描述 scheduler 的初始化过程
上一节我们说完了 GPM 结构体,这一讲,我们来研究 Go sheduler 结构体,以及整个调度器的初始化过程。
Go scheduler 在源码中的结构体为 schedt,保存调度器的状态信息、全局的可运行 G 队列等。源码如下:
1
// 保存调度器的信息
2
type schedt struct {
3
// accessed atomically. keep at top to ensure alignment on 32-bit systems.
4
// 需以原子访问访问。
5
// 保持在 struct 顶部,以使其在 32 位系统上可以对齐
6
goidgen uint64
7
lastpoll uint64
8
9
lock mutex
10
11
// 由空闲的工作线程组成的链表
12
midle muintptr // idle m's waiting for work
13
// 空闲的工作线程数量
14
nmidle int32 // number of idle m's waiting for work
15
// 空闲的且被 lock 的 m 计数
16
nmidlelocked int32 // number of locked m's waiting for work
17
// 已经创建的工作线程数量
18
mcount int32 // number of m's that have been created
19
// 表示最多所能创建的工作线程数量
20
maxmcount int32 // maximum number of m's allowed (or die)
21
22
// goroutine 的数量,自动更新
23
ngsys uint32 // number of system goroutines; updated atomically
24
25
// 由空闲的 p 结构体对象组成的链表
26
pidle puintptr // idle p's
27
// 空闲的 p 结构体对象的数量
28
npidle uint32
29
nmspinning uint32 // See "Worker thread parking/unparking" comment in proc.go.
30
31
// Global runnable queue.
32
// 全局可运行的 G队列
33
runqhead guintptr // 队列头
34
runqtail guintptr // 队列尾
35
runqsize int32 // 元素数量
36
37
// Global cache of dead G's.
38
// dead G 的全局缓存
39
// 已退出的 goroutine 对象,缓存下来
40
// 避免每次创建 goroutine 时都重新分配内存
41
gflock mutex
42
gfreeStack *g
43
gfreeNoStack *g
44
// 空闲 g 的数量
45
ngfree int32
46
47
// Central cache of sudog structs.
48
// sudog 结构的集中缓存
49
sudoglock mutex
50
sudogcache *sudog
51
52
// Central pool of available defer structs of different sizes.
53
// 不同大小的可用的 defer struct 的集中缓存池
54
deferlock mutex
55
deferpool [5]*_defer
56
57
gcwaiting uint32 // gc is waiting to run
58
stopwait int32
59
stopnote note
60
sysmonwait uint32
61
sysmonnote note
62
63
// safepointFn should be called on each P at the next GC
64
// safepoint if p.runSafePointFn is set.
65
safePointFn func(*p)
66
safePointWait int32
67
safePointNote note
68
69
profilehz int32 // cpu profiling rate
70
71
// 上次修改 gomaxprocs 的纳秒时间
72
procresizetime int64 // nanotime() of last change to gomaxprocs
73
totaltime int64 // ∫gomaxprocs dt up to procresizetime
74
}
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在程序运行过程中,schedt 对象只有一份实体,它维护了调度器的所有信息。
在 proc.go 和 runtime2.go 文件中,有一些很重要全局的变量,我们先列出来:
1
// 所有 g 的长度
2
allglen uintptr
3
4
// 保存所有的 g
5
allgs []*g
6
7
// 保存所有的 m
8
allm *m
9
10
// 保存所有的 p,_MaxGomaxprocs = 1024
11
allp [_MaxGomaxprocs + 1]*p
12
13
// p 的最大值,默认等于 ncpu
14
gomaxprocs int32
15
16
// 程序启动时,会调用 osinit 函数获得此值
17
ncpu int32
18
19
// 调度器结构体对象,记录了调度器的工作状态
20
sched schedt
21
22
// 代表进程的主线程
23
m0 m
24
25
// m0 的 g0,即 m0.g0 = &g0
26
g0 g
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在程序初始化时,这些全局变量都会被初始化为零值:指针被初始化为 nil 指针,切片被初始化为 nil 切片,int 被初始化为 0,结构体的所有成员变量按其类型被初始化为对应的零值。
因此程序刚启动时 allgs,allm 和allp 都不包含任何 g,m 和 p。
不仅是 Go 程序,系统加载可执行文件大概都会经过这几个阶段:
  1. 1.
