Golang GMP解读

概念梳理

1. 1 线程

通常语义中的线程，指的是内核级线程，核心点如下：

是操作系统最小调度单元；
创建、销毁、调度交由内核完成，cpu 需完成用户态与内核态间的切换；
可充分利用多核，实现并行.

1.2 协程

协程又称为用户级线程核心点如下：

与线程存在映射关系，为 M：1，即多个协程对应一个线程
创建、销毁、调度在用户态完成，对内核透明，所以更轻；
从属同一个内核级线程，无法并行；一个协程阻塞会导致从属同一线程的所有协程无法执行.

1.3 Goroutine

Goroutine，经 Golang 优化后的特殊“协程”，核心点如下：

与线程存在映射关系，为 M：N，即 goroutine 既有协程M对1的特性，也存在1对1的可能，甚至1对N
创建、销毁、调度在用户态完成，对内核透明，足够轻便；
可利用多个线程，实现并行；
通过调度器的斡旋，实现和线程间的动态绑定和灵活调度；
栈空间大小可动态扩缩，因地制宜.

1.4 三种模型的能力对比

模型	依赖内核	可并行	可应对阻塞	栈可动态扩缩
线程	√	√	√	X
协程	X	X	X	X
goroutine	X	√	√	√

goroutine更像是一个博采众长的存在。实际上，“灵活调度” 一词概括得实在过于简要，Golang 在调度 goroutine 时，针对“如何减少加锁行为”，“如何避免资源不均”等问题都给出了精彩的解决方案，这一切都得益于经典的 “gmp” 模型

GMP模型

gmp = goroutine + machine + processor （+ 一套有机组合的机制），下面先单独拆出每个组件进行介绍，最后再总览全局，对 gmp 进行总述

2.1 g（goroutine）

g 即goroutine，是 golang 中对协程的抽象；
g 有自己的运行栈、状态、以及执行的任务函数（用户通过 go func 指定）；
g 需要绑定到 p 才能执行，在 g 的视角中，p 就是它的 cpu.

2.2 p（processor）

p 即 processor ，是golang中的调度器
p 是 gmp 的中枢，借由 p 承上启下，实现 g 和 m 之间的动态有机结合
对于 g 而言，p 是其cpu，g 只有被 p 调度才得以执行
对于 m 而言，p 是其执行代理，为其提供必要信息的同时（可执行的 g，内存分配情况等），并隐藏了复杂的调度细节
p 的数量决定了 g 最大的并行数量。可以由用户通过 GoMaxProcs 设置（但是超过了CPU的核心数则无意义了）

2.3 m（machine）

m 即 machine ，是golang中线程的抽象
m 不直接执行 g，而是先和 p 绑定，由其代理实现
借由 p 的存在，m 无需和 g 绑死，也无需记录 g 的状态信息，因此 g 在全生命周期可以实现跨 m 执行

2.4 GMP（线程-- 使用调度器 --> 使用协程 goroutine）

GMP宏观模型

M 是线程的抽象；G 是 goroutine；P 是承上启下的调度器；
M调度G前，需要和P绑定；
全局有多个M和多个P，但同时并行的G的最大数量等于P的数量；
G的存放队列有三类：P的本地队列；全局队列；和wait队列（图中未展示，为io阻塞就绪态goroutine队列）；
M调度G时，优先取P本地队列，其次取全局队列，最后取wait队列；这样的好处是，取本地队列时，可以接近于无锁化，减少全局锁竞争；
为防止不同P的闲忙差异过大，设立work-stealing机制，本地队列为空的P可以尝试从其他P本地队列偷取一半的G补充到自身队列.

核心数据结构

gmp 数据结构定义为 runtime/runtime2.go 文件中

3.1 g

type g struct {// ...// m：在 p 的代理，负责执行当前 g 的 m；m         *m      // ...sched     gobuf// ...
}
type gobuf struct {sp   uintptrpc   uintptrret  uintptrbp   uintptr // for framepointer-enabled architectures
}

m：在 p 的代理，负责执行当前 g 的 m；
sched.sp：保存 CPU 的 rsp 寄存器的值，指向函数调用栈栈顶；
sched.pc：保存 CPU 的 rip 寄存器的值，指向程序下一条执行指令的地址；
sched.ret：保存系统调用的返回值；
sched.bp：保存 CPU 的 rbp 寄存器的值，存储函数栈帧的起始位置.

