Golang源码之协程调度

2022-02-14 约 4481 字预计阅读 9 分钟

1. Golang调度器的由来

1.1 单进程时代

早期的操作系统是单进程的，面临单一的执行流程，进程阻塞会带来CPU时间浪费的缺陷。

1.2 多进程时代有了调度器需求

多进程通过调度器来切换进程/线程，但进程拥有太多的资源，进程的切换会占用很长时间，CPU很大一部分都被用来进行进程调度了。

1.3 协程提高CPU利用率

一个线程可以分为“内核态”线程和“用户态”线程，一个 “用户态线程” 必须要绑定一个 “内核态线程”，但是 CPU 并不知道有 “用户态线程” 的存在，它只知道它运行的是一个 “内核态线程”(Linux 的 PCB 进程控制块)。我们则把内核线程依然叫 “线程 (thread)”，用户线程叫 “协程 (co-routine)”。

3中协程与线程的隐射关系：

N个协程绑定1个线程

优点是协程在用户态线程即完成切换，不会陷入到内核态，这种切换非常的轻量快速。但缺点是一个进程的所有协程都绑定在一个线程上，一旦某协程阻塞，造成线程阻塞，本进程的其他协程都无法执行了，根本就没有并发的能力了。

1个协程绑定1个线程

协程的调度都由CPU完成，协程的创建、删除和切换的代价都由CPU完成，有点昂贵。

M:N关系

M个协程绑定1个线程，客服了以上两种模型的缺点，但实现更复杂。

协程与线程是有区别的，线程由CPU调度是抢占式的，协程由用户态调度是协作式的，一个协程让出 CPU 后，才执行下一个协程。

1.4 Go语言的协程goroutine

goroutine来自协程的概念，让一组可复用的函数运行在一组线程之上，即使有协程阻塞，该线程的其他协程也可以被 runtime 调度，转移到其他可运行的线程上。Goroutine具有占用内存小（几kb），调度（runtime调度）更灵活的特点。

1.5 GM模型(被弃用)

G：表示goroutine协程，M：表示线程。

M 想要执行、放回 G 都必须访问全局 G 队列，并且 M 有多个，即多线程访问同一资源需要加锁进行保证互斥 / 同步，所以全局 G 队列是有互斥锁进行保护的。

存在以下缺点：

单一全局互斥锁(Sched.Lock)和集中状态存储的存在导致所有 goroutine 相关操作，创建、销毁、调度G都需要每个M获取锁，形成了激烈的锁竞争。
M 转移 G 会造成延迟和额外的系统负载。比如当 G 中包含创建新协程的时候，M 创建了 G’，为了继续执行 G，需要把 G’交给 M’执行，也造成了很差的局部性，因为 G’和 G 是相关的，最好放在 M 上执行，而不是其他 M’。
系统调用 (CPU 在 M 之间的切换) 导致频繁的线程阻塞和取消阻塞操作增加了系统开销。

2. Goroutine调度器的GPM模型的设计思想

新的调度器引进了P(Processor)：处理器。它包含运行goroutine的资源，如果线程想运行goroutine，必须先获取P，P中还包含了可运行的G队列。

2.1 GMP模型

在Go中，线程是运行 goroutine 的实体，调度器的功能是把可运行的 goroutine 分配到工作线程上。

全局队列(Global Queue):存放等待运行的G。
P 的本地队列：同全局队列类似，存放的也是等待运行的 G，存的数量有限，不超过 256 个。新建 G’时，G’优先加入到 P 的本地队列，如果队列满了，则会把本地队列中一半的 G 移动到全局队列。
P 列表：所有的 P 都在程序启动时创建，并保存在数组中，最多有 GOMAXPROCS(可配置) 个。
M：线程想运行任务就得获取 P，从 P 的本地队列获取 G，P 队列为空时，M 也会尝试从全局队列拿一批 G 放到 P 的本地队列，或从其他 P 的本地队列偷一半放到自己 P 的本地队列。M 运行 G，G 执行之后，M 会从 P 获取下一个 G，不断重复下去。

Goroutine 调度器和 OS 调度器是通过 M 结合起来的，每个 M 都代表了 1 个内核线程，OS 调度器负责把内核线程分配到 CPU 的核上执行。

有关P和M的个数问题

P的数量：由启动时环境变量 $GOMAXPROCS 或者是由 runtime 的方法 GOMAXPROCS() 决定。这意味着在程序执行的任意时刻都只有 $GOMAXPROCS 个 goroutine 在同时运行。