    从磁盘上读取可执行文件,加载到内存
  2. 2.
    创建进程和主线程
  3. 3.
    为主线程分配栈空间
  4. 4.
    把由用户在命令行输入的参数拷贝到主线程的栈
  5. 5.
    把主线程放入操作系统的运行队列等待被调度
上面这段描述,来自公众号“ go语言核心编程技术”的调度系列教程。
我们从一个 Hello World 的例子来回顾一下 Go 程序初始化的过程:
1
package main
2
3
import "fmt"
4
5
func main() {
6
fmt.Println("hello world")
7
}
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在项目根目录下执行:
1
go build -gcflags "-N -l" -o hello src/main.go
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-gcflags "-N -l" 是为了关闭编译器优化和函数内联,防止后面在设置断点的时候找不到相对应的代码位置。
得到了可执行文件 hello,执行:
1
[[email protected] hello-world]$ gdb hello
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进入 gdb 调试模式,执行 info files,得到可执行文件的文件头,列出了各种段:
gdb info
同时,我们也得到了入口地址:0x450e20。
1
(gdb) b *0x450e20
2
Breakpoint 1 at 0x450e20: file /usr/local/go/src/runtime/rt0_linux_amd64.s, line 8.
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这就是 Go 程序的入口地址,我是在 linux 上运行的,所以入口文件为 src/runtime/rt0_linux_amd64.s,runtime 目录下有各种不同名称的程序入口文件,支持各种操作系统和架构,代码为:
1
TEXT _rt0_amd64_linux(SB),NOSPLIT,$-8
2
LEAQ 8(SP), SI // argv
3
MOVQ 0(SP), DI // argc
4
MOVQ $main(SB), AX
5
JMP AX
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主要是把 argc,argv 从内存拉到了寄存器。这里 LEAQ 是计算内存地址,然后把内存地址本身放进寄存器里,也就是把 argv 的地址放到了 SI 寄存器中。最后跳转到:
1
TEXT main(SB),NOSPLIT,$-8
2
MOVQ $runtime·rt0_go(SB), AX
3
JMP AX
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继续跳转到 runtime·rt0_go(SB),完成 go 启动时所有的初始化工作。位于 /usr/local/go/src/runtime/asm_amd64.s,代码:
1
TEXT runtime·rt0_go(SB),NOSPLIT,$0
2
// copy arguments forward on an even stack
3
MOVQ DI, AX // argc
4
MOVQ SI, BX // argv
5
SUBQ $(4*8+7), SP // 2args 2auto
6
// 调整栈顶寄存器使其按 16 字节对齐
7
ANDQ $~15, SP
8
// argc 放在 SP+16 字节处
9
MOVQ AX, 16(SP)
10
// argv 放在 SP+24 字节处
11
MOVQ BX, 24(SP)
12
13
// create istack out of the given (operating system) stack.
14
// _cgo_init may update stackguard.
15
// 给 g0 分配栈空间
16
17
// 把 g0 的地址存入 DI
18
MOVQ $runtime·g0(SB), DI
19
// BX = SP - 64*1024 + 104
20
LEAQ (-64*1024+104)(SP), BX
21
// g0.stackguard0 = SP - 64*1024 + 104
22
MOVQ BX, g_stackguard0(DI)
23
// g0.stackguard1 = SP - 64*1024 + 104
24
MOVQ BX, g_stackguard1(DI)
25
// g0.stack.lo = SP - 64*1024 + 104
26
MOVQ BX, (g_stack+stack_lo)(DI)
27
// g0.stack.hi = SP
28
MOVQ SP, (g_stack+stack_hi)(DI)
29
30
// ……………………
31
// 省略了很多检测 CPU 信息的代码
32
// ……………………
33
34
35
// 初始化 m 的 tls
36
// DI = &m0.tls,取 m0 的 tls 成员的地址到 DI 寄存器
37
LEAQ runtime·m0+m_tls(SB), DI
38
// 调用 settls 设置线程本地存储,settls 函数的参数在 DI 寄存器中
39
// 之后,可通过 fs 段寄存器找到 m.tls
40
CALL runtime·settls(SB)
41
42
// store through it, to make sure it works
43
// 获取 fs 段基址并放入 BX 寄存器,其实就是 m0.tls[1] 的地址,get_tls 的代码由编译器生成