g 的生命周期

生命周期

const(_Gidle = itoa // 0_Grunnable // 1_Grunning // 2_Gsyscall // 3_Gwaiting // 4_Gdead // 6_Gcopystack // 8_Gpreempted // 9
)

_Gidle 值为 0，为协程开始创建时的状态，此时尚未初始化完成；
_Grunnable 值为 1，协程在待执行队列中，等待被执行；
_Grunning 值为 2，协程正在执行，同一时刻一个 p 中只有一个 g 处于此状态；
_Gsyscall 值为 3，协程正在执行系统调用；
_Gwaiting 值为 4，协程处于挂起态，需要等待被唤醒. gc、channel 通信或者锁操作时经常会进入这种状态；
_Gdead 值为 6，协程刚初始化完成或者已经被销毁，会处于此状态；
_Gcopystack 值为 8，协程正在栈扩容流程中；
_Greempted 值为 9，协程被抢占后的状态.

3.2 m

type m struct {g0      *g     // goroutine with scheduling stack// ...tls           [tlsSlots]uintptr // thread-local storage (for x86 extern register)// ...
}

g0：一类特殊的调度协程，不用于执行用户函数，负责执行 g 之间的切换调度. 与 m 的关系为 1:1；
tls：thread-local storage，线程本地存储，存储内容只对当前线程可见. 线程本地存储的是 m.tls 的地址，m.tls[0] 存储的是当前运行的 g，因此线程可以通过 g 找到当前的 m、p、g0 等信息.

3.3 p

type p struct {// ...runqhead uint32runqtail uint32runq     [256]guintptrrunnext guintptr// ...
}

runq：本地 goroutine 队列，最大长度伟大256
runqhead：队列头部
runqtail：队列尾部
runnext：下一个可执行的 goroutine

3.4 schedt

sched 是全局队列的封装

type schedt struct {// ...lock mutex// ...runq     gQueuerunqsize int32// ...
}

lock 操作全局对列的锁
runq 全局 goroutine 队列
runqsize 全局队列的长度

调度流程解析

4.1 两种 g 的转换

即普通任务 g 和调度查找任务 g0 之间的转换
goroutine 的类型可以分为两类：

负责调度普通 g 的 g0，执行固定的调度流程，与 m 的关系为一对一；
负责执行用户函数的普通 g.
m 通过 p 调度执行的 goroutine 永远在普通 g 和 g0 之间进行切换，当 g0 找到可执行的 g 时，会调用 gogo 方法，调度 g 执行用户定义的任务；当 g 需要主动让渡或被动调度时，会触发 mcall 方法，将执行权重新交还给 g0.
gogo 和 mcall 可以理解为对偶关系，其定义位于 runtime/stubs.go 文件中.

func gogo(buf *gobuf)
// ...
func mcall(fn func(*g))

4.2 调度类型

通常，调度指的是由 g0 按照特定策略找到下一个可执行 g 的过程. 而本小节谈及的调度类型是广义上的“调度”，指的是调度器 p 实现从执行一个 g 切换到另一个 g 的过程.

这种广义“调度”可分为几种类型：

主动调度
一种用户主动执行让渡的方式，主要方式是，用户在执行代码中调用了 runtime.Gosched 方法，此时当前 g 会当让出执行权，主动进行队列等待下次被调度执行.
代码位于 runtime/proc.go

func Gosched() {checkTimeouts()mcall(gosched_m)
}

被动调度
因当前不满足某种执行条件，g 可能会陷入阻塞态无法被调度，直到关注的条件达成后，g才从阻塞中被唤醒，重新进入可执行队列等待被调度.
常见的被动调度触发方式为因 channel 操作或互斥锁操作陷入阻塞等操作，底层会走进 gopark 方法（例如http的IO多路复用，epoll方式使用的就是gopark来进行挂起操作）
代码位于 runtime/proc.go

func gopark(unlockf func(*g, unsafe.Pointer) bool, lock unsafe.Pointer, reason waitReason, traceEv byte, traceskip int) {// ...mcall(park_m)
}

