从源码角度看 Golang 的调度

1.简单概念

1.1 调度器的三个抽象概念：G、M、P

• G：代表一个 goroutine，每个 goroutine 都有自己独立的栈存放当前的运行内存及状态。可以把一个 G 当做一个任务。
• M: 代表内核线程(Pthread)，它本身就与一个内核线程进行绑定，goroutine 运行在 M 上。
• P：代表一个处理器，可以认为一个“有运行任务”的 P 占了一个 CPU 线程的资源，且只要处于调度的时候就有 P。

注：内核线程和 CPU 线程的区别，在系统里可以有上万个内核线程，但 CPU 线程并没有那么多，CPU 线程也就是 Top 命令里看到的 CPU0、CPU1、CPU2…的数量。

三者关系大致如下图：

图 1、图 2 代表 2 个有运行任务时的状态。M 与一个内核线程绑定，可运行的 goroutine 列表存放到 P 里面，然后占用了一个 CPU 线程来运行。

图 3 代表没有运行任务时的状态，M 依然与一个内核线程绑定，由于没有运行任务因此不占用 CPU 线程，同时也不占用 P。

1.2 调度的大致轮廓

图中表述了由 go func 触发的调度。先创建 M 通过 M 启动调度循环，然后调度循环过程中获取 G 来执行，执行过程中遇到图中 running G 后面几个 case 再次进入下一循环。

下面从程序启动、调度循环、G 的来源三个角度分析调度的实现。

2.进程启动时都做了什么

下面先看一段程序启动的代码

// runtime/asm_amd64.s

TEXT runtime·rt0_go(SB),NOSPLIT,$0
......此处省略N多代码......
ok:
        // set the per-goroutine and per-mach "registers"
        get_tls(BX)  // 将 g0 放到 tls(thread local storage)里
        LEAQ    runtime·g0(SB), CX
        MOVQ    CX, g(BX)
        LEAQ    runtime·m0(SB), AX

        // save m->g0 = g0  // 将全局M0与全局G0绑定
        MOVQ    CX, m_g0(AX)
        // save m0 to g0->m
        MOVQ    AX, g_m(CX)

        CLD                             // convention is D is always left cleared
        CALL    runtime·check(SB)

        MOVL    16(SP), AX              // copy argc
        MOVL    AX, 0(SP)
        MOVQ    24(SP), AX              // copy argv
        MOVQ    AX, 8(SP)
        CALL    runtime·args(SB) // 解析命令行参数
        CALL    runtime·osinit(SB) // 只初始化了CPU核数
        CALL    runtime·schedinit(SB) // 内存分配器、栈、P、GC回收器等初始化

        // create a new goroutine to start program
        MOVQ    $runtime·mainPC(SB), AX         // 
        PUSHQ   AX
        PUSHQ   $0                      // arg size
        CALL    runtime·newproc(SB) // 创建一个新的G来启动runtime.main
        POPQ    AX
        POPQ    AX

        // start this M
        CALL    runtime·mstart(SB) // 启动M0,开始等待空闲G,正式进入调度循环

        MOVL    $0xf1, 0xf1  // crash
        RET

在启动过程里主要做了这三个事情(这里只跟调度相关的)：

• 初始化固定数量的 P
• 创建一个新的 G 来启动 runtime.main, 也就是 runtime 下的 main 方法
• 创建全局 M0、全局 G0，启动 M0 进入第一个调度循环

M0 是什么？程序里会启动多个 M，第一个启动的叫 M0。
G0 是什么？G 分三种，第一种是执行用户任务的叫做 G，第二种执行 runtime 下调度工作的叫G0，每个 M 都绑定一个 G0。第三种则是启动 runtime.main 用到的 G。写程序接触到的基本都是第一种

我们按照顺序看是怎么完成上面三个事情的。

2.1 runtime.osinit(SB)方法针对系统环境的初始化

这里实质只做了一件事情，就是获取 CPU 的线程数，也就是 Top 命令里看到的 CPU0、CPU1、CPU2…的数量。

// runtime/os_linux.go

func osinit() {
  ncpu = getproccount()
}

2.2 runtime.schedinit(SB)调度相关的一些初始化

// runtime/proc.go

// 设置最大M数量
sched.maxmcount = 10000

// 初始化当前M,即全局M0
mcommoninit(_g_.m)

// 查看应该启动的P数量，默认为cpu core数.
// 如果设置了环境变量GOMAXPROCS则以环境变量为准,最大不得超过_MaxGomaxprocs(1024)个
procs := ncpu
if n, ok := atoi32(gogetenv("GOMAXPROCS")); ok && n > 0 {
  procs = n
}
if procs > _MaxGomaxprocs {
  procs = _MaxGomaxprocs
}
// 调整P数量，此时由于是初始化阶段，所以P都是新建的
if procresize(procs) != nil {
  throw("unknown runnable goroutine during bootstrap")
}

这里 sched.maxmcount 设置了 M 最大的数量，而 M 代表的是系统内核线程，因此可以认为一个进程最大只能启动 10000 个系统线程。

procresize 初始化 P 的数量，procs 参数为初始化的数量，而在初始化之前先做数量的判断，默认是 ncpu(与 CPU 核数相等)。也可以通过环境变量 GOMAXPROCS 来控制 P 的数量。_MaxGomaxprocs 控制了最大的 P 数量只能是 1024。

有些人在进程初始化的时候经常用到 runtime.GOMAXPROCS() 方法，其实也是调用的 procresize 方法重新设置了最大 CPU 使用数量。

2.3 runtime·mainPC(SB)启动监控任务

// runtime/proc.go

// The main goroutine.
func main() {
  ......
  
  // 启动后台监控
  systemstack(func() {
    newm(sysmon, nil)
  })

  ......
}

在 runtime 下会启动一个全程运行的监控任务，该任务用于标记抢占执行过长时间的 G，以及检测 epoll 里面是否有可执行的 G。下面会详细说到。

2.4 最后 runtime·mstart(SB)启动调度循环

前面都是各种初始化操作，在这里开启了调度器的第一个调度循环。(这里启动的 M 就是 M0)

下面来围绕 G、M、P 三个概念介绍 Goroutine 调度循环的运作流程。

3.调度循环都做了什么

图 1 代表 M 启动的过程，把 M 跟一个 P 绑定再一起。在程序初始化的过程中说到在进程启动的最后一步启动了第一个 M(即 M0)，这个 M 从全局的空闲 P 列表里拿到一个 P，然后与其绑定。而 P 里面有 2 个管理 G 的链表(runq 存储等待运行的 G 列表，gfree 存储空闲的 G 列表)，M 启动后等待可执行的 G。

图 2 代表创建 G 的过程。创建完一个 G 先扔到当前 P 的 runq 待运行队列里。在图 3 的执行过程里，M 从绑定的 P 的 runq 列表里获取一个 G 来执行。当执行完成后，图 4 的流程里把 G 仍到 gfree 队列里。注意此时 G 并没有销毁(只重置了 G 的栈以及状态)，当再次创建 G 的时候优先从 gfree 列表里获取，这样就起到了复用 G 的作用，避免反复与系统交互创建内存。

M 即启动后处于一个自循环状态，执行完一个 G 之后继续执行下一个 G，反复上面的图 2~图 4 过程。当第一个 M 正在繁忙而又有新的 G 需要执行时，会再开启一个 M 来执行。

下面详细看下调度循环的实现。

3.1 调度器如何开启调度循环

先看一下 M 的启动过程（M0 启动是个特殊的启动过程，也是第一个启动的 M，由汇编实现的初始化后启动，而后续的 M 创建以及启动则是 Go 代码实现）。

// runtime/proc.go

func startm(_p_ *p, spinning bool) {
  lock(&sched.lock)
  if _p_ == nil {
    // 从空闲P里获取一个
    _p_ = pidleget()
    
    ......
  }
  // 获取一个空闲的m
  mp := mget()
  unlock(&sched.lock)
  // 如果没有空闲M，则new一个
  if mp == nil {
    var fn func()
    if spinning {
      // The caller incremented nmspinning, so set m.spinning in the new M.
      fn = mspinning
    }
    newm(fn, _p_)
    return
  }
  
  ......
  
