Go语言虽然使用一个Go关键字即可实现并发编程，但Goroutine被调度到后端之后，具体的实现比较复杂。先看看调度器有哪几部分组成。
1、G
G是Goroutine的缩写，相当于操作系统中的进程控制块，在这里就是Goroutine的控制结构，是对Goroutine的抽象。其中包括执行的函数指令及参数；G保存的任务对象；线程上下文切换，现场保护和现场恢复需要的寄存器(SP、IP)等信息。
Go不同版本Goroutine默认栈大小不同。
// Go1.11版本默认stack大小为2KB
_StackMin = 2048
// 创建一个g对象,然后放到g队列
// 等待被执行
func newproc1(fn *funcval, argp *uint8, narg int32, callergp *g, callerpc uintptr) {_g_ := getg() _g_.m.locks++ siz := narg siz = (siz +7) &^7_p_ := _g_.m.p.ptr() newg := gfget(_p_)
ifnewg ==nil{
// 初始化g stack大小newg = malg(_StackMin) casgstatus(newg, _Gidle, _Gdead) allgadd(newg) }
// 以下省略}
2、M
M是一个线程或称为Machine，所有M是有线程栈的。如果不对该线程栈提供内存的话，系统会给该线程栈提供内存(不同操作系统提供的线程栈大小不同)。当指定了线程栈，则M.stack→G.stack，M的PC寄存器指向G提供的函数，然后去执行。
type m struct {
/* 1. 所有调用栈的Goroutine,这是一个比较特殊的Goroutine。 2. 普通的Goroutine栈是在Heap分配的可增长的stack,而g0的stack是M对应的线程栈。 3. 所有调度相关代码,会先切换到该Goroutine的栈再执行。 */g0*gcurg*g//M当前绑定的结构体G//SP、PC寄存器用于现场保护和现场恢复vdsoSPuintptrvdsoPCuintptr// 省略…}
3、P
P(Processor)是一个抽象的概念，并不是真正的物理CPU。所以当P有任务时需要创建或者唤醒一个系统线程来执行它队列里的任务。所以P/M需要进行绑定，构成一个执行单元。
P决定了同时可以并发任务的数量，可通过GOMAXPROCS限制同时执行用户级任务的操作系统线程。可以通过runtime.GOMAXPROCS进行指定。在Go1.5之后GOMAXPROCS被默认设置可用的核数，而之前则默认为1。
// 自定义设置GOMAXPROCS数量
func GOMAXPROCS(n int) int {
/*1.GOMAXPROCS设置可执行的CPU的最大数量,同时返回之前的设置。2.如果n <1,则不更改当前的值。 */ ret :=int(gomaxprocs) stopTheWorld("GOMAXPROCS")
// startTheWorld启动时,使用newprocs。newprocs =int32(n) startTheWorld()
returnret}
// 默认P被绑定到所有CPU核上
// P == cpu.cores
func getproccount() int32 {
const maxCPUs = 64 * 1024varbuf [maxCPUs /8]byte// 获取CPU Corer := sched_getaffinity(0, unsafe.Sizeof(buf), &buf[0]) n :=int32(0)
for_, v :=rangebuf[:r] {
forv !=0{ n +=int32(v &1) v >>=1} }
ifn ==0{ n =1}
returnn}
// 一个进程默认被绑定在所有CPU核上,返回所有CPU core。
// 获取进程的CPU亲和性掩码系统调用
// rax 204 ; 系统调用码
// system_call sys_sched_getaffinity; 系统调用名称
// rid pid ; 进程号
// rsi unsigned int len
// rdx unsigned long *user_mask_ptr
sys_linux_amd64.s:TEXT runtime·sched_getaffinity(SB),NOSPLIT,$0MOVQ pid+0(FP), DI MOVQlen+8(FP), SI MOVQ buf+16(FP), DX MOVL $SYS_sched_getaffinity, AX SYSCALL MOVL AX, ret+24(FP) RET
Go调度器调度过程
首先创建一个G对象，G对象保存到P本地队列或者是全局队列。P此时去唤醒一个M。P继续执行它的执行序。M寻找是否有空闲的P，如果有则将该G对象移动到它本身。接下来M执行一个调度循环(调用G对象->执行->清理线程→继续找新的Goroutine执行)。
M执行过程中，随时会发生上下文切换。当发生上线文切换时，需要对执行现场进行保护，以便下次被调度执行时进行现场恢复。Go调度器M的栈保存在G对象上，只需要将M所需要的寄存器(SP、PC等)保存到G对象上就可以实现现场保护。当这些寄存器数据被保护起来，就随时可以做上下文切换了，在中断之前把现场保存起来。如果此时G任务还没有执行完，M可以将任务重新丢到P的任务队列，等待下一次被调度执行。当再次被调度执行时，M通过访问G的vdsoSP、vdsoPC寄存器进行现场恢复(从上次中断位置继续执行)。
