重要的几个字段。

1、g0标识一个特殊的goroutine。这个goroutine是Go运行时系统在启动之初创建的，用于执行一些特殊的额任务。

2、mstartrn标识M的起始函数，这个函数就是我们在编写go语句携带的那个函数。

3、curg会存储当前M正在运行的那个G的指针

4、p额值会指向与当前M相关联的那个P。

5、nextp字段用于暂存与当前M有潜在关联的P。把调度器将某个P赋值给某个M的nextp字段的 *** 作称为M和P的颈联。运行时系统有时候会把刚刚重新启用的M和已与他颈联的那个P关联在一起，这也是nextp字段的主要作用。

6、字段spinning是bool类型，它表示这个M是否正在寻找可运行的G。在寻找过程中,M会处于自旋的状态。

 

M在创建之初就会加入到全局（runtime.allm）的M列表。这时，它的起始函数和预联P也会被设置。最后，运行时系统会为这个M专门创建一个新的内核线程与之相关联。起始函数仅当运行时系统要用此M执行系统监控或垃圾回收等任务的时候才会被设置。全局M列表，运行时系统需要他的时候，会通过它获取所有M的信息。同时，它也可以防止M被当做垃圾回收掉。

 

在新的M被创建之后，Go运行时系统会对他进行一番初始化，其中包括对自身所持的站空间以及信号处理方面的初始化。在这些初始化工作都完成之后，该M的起始函数会执行（如果存在的话）。如果，这个起始函数代表的是系统监控任务的话，那么该M会一直执行它，而不会继续后面的流程。否则，在起始删除执行完毕之后，当前M将会与那个预联的p完成关联，并准备执行其他的任务。M会依次在多处寻找课运行的G并运行。

 

运行时系统管辖下的M（或者runtime.allm中的M）有时候也会被停止，比如在运行时系统执行垃圾回收任务的过程中。运行时系统正在停止M的时候，会把它放入调度器的空闲M列表（runtime.sched.mIDle）。在需要一个未被使用的M的时，运行系统会先尝试从该队列中获取。M是否空闲，仅以它是否存在于调度器的空闲M列表中为依据。

 

单个GO程序使用的M的数量是可以设置的。go启动的时候会先启动一个引导程序，这个引导程序会为其创建必要的环境。其中包括M的最大值，初始值是1000。但是实际情况这么多的线程是很难共存的。

 

新设置的值不能小于正在运行m的个数。

2、P

 

Go的运行时系统会适时的让P与不同的M建立或断开关联，以使p中的那些可运行的G能够获得运行时机，这与 *** 作系统内核在cpu之上实时的奇幻不同的线程或进程的情况类似。

 

改变单个Go程序间接拥有的P的最大量有两种方法。1、调用函数runtime.GOMAXPROSS并把想要设定的数量作为参数传入。2、运行前设置环境变量GOMAXPROSS的值。（这个值一般初始化设定是cpu的核数）但是我们需要注意的尽量在go初始化的时候进行设置。一个G被启动后，会被追加到某个P的可运行的G队列中。如果当前M因为系统调用而阻塞（更确切的说，是它运行的G进入了系统调用）的时候，运行时系统会把M和它关联的P分离开。如果这个P的可运行的队列中还有可执行的G，那么运行时系统会找到一个空闲的M，或创建一个新的M，并和P关联。因此，有很多时候M的数量是大于P的数量的。  

 

确定完成P最大量之后，运行时系统会根据这个数值重整全局的P列表（runtime.allp）。于全局的M；列表类似，该列表中包含了当前运行时系统创建的所有P。运行时系统会把这些P中可运行的G全部取出，并放入调度器的可运行G队列中。这是调整全局全局P列表的一个重要条件。被转移的哪些G，会在以后经由调度再次放入某个P的可运行G队列。

 

与空闲M列表类似，运行时系统也存在一个调度器的P列表（runtime.sched.pIDle）。但一个P不在于任何M关联的时候，运行时系统就会把它放到该列表；而当运行时系统需要一个空闲P关联任何M的时候，会从次列表中取出一个。P进入空闲P列表的一个前提条件是它的可运行的G队列必须为空。