44
get_tls(BX)
45
MOVQ $0x123, g(BX)
46
MOVQ runtime·m0+m_tls(SB), AX
47
CMPQ AX, $0x123
48
JEQ 2(PC)
49
MOVL AX, 0 // abort
50
ok:
51
// set the per-goroutine and per-mach "registers"
52
// 获取 fs 段基址到 BX 寄存器
53
get_tls(BX)
54
// 将 g0 的地址存储到 CX,CX = &g0
55
LEAQ runtime·g0(SB), CX
56
// 把 g0 的地址保存在线程本地存储里面,也就是 m0.tls[0]=&g0
57
MOVQ CX, g(BX)
58
// 将 m0 的地址存储到 AX,AX = &m0
59
LEAQ runtime·m0(SB), AX
60
61
// save m->g0 = g0
62
// m0.g0 = &g0
63
MOVQ CX, m_g0(AX)
64
// save m0 to g0->m
65
// g0.m = &m0
66
MOVQ AX, g_m(CX)
67
68
CLD // convention is D is always left cleared
69
CALL runtime·check(SB)
70
71
MOVL 16(SP), AX // copy argc
72
MOVL AX, 0(SP)
73
MOVQ 24(SP), AX // copy argv
74
MOVQ AX, 8(SP)
75
CALL runtime·args(SB)
76
77
// 初始化系统核心数
78
CALL runtime·osinit(SB)
79
// 调度器初始化
80
CALL runtime·schedinit(SB)
81
82
// create a new goroutine to start program
83
MOVQ $runtime·mainPC(SB), AX // entry
84
// newproc 的第二个参数入栈,也就是新的 goroutine 需要执行的函数
85
// AX = &funcval{runtime·main},
86
PUSHQ AX
87
// newproc 的第一个参数入栈,该参数表示 runtime.main 函数需要的参数大小,
88
// 因为 runtime.main 没有参数,所以这里是 0
89
PUSHQ $0 // arg size
90
// 创建 main goroutine
91
CALL runtime·newproc(SB)
92
POPQ AX
93
POPQ AX
94
95
// start this M
96
// 主线程进入调度循环,运行刚刚创建的 goroutine
97
CALL runtime·mstart(SB)
98
99
// 永远不会返回,万一返回了,crash 掉
100
MOVL $0xf1, 0xf1 // crash
101
RET
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这段代码完成之后,整个 Go 程序就可以跑起来了,是非常核心的代码。这一讲其实只讲到了第 80 行,也就是调度器初始化函数:
1
CALL runtime·schedinit(SB)
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schedinit 函数返回后,调度器的相关参数都已经初始化好了,犹如盘古开天辟地,万事万物各就其位。接下来详细解释上面的汇编代码。

调整 SP

第一段代码,将 SP 调整到了一个地址是 16 的倍数的位置:
1
SUBQ $(4*8+7), SP // 2args 2auto
2
// 调整栈顶寄存器使其按 16 个字节对齐
3
ANDQ $~15, SP
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先是将 SP 减掉 39,也就是向下移动了 39 个 Byte,再进行与运算。
15 的二进制低四位是全 1:1111,其他位都是 0;取反后,变成了 0000,高位则是全 1。这样,与 SP 进行了与运算后,低 4 位变成了全 0,高位则不变。因此 SP 继续向下移动,并且这回是在一个地址值为 16 的倍数的地方,16 字节对齐的地方。
为什么要这么做?画一张图就明白了。不过先得说明一点,前面 _rt0_amd64_linux 函数里讲过,DI 里存的是 argc 的值,8 个字节,而 SI 里则存的是 argv 的地址,8 个字节。
SP 内存对齐]
SP 内存对齐
上面两张图中,左侧用箭头标注了 16 字节对齐的位置。第一步表示向下移动 39 B,第二步表示与 ~15 相与。
存在两种情况,这也是第一步将 SP 下移的时候,多移了 7 个 Byte 的原因。第一张图里,与 ~15 相与的时候,SP 值减少了 1,第二张图则减少了 9。最后都是移位到了 16 字节对齐的位置。
两张图的共同点是 SP 与 argc 中间多出了 16 个字节的空位。这个后面应该会用到,我们接着探索。
至于为什么进行 16 个字节对齐,就比较好理解了:因为 CPU 有一组 SSE 指令,这些指令中出现的内存地址必须是 16 的倍数。

初始化 g0 栈

接着往后看,开始初始化 g0 的栈了。g0 栈的作用就是为运行 runtime 代码提供一个“环境”。
1
// 把 g0 的地址存入 DI
2
MOVQ $runtime·g0(SB), DI
3
// BX = SP - 64*1024 + 104
4
LEAQ (-64*1024+104)(SP), BX
5
// g0.stackguard0 = SP - 64*1024 + 104
6
MOVQ BX, g_stackguard0(DI)
7
// g0.stackguard1 = SP - 64*1024 + 104
