6.1 协程和线程

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。

6.1.1 1:1关系

• 优点：1个协程绑定1个线程，这种最容易实现，协程的调度都由CPU完成了。
  
• 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。
  

6.1.2 N:1关系

• 优点：N个协程绑定1个线程，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。
  
• 缺点：1个进程的所有协程都绑定在1个线程上，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。
  

6.1.3 M:N关系

• 优点：M个协程绑定1个线程，是N:1和1:1类型的结合，克服了以上2种模型的缺点。
  
• 缺点：实现起来最为复杂。
  

6.2 GMP模型

Go为了提供更容易使用的并发方法，使用了goroutine和channel。goroutine来自协程的概念，让一组可复用的函数运行在一组线程之上，即使有协程阻塞，该线程的其他协程也可以被runtime调度，转移到其他可运行的线程上。最关键的是，程序员看不到这些底层的细节，这就降低了编程的难度，提供了更容易的并发。goroutine非常轻量，一个goroutine只占几KB，并且这几KB就足够goroutine运行完，这就能在有限的内存空间内支持大量goroutine，支持了更多的并发。虽然一个goroutine的栈只占几KB，但实际是可伸缩的，如果需要更多内容，runtime会自动为goroutine分配。

6.2.1 模型说明

G来表示Goroutine，M来表示线程，P来表示Processor：

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：

Goroutine调度器和OS调度器是通过M结合起来的，每个M都代表了1个内核线程，OS调度器负责把内核线程分配到CPU的核上执行，对上图的解读如下：

• 全局队列（Global Queue）：存放等待运行的G。
  
• P的本地队列：同全局队列类似，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：所有的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。
  
• 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。
  

6.2.2 调度流程

从上图我们可以分析出几个结论：

• 我们通过 go func()来创建一个goroutine；
  
• 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；
  
• 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；
  
• 一个M调度G执行的过程是一个循环机制；
  
• 当M执行某一个G时候如果发生了syscall或则其余阻塞操作，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；
  
• 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。
  

6.3 调度场景

6.3.1 G1创建G2

场景：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。

6.3.2 G1执行完毕

场景：G1运行完成后，M上运行的goroutine切换为G0，G0负责调度时协程的切换。从P的本地队列取G2，从G0切换到G2，并开始运行G2，实现了线程M1的复用。

6.3.3 G2开辟过多的G

场景：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。

6.3.4 G2本地满再创建G7

场景：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）说明：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。

6.3.5 G2本地未满再创建G8

场景：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。

说明：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。

6.3.6 G2本地未满再创建G8

场景：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。

说明：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）。

6.3.7 被唤醒的M2从全局队列取批量G

场景：M2尝试从全局队列(简称“GQ”)取一批G放到P2的本地队列。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。

说明：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。

6.3.8 M2从M1中偷取G

场景：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。

说明：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哪里偷取一半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。

6.3.9 自旋线程的最大限制

场景：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。

说明：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。

6.3.10 自旋线程的最大限制

场景：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，注意我们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。

6.3.11 G发生系统调用/非阻塞

场景：G8创建了G9，假如G8进行了非阻塞系统调用。

说明：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)。