  // 唤醒M
  notewakeup(&mp.park)
}

func newm(fn func(), _p_ *p) {
  // 创建一个M对象,且与P关联
  mp := allocm(_p_, fn)
  // 暂存P
  mp.nextp.set(_p_)
  mp.sigmask = initSigmask
  
  ......
  
  execLock.rlock() // Prevent process clone.
  // 创建系统内核线程
  newosproc(mp, unsafe.Pointer(mp.g0.stack.hi))
  execLock.runlock()
}

// runtime/os_linux.go
func newosproc(mp *m, stk unsafe.Pointer) {
  // Disable signals during clone, so that the new thread starts
  // with signals disabled. It will enable them in minit.
  var oset sigset
  sigprocmask(_SIG_SETMASK, &sigset_all, &oset)
  ret := clone(cloneFlags, stk, unsafe.Pointer(mp), unsafe.Pointer(mp.g0), unsafe.Pointer(funcPC(mstart)))
  sigprocmask(_SIG_SETMASK, &oset, nil)
}

func allocm(_p_ *p, fn func()) *m {
  ......
  
  mp := new(m)
  mp.mstartfn = fn // 设置启动函数
  mcommoninit(mp)  // 初始化m

  // 创建g0
  // In case of cgo or Solaris, pthread_create will make us a stack.
  // Windows and Plan 9 will layout sched stack on OS stack.
  if iscgo || GOOS == "solaris" || GOOS == "windows" || GOOS == "plan9" {
    mp.g0 = malg(-1)
  } else {
    mp.g0 = malg(8192 * sys.StackGuardMultiplier)
  }
  // 把新创建的g0与M做关联
  mp.g0.m = mp

  ......
  
  return mp
}

func mstart() {
  ......
  
  mstart1()
}

func mstart1() {

  ......
  
  // 进入调度循环(阻塞不返回)
  schedule()
}

非 M0 的启动首先从 startm 方法开始启动，要进行调度工作必须有调度处理器 P，因此先从空闲的 P 链表里获取一个 P，在 newm 方法创建一个 M 与 P 绑定。

newm 方法中通过 newosproc 新建一个内核线程，并把内核线程与 M 以及 mstart 方法进行关联，这样内核线程执行时就可以找到 M 并且找到启动调度循环的方法。最后 schedule 启动调度循环

allocm 方法中创建 M 的同时创建了一个 G 与自己关联，这个 G 就是我们在上面说到的 g0。为什么 M 要关联一个 g0？因为 runtime 下执行一个 G 也需要用到栈空间来完成调度工作，而拥有执行栈的地方只有 G，因此需要为每个执行线程里配置一个 g0。

3.2 调度器如何进行调度循环

调用 schedule 进入调度器的调度循环后，在这个方法里永远不再返回。下面看下实现。

// runtime/proc.go

func schedule() {
  _g_ := getg()

  // 进入gc MarkWorker 工作模式
  if gp == nil && gcBlackenEnabled != 0 {
    gp = gcController.findRunnableGCWorker(_g_.m.p.ptr())
  }
  if gp == nil {
    // Check the global runnable queue once in a while to ensure fairness.
    // Otherwise two goroutines can completely occupy the local runqueue
    // by constantly respawning each other.
    // 每处理n个任务就去全局队列获取G任务,确保公平
    if _g_.m.p.ptr().schedtick%61 == 0 && sched.runqsize > 0 {
      lock(&sched.lock)
      gp = globrunqget(_g_.m.p.ptr(), 1)
      unlock(&sched.lock)
    }
  }
  // 从P本地获取
  if gp == nil {
    gp, inheritTime = runqget(_g_.m.p.ptr())
    if gp != nil && _g_.m.spinning {
      throw("schedule: spinning with local work")
    }
  }
  // 从其它地方获取G,如果获取不到则沉睡M，并且阻塞在这里，直到M被再次使用
  if gp == nil {
    gp, inheritTime = findrunnable() // blocks until work is available
  }

  ......
  
  // 执行找到的G
  execute(gp, inheritTime)
}

// 从P本地获取一个可运行的G
func runqget(_p_ *p) (gp *g, inheritTime bool) {
  // If there's a runnext, it's the next G to run.
  // 优先从runnext里获取一个G，如果没有则从runq里获取
  for {
    next := _p_.runnext
    if next == 0 {
      break
    }
    if _p_.runnext.cas(next, 0) {
      return next.ptr(), true
    }
  }

  // 从队头获取
  for {
    h := atomic.Load(&_p_.runqhead) // load-acquire, synchronize with other consumers
    t := _p_.runqtail
    if t == h {
      return nil, false
    }
    gp := _p_.runq[h%uint32(len(_p_.runq))].ptr()
    if atomic.Cas(&_p_.runqhead, h, h+1) { // cas-release, commits consume
      return gp, false
    }
  }
}

// 从其它地方获取G
func findrunnable() (gp *g, inheritTime bool) {
  ......

  // 从本地队列获取
  if gp, inheritTime := runqget(_p_); gp != nil {
    return gp, inheritTime
  }

  // 全局队列获取
  if sched.runqsize != 0 {
    lock(&sched.lock)
    gp := globrunqget(_p_, 0)
    unlock(&sched.lock)
    if gp != nil {
      return gp, false
    }
  }
  
  // 从epoll里取
  if netpollinited() && sched.lastpoll != 0 {
    if gp := netpoll(false); gp != nil { // non-blocking
      ......
      
      return gp, false
    }
  }
  
  ......
  
  // 尝试4次从别的P偷
  for i := 0; i < 4; i++ {
    for enum := stealOrder.start(fastrand()); !enum.done(); enum.next() {
      if sched.gcwaiting != 0 {
        goto top
      }
      stealRunNextG := i > 2 // first look for ready queues with more than 1 g
      // 在这里开始针对P进行偷取操作
      if gp := runqsteal(_p_, allp[enum.position()], stealRunNextG); gp != nil {
        return gp, false
      }
    }
  }
}

// 尝试从全局runq中获取G
// 在"sched.runqsize/gomaxprocs + 1"、"max"、"len(_p_.runq))/2"三个数字中取最小的数字作为获取的G数量
func globrunqget(_p_ *p, max int32) *g {
  if sched.runqsize == 0 {
    return nil
  }

  n := sched.runqsize/gomaxprocs + 1
  if n > sched.runqsize {
    n = sched.runqsize
  }
  if max > 0 && n > max {
    n = max
  }
  if n > int32(len(_p_.runq))/2 {
    n = int32(len(_p_.runq)) / 2
  }

  sched.runqsize -= n
  if sched.runqsize == 0 {
    sched.runqtail = 0
  }

  gp := sched.runqhead.ptr()
  sched.runqhead = gp.schedlink
  n--
  for ; n > 0; n-- {
    gp1 := sched.runqhead.ptr()
    sched.runqhead = gp1.schedlink
    runqput(_p_, gp1, false) // 放到本地P里
  }
  return gp
}

schedule 中首先尝试从 P 本地队列中获取(runqget)一个可执行的 G，如果没有则从其它地方获取(findrunnable),最终通过 execute 方法执行 G。

runqget 先通过 runnext 拿到待运行 G,没有的话，再从 runq 里面取。

findrunnable 从全局队列、epoll、别的 P 里获取。(后面会扩展分析实现)

在调度的开头出还做了一个小优化：每处理一些任务之后，就优先从全局队列里获取任务，以保障公平性，防止由于每个 P 里的 G 过多，而全局队列里的任务一直得不到执行机会。

这里用到了一个关键方法 getg()，runtime 的代码里大量使用该方法，它由汇编实现，该方法就是获取当前运行的 G，具体实现不再这里阐述。

3.3 多个线程下如何调度

抛出一个问题：每个 P 里面的 G 执行时间是不可控的，如果多个 P 同时在执行，会不会出现有的 P 里面的 G 执行不完，有的 P 里面几乎没有 G 可执行呢？

这就要从 M 的自循环过程中如何获取 G、归还 G 的行为说起了，先看图：

图中可以看出有两种途径：1.借助全局队列 sched.runq 作为中介，本地 P 里的 G 太多的话就放全局里，G 太少的话就从全局取。2.全局列表里没有的话直接从 P1 里偷取(steal)。(更多 M 在执行的话，同样的原理，这里就只拿 2 个来举例)

