Go的调度数据结构

Go的调度数据结构

Go的调度的实现，涉及到几个重要的数据结构。运行时库用这几个数据结构来实现goroutine的调度，管理goroutine和物理线程的运行。这些数据结构分别是结构体G，结构体M，结构体P，以及Sched结构体。前三个的定义在文件runtime/runtime.h中，而Sched的定义在runtime/proc.c中。Go语言的调度相关实现也是在文件proc.c中。

结构体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goid是这个goroutine的ID，status是这个goroutine的状态，如Gidle,Grunnable,Grunning,Gsyscall,Gwaiting,Gdead等。 struct G { uintptr stackguard; // 分段栈的可用空间下界 uintptr stackbase; // 分段栈的栈基址 Gobuf sched; //进程切换时，利用sched域来保存上下文 uintptr stack0; FuncVal* fnstart; // goroutine运行的函数 void* param; // 用于传递参数，睡眠时其它goroutine设置param，唤醒时此goroutine可以获取 int16 status; // 状态Gidle,Grunnable,Grunning,Gsyscall,Gwaiting,Gdead int64 goid; // goroutine的id号 G* schedlink; M* m; // for debuggers, but offset not hard-coded M* lockedm; // G被锁定只能在这个m上运行 uintptr gopc; // 创建这个goroutine的go表达式的pc … }; 结构体G中的部分域如上所示。可以看到，其中包含了栈信息stackbase和stackguard，有运行的函数信息fnstart。这些就足够成为一个可执行的单元了，只要得到CPU就可以运行。 goroutine切换时，上下文信息保存在结构体的sched域中。goroutine是轻量级的线程或者称为协程，切换时并不必陷入到操作系统内核中，所以保存过程很轻量。看一下结构体G中的Gobuf，其实只保存了当前栈指针，程序计数器，以及goroutine自身。 struct Gobuf { // The offsets of these fields are known to (hard-coded in) libmach. uintptr sp; byte* pc; G* g; … }; 记录g是为了恢复当前goroutine的结构体G指针，运行时库中使用了一个常驻的寄存器extern register G* g，这个是当前goroutine的结构体G的指针。这样做是为了快速地访问goroutine中的信息，比如，Go的栈的实现并没有使用%ebp寄存器，不过这可以通过g->stackbase快速得到。"extern register"是由6c，8c等实现的一个特殊的存储。在ARM上它是实际的寄存器；其它平台是由段寄存器进行索引的线程本地存储的一个槽位。在linux系统中，对g和m使用的分别是0(GS)和4(GS)。需要注意的是，链接器还会根据特定操作系统改变编译器的输出，例如，6l/linux下会将0(GS)重写为-16(FS)。每个链接到Go程序的C文件都必须包含runtime.h头文件，这样C编译器知道避免使用专用的寄存器。 结构体M M是machine的缩写，是对机器的抽象，每个m都是对应到一条操作系统的物理线程。M必须关联了P才可以执行Go代码，但是当它处理阻塞或者系统调用中时，可以不需要关联P。 struct M { G* g0; // 带有调度栈的goroutine G* gsignal; // signal-handling G 处理信号的goroutine void (mstartfn)(void); G curg; // M中当前运行的goroutine P* p; // 关联P以执行Go代码 (如果没有执行Go代码则P为nil) P* nextp; int32 id; int32 mallocing; //状态 int32 throwing; int32 gcing; int32 locks; int32 helpgc; //不为0表示此m在做帮忙gc。helpgc等于n只是一个编号 bool blockingsyscall; bool spinning; Note park; M* alllink; // 这个域用于链接allm M* schedlink; MCache mcache; G lockedg; M* nextwaitm; // next M waiting for lock GCStats gcstats; … }; 这里也是截取结构体M中的部分域。和G类似，M中也有alllink域将所有的M放在allm链表中。lockedg是某些情况下，G锁定在这个M中运行而不会切换到其它M中去。M中还有一个MCache，是当前M的内存的缓存。M也和G一样有一个常驻寄存器变量，代表当前的M。同时存在多个M，表示同时存在多个物理线程。 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。 结构体P Go1.1中新加入的一个数据结构，它是Processor的缩写。结构体P的加入是为了提高Go程序的并发度，实现更好的调度。M代表OS线程。P代表Go代码执行时需要的资源。当M执行Go代码时，它需要关联一个P，当M为idle或者在系统调用中时，它也需要P。有刚好GOMAXPROCS个P。所有的P被组织为一个数组，在P上实现了工作流窃取的调度器。 struct P { Lock; uint32 status; // Pidle或Prunning等 P* link; uint32 schedtick; // 每次调度时将它加一 M* m; // 链接到它关联的M (nil if idle) MCache* mcache;

G* runq[256];int32 runqhead;int32 runqtail;// Available G's (status == Gdead)G* gfree;int32 gfreecnt;byte pad[64];

}; 结构体P中也有相应的状态： Pidle, Prunning, Psyscall, Pgcstop, Pdead, 注意，跟G不同的是，P不存在waiting状态。MCache被移到了P中，但是在结构体M中也还保留着。在P中有一个Grunnable的goroutine队列，这是一个P的局部队列。当P执行Go代码时，它会优先从自己的这个局部队列中取，这时可以不用加锁，提高了并发度。如果发现这个队列空了，则去其它P的队列中拿一半过来，这样实现工作流窃取的调度。这种情况下是需要给调用器加锁的。 Sched Sched是调度实现中使用的数据结构，该结构体的定义在文件proc.c中。 struct Sched { Lock;

uint64 goidgen;M* midle; // idle m's waiting for workint32 nmidle; // number of idle m's waiting for workint32 nmidlelocked; // number of locked m's waiting for workint3 mcount; // number of m's that have been createdint32 maxmcount; // maximum number of m's allowed (or die)P* pidle; // idle P'suint32 npidle; //idle P的数量uint32 nmspinning;// Global runnable queue.G* runqhead;G* runqtail;int32 runqsize;// Global cache of dead G's.Lock gflock;G* gfree;int32 stopwait;Note stopnote;uint32 sysmonwait;Note sysmonnote;uint64 lastpoll;int32 profilehz; // cpu profiling rate

} 大多数需要的信息都已放在了结构体M、G和P中，Sched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。Sched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。

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