1、P 队列
通过上图可以发现，P有两种队列：本地队列和全局队列。
本地队列：当前P的队列，本地队列是Lock-Free，没有数据竞争问题，无需加锁处理，可以提升处理速度。
全局队列：全局队列为了保证多个P之间任务的平衡。所有M共享P全局队列，为保证数据竞争问题，需要加锁处理。相比本地队列处理速度要低于全局队列。
2、上线文切换
简单理解为当时的环境即可，环境可以包括当时程序状态以及变量状态。例如线程切换的时候在内核会发生上下文切换，这里的上下文就包括了当时寄存器的值，把寄存器的值保存起来，等下次该线程又得到cpu时间的时候再恢复寄存器的值，这样线程才能正确运行。
对于代码中某个值说，上下文是指这个值所在的局部(全局)作用域对象。相对于进程而言，上下文就是进程执行时的环境，具体来说就是各个变量和数据，包括所有的寄存器变量、进程打开的文件、内存(堆栈)信息等。
3、线程清理
Goroutine被调度执行必须保证P/M进行绑定，所以线程清理只需要将P释放就可以实现线程的清理。什么时候P会释放，保证其它G可以被执行。P被释放主要有两种情况。
主动释放：最典型的例子是，当执行G任务时有系统调用，当发生系统调用时M会处于Block状态。调度器会设置一个超时时间，当超时时会将P释放。
被动释放：如果发生系统调用，有一个专门监控程序，进行扫描当前处于阻塞的P/M组合。当超过系统程序设置的超时时间，会自动将P资源抢走。去执行队列的其它G任务。
终于要来说说Golang中最吸引人的goroutine了，这也是Golang能够横空出世的主要原因。不同于Python基于进程的并发模型，以及C++、Java等基于线程的并发模型。Golang采用轻量级的goroutine来实现并发，可以大大减少CPU的切换。现在已经有太多的文章来介绍goroutine的用法，在这里，我们从源码的角度来看看其内部实现。
重申一下重点：goroutine中的三个实体
goroutine中最主要的是三个实体为GMP，其中：
G:代表一个goroutine对象，每次go调用的时候，都会创建一个G对象，它包括栈、指令指针以及对于调用goroutines很重要的其它信息，比如阻塞它的任何channel，其主要数据结构：
typegstruct{stackstack// 描述了真实的栈内存，包括上下界m*m// 当前的mschedgobuf// goroutine切换时，用于保存g的上下文paramunsafe.Pointer// 用于传递参数，睡眠时其他goroutine可以设置param，唤醒时该goroutine可以获取atomicstatusuint32stackLockuint32goidint64// goroutine的IDwaitsinceint64// g被阻塞的大体时间lockedm*m// G被锁定只在这个m上运行}
其中最主要的当然是sched了，保存了goroutine的上下文。goroutine切换的时候不同于线程有OS来负责这部分数据，而是由一个gobuf对象来保存，这样能够更加轻量级，再来看看gobuf的结构：
typegobufstruct{spuintptrpcuintptrgguintptrctxtunsafe.Pointerretsys.Uintreglruintptrbpuintptr// for GOEXPERIMENT=framepointer}
其实就是保存了当前的栈指针，计数器，当然还有g自身，这里记录自身g的指针是为了能快速的访问到goroutine中的信息。
M：代表一个线程，每次创建一个M的时候，都会有一个底层线程创建；所有的G任务，最终还是在M上执行，其主要数据结构：
typemstruct{g0*g// 带有调度栈的goroutinegsignal*g// 处理信号的goroutinetls[6]uintptr// thread-local storagemstartfnfunc()curg*g// 当前运行的goroutinecaughtsigguintptrppuintptr// 关联p和执行的go代码nextppuintptridint32mallocingint32// 状态spinningbool// m是否out of workblockedbool// m是否被阻塞inwbbool// m是否在执行写屏蔽printlockint8incgobool// m在执行cgo吗fastranduint32ncgocalluint64// cgo调用的总数ncgoint32// 当前cgo调用的数目parknotealllink*m// 用于链接allmschedlinkmuintptrmcache*mcache// 当前m的内存缓存lockedg*g// 锁定g在当前m上执行，而不会切换到其他mcreatestack[32]uintptr// thread创建的栈}
结构体M中有两个G是需要关注一下的，一个是curg，代表结构体M当前绑定的结构体G。另一个是g0，是带有调度栈的goroutine，这是一个比较特殊的goroutine。普通的goroutine的栈是在堆上分配的可增长的栈，而g0的栈是M对应的线程的栈。所有调度相关的代码，会先切换到该goroutine的栈中再执行。也就是说线程的栈也是用的g实现，而不是使用的OS的。
