Go语言的GMP原理与调度

GMP 原理与调度

(1) 单进程时代不需要调度器：一切的程序只能串行发生。

(2) 多进程 / 线程时代有了调度器需求

一个进程阻塞，cpu可以立刻切换到其他进程中去执行，而且调度cpu的算法可以保证在运行的进程都可以被分配到 cpu 的运行时间片。从宏观来看，似乎多个进程同时被运行。

 

(3) 协程来提高CPU利用率

为每个任务都创建一个线程是不现实的，因为会消耗大量的内存。

一个线程分为“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”，CPU并不知道有“用户态线程”。

细分：内核线程叫“线程(thread)”，用户线程叫 “协程(co-routine)”。

有 3 种协程和线程的映射关系：

①N:1关系：

N个协程绑定1个线程，优点就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。但也有很大的缺点，1个进程的所有协程都绑定在1个线程上。

缺点：

某个程序用不了硬件的多核加速能力；

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。

 

②1:1关系

最容易实现。协程的调度都由CPU完成了，不存在N:1缺点。

缺点：协程的创建、删除和切换的代价都由 CPU 完成，有点略显昂贵了。

 

③M:N关系

M个协程绑定N个线程，克服了以上2种模型的缺点，但实现起来最为复杂。

协程跟线程是有区别的，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。

 

 

Go 语言的协程 goroutine：占用内存更小（几 kb）、调度更灵活 (runtime 调度)

被废弃的 goroutine 调度器

Go目前使用的调度器是2012年重新设计的。

大部分文章都是会用 G来表示Goroutine，用M来表示线程。

实现过程：

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。

 

缺点：

创建、销毁、调度G都需要每个M获取锁，这就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。

 

Goroutine 调度器的 GMP 模型的设计思想

在新调度器中，出列 M (thread) 和 G (goroutine)，又引进了P (Processor)。

Processor，它包含了运行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。

 

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：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。P的数量：由启动时环境变量 $GOMAXPROCS  或 由runtime的方法GOMAXPROCS()决定。

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：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。

 

M的数量：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。

 

M何时创建：没有足够的M来关联P并运行其中的可运行的G，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。

 

 

调度器的设计策略

复用线程：避免频繁的创建、销毁线程，而是对线程的复用。

1）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，而不是销毁线程。

 

2）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。GOMAXPROCS也限制了并发的程度，比如 GOMAXPROCS =核数/2，则最多利用了一半的CPU核进行并行。

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，这就是区别。

全局G队列：在新的调度器中依然有全局G队列，但功能弱化，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。

 

go func ( ) 调度流程

 1、我们通过go func ( )来创建一个goroutine；

2、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。新创建的G会先保存在P的本地队列中，如果P的本地队列已经满了就会保存在全局的队列中；

 

3、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的本地队列为空，就会想其他的MP组合偷取一个可执行的G来执行；

 

4、一个M调度G执行的过程是一个循环机制；

 

5、当M执行某一个G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；

 

6、当M系统调用结束时候，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。

 

调度器的生命周期

特殊的M0和G0

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是每次启动一个M都会第一个创建的gourtine，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。

 

package main

import "fmt"

func main() {

    fmt.Println("Hello world")

}

1.runtime创建最初的线程m0和goroutine g0，并把2者关联。

2.调度器初始化：初始化m0、栈、垃圾回收，以及创建和初始化由GOMAXPROCS个P构成的P列表。

3.示例代码中的main函数是main.main，runtime中也有1个main函数——runtime.main，代码经过编译后，runtime.main会调用main.main，程序启动时会为runtime.main创建 goroutine，称它为main goroutine吧，然后把main goroutine加入到P的本地队列。

4.启动m0，m0已经绑定了P，会从P的本地队列获取G，获取到main goroutine。

5.G拥有栈，M根据G中的栈信息和调度信息设置运行环境

6.M运行G

7.G退出，再次回到M获取可运行的G，这样重复下去，直到 main.main 退出，runtime.main 执行Defer和Panic处理，或调用runtime.exit退出程序。

调度器的生命周期几乎占满了一个Go程序的一生，runtime.main的goroutine执行之前都是为调度器做准备工作，runtime.main的goroutine运行，才是调度器的真正开始，直到 runtime.main结束而结束。

 

可视化 GMP 编程（略）

方式 1：go tool trace：trace 记录了运行时的信息，能提供可视化的 Web 页面。

 

方式 2：Debug trace

 

Go 调度器调度场景过程全解析

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3个G。G2要创建了6个G，前3个G（G3, G4, G5）已经加入p1的本地队列，p1 本地队列满了。

 场景4：G2本地满再创建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)

（实现中并不一定是新的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点本地队列的原因还是因为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数量符合下面的公式：

n = min(len(GQ)/GOMAXPROCS + 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动太多的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种偷取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 (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)。

 

小结

Go调度器很轻量也很简单，足以撑起 goroutine的调度工作，并且让Go具有了原生（强大）并发的能力。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。