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详尽干货!从源码角度看 Golang 的调度(上)

2019 年 9 月 18 日

详尽干货!从源码角度看 Golang 的调度(上)

本文由于篇幅过长,分文上下两篇,此篇为上篇。

本文主要从源码角度针对 Go 调度相关进行分析,从进程的启动,到调度循环分析,再到分析几个常见 runtime 下的场景可以清晰的了解调度过程。本文仅关注 linux 系统下的逻辑。代码版本参考 Go1.9.2。


阅读索引

  • 1.简单概念

  • 1.1 调度器的三个抽象概念:G、M、P

  • 1.2 调度的大致轮廓

  • 2.进程启动时都做了什么

  • 2.1 runtime.osinit(SB)方法针对系统环境的初始化

  • 2.2 runtime.schedinit(SB)调度相关的一些初始化

  • 2.3 runtime·mainPC(SB)启动监控任务

  • 3.调度循环都做了什么

  • 3.1 调度器如何开启调度循环

  • 3.2 调度器如何进行调度循环

  • 3.3 多个线程下如何调度

  • 4.调度循环中如何让出 CPU

  • 4.1 执行完成让出 CPU

  • 4.2 主动让出 CPU

  • 4.3 抢占让出 CPU

  • 4.4 系统调用让出 CPU

  • 5.待执行 G 的来源

  • 5.1 go func 创建 G

  • 5.2 epoll 来源

  • 6.看几个主动让出 CPU 的场景

  • 6.1 time.Sleep

  • 6.2 sync.Mutex

  • 6.3 channel


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。


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。


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
复制代码


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。


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()}
复制代码


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M0mcommoninit(_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 := ncpuif 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")}
复制代码


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。


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) })
......}
复制代码


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。


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。


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。


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.gofunc 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()}
复制代码


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。


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Gfunc 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Gfunc 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}
复制代码


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。


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}
复制代码


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Gfunc 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 } } }}
复制代码


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nilfunc 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 } }}
复制代码


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。


2019 年 9 月 18 日 10:312301

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2020 年 06 月 09 日 23:55
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2019 年 11 月 10 日 18:29
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