通常 goready 与 gopark 成对出现，能够将 g 从阻塞状态恢复过来的，重新进入等待执行的状态
源码位于 runtime/proc.go

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

正常调度
g 中的任务执行完后，g0 会将当前 g 置于死亡状态，发起新一轮的调度
抢占调度：
如果 g 执行系统调度时间过长，超过了指定的市场，且全局的 p 资源比较紧缺，此时将 p 和 g 解绑，抢占出来用于其他 g 调度。等 g 完成系统调用后，会重新进入可执行队列中等待被调度
但是跟前三种调度方式不同的是，其余三个调度方式都是在 m 下的 g0 完成的，抢占调度则不同
因为发起系统调度时需要打破用户态的边界进入内核，此时 m 也会因系统调用而陷入僵直，无法主动完成抢占调度的行为
所以Golang进程会有一个全局监控协程 monitor g 的存在，这个 g 会越过 p 直接跟 m 进行绑定，不断轮询对所有的 p 的执行状况进行监控，倘若发现满足抢占调度的条件，则从第三方角度出手干预。主动发起抢占调度动作

宏观调度流程串联

调度流程

以 g0 -> g -> g0 的一轮循环为例进行串联
g0 执行 schedule() 函数，寻找到用于执行的 g
g0 执行 execute() 方法，更新当前 g、p 的状态信息，并调用 gogo 方法，将执行权交给 g
g 因主动让渡（goshce_m()）、被动调度( park_m() )、正常结束( goexit0() )等原因，调用 m_call 函数，执行权重新回到 g0手中
g0 执行 schedule() 函数，开启新一轮的循环

解析 schedule() 搜索可执行 g 的函数

调度流程的主干方法是位于 runtime/proc.go 中的 schedule 函数，此时的执行权位于 g0 手中：

func schedule() {// ...gp, inheritTime, tryWakeP := findRunnable() // blocks until work is available// ...execute(gp, inheritTime)
}

findRunable()

调度流程中，一个非常核心的步骤，就是为 m 寻找到下一个执行的 g，这部分内容位于 runtime/proc.go 的 findRunnable 方法中：

func findRunnable() (gp *g, inheritTime, tryWakeP bool) {_g_ := getg()top:_p_ := _g_.m.p.ptr()// ...// 判断执行查找到 61 次没有if _p_.schedtick%61 == 0 && sched.runqsize > 0 {// 加锁向全局队列进行查找lock(&sched.lock)gp = globrunqget(_p_, 1)// 释放锁unlock(&sched.lock)if gp != nil {// 返回可执行的 greturn gp, false, false}}// ...// 尝试从 p 本地队列中进行查找if gp, inheritTime := runqget(_p_); gp != nil {return gp, inheritTime, false}// ...// 判断全局队列长度，尝试从全局队列中进行查找if sched.runqsize != 0 {lock(&sched.lock)gp := globrunqget(_p_, 0)unlock(&sched.lock)if gp != nil {return gp, false, false}}// 尝试获取就绪的网络协议 --> 向 epoll 就绪队列中进行查找if netpollinited() && atomic.Load(&netpollWaiters) > 0 && atomic.Load64(&sched.lastpoll) != 0 {if list := netpoll(0); !list.empty() { // non-blockinggp := list.pop()injectglist(&list)casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunnable)return gp, false, false}}// ...// 尝试从其余的 p 中偷取一半的 gprocs := uint32(gomaxprocs)if _g_.m.spinning || 2*atomic.Load(&sched.nmspinning) < procs-atomic.Load(&sched.npidle) {if !_g_.m.spinning {_g_.m.spinning = trueatomic.Xadd(&sched.nmspinning, 1)}gp, inheritTime, tnow, w, newWork := stealWork(now)now = tnowif gp != nil {// Successfully stole.return gp, inheritTime, false}if newWork {// There may be new timer or GC work; restart to// discover.goto top}if w != 0 && (pollUntil == 0 || w < pollUntil) {// Earlier timer to wait for.pollUntil = w}}

调度流程如图：
g0执行流程

p 每执行 61 次调度，会从全局队列中获取一个 goroutine 进行执行，并将一个全局队列中的 goroutine 填充到当前 p 的本地队列中.