第 1 种途径实现如下：

// runtime/proc.go

func runqput(_p_ *p, gp *g, next bool) {
  if randomizeScheduler && next && fastrand()%2 == 0 {
    next = false
  }

  // 尝试把G添加到P的runnext节点，这里确保runnext只有一个G，如果之前已经有一个G则踢出来放到runq里
  if next {
  retryNext:
    oldnext := _p_.runnext
    if !_p_.runnext.cas(oldnext, guintptr(unsafe.Pointer(gp))) {
      goto retryNext
    }
    if oldnext == 0 {
      return
    }
    // 把老的g踢出来，在下面放到runq里
    gp = oldnext.ptr()
  }

retry:
  // 如果_p_.runq队列不满，则放到队尾就结束了。
  // 试想如果不放到队尾而放到队头里会怎样？如果频繁的创建G则可能后面的G总是不被执行，对后面的G不公平
  h := atomic.Load(&_p_.runqhead) // load-acquire, synchronize with consumers
  t := _p_.runqtail
  if t-h < uint32(len(_p_.runq)) {
    _p_.runq[t%uint32(len(_p_.runq))].set(gp)
    atomic.Store(&_p_.runqtail, t+1) // store-release, makes the item available for consumption
    return
  }
  //如果队列满了，尝试把G和当前P里的一部分runq放到全局队列
  //因为操作全局需要加锁,所以名字里带个slow
  if runqputslow(_p_, gp, h, t) {
    return
  }
  // the queue is not full, now the put above must succeed
  goto retry
}

func runqputslow(_p_ *p, gp *g, h, t uint32) bool {
  var batch [len(_p_.runq)/2 + 1]*g

  // First, grab a batch from local queue.
  n := t - h
  n = n / 2
  if n != uint32(len(_p_.runq)/2) {
    throw("runqputslow: queue is not full")
  }
  // 从runq头部开始取出一半的runq放到临时变量batch里
  for i := uint32(0); i < n; i++ {
    batch[i] = _p_.runq[(h+i)%uint32(len(_p_.runq))].ptr()
  }
  if !atomic.Cas(&_p_.runqhead, h, h+n) { // cas-release, commits consume
    return false
  }
  // 把要put的g也放进batch去
  batch[n] = gp

  if randomizeScheduler {
    for i := uint32(1); i <= n; i++ {
      j := fastrandn(i + 1)
      batch[i], batch[j] = batch[j], batch[i]
    }
  }

  // 把取出来的一半runq组成链表
  for i := uint32(0); i < n; i++ {
    batch[i].schedlink.set(batch[i+1])
  }

  // 将一半的runq放到global队列里,一次多转移一些省得转移频繁
  lock(&sched.lock)
  globrunqputbatch(batch[0], batch[n], int32(n+1))
  unlock(&sched.lock)
  return true
}

func globrunqputbatch(ghead *g, gtail *g, n int32) {
  gtail.schedlink = 0
  if sched.runqtail != 0 {
    sched.runqtail.ptr().schedlink.set(ghead)
  } else {
    sched.runqhead.set(ghead)
  }
  sched.runqtail.set(gtail)
  sched.runqsize += n
}

runqput 方法归还执行完的 G,runq 定义是 runq [256]guintptr，有固定的长度，因此当前 P 里的待运行 G 超过 256 的时候说明过多了，则执行 runqputslow 方法把一半 G 扔给全局 G 链表，globrunqputbatch 连接全局链表的头尾指针。

但可能别的 P 里面并没有超过 256，就不会放到全局 G 链表里，甚至可能一直维持在不到 256 个。这就借助第 2 个途径了：

第 2 种途径实现如下：

// runtime/proc.go

// 从其它地方获取G
func findrunnable() (gp *g, inheritTime bool) {
  ......
  
  // 尝试4次从别的P偷
  for i := 0; i < 4; i++ {
    for enum := stealOrder.start(fastrand()); !enum.done(); enum.next() {
      if sched.gcwaiting != 0 {
        goto top
      }
      stealRunNextG := i > 2 // first look for ready queues with more than 1 g
      // 在这里开始针对P进行偷取操作
      if gp := runqsteal(_p_, allp[enum.position()], stealRunNextG); gp != nil {
        return gp, false
      }
    }
  }
}

从别的 P 里面"偷取"一些 G 过来执行了。runqsteal 方法实现了"偷取"操作。

// runtime/proc.go

// 偷取P2一半到本地运行队列，失败则返回nil
func runqsteal(_p_, p2 *p, stealRunNextG bool) *g {
  t := _p_.runqtail
  n := runqgrab(p2, &_p_.runq, t, stealRunNextG)
  if n == 0 {
    return nil
  }
  n--
  // 返回尾部的一个G
  gp := _p_.runq[(t+n)%uint32(len(_p_.runq))].ptr()
  if n == 0 {
    return gp
  }
  h := atomic.Load(&_p_.runqhead) // load-acquire, synchronize with consumers
  if t-h+n >= uint32(len(_p_.runq)) {
    throw("runqsteal: runq overflow")
  }
  atomic.Store(&_p_.runqtail, t+n) // store-release, makes the item available for consumption
  return gp
}

// 从P里获取一半的G,放到batch里
func runqgrab(_p_ *p, batch *[256]guintptr, batchHead uint32, stealRunNextG bool) uint32 {
  for {
    // 计算一半的数量
    h := atomic.Load(&_p_.runqhead) // load-acquire, synchronize with other consumers
    t := atomic.Load(&_p_.runqtail) // load-acquire, synchronize with the producer
    n := t - h
    n = n - n/2
    
    ......
    
    // 将偷到的任务转移到本地P队列里
    for i := uint32(0); i < n; i++ {
      g := _p_.runq[(h+i)%uint32(len(_p_.runq))]
      batch[(batchHead+i)%uint32(len(batch))] = g
    }
    if atomic.Cas(&_p_.runqhead, h, h+n) { // cas-release, commits consume
      return n
    }
  }
}

上面可以看出从别的 P 里面偷(steal)了一半，这样就足够运行了。有了“偷取”操作也就充分利用了多线程的资源。

4.调度循环中如何让出 CPU

4.1 执行完成让出 CPU

绝大多数场景下我们程序都是执行完一个 G，再执行另一个 G，那我们就看下 G 是如何被执行以及执行完如何退出的。

先看 G 如何被执行：

// runtime/proc.go

func execute(gp *g, inheritTime bool) {
  _g_ := getg()

  casgstatus(gp, _Grunnable, _Grunning)
  
  ......

  // 真正的执行G，切换到该G的栈帧上执行（汇编实现）
  gogo(&gp.sched)
}

execute 方法先更改 G 的状态为_Grunning 表示运行中,最终给 gogo 方法做实际的执行操作。而 gogo 方法则是汇编实现。再来看下 gogo 方法的实现:

// runtime.asm_amd64.s

TEXT runtime·gogo(SB), NOSPLIT, $16-8
        MOVQ    buf+0(FP), BX           // gobuf 把0偏移的8个字节给BX寄存器, gobuf结构的前8个字节就是SP指针

        // If ctxt is not nil, invoke deletion barrier before overwriting.
        MOVQ    gobuf_ctxt(BX), AX // 在把gobuf的ctxt变量给AX寄存器
        TESTQ   AX, AX // 判断AX寄存器是否为空,传进来gp.sched的话肯定不为空了,因此JZ nilctxt不跳转
        JZ      nilctxt
        LEAQ    gobuf_ctxt(BX), AX
        MOVQ    AX, 0(SP)
        MOVQ    $0, 8(SP)
        CALL    runtime·writebarrierptr_prewrite(SB)
        MOVQ    buf+0(FP), BX

nilctxt: // 下面则是函数栈的BP SP指针移动，最后进入到指定的代码区域
        MOVQ    gobuf_g(BX), DX
        MOVQ    0(DX), CX               // make sure g != nil
        get_tls(CX)
        MOVQ    DX, g(CX)
        MOVQ    gobuf_sp(BX), SP        // restore SP
        MOVQ    gobuf_ret(BX), AX 
        MOVQ    gobuf_ctxt(BX), DX
        MOVQ    gobuf_bp(BX), BP
        MOVQ    $0, gobuf_sp(BX)        // clear to help garbage collector
        MOVQ    $0, gobuf_ret(BX) 
        MOVQ    $0, gobuf_ctxt(BX)
        MOVQ    $0, gobuf_bp(BX)
        MOVQ    gobuf_pc(BX), BX // PC指针指向退出时要执行的函数地址
        JMP     BX  // 跳转到执行代码处