8
MOVQ BX, g_stackguard1(DI)
9
// g0.stack.lo = SP - 64*1024 + 104
10
MOVQ BX, (g_stack+stack_lo)(DI)
11
// g0.stack.hi = SP
12
MOVQ SP, (g_stack+stack_hi)(DI)
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代码 L2 把 g0 的地址存入 DI 寄存器;L4 将 SP 下移 (64K-104)B,并将地址存入 BX 寄存器;L6 将 BX 里存储的地址赋给 g0.stackguard0;L8,L10,L12 分别 将 BX 里存储的地址赋给 g0.stackguard1, g0.stack.lo, g0.stack.hi。
这部分完成之后,g0 栈空间如下图:
g0 栈空间

主线程绑定 m0

接着往下看,中间我们省略了很多检查 CPU 相关的代码,直接看主线程绑定 m0 的部分:
1
// 初始化 m 的 tls
2
// DI = &m0.tls,取 m0 的 tls 成员的地址到 DI 寄存器
3
LEAQ runtime·m0+m_tls(SB), DI
4
// 调用 settls 设置线程本地存储,settls 函数的参数在 DI 寄存器中
5
// 之后,可通过 fs 段寄存器找到 m.tls
6
CALL runtime·settls(SB)
7
8
// store through it, to make sure it works
9
// 获取 fs 段基地址并放入 BX 寄存器,其实就是 m0.tls[1] 的地址,get_tls 的代码由编译器生成
10
get_tls(BX)
11
MOVQ $0x123, g(BX)
12
MOVQ runtime·m0+m_tls(SB), AX
13
CMPQ AX, $0x123
14
JEQ 2(PC)
15
MOVL AX, 0 // abort
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因为 m0 是全局变量,而 m0 又要绑定到工作线程才能执行。我们又知道,runtime 会启动多个工作线程,每个线程都会绑定一个 m0。而且,代码里还得保持一致,都是用 m0 来表示。这就要用到线程本地存储的知识了,也就是常说的 TLS(Thread Local Storage)。简单来说,TLS 就是线程本地的私有的全局变量。
一般而言,全局变量对进程中的多个线程同时可见。进程中的全局变量与函数内定义的静态(static)变量,是各个线程都可以访问的共享变量。一个线程修改了,其他线程就会“看见”。要想搞出一个线程私有的变量,就需要用到 TLS 技术。
如果需要在一个线程内部的各个函数调用都能访问、但其它线程不能访问的变量(被称为 static memory local to a thread,线程局部静态变量),就需要新的机制来实现。这就是 TLS。
继续来看源码,L3 将 m0.tls 地址存储到 DI 寄存器,再调用 settls 完成 tls 的设置,tls 是 m 结构体中的一个数组。
1
// thread-local storage (for x86 extern register)
2
tls [6]uintptr
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设置 tls 的函数 runtime·settls(SB) 位于源码 src/runtime/sys_linux_amd64.s 处,主要内容就是通过一个系统调用将 fs 段基址设置成 m.tls[1] 的地址,而 fs 段基址又可以通过 CPU 里的寄存器 fs 来获取。
而每个线程都有自己的一组 CPU 寄存器值,操作系统在把线程调离 CPU 时会帮我们把所有寄存器中的值保存在内存中,调度线程来运行时又会从内存中把这些寄存器的值恢复到 CPU。
这样,工作线程代码就可以通过 fs 寄存器来找到 m.tls。
关于 settls 这个函数的解析可以去看阿波张的教程第 12 篇,写得很详细。
设置完 tls 之后,又来了一段验证上面 settls 是否能正常工作。如果不能,会直接 crash。
1
get_tls(BX)
2
MOVQ $0x123, g(BX)
3
MOVQ runtime·m0+m_tls(SB), AX
4
CMPQ AX, $0x123
5
JEQ 2(PC)
6
MOVL AX, 0 // abort
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第一行代码,获取 tls,get_tls(BX) 的代码由编译器生成,源码中并没有看到,可以理解为将 m.tls 的地址存入 BX 寄存器。
L2 将一个数 0x123 放入 m.tls[0] 处,L3 则将 m.tls[0] 处的数据取出来放到 AX 寄存器,L4 则比较两者是否相等。如果相等,则跳过 L6 行的代码,否则执行 L6,程序 crash。
继续看代码:
1
// set the per-goroutine and per-mach "registers"
2
// 获取 fs 段基址到 BX 寄存器
3
get_tls(BX)
4
// 将 g0 的地址存储到 CX,CX = &g0
5
LEAQ runtime·g0(SB), CX
6
// 把 g0 的地址保存在线程本地存储里面,也就是 m0.tls[0]=&g0
7
MOVQ CX, g(BX)
8
// 将 m0 的地址存储到 AX,AX = &m0
9
LEAQ runtime·m0(SB), AX
10
11
// save m->g0 = g0
12
// m0.g0 = &g0
13
MOVQ CX, m_g0(AX)
14
// save m0 to g0->m
15
// g0.m = &m0
16
MOVQ AX, g_m(CX)
Copied!