 

与M不同的是P是有状态的

 

1、PIDe 此状态表示当前P未与任何的M存在关联

2、Prunning 此状态表示当前P正在与某个M关联

3、Psyscall   此状态表示当前P的运行的那个G正在进行系统的调用。

4、Pgcstop   此状态表明运行时系统需要停止调度。例如，运行时系统在开始垃圾回收的某步骤前，就会试图把全局的P列表中的所有P都至于此状态。

5、Pdead  此状态表明当前P已经不会在被使用，如果Go程序运行的过程中，通过runtime.GOMAXPROCS函数减少了P的最大量，那么多余的P就会被运行时系统至于此位置。

 

 

 

P在创建之初的状态是Pgcstop。持续的时间很短暂，马上就会变成PIDle。

 

每个P中除了都有一个可运行的G队列外，海都包含了一个自由G列表。这个列表中包含了一些已经运行完成的G。随着运行完成的G的增多，该列表会很长。如果它增加到一定的长度，运行时系统就会把其中的部分G转移到调度器的自由G列表中。另一方面，当使用go语句欲启动一个G列表的时候，运行时系统会先试图从相应P的自由列表中获取一个现成的G，来封装这个Go语句携带的函数（也称GO函数），仅当获取不到这样的一个自由G的时候，运行时系统会在发现其中的自由G太少时，预先尝试从调度器自由G列表中转译过来一些G。所以，只有在自由G列表页完全为空的情况下，才会有新的G被创建。这样大大提高了G的复用率。

 

3、G

一个G代表的是一个goroutine

 

Go的编译器会把go语句变成内部函数newproc的调用，并把go函数及其内部的参数传递给这个函数。

 

运行时系统接到这样的一个调用之后，会先检查go函数及其参数的合法性。然后视图从本地的P自由G列表和调度器的自由G列表获取可用的G。如果没有获取到，就新建一个G。与M和P相同，运行时系统持有一个G的全局列表。新建的G会第一时间加入到这个列表中。这个全局的列表的主要的作用：集中存放当前运行时系统中所有的G的指针。无论用于封装的这个GO函数的G是否全新，运行时系统都会对他进行一次初始化，包括go函数以及设置G的状态和ID等步骤。在初始化完成之后，这个G会立即被存储到本地P的runnext字段中，该字段用于存储刚出炉的G，以便于更好的运行它。如果这时runnext字段已经存有一个G，那么这个已有的G就会被放到该P的可运行G队列的末尾。如果该队列已满，那么这个G就只能追加到调度器的可运行G队列中了。

1、GIDle 表示G刚被新分配，但是还没有初始化。

2、Grunnable 表示G正在课运行队列中等待运行。

3、 Grunning  表示G正在运行。

4、 Gsyscall    表示G正在执行某个系统调用。

5、Gwaiting    表示G正在阻塞。

6、Gdead        表示G正在闲置

7、Gcopystack  表示当前G的栈正在被移动，移动的原因可能是栈的扩展或收缩。

 

在运行的时候，我们用G封装Go函数的时候，会先对这个G进行初始化。一旦G准备就绪，其状态

就会被设置成Grunnable。一个G真正被使用的时候是在其状态被设置成Grunnable之后。

 

一个G在运行的过程中，是否会等待某个事件以及会等待什么样的事件，这个是由封装的Go函数决定的。

比如说：

1、其中的函数对通道的 *** 作，包括对通道值的接收和发送，那么到对应的代码有可能进入Gwiting。2、涉及网络I/O的时候也会导致

3、 *** 控定时器（time.Timer）和调用time.Sleep函数同样也会造成G的等待。在事件到来之后，G会被唤醒到Grnnable状态。然后等待被调度执行。

 

 

 

G在退出系统调用的时候。运行器先尝试直接运行这个G，仅当无法直接运行的时候，才会吧它装换成Grunnable状态发放入到调度器的自由G列表中。 这样在其退出系统调用的时候就立刻被运行大大提高了运行的效率。

 

进入死亡状态（Gdead）的G是可以重新初始化并使用的，但是P进入死亡状态（Gdead）之后就只能被销毁了。

 