// runtime/runtime2.go

type gobuf struct {
  // The offsets of sp, pc, and g are known to (hard-coded in) libmach.
  //
  // ctxt is unusual with respect to GC: it may be a
  // heap-allocated funcval so write require a write barrier,
  // but gobuf needs to be cleared from assembly. We take
  // advantage of the fact that the only path that uses a
  // non-nil ctxt is morestack. As a result, gogo is the only
  // place where it may not already be nil, so gogo uses an
  // explicit write barrier. Everywhere else that resets the
  // gobuf asserts that ctxt is already nil.
  sp   uintptr
  pc   uintptr
  g    guintptr
  ctxt unsafe.Pointer // this has to be a pointer so that gc scans it
  ret  sys.Uintreg
  lr   uintptr
  bp   uintptr // for GOEXPERIMENT=framepointer
}

gogo 方法传的参数注意是 gp.sched,而这个结构体里可以看到保存了熟悉的函数栈寄存器 SP/PC/BP，能想到是把执行栈传了进去(既然是执行一个 G，当然要把执行栈传进去了)。可以看到在 gogo 函数中实质就只是做了函数栈指针的移动。

这个执行 G 的操作，熟悉函数调用的函数栈的基本原理的人想必有些印象(如果不熟悉请自行搜索)，执行一个 G 其实就是执行函数一样切换到对应的函数栈帧上。

C 语言里栈帧创建的时候有个 IP 寄存器指向"return address",即主调函数的一条指令的地址， 被调函数退出的时候通过该指针回到调用函数里。在 Go 语言里有个 PC 寄存器指向退出函数。那么下 PC 寄存器指向的是哪里？我们回到创建 G 的地方看下代码：

// runtime/proc.go

func newproc1(fn *funcval, argp *uint8, narg int32, nret int32, callerpc uintptr) *g {
  ......
  
  // 从当前P里面复用一个空闲G
  newg := gfget(_p_)
  // 如果没有空闲G则新建一个,默认堆大小为_StackMin=2048 bytes
  if newg == nil {
    newg = malg(_StackMin)
    casgstatus(newg, _Gidle, _Gdead)
    // 把新创建的G添加到全局allg里
    allgadd(newg) // publishes with a g->status of Gdead so GC scanner doesn't look at uninitialized stack.
  }
  
  ......
  
  newg.sched.sp = sp
  newg.stktopsp = sp
  newg.sched.pc = funcPC(goexit) + sys.PCQuantum // 记录当前任务的pc寄存器为goexit方法，用于当执行G结束后找到退出方法，从而再次进入调度循环 // +PCQuantum so that previous instruction is in same function
  newg.sched.g = guintptr(unsafe.Pointer(newg))
  gostartcallfn(&newg.sched, fn)
  newg.gopc = callerpc
  newg.startpc = fn.fn
  
  .......
  
  return newg
}

代码中可以看到，给 G 的执行环境里的 pc 变量赋值了一个 goexit 的函数地址，也就是说 G 正常执行完退出时执行的是 goexit 函数。再看下该函数的实现:

// runtime/asm_amd64.s

// The top-most function running on a goroutine
// returns to goexit+PCQuantum.
TEXT runtime·goexit(SB),NOSPLIT,$0-0
  BYTE  $0x90  // NOP
  CALL  runtime·goexit1(SB)  // does not return
  // traceback from goexit1 must hit code range of goexit
  BYTE  $0x90  // NOP

// runtime/proc.go

// G执行结束后回到这里放到P的本地队列里
func goexit1() {
  if raceenabled {
    racegoend()
  }
  if trace.enabled {
    traceGoEnd()
  }
  // 切换到g0来释放G
  mcall(goexit0)
}

// g0下当G执行结束后回到这里放到P的本地队列里
func goexit0(gp *g) {
  ......

  gfput(_g_.m.p.ptr(), gp)
  schedule()
}

代码中切换到了 G0 下执行了 schedule 方法，再次进度了下一轮调度循环。

以上就是正常执行一个 G 并正常退出的实现。

4.2 主动让出 CPU

在实际场景中还有一些没有执行完成的 G，而又需要临时停止执行，比如 time.Sleep、IO 阻塞等等，就需要挂起该 G，把 CPU 让出给别人使用。在 runtime 下面有个 gopark 方法，看下实现：

// runtime/proc.go

func gopark(unlockf func(*g, unsafe.Pointer) bool, lock unsafe.Pointer, reason string, traceEv byte, traceskip int) {
  mp := acquirem()
  gp := mp.curg
  status := readgstatus(gp)
  if status != _Grunning && status != _Gscanrunning {
    throw("gopark: bad g status")
  }
  mp.waitlock = lock
  mp.waitunlockf = *(*unsafe.Pointer)(unsafe.Pointer(&unlockf))
  gp.waitreason = reason
  mp.waittraceev = traceEv
  mp.waittraceskip = traceskip
  releasem(mp)
  // can't do anything that might move the G between Ms here.
  // mcall 在M里从当前正在运行的G切换到g0
  // park_m 在切换到的g0下先把传过来的G切换为_Gwaiting状态挂起该G
  // 调用回调函数waitunlockf()由外层决定是否等待解锁，返回true则等待解锁不在执行G，返回false则不等待解锁继续执行
  mcall(park_m)
}

// runtime/stubs.go

// mcall switches from the g to the g0 stack and invokes fn(g),
// where g is the goroutine that made the call.
// mcall saves g's current PC/SP in g->sched so that it can be restored later.
......
func mcall(fn func(*g))

// runtime/proc.go

func park_m(gp *g) {
  _g_ := getg() // 此处获得的是g0,而不是gp

  if trace.enabled {
    traceGoPark(_g_.m.waittraceev, _g_.m.waittraceskip)
  }

  casgstatus(gp, _Grunning, _Gwaiting)
  dropg() // 把g0从M的"当前运行"里剥离出来

  if _g_.m.waitunlockf != nil {
    fn := *(*func(*g, unsafe.Pointer) bool)(unsafe.Pointer(&_g_.m.waitunlockf))
    ok := fn(gp, _g_.m.waitlock)
    _g_.m.waitunlockf = nil
    _g_.m.waitlock = nil
    if !ok { // 如果不需要等待解锁，则切换到_Grunnable状态并直接执行G
      if trace.enabled {
        traceGoUnpark(gp, 2)
      }
      casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunnable)
      execute(gp, true) // Schedule it back, never returns.
    }
  }
  schedule()
}

gopark 是进行调度出让 CPU 资源的方法，里面有个方法 mcall()，注释里这样描述：

从当前运行的 G 切换到 g0 的运行栈上，然后调用 fn(g)，这里被调用的 G 是调用 mcall 方法时的 G。mcall 方法保存当前运行的 G 的 PC/SP 到 g->sched 里，因此该 G 可以在以后被重新恢复执行.