M的数量：

go 语言本身的限制：go 程序启动时，会设置 M 的最大数量，默认 10000. 但是内核很难支持这么多的线程数，所以这个限制可以忽略。

runtime/debug 中的 SetMaxThreads 函数，设置 M 的最大数量

一个 M 阻塞了，会创建新的 M。

M 与 P 的数量没有绝对关系，一个 M 阻塞，P 就会去创建或者切换另一个 M，所以，即使 P 的默认数量是 1，也有可能会创建很多个 M 出来。

P与M何时会被创建

P何时创建：在确定了P的最大数量n后，运行时系统会根据这个数量创建n个P。

M何时被创建：没有足够的 M 来关联 P 并运行其中的可运行的 G。比如所有的 M 此时都阻塞住了，而 P 中还有很多就绪任务，就会去寻找空闲的 M，而没有空闲的，就会去创建新的 M。

2.2 调度器设计策略

复用线程

避免频繁的创建、销毁线程，而是对线程的复用。

work stealing 机制

当本线程无可运行的 G 时，尝试从其他线程绑定的 P 偷取 G，而不是销毁线

hand off 机制

当本线程因为 G 进行系统调用阻塞时，线程释放绑定的 P，把 P 转移给其他空闲的线程执行。

利用并行

GOMAXPROCS 设置 P 的数量，最多有 GOMAXPROCS 个线程分布在多个 CPU 上同时运行。

抢占

在 coroutine 中要等待一个协程主动让出 CPU 才执行下一个协程，在 Go 中，一个 goroutine 最多占用 CPU 10ms，防止其他 goroutine 被饿死，这就是 goroutine 不同于 coroutine 的一个地方。

全局G队列

在新的调度器中依然有全局 G 队列，但功能已经被弱化了，当 M 执行 work stealing 从其他 P 偷不到 G 时，它可以从全局 G 队列获取 G。

2.3 go fun() 调度流程

有如下结论：

通过go func()来创建一个goroutine；
有两个存储G的队列，一个是局部调度器P的本地队列、一个是全局G队列。新建的G会先保存在P的本地队列中，如果P的本地队列满了则会保存在全局队列中；
G只能运行在M中，一个M必须持有一个P，M与P是1:1的关系。M会从P的本地队列弹出一个可执行状态的G来执行，如果P本地队列为空，就会从其他MP组合偷取一个可执行的G来执行；
一个M调度G执行的过程是一个循环机制；
当M执行某一个G的时候如果发生了syscall或者其余阻塞操作，M会阻塞，如果当前有一些G在执行，runtime会把这个线程M从P中摘除(detach)，然后再创建一个新的操作系统的线程 (如果有空闲的线程可用就复用空闲线程) 来服务于这个 P；
当 M 系统调用结束(syscall)时候，这个 G 会尝试获取一个空闲的 P 执行，并放入到这个 P 的本地队列。如果获取不到 P，那么这个线程 M 变成休眠状态，加入到空闲线程中，然后这个 G 会被放入全局队列中。

2.4 调度器的生命周期

特殊的M0和G0

M0

M0 是启动程序后的编号为 0 的主线程，这个 M 对应的实例会在全局变量 runtime.m0 中，不需要在 heap 上分配，M0 负责执行初始化操作和启动第一个 G，在之后 M0 就和其他的 M 一样了。

G0

G0 是每次启动一个 M 都会第一个创建的 goroutine，G0 仅用于负责调度的 G，G0 不指向任何可执行的函数，每个 M 都会有一个自己的 G0。在调度或系统调用时会使用 G0 的栈空间，全局变量的 G0 是 M0 的 G0。

3. Go调度器场景过程全解析

场景1：G1创建G2

P 拥有 G1，M1 获取 P 后开始运行 G1，G1 使用 go func() 创建了 G2，为了局部性 G2 优先加入到 P1 的本地队列。

场景2：G1执行完毕

G1 运行完成后 (函数：goexit)，M 上运行的 goroutine 切换为 G0，G0 负责调度时协程的切换（函数：schedule）。从 P 的本地队列取 G2，从 G0 切换到 G2，并开始运行 G2 (函数：execute)。实现了线程 M1 的复用。

场景3：G2开辟过多的G

假设每个P的本地队列只能存4个G。G2要创建6个G，前四个已经加入队列中，队列已满。

场景4：G2本地满在创建G7

G2 在创建 G7 的时候，发现 P1 的本地队列已满，需要执行负载均衡 (把 P1 中本地队列中前一半的 G，还有新创建 G 转移到全局队列)