P：代表一个处理器，每一个运行的M都必须绑定一个P，就像线程必须在么一个CPU核上执行一样，由P来调度G在M上的运行，P的个数就是GOMAXPROCS（最大256），启动时固定的，一般不修改；M的个数和P的个数不一定一样多（会有休眠的M或者不需要太多的M）（最大10000）；每一个P保存着本地G任务队列，也有一个全局G任务队列。P的数据结构：
typepstruct{lockmutexidint32statusuint32// 状态，可以为pidle/prunning/...linkpuintptrschedtickuint32// 每调度一次加1syscalltickuint32// 每一次系统调用加1sysmonticksysmontickmmuintptr// 回链到关联的mmcache*mcacheracectxuintptrgoidcacheuint64// goroutine的ID的缓存goidcacheenduint64// 可运行的goroutine的队列runqheaduint32runqtailuint32runq[256]guintptrrunnextguintptr// 下一个运行的gsudogcache[]*sudogsudogbuf[128]*sudogpallocpersistentAlloc// per-P to avoid mutexpad[sys.CacheLineSize]byte
其中P的状态有Pidle, Prunning, Psyscall, Pgcstop, Pdead；在其内部队列runqhead里面有可运行的goroutine，P优先从内部获取执行的g，这样能够提高效率。
除此之外，还有一个数据结构需要在这里提及，就是schedt，可以看做是一个全局的调度者：
typeschedtstruct{goidgenuint64lastpolluint64lockmutexmidlemuintptr// idle状态的mnmidleint32// idle状态的m个数nmidlelockedint32// lockde状态的m个数mcountint32// 创建的m的总数maxmcountint32// m允许的最大个数ngsysuint32// 系统中goroutine的数目，会自动更新pidlepuintptr// idle的pnpidleuint32nmspinninguint32// 全局的可运行的g队列runqheadguintptrrunqtailguintptrrunqsizeint32// dead的G的全局缓存gflockmutexgfreeStack*ggfreeNoStack*gngfreeint32// sudog的缓存中心sudoglockmutexsudogcache*sudog}
大多数需要的信息都已放在了结构体M、G和P中，schedt结构体只是一个壳。可以看到，其中有M的idle队列，P的idle队列，以及一个全局的就绪的G队列。schedt结构体中的Lock是非常必须的，如果M或P等做一些非局部的操作，它们一般需要先锁住调度器。
goroutine的运行过程
所有的goroutine都是由函数newproc来创建的，但是由于该函数不能调用分段栈，最后真正调用的是newproc1。在newproc1中主要进行如下动作：
funcnewproc1(fn*funcval,argp*uint8,nargint32,nretint32,callerpcuintptr)*g{newg=malg(_StackMin)casgstatus(newg,_Gidle,_Gdead)allgadd(newg)newg.sched.sp=spnewg.stktopsp=spnewg.sched.pc=funcPC(goexit)+sys.PCQuantumnewg.sched.g=guintptr(unsafe.Pointer(newg))gostartcallfn(&newg.sched,fn)newg.gopc=callerpcnewg.startpc=fn.fn......}
分配一个g的结构体
初始化这个结构体的一些域
将g挂在就绪队列
绑定g到一个m上
这个绑定只要m没有突破上限GOMAXPROCS,就拿一个m绑定一个g。如果m的waiting队列中有就从队列中拿,否则就要新建一个m,调用newm。
funcnewm(fnfunc(),_p_*p){mp:=allocm(_p_,fn)mp.nextp.set(_p_)mp.sigmask=initSigmaskexecLock.rlock()newosproc(mp,unsafe.Pointer(mp.g0.stack.hi))execLock.runlock()}
该函数其实就是创建一个m，跟newproc有些相似，之前也说了m在底层就是一个线程的创建，也即是newosproc函数，在往下挖可以看到会根据不同的OS来执行不同的bsdthread_create函数，而底层就是调用的runtime.clone：
clone(cloneFlags,stk,unsafe.Pointer(mp),unsafe.Pointer(mp.g0),unsafe.Pointer(funcPC(mstart)))
m创建好之后，线程的入口是mstart，最后调用的即是mstart1：
funcmstart1(){_g_:=getg()gosave(&_g_.m.g0.sched)_g_.m.g0.sched.pc=^uintptr(0)asminit()minit()if_g_.m==&m0{initsig(false)}iffn:=_g_.m.mstartfn;fn!=nil{fn()}schedule()}