在本章开始介绍初始化过程中有提到 M 创建的时候绑定了一个 g0，调度工作是运行在 g0 的栈上的。mcall 方法通过 g0 先把当前调用的 G 的执行栈暂存到 g->sched 变量里，然后切换到 g0 的执行栈上执行 park_m。park_m 方法里把 gp 的状态从 _Grunning 切换到 _Gwaiting 表明进入到等待唤醒状态，此时休眠 G 的操作就完成了。接下来既然 G 休眠了，CPU 线程总不能闲下来，在 park_m 方法里又可以看到 schedule 方法，开始进入到到一轮调度循环了。

park_m 方法里还有段小插曲，进入调度循环之前还有个对 waitunlockf 方法的判断，该方法意思是如果解锁不成功则调用 execute 方法继续执行之前的 G，而该方法永远不会 return，也就不会再次进入下一次调度。也就是说给外部一个控制是否要进行下一个调度的选择。

4.3 抢占让出 CPU

回想在 runtime.main()里面有单独启动了一个监控任务，方法是 sysmon。看下该方法：

// runtime/proc.go

func sysmon() {
  ......
  
  for {
    // delay参数用于控制for循环的间隔，不至于无限死循环。
    // 控制逻辑是前50次每次sleep 20微秒，超过50次则每次翻2倍，直到最大10毫秒
    if idle == 0 { // start with 20us sleep...
      delay = 20
    } else if idle > 50 { // start doubling the sleep after 1ms...
      delay *= 2
    }
    if delay > 10*1000 { // up to 10ms
      delay = 10 * 1000
    }
    usleep(delay)
    
    lastpoll := int64(atomic.Load64(&sched.lastpoll))
    now := nanotime()
    if lastpoll != 0 && lastpoll+10*1000*1000 < now {
      atomic.Cas64(&sched.lastpoll, uint64(lastpoll), uint64(now))
      gp := netpoll(false) // non-blocking - returns list of goroutines
      if gp != nil {
        ......
        
        incidlelocked(-1)
        // 把epoll ready的G列表注入到全局runq里
        injectglist(gp)
        incidlelocked(1)
      }
    }
    
    // retake P's blocked in syscalls
    // and preempt long running G's
    if retake(now) != 0 {
      idle = 0
    } else {
      idle++
    }
    
    ......
  }
}

func retake(now int64) uint32 {
  n := 0
  for i := int32(0); i < gomaxprocs; i++ {
    _p_ := allp[i] // 从所有P里面去找
    if _p_ == nil {
      continue
    }
    pd := &_p_.sysmontick
    s := _p_.status
    if s == _Psyscall {
    
      ......
      
    } else if s == _Prunning { // 针对正在运行的P
      // Preempt G if it's running for too long.
      t := int64(_p_.schedtick)
      if int64(pd.schedtick) != t {
        pd.schedtick = uint32(t)
        pd.schedwhen = now
        continue
      }
      // 如果已经超过forcePreemptNS(10ms)，则抢占
      if pd.schedwhen+forcePreemptNS > now {
        continue
      }
      // 抢占P
      preemptone(_p_)
    }
  }
  return uint32(n)
}

func preemptone(_p_ *p) bool {
  mp := _p_.m.ptr()
  if mp == nil || mp == getg().m {
    return false
  }
  // 找到当前正在运行的G
  gp := mp.curg
  if gp == nil || gp == mp.g0 {
    return false
  }
  // 标记抢占状态
  gp.preempt = true

  // Every call in a go routine checks for stack overflow by
  // comparing the current stack pointer to gp->stackguard0.
  // Setting gp->stackguard0 to StackPreempt folds
  // preemption into the normal stack overflow check.
  // G里面的每一次调用都会比较当前栈指针与 gp->stackguard0 来检查堆栈溢出
  // 设置 gp->stackguard0 为 StackPreempt 来触发正常的堆栈溢出检测
  gp.stackguard0 = stackPreempt
  return true
}

sysmon() 方法处于无限 for 循环，整个进程的生命周期监控着。retake()方法每次对所有的 P 遍历检查超过 10ms 的还在运行的 G，如果有超过 10ms 的则通过 preemptone()进行抢占，但是要注意这里只把 gp.stackguard0 赋值了一个 stackPreempt，并没有做让出 CPU 的操作，因此这里的抢占实质只是一个”标记“抢占。那么真正停止 G 执行的操作在哪里？

// runtime/stack.go

func newstack(ctxt unsafe.Pointer) {
  ......
  
  // NOTE: stackguard0 may change underfoot, if another thread
  // is about to try to preempt gp. Read it just once and use that same
  // value now and below.
  // 这里的逻辑是为G的抢占做的判断。
  // 判断是否是抢占引发栈扩张，如果 gp.stackguard0 == stackPreempt 则说明是抢占触发的栈扩张
  preempt := atomic.Loaduintptr(&gp.stackguard0) == stackPreempt

  ......

  //如果判断可以抢占, 则继续判断是否GC引起的, 如果是则对G的栈空间执行标记处理(扫描根对象)然后继续运行,
  //如果不是GC引起的则调用gopreempt_m函数完成抢占.
  if preempt {
    ......
    
    // 停止当前运行状态的G,最后放到全局runq里,释放M
    // 这里会进入schedule循环.阻塞到这里
    gopreempt_m(gp) // never return
  }

  ......
}

// runtime/proc.go

func goschedImpl(gp *g) {
  status := readgstatus(gp)
  if status&^_Gscan != _Grunning {
    dumpgstatus(gp)
    throw("bad g status")
  }
  casgstatus(gp, _Grunning, _Grunnable)
  dropg()
  lock(&sched.lock)
  globrunqput(gp)
  unlock(&sched.lock)

  schedule()
}

我们都知道 Go 的调度是非抢占式的，要想实现 G 不被长时间，就只能主动触发抢占，而 Go 触发抢占的实际就是在栈扩张的时候，在 newstack 新创建栈空间的时候检测是否有抢占标记(也就是 gp.stackguard0 是否等于 stackPreempt)，如果有则通过 goschedImpl 方法再次进入到熟悉的 schedule 调度循环。

4.4 系统调用让出 CPU

我们程序都跑在系统上面，就绕不开与系统的交互。那么当我们的 Go 程序做系统调用的时候，系统的方法不确定会阻塞多久，而我们程序又不知道运行的状态该怎么办？

在 Go 中并没有直接对系统内核函数调用，而是封装了个 syscall.Syscall 方法，先看下实现：

// syscall/syscall_unix.go

func Syscall(trap, a1, a2, a3 uintptr) (r1, r2 uintptr, err Errno)

// syscall/asm_linux_amd64.s

TEXT  ·Syscall(SB),NOSPLIT,$0-56
  CALL  runtime·entersyscall(SB) 
  MOVQ  a1+8(FP), DI
  MOVQ  a2+16(FP), SI
  MOVQ  a3+24(FP), DX
  MOVQ  $0, R10
  MOVQ  $0, R8
  MOVQ  $0, R9
  MOVQ  trap+0(FP), AX  // syscall entry
  SYSCALL // 进行系统调用
  CMPQ  AX, $0xfffffffffffff001
  JLS  ok
  MOVQ  $-1, r1+32(FP)
  MOVQ  $0, r2+40(FP)
  NEGQ  AX
  MOVQ  AX, err+48(FP)
  CALL  runtime·exitsyscall(SB)
  RET
ok:
  MOVQ  AX, r1+32(FP)
  MOVQ  DX, r2+40(FP)
  MOVQ  $0, err+48(FP)
  CALL  runtime·exitsyscall(SB)
  RET

在汇编代码中看出先是执行了 runtime·entersyscall 方法，然后进行系统调用，最后执行了 runtime·exitsyscall(SB)，从字面意思看是进入系统调用之前先执行一些逻辑，退出系统调用之后执行一堆逻辑。看下具体实现：

// runtime/proc.go

func entersyscall(dummy int32) {
  reentersyscall(getcallerpc(unsafe.Pointer(&dummy)), getcallersp(unsafe.Pointer(&dummy)))
}

func reentersyscall(pc, sp uintptr) {
  ......
  
  // Leave SP around for GC and traceback.
  // 保存执行现场
  save(pc, sp)
  _g_.syscallsp = sp
  _g_.syscallpc = pc
  // 切换到系统调用状态
  casgstatus(_g_, _Grunning, _Gsyscall)
  
  ......
  
  // Goroutines must not split stacks in Gsyscall status (it would corrupt g->sched).
  // We set _StackGuard to StackPreempt so that first split stack check calls morestack.
  // Morestack detects this case and throws.
  _g_.stackguard0 = stackPreempt
  _g_.m.locks--
}

进入系统调用前先保存执行现场，然后切换到_Gsyscall 状态，最后标记抢占，等待被抢占走。

// runtime/proc.go

func exitsyscall(dummy int32) {
  ......