L3 将 m.tls 地址存入 BX;L5 将 g0 的地址存入 CX;L7 将 CX,也就是 g0 的地址存入 m.tls[0];L9 将 m0 的地址存入 AX;L13 将 g0 的地址存入 m0.g0;L16 将 m0 存入 g0.m。也就是:
1
tls[0] = g0
2
m0.g0 = &g0
3
g0.m = &m0
Copied!
代码中寄存器前面的符号看着比较奇怪,其实它们最后会被链接器转化为偏移量。
看曹大 golang_notes 用 gobuf_sp(BX) 这个例子讲的:
这种写法在标准 plan9 汇编中只是个 symbol,没有任何偏移量的意思,但这里却用名字来代替了其偏移量,这是怎么回事呢?
实际上这是 runtime 的特权,是需要链接器配合完成的,再来看看 gobuf 在 runtime 中的 struct 定义开头部分的注释:
// The offsets of sp, pc, and g are known to (hard-coded in) libmach.
对于我们而言,这种写法读起来比较容易。
这一段执行完之后,就把 m0,g0,m.tls[0] 串联起来了。通过 m.tls[0] 可以找到 g0,通过 g0 可以找到 m0(通过 g 结构体的 m 字段)。并且,通过 m 的字段 g0,m0 也可以找到 g0。于是,主线程和 m0,g0 就关联起来了。
从这里还可以看到,保存在主线程本地存储中的值是 g0 的地址,也就是说工作线程的私有全局变量其实是一个指向 g 的指针而不是指向 m 的指针。
目前这个指针指向g0,表示代码正运行在 g0 栈。
于是,前面的图又增加了新的玩伴 m0:
工作线程绑定 m0,g0

初始化 m0

1
MOVL 16(SP), AX // copy argc
2
MOVL AX, 0(SP)
3
MOVQ 24(SP), AX // copy argv
4
MOVQ AX, 8(SP)
5
CALL runtime·args(SB)
6
// 初始化系统核心数
7
CALL runtime·osinit(SB)
8
// 调度器初始化
9
CALL runtime·schedinit(SB)
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L1-L2 将 16(SP) 处的内容移动到 0(SP),也就是栈顶,通过前面的图,16(SP) 处的内容为 argc;L3-L4 将 argv 存入 8(SP),接下来调用 runtime·args 函数,处理命令行参数。
接着,连续调用了两个 runtime 函数。osinit 函数初始化系统核心数,将全局变量 ncpu 初始化的核心数,schedinit 则是本文的核心:调度器的初始化。
下面,我们来重点看 schedinit 函数:
1
// src/runtime/proc.go
2
3
// The bootstrap sequence is:
4
//
5
// call osinit
6
// call schedinit
7
// make & queue new G
8
// call runtime·mstart
9
//
10
// The new G calls runtime·main.
