【深入理解Go】协程设计与调度原理（上）【深入理解Go】协程设计与调度

协程是更轻量的用户态线程，是Go语言的核心。那么如何去调度这些协程何时去执行、如何更合理的分配操作系统资源，需要一个设计良好的调度器来支持。
什么才是一个好的调度器？能在适当的时机将合适的协程分配到合适的位置，保证公平和效率。

从go func说起

func main() { for i := 0; i < 10; i++ { go func() { fmt.Println(i) }() } time.Sleep(1 * time.Second) }

这段代码中，我们开启了10个协程，每个协程打印去打印i这个变量。由于这10个协程的调度时机并不固定，所以等到协程被调度执行的时候才会去取循环中变量i的值。
我们写的这段代码，每个我们开启的协程都是一个计算任务，这些任务会被提交给go的runtime。如果计算任务非常多，有成千上万个，那么这些任务是不可能同时被立刻执行的，所以这个计算任务一定会被先暂存起来，一般的做法是放到内存的队列中等待被执行。
【【深入理解Go】协程设计与调度原理（上）】而消费端则是一个go runtime维护的一个调度循环。调度循环简单来说，就是不断从队列中消费计算任务并执行。这里本质上就是一个生产者-消费者模型，实现了用户任务与调度器的解耦。

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这里图中的G就代表我们的一个goroutine计算任务，M就代表操作系统线程
调度策略接下来我们详细讲解一下调度策略。
生产端生产端1.0
接上面的例子，我们生产了10个计算任务，我们一定是要在内存中先把它存起来等待调度器去消费的。那么很显然，最合适的数据结构就是队列，先来先服务。但是这样做是有问题的。现在我们都是多核多线程模型，消费者肯定不止有一个，所以如果多个消费者去消费同一个队列，会出现线程安全的问题，必须加锁。所有计算任务G都必须在M上来执行。

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生产端2.0
在Go中，为了解决加锁的问题，将全局队列拆成了多个本地队列，而这个本地队列由一个叫做P的结构来管理。

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这样一来，每个M只需要去先找到一个P结构，和P结构绑定，然后执行P本地队列里的G即可，完美的解决了加锁的问题。
但是每个P的本地队列长度不可能无限长（目前为256），想象一下有成千上万个go routine的场景，这样很可能导致本地队列无法容纳这么多的Goroutine，所以Go保留了全局队列，用以处理上述情况。
那么为什么本地队列是数组，而全局队列是链表呢？由于全局队列是本地队列的兜底策略，所以全局队列大小必须是无限的，所以必须是一个链表。
全局队列被分配在全局的调度器结构上，只有一份:

type schedt struct { ... // Global runnable queue. runqgQueue // 全局队列 runqsize int32// 全局队列大小 ... }

那么本地队列为什么做成数组而不是链表呢？因为操作系统内存管理会将连续的存储空间提前读入缓存（局部性原理），所以数组往往会被都读入到缓存中，对缓存友好，效率较高；而链表由于在内存中分布是分散的，往往不会都读入到缓存中，效率较低。所以本地队列综合考虑性能与扩展性，还是选择了数组作为最终实现。
而Go又为了实现局部性原理，在P中又加了一个runnext的结构，这个结构大小为1，在runnext中的G永远会被最先调度执行。接下来会讲为什么需要这个runnext结构。完整的生产端数据结构如下：

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P结构的定义：

type p struct { ... // Queue of runnable goroutines. Accessed without lock. runqhead uint32 // 本地队列队头 runqtail uint32 // 本地队列队尾 runq[256]guintptr // 本地队列，大小256 runnext guintptr // runnext，大小为1 ... }

完整的生产流程

我们执行go func的时候，主线程m0会调用newproc()生成一个G结构体，这里会先选定当前m0上的P结构
每个协程G都会被尝试先放到P中的runnext，若runnext为空则放到runnext中，生产结束
若runnext满，则将原来runnext中的G踢到本地队列中，将当前G放到runnext中。生产结束
若本地队列也满了，则将本地队列中的G拿出一半，加上当前协程G，这个拼成的结构在源码中叫batch，会将batch一起放到全局队列中，生产结束。这样一来本地队列的空间就不会满了，接下来的生产流程不会被本地队列满而阻塞

所以我们看到，最终runnext中的G一定是最后生产出来的G，也会被优先被调度去执行。这里是考虑到局部性原理，最近创建出来的协程一定会被最先执行，优先级是最高的。