  // Call the scheduler.
  mcall(exitsyscall0)

  ......
}

func exitsyscall0(gp *g) {
  _g_ := getg()

  casgstatus(gp, _Gsyscall, _Grunnable)
  dropg()
  lock(&sched.lock)
  // 获取一个空闲的P，如果没有则放到全局队列里，如果有则执行
  _p_ := pidleget()
  if _p_ == nil {
    globrunqput(gp) // 如果没有P就放到全局队列里,等待有资源时执行
  } else if atomic.Load(&sched.sysmonwait) != 0 {
    atomic.Store(&sched.sysmonwait, 0)
    notewakeup(&sched.sysmonnote)
  }
  unlock(&sched.lock)
  if _p_ != nil {
    acquirep(_p_)
    execute(gp, false) // Never returns. // 如果找到空闲的P则直接执行
  }
  if _g_.m.lockedg != nil {
    // Wait until another thread schedules gp and so m again.
    stoplockedm()
    execute(gp, false) // Never returns.
  }
  stopm()
  schedule() // Never returns. // 没有P资源执行，就继续下一轮调度循环
}

系统调用退出时，切到 G0 下把 G 状态切回来，如果有可执行的 P 则直接执行，如果没有则放到全局队列里，等待调度，最后又看到了熟悉的 schedule 进入下一轮调度循环。

5.待执行 G 的来源

5.1 go func 创建 G

当开启一个 Goroutine 的时候用到 go func()这样的语法，在 runtime 下其实调用的就是 newproc 方法。

// runtime/proc.go

func newproc(siz int32, fn *funcval) {
  argp := add(unsafe.Pointer(&fn), sys.PtrSize)
  pc := getcallerpc(unsafe.Pointer(&siz))
  systemstack(func() {
    newproc1(fn, (*uint8)(argp), siz, 0, pc)
  })
}

func newproc1(fn *funcval, argp *uint8, narg int32, nret int32, callerpc uintptr) *g {
  ......
  
  _p_ := _g_.m.p.ptr()
  // 从当前P里面复用一个空闲G
  newg := gfget(_p_)
  // 如果没有空闲G则新建一个,默认堆大小为_StackMin=2048 bytes
  if newg == nil {
    newg = malg(_StackMin)
    casgstatus(newg, _Gidle, _Gdead)
    // 把新创建的G添加到全局allg里
    allgadd(newg) // publishes with a g->status of Gdead so GC scanner doesn't look at uninitialized stack.
  }

  ......
  
  if isSystemGoroutine(newg) {
    atomic.Xadd(&sched.ngsys, +1)
  }
  newg.gcscanvalid = false
  casgstatus(newg, _Gdead, _Grunnable)

  // 把G放到P里的待运行队列，第三参数设置为true，表示要放到runnext里，作为优先要执行的G
  runqput(_p_, newg, true)

  // 如果有其它空闲P则尝试唤醒某个M来执行
  // 如果有M处于自璇等待P或G状态，放弃。
  // NOTE: sched.nmspinning!=0说明正在有M被唤醒，这里判断sched.nmspinnin==0时才进入wakep是防止同时唤醒多个M
  if atomic.Load(&sched.npidle) != 0 && atomic.Load(&sched.nmspinning) == 0 && mainStarted {
    wakep()
  }
  
  ......
  
  return newg
}

newproc1 方法中 gfget 先从空闲的 G 列表获取一个 G 对象，没有则创建一个新的 G 对象，然后 runqput 放到当前 P 待运行队列里。

5.2 epoll 来源

回想上面分析抢占以及多线程下如何调度时都见到一个 netpoll 方法，这个方法就是从系统内核获取已经有数据的时间，然后映射到对应的 G 标记 ready。下面看实现：

// runtime/proc.go

func netpoll(block bool) *g {
  ......
  var events [128]epollevent
retry:
  n := epollwait(epfd, &events[0], int32(len(events)), waitms)
  if n < 0 {
    if n != -_EINTR {
      println("runtime: epollwait on fd", epfd, "failed with", -n)
      throw("runtime: netpoll failed")
    }
    goto retry
  }
  var gp guintptr
  for i := int32(0); i < n; i++ {
    ev := &events[i]
    if ev.events == 0 {
      continue
    }
    var mode int32
    if ev.events&(_EPOLLIN|_EPOLLRDHUP|_EPOLLHUP|_EPOLLERR) != 0 {
      mode += 'r'
    }
    if ev.events&(_EPOLLOUT|_EPOLLHUP|_EPOLLERR) != 0 {
      mode += 'w'
    }
    if mode != 0 {
      pd := *(**pollDesc)(unsafe.Pointer(&ev.data))

      netpollready(&gp, pd, mode)
    }
  }
  if block && gp == 0 {
    goto retry
  }
  return gp.ptr()
}

func netpollready(gpp *guintptr, pd *pollDesc, mode int32) {
  var rg, wg guintptr
  if mode == 'r' || mode == 'r'+'w' {
    rg.set(netpollunblock(pd, 'r', true))
  }
  if mode == 'w' || mode == 'r'+'w' {
    wg.set(netpollunblock(pd, 'w', true))
  }
  if rg != 0 {
    rg.ptr().schedlink = *gpp
    *gpp = rg
  }
  if wg != 0 {
    wg.ptr().schedlink = *gpp
    *gpp = wg
  }
}

// 解锁pd wait状态,标记为pdReady，并返回
func netpollunblock(pd *pollDesc, mode int32, ioready bool) *g {
  gpp := &pd.rg
  if mode == 'w' {
    gpp = &pd.wg
  }

  for {
    old := *gpp
    if old == pdReady {
      return nil
    }
    if old == 0 && !ioready {
      // Only set READY for ioready. runtime_pollWait
      // will check for timeout/cancel before waiting.
      return nil
    }
    var new uintptr
    if ioready {
      new = pdReady
    }
    // 变量pd.rg在netpollblock的时候已经指向了运行pd的G,因此old其实指向G的指针，而不是pdWait等等的状态指针了
    if atomic.Casuintptr(gpp, old, new) {
      if old == pdReady || old == pdWait {
        old = 0
      }
      return (*g)(unsafe.Pointer(old))
    }
  }
}

首先 epollwait 从内核获取到一批 event，也就拿到了有收到就绪的 FD。netpoll 的返回值是一个 G 链表，在该方法里只是把要被唤醒的 G 标记 ready，然后交给外部处理，例如 sysmon 中的代码：

// runtime/proc.go

func sysmon() {
  ......
  
  for {
    ......
    
    lastpoll := int64(atomic.Load64(&sched.lastpoll))
    now := nanotime()
    if lastpoll != 0 && lastpoll+10*1000*1000 < now {
      atomic.Cas64(&sched.lastpoll, uint64(lastpoll), uint64(now))
      gp := netpoll(false) // non-blocking - returns list of goroutines
      if gp != nil {
        ......
        
        incidlelocked(-1)
        // 把epoll ready的G列表注入到全局runq里
        injectglist(gp)
        incidlelocked(1)
      }
    }
    
    ......
  }
}

// 把G列表注入到全局runq里
func injectglist(glist *g) {
  ......
  
  lock(&sched.lock)
  var n int
  for n = 0; glist != nil; n++ {
    gp := glist
    glist = gp.schedlink.ptr()
    casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunnable)
    globrunqput(gp)
  }
  
  ......
}

netpoll 返回的链表交给了 injectglist，然后其实是放到了全局 rung 队列中，等待被调度。

6.看几个主动让出 CPU 的场景

6.1 time.Sleep

当代码中调用 time.Sleep 的时候我们是要 black 住程序不在继续往下执行，此时该 goroutine 不会做其他事情了，理应把 CPU 资源释放出来，下面看下实现：

// runtime/time.go

func timeSleep(ns int64) {
  if ns <= 0 {
    return
  }

  t := getg().timer
  if t == nil {
    t = new(timer)
    getg().timer = t
  }
  *t = timer{} // 每个定时任务都创建一个timer
  t.when = nanotime() + ns
  t.f = goroutineReady // 记录唤醒该G的方法,唤醒时通过该方法执行唤醒
  t.arg = getg()       // 把timer与当前G关联,时间到了唤醒时通过该参数找到所在的G
  lock(&timers.lock)
  addtimerLocked(t)                                      // 把timer添加到最小堆里
  goparkunlock(&timers.lock, "sleep", traceEvGoSleep, 2) // 切到G0让出CPU,进入休眠
}



// runtime/proc.go

func goparkunlock(lock *mutex, reason string, traceEv byte, traceskip int) {
  gopark(parkunlock_c, unsafe.Pointer(lock), reason, traceEv, traceskip)
}

timeSleep 函数里通过 addtimerLocked 把定时器加入到 timer 管理器（timer 通过最小堆的数据结构存放每个定时器，在这不做详细说明）后，再通过 goparkunlock 实现把当前 G 休眠，这里看到了上面提到的 gopark 方法进行调度循环的上下文切换。

上面介绍的是一个 G 如何进入到休眠状态的过程，该例子是个定时器，当时间到了的话，当前 G 就要被唤醒继续执行了。下面就介绍下唤醒的流程。

返回到最开始 timeSleep 方法里在进入调度方法之前有一个 addtimerLocked 方法，看下这个方法做了什么。

// runtime/time.go

func addtimerLocked(t *timer) {
  // when must never be negative; otherwise timerproc will overflow
  // during its delta calculation and never expire other runtime timers.
  if t.when < 0 {
    t.when = 1<<63 - 1
  }
  t.i = len(timers.t)
  timers.t = append(timers.t, t) //将当前timer添加到timer管理器里
  siftupTimer(t.i)
  
  ......
  