11
func schedinit() {
12
// getg 由编译器实现
13
// get_tls(CX)
14
// MOVQ g(CX), BX; BX存器里面现在放的是当前g结构体对象的地址
15
_g_ := getg()
16
if raceenabled {
17
_g_.racectx, raceprocctx0 = raceinit()
18
}
19
20
// 最多启动 10000 个工作线程
21
sched.maxmcount = 10000
22
23
tracebackinit()
24
moduledataverify()
25
26
// 初始化栈空间复用管理链表
27
stackinit()
28
mallocinit()
29
30
// 初始化 m0
31
mcommoninit(_g_.m)
32
alginit() // maps must not be used before this call
33
modulesinit() // provides activeModules
34
typelinksinit() // uses maps, activeModules
35
itabsinit() // uses activeModules
36
37
msigsave(_g_.m)
38
initSigmask = _g_.m.sigmask
39
40
goargs()
41
goenvs()
42
parsedebugvars()
43
gcinit()
44
45
sched.lastpoll = uint64(nanotime())
46
47
// 初始化 P 的个数
48
// 系统中有多少核,就创建和初始化多少个 p 结构体对象
49
procs := ncpu
50
if n, ok := atoi32(gogetenv("GOMAXPROCS")); ok && n > 0 {
51
procs = n
52
}
53
if procs > _MaxGomaxprocs {
54
procs = _MaxGomaxprocs
55
}
56
57
// 初始化所有的 P,正常情况下不会返回有本地任务的 P
58
if procresize(procs) != nil {
59
throw("unknown runnable goroutine during bootstrap")
60
}
61
62
// ……………………
63
}
Copied!
这个函数开头的注释很贴心地把 Go 程序初始化的过程又说了一遍:
  1. 1.
    call osinit。初始化系统核心数。
  2. 2.
    call schedinit。初始化调度器。
  3. 3.
    make & queue new G。创建新的 goroutine。
  4. 4.
    call runtime·mstart。调用 mstart,启动调度。
  5. 5.
    The new G calls runtime·main。在新的 goroutine 上运行 runtime.main 函数。
函数首先调用 getg() 函数获取当前正在运行的 ggetg()src/runtime/stubs.go 中声明,真正的代码由编译器生成。
1
// getg returns the pointer to the current g.
2
// The compiler rewrites calls to this function into instructions
3
// that fetch the g directly (from TLS or from the dedicated register).
4
func getg() *g
Copied!
注释里也说了,getg 返回当前正在运行的 goroutine 的指针,它会从 tls 里取出 tls[0],也就是当前运行的 goroutine 的地址。编译器插入类似下面的代码:
1
get_tls(CX)
2
MOVQ g(CX), BX; // BX存器里面现在放的是当前g结构体对象的地址
Copied!
继续往下看:
1
sched.maxmcount = 10000
Copied!
设置最多只能创建 10000 个工作线程。
然后,调用了一堆 init 函数,初始化各种配置,现在不去深究。只关心本小节的重点,m0 的初始化:
1
// 初始化 m
2
func mcommoninit(mp *m) {
3
// 初始化过程中_g_ = g0
4
_g_ := getg()
5
6
// g0 stack won't make sense for user (and is not necessary unwindable).
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if _g_ != _g_.m.g0 {
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callers(1, mp.createstack[:])
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}
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// random 初始化
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mp.fastrand = 0x49f6428a + uint32(mp.id) + uint32(cputicks())
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if mp.fastrand == 0 {
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mp.fastrand = 0x49f6428a
15
}
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lock(&sched.lock)
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// 设置 m 的 id
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mp.id = sched.mcount
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sched.mcount++
21
// 检查已创建系统线程是否超过了数量限制(10000)
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checkmcount()
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// ………………省略了初始化 gsignal
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// Add to allm so garbage collector doesn't free g->m
27
// when it is just in a register or thread-local storage.