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runqput的逻辑：

func runqput(_p_ *p, gp *g, next bool) {// 先尝试放到runnext中 if randomizeScheduler && next && fastrand()%2 == 0 { next = false }if next { retryNext: // 拿到老的runnext值。 oldnext := _p_.runnext // 交换当前runnext的老的G和当前G的地址，相当于将当前G放入了runnext if !_p_.runnext.cas(oldnext, guintptr(unsafe.Pointer(gp))) { goto retryNext } // 老的runnext为空，生产结束 if oldnext == 0 { return } // 老的runnext不空，则将被替换掉的runnext赋值给gp，然后下面会set到本地队列的尾部 gp = oldnext.ptr() }retry: // 尝试放到本地队列 h := atomic.LoadAcq(&_p_.runqhead) // load-acquire, synchronize with consumers t := _p_.runqtail // 本地队列没有满，那么set进去 if t-h < uint32(len(_p_.runq)) { _p_.runq[t%uint32(len(_p_.runq))].set(gp) atomic.StoreRel(&_p_.runqtail, t+1) // store-release, makes the item available for consumption return } // 如果本地队列不满刚才会直接return；若已满会走到这里，会将本地队列的一半G放到全局队列中 if runqputslow(_p_, gp, h, t) { return } // the queue is not full, now the put above must succeed goto retry }

消费端消费端就是一个调度循环，不断的从本地队列和全局队列消费G、给G绑定一个M、执行G，然后再次消费G、给G绑定一个M、执行G...那么执行这个调度循环的人是谁呢？答案是g0，每个M上，都有一个g0，控制自己线程上面的调度循环：

type m struct { g0*g// goroutine with scheduling stack ... }

g0是一个特殊的协程。为了给接下来M执行计算任务G做准备，g0需要先帮忙获取一个线程M，根据随机算法给M绑定一个P，让P上的计算任务G得到执行，然后正式进入调度循环。整体的调度循环分为四个步骤：

schedule：g0来执行，处理具体的调度策略，如从P的runnext/本地或者全局队列中获取一个G，然后会调用execute()
execute：把G和M绑定，初始化一些字段，调用gogo()
gogo：和操作系统架构相关，会将待执行的G调度到线程M上来执行，完成栈的切换
goexit：执行一些清理逻辑，并调用schedule()重新开始一轮调度循环

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即每次调度循环，都会完成g0 -> G -> g0的上下文切换。
schedule
schedule是调度循环的核心。由于P中的G分布在runnext、本地队列和全局队列中，则需要挨个判断是否有可执行的G，大体逻辑如下：

先到P上的runnext看一下是否有G，若有则直接返回
runnext为空，则去本地队列中查找，找到了则直接返回
本地队列为空，则去阻塞的去全局队列、网路轮询器、以及其他P中查找，一直阻塞直到获取到一个可用的G为止

源码实现如下：

func schedule() { _g_ := getg() var gp *g var inheritTime bool ... if gp == nil { // 每执行61次调度循环会看一下全局队列。为了保证公平，避免全局队列一直无法得到执行的情况，当全局运行队列中有待执行的G时，通过schedtick保证有一定几率会从全局的运行队列中查找对应的Goroutine； if _g_.m.p.ptr().schedtick%61 == 0 && sched.runqsize > 0 { lock(&sched.lock) gp = globrunqget(_g_.m.p.ptr(), 1) unlock(&sched.lock) } } if gp == nil { // 先尝试从P的runnext和本地队列查找G gp, inheritTime = runqget(_g_.m.p.ptr()) } if gp == nil { // 仍找不到，去全局队列中查找。还找不到，要去网络轮询器中查找是否有G等待运行；仍找不到，则尝试从其他P中窃取G来执行。 gp, inheritTime = findrunnable() // blocks until work is available // 这个函数是阻塞的，执行到这里一定会获取到一个可执行的G } ... // 调用execute，继续调度循环 execute(gp, inheritTime) }

其中schedtick这里，每执行61次的调度循环，就需要去全局队列尝试获取一次。为什么要这样做呢？假设有十万个G源源不断的加入到P的本地队列中，那么全局队列中的G可能永远得不到执行被饿死，所以必须要在从本地队列获取之前有一个判断逻辑，定期从全局队列获取G以保证公平。
与此同时，调度器会将全局队列中的一半G都拿过来，放到当前P的本地队列中。这样做的目的是，如果下次调度循环到来的时候，就不必去加锁到全局队列中在获取一次G了，性能得到了很好的保障。
这里去其他P中查找可用G的逻辑也叫work stealing，即工作窃取。这里也是会使用随机算法，随机选择一个P，偷取该P中一半的G放入当前P的本地队列，然后取本地队列尾部的一个G拿来执行。
GMP模型到这里相信大家已经了解了GMP的概念，我们最终来总结一下：

G：goroutine，代表一个计算任务，由代码和上下文（如当前代码执行的位置、栈信息、状态等）组成
M：machine，系统线程，想要在CPU上执行代码必须有线程，通过系统调用clone创建
P：processor，虚拟处理器。M必须获得P才能执行P队列中的G代码，否则会陷入休眠

阻塞处理以上只是假设G正常执行的情况。如果G存在阻塞等待（如channel、系统调用）等，那么需要将此时此刻的M与P上的G进行解绑，让M执行其他P上的G，从而最大化提升CPU利用率。以及从系统调用中陷入、恢复需要触发调度器调度的时机，这部分逻辑会在下一篇文章中做出讲解。
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