  // 如果没有启动timer管理定时器，则启动。timerproc只会启动一次，即全局timer管理器
  if !timers.created {
    timers.created = true
    go timerproc()
  }
}

// runtime/time.go

// Timerproc runs the time-driven events.
// It sleeps until the next event in the timers heap.
// If addtimer inserts a new earlier event, it wakes timerproc early.
func timerproc() {
  timers.gp = getg()
  for {
    lock(&timers.lock)
    timers.sleeping = false
    now := nanotime()
    delta := int64(-1)
    for {
      if len(timers.t) == 0 {
        delta = -1
        break
      }
      t := timers.t[0]
      delta = t.when - now
      if delta > 0 {
        break
      }
      if t.period > 0 {
        // leave in heap but adjust next time to fire
        t.when += t.period * (1 + -delta/t.period)
        siftdownTimer(0)
      } else {
        // remove from heap
        last := len(timers.t) - 1
        if last > 0 {
          timers.t[0] = timers.t[last]
          timers.t[0].i = 0
        }
        timers.t[last] = nil
        timers.t = timers.t[:last]
        if last > 0 {
          siftdownTimer(0)
        }
        t.i = -1 // mark as removed
      }
      f := t.f
      arg := t.arg
      seq := t.seq
      unlock(&timers.lock)
      if raceenabled {
        raceacquire(unsafe.Pointer(t))
      }
      f(arg, seq)
      lock(&timers.lock)
    }
    ......
  }
}

在 addtimerLocked 方法的最下面有个逻辑在运行期间开启了’全局时间事件驱动器’timerproc,该方法会全程遍历最小堆，寻找最早进入 timer 管理器的定时器，然后唤醒。他是怎么找到要唤醒哪个 G 的？回头看下 timeSleep 方法里把当时正在执行的 G 以及唤醒方法 goroutineReady 带到了每个定时器里，而在 timerproc 则通过找到期的定时器执行 f(arg, seq)

即通过 goroutineReady 方法唤醒。方法调用过程: goroutineReady() -> ready()

/// runtime/time.go

func goroutineReady(arg interface{}, seq uintptr) {
  goready(arg.(*g), 0)
}

// runtime/proc.go

func goready(gp *g, traceskip int) {
  systemstack(func() {
    ready(gp, traceskip, true)
  })
}

// Mark gp ready to run.
func ready(gp *g, traceskip int, next bool) {
  if trace.enabled {
    traceGoUnpark(gp, traceskip)
  }

  status := readgstatus(gp)

  // Mark runnable.
  _g_ := getg()
  _g_.m.locks++ // disable preemption because it can be holding p in a local var
  if status&^_Gscan != _Gwaiting {
    dumpgstatus(gp)
    throw("bad g->status in ready")
  }

  // status is Gwaiting or Gscanwaiting, make Grunnable and put on runq
  casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunnable)
  runqput(_g_.m.p.ptr(), gp, next)
  
  ......
}

在上面的方法里可以看到先把休眠的 G 从_Gwaiting 切换到_Grunnable 状态，表明已经可运行。然后通过 runqput 方法把 G 放到 P 的待运行队列里，就进入到调度器的调度循环里了。

总结：time.Sleep 想要进入阻塞(休眠)状态，其实是通过 gopark 方法给自己标记个_Gwaiting 状态，然后把自己所占用的 CPU 线程资源给释放出来，继续执行调度任务，调度其它的 G 来运行。而唤醒是通过把 G 更改回_Grunnable 状态后，然后把 G 放入到 P 的待运行队列里等待执行。通过这点还可以看出休眠中的 G 其实并不占用 CPU 资源，最多是占用内存，是个很轻量级的阻塞。

6.2 sync.Mutex

// sync/mutex.go

func (m *Mutex) Lock() {
  // Fast path: grab unlocked mutex.
  // 首先尝试抢锁，如果抢到则直接返回,并标记mutexLocked状态
  if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {
    if race.Enabled {
      race.Acquire(unsafe.Pointer(m))
    }
    return
  }

  var waitStartTime int64
  starving := false
  awoke := false
  iter := 0
  old := m.state
  for {
    // Don't spin in starvation mode, ownership is handed off to waiters
    // so we won't be able to acquire the mutex anyway.
    // 尝试自璇,但有如下几个条件跳过自璇,这里的自璇是用户态自璇,基本lock的cpu消耗都耗到这里了
    // 1.不在饥饿模式自璇
    // 2.超过4次循环，则不再自璇. (runtime_canSpin里面)
    // 3.全部P空闲时，不自璇.(runtime_canSpin里面)
    // 4.当前P里无运行G时，不自璇.(runtime_canSpin里面)
    if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {
      // Active spinning makes sense.
      // Try to set mutexWoken flag to inform Unlock
      // to not wake other blocked goroutines.
      if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 &&
        atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) {
        awoke = true
      }
      runtime_doSpin() // doSpin其实就是用户态自璇30次
      iter++
      old = m.state
      continue
    }
    
    ......
    
    if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
      ......
      
      runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo)                                     // 这里会再次自璇几次,然后最后切换到g0把G标记_Gwaiting状态阻塞在这里
      starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs // 如果锁等了1毫秒才被唤醒，才会标记为饥饿模式
      old = m.state
      
      ......
    } else {
      old = m.state
    }
  }

  if race.Enabled {
    race.Acquire(unsafe.Pointer(m))
  }
}

// runtime/sema.go

func sync_runtime_Semacquire(addr *uint32) {
  semacquire1(addr, false, semaBlockProfile)
}

func semacquire1(addr *uint32, lifo bool, profile semaProfileFlags) {
  ......
  
  for {
    ......
    
    // Any semrelease after the cansemacquire knows we're waiting
    // (we set nwait above), so go to sleep.
    root.queue(addr, s, lifo)                                     // 把当前锁的信息存起来以便以后唤醒时找到当前G,G是在queue里面获取的。
    goparkunlock(&root.lock, "semacquire", traceEvGoBlockSync, 4) // 进行休眠，然后阻塞在这里
    if s.ticket != 0 || cansemacquire(addr) {
      break
    }
  }
}

// queue adds s to the blocked goroutines in semaRoot.
func (root *semaRoot) queue(addr *uint32, s *sudog, lifo bool) {
  s.g = getg() // 这里记录了当前的G，以便唤醒的时候找到要被唤醒的G
  s.elem = unsafe.Pointer(addr)
  s.next = nil
  s.prev = nil

  var last *sudog
  pt := &root.treap
  for t := *pt; t != nil; t = *pt {
    ......
    
    last = t
    if uintptr(unsafe.Pointer(addr)) < uintptr(t.elem) {
      pt = &t.prev
    } else {
      pt = &t.next
    }
  }

  ......