调度器

一轮调度

引导程序会为Go建立必要的运行环境。完成了初始化的工作之后，Go程序中的main函数才会执行。

然后会让封装Main函数的G马上有机会运行。封装main函数的G总是Go运行时系统创建的第一个用户G。所以这个G总是最先执行的。（通过main函数创建的G如果一起执行的话，不一定会运行）

 

一轮调度的时候回判断M是否已经和G锁定。如果发现当前M已经和M锁定了，就会暂时阻塞当前的M。一旦与他锁定的G处于可运行的状态，它就会唤醒阻塞的那个G，然后继续运行。那么阻塞当前M意味着相关的内核线程不能在去做其他的事情了。调度器也不会为当前M寻找可运行的G，相当于在浪费资源。如果调度器为当前M找到了一个可运行的G，但发现这个G已经和某个M锁定了，他回去唤醒与之锁定的M易云星该G，并重新为当前M寻找可运行的G。

 

如果判断当前M未与任何的G锁定，那么一轮调度的主流程就会继续运行。这时候，调度器会检查运行时系统是否有运行的串行任务正在等待执行。（串行任务的执行需要停止Go的调度器个人猜测串行的执行是一步一步执行，并发的执行会破坏串行的资源）如果有串行的任务，需要停止调度器。字段gcwaiting，stopwait和stopnote都是串行运行时任务执行前后的辅助协调手段。gcwaiting表示是否需要停止调度，在停止之前这个值会被设置为1；再恢复调度之前，该值会被设置为0。这样主要调度器发现gcwaiting的值为1，就会把P的状态设置为Pgcstop，然后自减stopwait字段的值。如果发现自减后的值为0，就说明所有P的状态都已为Pgcstop。这时候就可以利用stopnote字段，唤醒所有等待中的M。

 

Go调度并不是运行在某个专用的内核线程中的程序，调度程序会运行在若干已存在的M（或者内核线程）中。调度的时候运行系统中几乎所有的M都会参与调度任务，它们共同实现了Go调度器的功能。

 

全力查找可运行的G

 

调度器如果没有发现可运行的G的时候就会进入“全力查找可运行G”的子流程。概括的说就是，这个子流程会多次尝试从各处搜索可运行的，甚至从别的P红偷取可运行的G。

1、获取执行终结器的G。

2、从本地P的可运行G队列获取G。

3、从调度器的可运行G队列获取G。

4、从网络I/O轮训器（或称netpoller）处获取G。

5、从其他P的可运行G队列获取G。

6、获取GC标记任务的G。

7、从调度器的可运行G队列获取G。

8、从全局P列表中每个P的可运行G队列获取G。

 

网络I/O轮训器（即netpoller）是Go为了 *** 作系统提供异步I/O基础组件之上，实现自己的阻塞式I

/O而编写的子程序。Go所选用的异步I/O基础组件都是可以高效执行网络I/O（比如epoll和kqueue）。

当一个G视图在一个网络连接上进行读、写 *** 作的时候，底层程序（包括基础组件）就会开始为此做准备，此时G就会被转入Gwaiting状态。一旦准备好了，基础组件就会返回相应的事件，就会让netpoller立即通知为此等待的G。（？是不是阻塞的G都会进入Gwaiting呢）

 

G的自旋，当M还没有找到G来运行。直到找到了可运行的G，或者始终未找到G而需要停止M，当前M就会退出自旋的状态。一般情况下，运行时系统中至少会有一个自旋的M，调度器会尽量保证有一个自旋的M存在。

 

启动或停止M

 

1、stopm（）。停当前M的执行，直到有心的G变的可运行而被唤醒。

2、gcstopm（）。为串行运行时任务的执行让路，停止当前M的执行。串行运行时任务执行完毕之后会被唤醒。

3、stoplockedm（）。停止与某个G锁定的当前M的执行。直到整个G变的可运行而被唤醒、

4、startlockedm（gp *g）。唤醒与gp锁定的那个M，并让该M去执行gp。

5、startm（_p_ *p,spinning bool）。唤醒或创建一个M区关联_P_并开始执行。

 

总结

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