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mp.alllink = allm
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30
atomicstorep(unsafe.Pointer(&allm), unsafe.Pointer(mp))
31
unlock(&sched.lock)
32
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// ………………
34
}
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因为 sched 是一个全局变量,多个线程同时操作 sched 会有并发问题,因此先要加锁,操作结束之后再解锁。
1
mp.id = sched.mcount
2
sched.mcount++
3
checkmcount()
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可以看到,m0 的 id 是 0,并且之后创建的 m 的 id 是递增的。checkmcount() 函数检查已创建系统线程是否超过了数量限制(10000)。
1
mp.alllink = allm
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将 m 挂到全局变量 allm 上,allm 是一个指向 m 的的指针。
1
atomicstorep(unsafe.Pointer(&allm), unsafe.Pointer(mp))
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这一行将 allm 变成 m 的地址,这样变成了一个循环链表。之后再新建 m 的时候,新 m 的 alllink 就会指向本次的 m,最后 allm 又会指向新创建的 m。
m.alllink 形成链表
上图中,1 将 m0 挂在 allm 上。之后,若新创建 m,则 m1 会和 m0 相连。
完成这些操作后,大功告成!解锁。

初始化 allp

跳过一些其他的初始化代码,继续往后看:
1
procs := ncpu
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if n, ok := atoi32(gogetenv("GOMAXPROCS")); ok && n > 0 {
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procs = n
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}
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if procs > _MaxGomaxprocs {
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procs = _MaxGomaxprocs
7
}
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这里就是设置 procs,它决定创建 P 的数量。ncpu 这里已经被赋上了系统的核心数,因此代码里不设置 GOMAXPROCS 也是没问题的。这里还限制了 procs 的最大值,为 1024。
来看最后一个核心的函数:
1
// src/runtime/proc.go
2
3
func procresize(nprocs int32) *p {
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old := gomaxprocs
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if old < 0 || old > _MaxGomaxprocs || nprocs <= 0 || nprocs > _MaxGomaxprocs {
6
throw("procresize: invalid arg")
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}
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// ……………………
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11
// update statistics
12
// 更新数据
13
now := nanotime()
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if sched.procresizetime != 0 {
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sched.totaltime += int64(old) * (now - sched.procresizetime)
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}
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sched.procresizetime = now
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// 初始化所有的 P
20
for i := int32(0); i < nprocs; i++ {
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pp := allp[i]
22
if pp == nil {
23
// 申请新对象
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pp = new(p)
25
pp.id = i
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// pp 的初始状态为 stop
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pp.status = _Pgcstop
28
pp.sudogcache = pp.sudogbuf[:0]
29
for i := range pp.deferpool {
30
pp.deferpool[i] = pp.deferpoolbuf[i][:0]
31
}
32
// 将 pp 存放到 allp 处
33
atomicstorep(unsafe.Pointer(&allp[i]), unsafe.Pointer(pp))
34
}
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36
// ……………………
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38
}
39
40
// 释放多余的 P。由于减少了旧的 procs 的数量,因此需要释放
41
// ……………………
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43
// 获取当前正在运行的 g 指针,初始化时 _g_ = g0
44
_g_ := getg()
45
if _g_.m.p != 0 && _g_.m.p.ptr().id < nprocs {
46
// continue to use the current P
47
// 继续使用当前 P
48
_g_.m.p.ptr().status = _Prunning
49
} else {
50
// 初始化时执行这个分支
51
52
// ……………………
53
54
_g_.m.p = 0
55
_g_.m.mcache = nil
56
// 取出第 0 号 p
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p := allp[0]
58
p.m = 0
59
p.status = _Pidle
60
// 将 p0 和 m0 关联起来
61
acquirep(p)
62
if trace.enabled {
63
traceGoStart()
64
}
65
}
66
var runnablePs *p
67
// 下面这个 for 循环把所有空闲的 p 放入空闲链表
68
for i := nprocs - 1; i >= 0; i-- {
69
p := allp[i]
70
// allp[0] 跟 m0 关联了,不会进行之后的“放入空闲链表”
71
if _g_.m.p.ptr() == p {
72
continue
73
}
74
75
// 状态转为 idle
76
p.status = _Pidle
77
// p 的 LRQ 里没有 G
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if runqempty(p) {
79
// 放入全局空闲链表
80
pidleput(p)
81
} else {
82
p.m.set(mget())
83
p.link.set(runnablePs)
84
runnablePs = p
85
}
86
}
87
stealOrder.reset(uint32(nprocs))
88
var int32p *int32 = &gomaxprocs // make compiler check that gomaxprocs is an int32
89
atomic.Store((*uint32)(unsafe.Pointer(int32p)), uint32(nprocs))
90
// 返回有本地任务的 P 链表
91
return runnablePs
92
}
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代码比较长,这个函数不仅是初始化的时候会执行到,在中途改变 procs 的值的时候,仍然会调用它。所有存在很多一般不用关心的代码,因为一般不会在中途重新设置 procs 的值。我把初始化无关的代码删掉了,这样会更清晰一些。
函数先是从堆上创建了 nproc 个 P,并且把 P 的状态设置为 _Pgcstop,现在全局变量 allp 里就维护了所有的 P。
接着,调用函数 acquirep 将 p0 和 m0 关联起来。我们来详细看一下:
1
func acquirep(_p_ *p) {
2
// Do the part that isn't allowed to have write barriers.