Mutex.Lock 方法通过调用 runtime_SemacquireMutex 最终还是调用 goparkunlock 实现把 G 进入到休眠状态。在进入休眠之前先把自己加入到队列里 root.queue(addr, s, lifo)，在 queue 方法里，记录了当前的 G，以便以后找到并唤醒。

// sync/mutex.go

func (m *Mutex) Unlock() {
  ......
  
  if new&mutexStarving == 0 { // 如果不是饥饿模式
    old := new
    for {
      ......
      
      if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
        runtime_Semrelease(&m.sema, false) // 唤醒锁
        return
      }
      old = m.state
    }
  } else {
    // Starving mode: handoff mutex ownership to the next waiter.
    // Note: mutexLocked is not set, the waiter will set it after wakeup.
    // But mutex is still considered locked if mutexStarving is set,
    // so new coming goroutines won't acquire it.
    runtime_Semrelease(&m.sema, true) // 唤醒锁
  }
}

// runtime/sema.go

func sync_runtime_Semrelease(addr *uint32, handoff bool) {
  semrelease1(addr, handoff)
}

func semrelease1(addr *uint32, handoff bool) {
  root := semroot(addr)
  s, t0 := root.dequeue(addr)
  if s != nil {
    atomic.Xadd(&root.nwait, -1)
  }
  
  ......
  
  if s != nil { // May be slow, so unlock first
    ......
    
    readyWithTime(s, 5)
  }
}

func readyWithTime(s *sudog, traceskip int) {
  if s.releasetime != 0 {
    s.releasetime = cputicks()
  }
  goready(s.g, traceskip)
}

Mutex. Unlock 方法通过调用 runtime_Semrelease 最终还是调用 goready 实现把 G 唤醒。

6.3 channel

// runtime/chan.go

func chansend(c *hchan, ep unsafe.Pointer, block bool, callerpc uintptr) bool {
  // 寻找一个等待中的receiver，直接把值传给这个receiver，绕过下面channel buffer，
  // 避免从sender buffer->chan buffer->receiver buffer，而是直接sender buffer->receiver buffer，仍然做了内存copy
  if sg := c.recvq.dequeue(); sg != nil {
    send(c, sg, ep, func() { unlock(&c.lock) }, 3)
    return true
  }

  // 如果没有receiver等待:
  // 如果当前chan里的元素个数小于环形队列大小(也就是chan还没满),则把内存拷贝到channel buffer里，然后直接返回。
  // 注意dataqsiz是允许为0的，当为0时，也不存在该if里面的内存copy
  if c.qcount < c.dataqsiz {
    // Space is available in the channel buffer. Enqueue the element to send.
    qp := chanbuf(c, c.sendx) // 获取即将要写入的chan buffer的指针地址
    if raceenabled {
      raceacquire(qp)
      racerelease(qp)
    }
    // 把元素内存拷贝进去.
    // 注意这里产生了一次内存copy,也就是说如果没有receiver的话，就一定会产生内存拷贝
    typedmemmove(c.elemtype, qp, ep)
    c.sendx++ // 发送索引+1
    if c.sendx == c.dataqsiz {
      c.sendx = 0
    }
    c.qcount++ // 队列元素计数器+1
    unlock(&c.lock)
    return true
  }

  if !block { // 如果是非阻塞的，到这里就可以结束了
    unlock(&c.lock)
    return false
  }

  // ########下面是进入阻塞模式的如何实现阻塞的处理逻辑

  // Block on the channel. Some receiver will complete our operation for us.
  // 把元素相关信息、当前的G信息打包到一个sudog里，然后扔进send队列
  gp := getg()
  mysg := acquireSudog()
  mysg.releasetime = 0
  if t0 != 0 {
    mysg.releasetime = -1
  }
  // No stack splits between assigning elem and enqueuing mysg
  // on gp.waiting where copystack can find it.
  mysg.elem = ep
  mysg.waitlink = nil
  mysg.g = gp // 把当前G也扔进sudog里,用于别人唤醒该G的时候找到该G
  mysg.selectdone = nil
  mysg.c = c
  gp.waiting = mysg // 记录当前G正在等待的sudog
  gp.param = nil
  c.sendq.enqueue(mysg)
  // 切换到g0，把当前G切换到_Gwaiting状态，然后唤醒lock.
  // 此时当前G被阻塞了,P就继续执行其它G去了.
  goparkunlock(&c.lock, "chan send", traceEvGoBlockSend, 3)

  ......
  
  return true
}

func send(c *hchan, sg *sudog, ep unsafe.Pointer, unlockf func(), skip int) {
  ......
  
  gp := sg.g
  unlockf()
  gp.param = unsafe.Pointer(sg)
  if sg.releasetime != 0 {
    sg.releasetime = cputicks()
  }
  goready(gp, skip+1)
}

当给一个 chan 发送消息的时候，实质触发的方法是 chansend。在该方法里不是先进入休眠状态。

1）如果此时有接收者接收这个 chan 的消息则直接把数据通过 send 方法扔给接收者，并唤醒接收者的 G，然后当前 G 则继续执行。

2）如果没有接收者，就把数据 copy 到 chan 的临时内存里，且内存没有满就继续执行当前 G。

3）如果没有接收者且 chan 满了，依然是通过 goparkunlock 方法进入休眠。在休眠前把当前的 G 相关信息存到队列（sendq）以便有接收者接收数据的时候唤醒当前 G。

func chanrecv(c *hchan, ep unsafe.Pointer, block bool) (selected, received bool) {
  ......
  
  if sg := c.sendq.dequeue(); sg != nil {
    // Found a waiting sender. If buffer is size 0, receive value
    // directly from sender. Otherwise, receive from head of queue
    // and add sender's value to the tail of the queue (both map to
    // the same buffer slot because the queue is full).
    // 寻找一个正在等待的sender
    // 如果buffer size是0，则尝试直接从sender获取(这种情况是在环形队列长度(dataqsiz)为0的时候出现)
    // 否则(buffer full的时候)从队列head接收，并且帮助sender在队列满时的阻塞的元素信息拷贝到队列里，然后将sender的G状态切换为_Grunning,这样sender就不阻塞了。
    recv(c, sg, ep, func() { unlock(&c.lock) }, 3)
    return true, true
  }

  // 如果有数据则从channel buffer里获取数据后返回(此时环形队列长度dataqsiz!=0)
  if c.qcount > 0 {
    // Receive directly from queue
    qp := chanbuf(c, c.recvx) // 获取即将要读取的chan buffer的指针地址
    if raceenabled {
      raceacquire(qp)
      racerelease(qp)
    }
    if ep != nil {
      typedmemmove(c.elemtype, ep, qp) // copy元素数据内存到channel buffer
    }
    typedmemclr(c.elemtype, qp)
    c.recvx++
    if c.recvx == c.dataqsiz {
      c.recvx = 0
    }
    c.qcount--
    unlock(&c.lock)
    return true, true
  }

  if !block {
    unlock(&c.lock)
    return false, false
  }

  // ##########下面是无任何数据准备把当前G切换为_Gwaiting状态的逻辑

  // no sender available: block on this channel.
  gp := getg()
  mysg := acquireSudog()
  mysg.releasetime = 0
  if t0 != 0 {
    mysg.releasetime = -1
  }
  // No stack splits between assigning elem and enqueuing mysg
  // on gp.waiting where copystack can find it.
  mysg.elem = ep
  mysg.waitlink = nil
  gp.waiting = mysg
  mysg.g = gp
  mysg.selectdone = nil
  mysg.c = c
  gp.param = nil
  c.recvq.enqueue(mysg)
  // 释放了锁，然后把当前G切换为_Gwaiting状态，阻塞在这里等待有数据进来被唤醒
  goparkunlock(&c.lock, "chan receive", traceEvGoBlockRecv, 3)

  ......
  
  return true, !closed
}

func recv(c *hchan, sg *sudog, ep unsafe.Pointer, unlockf func(), skip int) {
  ......
  
  sg.elem = nil
  gp := sg.g
  unlockf()
  gp.param = unsafe.Pointer(sg)
  if sg.releasetime != 0 {
    sg.releasetime = cputicks()
  }
  goready(gp, skip+1)
}

chanrecv 方法是在 chan 接收者的地方调用的方法。

1）如果有发送者被休眠，则取出数据然后唤醒发送者，当前接收者的 G 拿到数据继续执行。

2）如果没有等待的发送者就看下有没有发送的数据还没被接收，有的话就直接取出数据然后返回，当前接收者的 G 拿到数据继续执行。（注意：这里取的数据不是正在等待的 sender 的数据，而是从 chan 的开头的内存取，如果是 sender 的数据则读出来的数据顺序就乱了）

3）如果即没有发送者，chan 里也没数据就通过 goparkunlock 进行休眠，在休眠之前把当前的 G 相关信息存到 recvq 里面，以便有数据时找到要唤醒的 G。文章来源地址https://www.toymoban.com/news/detail-549297.html

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