实际中并不一定是新的 G，如果 G 是 G2 之后就执行的，会被保存在本地队列，利用某个老的 G 替换新 G 加入全局队列

这些 G 被转移到全局队列时，会被打乱顺序。所以 G3,G4,G7 被转移到全局队列。

场景5：G2本地未满创建G8

G2 创建 G8 时，P1 的本地队列未满，所以 G8 会被加入到 P1 的本地队列。G8 加入到 P1 点本地队列的原因是因为 P1 此时在与 M1 绑定，而 G2 此时是 M1 在执行。所以 G2 创建的新的 G 会优先放置到自己的 M 绑定的 P 上。

场景6：唤醒正在休眠的M

规定：在创建 G 时，运行的 G 会尝试唤醒其他空闲的 P 和 M 组合去执行。

假定 G2 唤醒了 M2，M2 绑定了 P2，并运行 G0，但 P2 本地队列没有 G，M2 此时为自旋线程**（没有 G 但为运行状态的线程，不断寻找 G）**。

场景7：被唤醒的M2从全局队列取批量G

M2 尝试从全局队列 (简称 “GQ”) 取一批 G 放到 P2 的本地队列（函数：findrunnable()）。M2 从全局队列取的 G 数量符合公式：n = min(len(GQ)/GPMAXPROCS + 1, len(GQ/2))至少从全局队列取1个g，但每次不要从全局队列移太多g到p本地队列，给其他 p 留点。这是从全局队列到 P 本地队列的负载均衡。

假定我们场景中一共有 4 个 P（GOMAXPROCS 设置为 4，那么我们允许最多就能用 4 个 P 来供 M 使用）。所以 M2 只从能从全局队列取 1 个 G（即 G3）移动 P2 本地队列，然后完成从 G0 到 G3 的切换，运行 G3。

场景8：M2从M1中偷取G

假设 G2 一直在 M1 上运行，经过 2 轮后，M2 已经把 G7、G4 从全局队列获取到了 P2 的本地队列并完成运行，全局队列和 P2 的本地队列都空了，如场景 8 图的左半部分。

全局队列已经没有 G，那 m 就要执行 work stealing (偷取)：从其他有 G 的 P 哪里偷取一半 G 过来，放到自己的 P 本地队列。P2 从 P1 的本地队列尾部取一半的 G，本例中一半则只有 1 个 G8，放到 P2 的本地队列并执行。

场景9：自旋线程的最大限制

G1 本地队列 G5、G6 已经被其他 M 偷走并运行完成，当前 M1 和 M2 分别在运行 G2 和 G8，M3 和 M4 没有 goroutine 可以运行，M3 和 M4 处于自旋状态，它们不断寻找 goroutine。

为什么要让 m3 和 m4 自旋，自旋本质是在运行，线程在运行却没有执行 G，就变成了浪费 CPU. 为什么不销毁现场，来节约 CPU 资源。因为创建和销毁 CPU 也会浪费时间，我们希望当有新 goroutine 创建时，立刻能有 M 运行它，如果销毁再新建就增加了时延，降低了效率。当然也考虑了过多的自旋线程是浪费 CPU，所以系统中最多有 GOMAXPROCS 个自旋的线程(即M) (当前例子中的 GOMAXPROCS=4，所以一共 4 个 P)，多余的没事做线程会让他们休眠。

场景10：G发生系统调用/阻塞

假定当前除了 M3 和 M4 为自旋线程，还有 M5 和 M6 为空闲的线程 (没有得到 P 的绑定，注意我们这里最多就只能够存在 4 个 P，所以 P 的数量应该永远是 M>=P, 大部分都是 M 在抢占需要运行的 P)，G8 创建了 G9，G8 进行了阻塞的系统调用，M2 和 P2 立即解绑，P2 会执行以下判断：如果 P2 本地队列有 G、全局队列有 G 或有空闲的 M，P2 都会立马唤醒 1 个 M 和它绑定，否则 P2 则会加入到空闲 P 列表，等待 M 来获取可用的 p。本场景中，P2 本地队列有 G9，可以和其他空闲的线程 M5 绑定。

场景11：G发生系统调用/非阻塞

G8 创建了 G9，假如 G8 进行了非阻塞系统调用。

M2 和 P2 会解绑，但 M2 会记住 P2，然后 G8 和 M2 进入系统调用状态。当 G8 和 M2 退出系统调用时，会尝试获取 P2，如果无法获取，则获取空闲的 P，如果依然没有，G8 会被记为可运行状态，并加入到全局队列，M2 因为没有 P 的绑定而变成休眠状态 (长时间休眠等待 GC 回收销毁)。

4. 总结

Go 调度本质是把大量的 goroutine 分配到少量线程上去执行，并利用多核并行，实现更强大的并发。

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