3
acquirep1(_p_)
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// have p; write barriers now allowed
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_g_ := getg()
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_g_.m.mcache = _p_.mcache
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// ……………………
10
}
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先调用 acquirep1 函数真正地进行关联,之后,将 p0 的 mcache 资源赋给 m0。再来看 acquirep1
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func acquirep1(_p_ *p) {
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_g_ := getg()
3
4
// ……………………
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6
_g_.m.p.set(_p_)
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_p_.m.set(_g_.m)
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_p_.status = _Prunning
9
}
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可以看到就是一些字段相互设置,执行完成后:
1
g0.m.p = p0
2
p0.m = m0
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并且,p0 的状态变成了 _Prunning
接下来是一个循环,它将除了 p0 的所有非空闲的 P,放入 P 链表 runnablePs,并返回给 procresize 函数的调用者,并由调用者来“调度”这些 P。
函数 runqempty 用来判断一个 P 是否是空闲,依据是 P 的本地 run queue 队列里有没有 runnable 的 G,如果没有,那 P 就是空闲的。
1
// src/runtime/proc.go
2
3
// 如果 _p_ 的本地队列里没有待运行的 G,则返回 true
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func runqempty(_p_ *p) bool {
5
// 这里涉及到一些数据竞争,并不是简单地判断 runqhead == runqtail 并且 runqnext == nil 就可以
6
//
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for {
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head := atomic.Load(&_p_.runqhead)
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tail := atomic.Load(&_p_.runqtail)
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runnext := atomic.Loaduintptr((*uintptr)(unsafe.Pointer(&_p_.runnext)))
11
if tail == atomic.Load(&_p_.runqtail) {
12
return head == tail && runnext == 0
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}
14
}
15
}
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并不是简单地判断 head == tail 并且 runnext == nil 为真,就可以说明 runq 是空的。因为涉及到一些数据竞争,例如在比较 head == tail 时为真,但此时 runnext 上其实有一个 G,之后再去比较 runnext == nil 的时候,这个 G 又通过 runqput跑到了 runq 里去了或者通过 runqget 拿走了,runnext 也为真,于是函数就判断这个 P 是空闲的,这就会形成误判。
因此 runqempty 函数先是通过原子操作取出了 head,tail,runnext,然后再次确认 tail 没有发生变化,最后再比较 head == tail 以及 runnext == nil,保证了在观察三者都是在“同时”观察到的,因此,返回的结果就是正确的。
说明一下,runnext 上有时会绑定一个 G,这个 G 是被当前 G 唤醒的,相比其他 G 有更高的执行优先级,因此把它单独拿出来。
函数的最后,初始化了一个“随机分配器”:
1
stealOrder.reset(uint32(nprocs))
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将来有些 m 去偷工作的时候,会遍历所有的 P,这时为了偷地随机一些,就会用到 stealOrder 来返回一个随机选择的 P,后面的文章会再讲。
这样,整个 procresize 函数就讲完了,这也意味着,调度器的初始化工作已经完成了。
还是引用阿波张公号文章里的总结,写得太好了,很简洁,很难再优化了:
  1. 1.
    使用 make([]p, nprocs) 初始化全局变量 allp,即 allp = make([]p, nprocs)
  2. 2.
    循环创建并初始化 nprocs 个 p 结构体对象并依次保存在 allp 切片之中
  3. 3.
    把 m0 和 allp[0] 绑定在一起,即 m0.p = allp[0],allp[0].m = m0
  4. 4.
    把除了 allp[0] 之外的所有 p 放入到全局变量 sched 的 pidle 空闲队列之中
说明一下,最后一步,代码里是将所有空闲的 P 放入到调度器的全局空闲队列;对于非空闲的 P(本地队列里有 G 待执行),则是生成一个 P 链表,返回给 procresize 函数的调用者。
最后我们将 allp 和 allm 都添加到图上:
g0-p0-m0

参考资料

【阿波张 goroutine 调度器初始化】https://mp.weixin.qq.com/s/W9D4Sl-6jYfcpczzdPfByQ