里面最重要的就是schedule了，在schedule中的动作大体就是找到一个等待运行的g，然后然后搬到m上，设置其状态为Grunning,直接切换到g的上下文环境,恢复g的执行。
funcschedule(){_g_:=getg()if_g_.m.lockedg!=nil{stoplockedm()execute(_g_.m.lockedg,false)// Never returns.}}
schedule的执行可以大体总结为：
schedule函数获取g => [必要时休眠] => [唤醒后继续获取] => execute函数执行g => 执行后返回到goexit => 重新执行schedule函数
简单来说g所经历的几个主要的过程就是：Gwaiting->Grunnable->Grunning。经历了创建,到挂在就绪队列,到从就绪队列拿出并运行整个过程。
casgstatus(gp,_Gwaiting,_Grunnable)casgstatus(gp,_Grunnable,_Grunning)
引入了struct M这层抽象。m就是这里的worker,但不是线程。处理系统调用中的m不会占用mcpu数量,只有干事的m才会对应到线程.当mcpu数量少于GOMAXPROCS时可以一直开新的线程干活.而goroutine的执行则是在m和g都满足之后通过schedule切换上下文进入的.
抢占式调度
当有很多goroutine需要执行的时候，是怎么调度的了，上面说的P还没有出场呢，在runtime.main中会创建一个额外m运行sysmon函数，抢占就是在sysmon中实现的。
sysmon会进入一个无限循环, 第一轮回休眠20us, 之后每次休眠时间倍增, 最终每一轮都会休眠10ms. sysmon中有netpool(获取fd事件), retake(抢占), forcegc(按时间强制执行gc), scavenge heap(释放自由列表中多余的项减少内存占用)等处理.
funcsysmon(){lasttrace:=int64(0)idle:=0// how many cycles in succession we had not wokeup somebodydelay:=uint32(0)for{ifidle==0{// start with 20us sleep...delay=20}elseifidle>50{// start doubling the sleep after 1ms...delay*=2}ifdelay>10*1000{// up to 10msdelay=10*1000}usleep(delay)......}}
里面的函数retake负责抢占：
funcretake(nowint64)uint32{n:=0fori:=int32(0);i0&&pd.syscallwhen+10*1000*1000>now{continue}incidlelocked(-1)ifatomic.Cas(&_p_.status,s,_Pidle){iftrace.enabled{traceGoSysBlock(_p_)traceProcStop(_p_)}n++_p_.syscalltick++handoffp(_p_)}incidlelocked(1)}elseifs==_Prunning{// 如果G运行时间过长，则抢占该Gt:=int64(_p_.schedtick)ifint64(pd.schedtick)!=t{pd.schedtick=uint32(t)pd.schedwhen=nowcontinue}ifpd.schedwhen+forcePreemptNS>now{continue}preemptone(_p_)}}returnuint32(n)}
枚举所有的P 如果P在系统调用中(_Psyscall), 且经过了一次sysmon循环(20us~10ms), 则抢占这个P， 调用handoffp解除M和P之间的关联， 如果P在运行中(_Prunning), 且经过了一次sysmon循环并且G运行时间超过forcePreemptNS(10ms), 则抢占这个P
并设置g.preempt = true，g.stackguard0 = stackPreempt。
为什么设置了stackguard就可以实现抢占?
因为这个值用于检查当前栈空间是否足够, go函数的开头会比对这个值判断是否需要扩张栈。
newstack函数判断g.stackguard0等于stackPreempt, 就知道这是抢占触发的, 这时会再检查一遍是否要抢占。
抢占机制保证了不会有一个G长时间的运行导致其他G无法运行的情况发生。
总结
相比大多数并行设计模型，Go比较优势的设计就是P上下文这个概念的出现，如果只有G和M的对应关系，那么当G阻塞在IO上的时候，M是没有实际在工作的，这样造成了资源的浪费，没有了P，那么所有G的列表都放在全局，这样导致临界区太大，对多核调度造成极大影响。
而goroutine在使用上面的特点，感觉既可以用来做密集的多核计算，又可以做高并发的IO应用，做IO应用的时候，写起来感觉和对程序员最友好的同步阻塞一样，而实际上由于runtime的调度，底层是以同步非阻塞的方式在运行（即IO多路复用）。
所以说保护现场的抢占式调度和G被阻塞后传递给其他m调用的核心思想，使得goroutine的产生。