 if _p_.schedtick%61 == 0 && sched.runqsize > 0 {lock(&sched.lock)gp = globrunqget(_p_, 1)unlock(&sched.lock)if gp != nil {return gp, false, false}}
// 除了查找流程外还会将全局队列中的 g 转移到本地 p
func globrunqget(_p_ *p, max int32) *g {if sched.runqsize == 0 {return nil}// 判断 全局队列长度/p 的数量 + 1 == 每个p可以分到的g的个数n := sched.runqsize/gomaxprocs + 1if n > sched.runqsize {// 全局队列只有 1 个，则直接提取一个n = sched.runqsize}// 传参 max 最大获取个数，如果 n > max 则只获取 max 个if max > 0 && n > max {n = max}// 如果获取个数超过了本地队列的一半，需要考虑能不能存的下if n > int32(len(_p_.runq))/2 {n = int32(len(_p_.runq)) / 2}// 将全局队列的长度减去获取到的 g 个数sched.runqsize -= n// 全局队列循环弹出 ggp := sched.runq.pop()n--for ; n > 0; n-- {gp1 := sched.runq.pop()// 并将多余的 g 存储到 p 本地队列中runqput(_p_, gp1, false)}return gp// 本地队列存储全局队列 g 的方法
func runqput(_p_ *p, gp *g, next bool) {// ...
retry:// 获取本地队列头节点，同时对本地队列加锁h := atomic.LoadAcq(&_p_.runqhead) // load-acquire, synchronize with consumers// 获取尾节点t := _p_.runqtail// 如果尾节点减去头节点 小于本地队列长度 == 本地队列未满if t-h < uint32(len(_p_.runq)) {// 直接将 g 插入 队列中_p_.runq[t%uint32(len(_p_.runq))].set(gp)// 将尾节点索引 + 1，并释放队列atomic.StoreRel(&_p_.runqtail, t+1) // store-release, makes the item available for consumptionreturn}// 本地队列满了if runqputslow(_p_, gp, h, t) {return}// the queue is not full, now the put above must succeedgoto retry// 本地队列满了，将获取本地队列的一半放入到全局队列中，帮助本地队列减少压力
func runqputslow(_p_ *p, gp *g, h, t uint32) bool {// 创建本地队列一半 + 1 的数组var batch [len(_p_.runq)/2 + 1]*g// First, grab a batch from local queue.n := t - h// 本地队列现有长度的一半n = n / 2// ...// for 循环放置for i := uint32(0); i < n; i++ {batch[i] = _p_.runq[(h+i)%uint32(len(_p_.runq))].ptr()}// 释放 p 的存储if !atomic.CasRel(&_p_.runqhead, h, h+n) { // cas-release, commits consumereturn false}// 将新获取到的gp也存储全局队列中batch[n] = gp// Link the goroutines.for i := uint32(0); i < n; i++ {// for循环将本地队列提取到的 g 转成链表batch[i].schedlink.set(batch[i+1])}var q gQueue// 设置头尾节点q.head.set(batch[0])q.tail.set(batch[n])// Now put the batch on global queue.lock(&sched.lock)globrunqputbatch(&q, int32(n+1))unlock(&sched.lock)return true

尝试从 p 本地队列中获取一个可执行的 goroutine，核心逻辑位于 runqget 方法中：

需要注意，虽然本地队列是属于 p 独有的，但是由于 work-stealing 机制的存在，其他 p 可能会前来执行窃取动作，因此操作仍需加锁.
但是，由于窃取动作发生的频率不会太高，因此当前 p 取得锁的成功率是很高的，因此可以说p 的本地队列是接近于无锁化，但没有达到真正意义的无锁.

 if gp, inheritTime := runqget(_p_); gp != nil {return gp, inheritTime, false}func runqget(_p_ *p) (gp *g, inheritTime bool) {// 如果当前 runnext 为非空 则直接返回下一个 runnext 即可if next != 0 && _p_.runnext.cas(next, 0) {return next.ptr(), true}for {// 加锁并获取头尾节点 ==> 虽然本地队列是 p 独有的，但是存在偷 g 的机制，所以还是需要加锁h := atomic.LoadAcq(&_p_.runqhead) // load-acquire, synchronize with other consumerst := _p_.runqtail// 如果头节点等于尾节点，则表示 p 为空if t == h {return nil, false}// g 存在则取头节点并返回，将头节点设置为下一个 并释放锁gp := _p_.runq[h%uint32(len(_p_.runq))].ptr()if atomic.CasRel(&_p_.runqhead, h, h+1) { // cas-release, commits consumereturn gp, false}}

倘若本地队列没有可执行的 g，会从全局队列中获取：

if sched.runqsize != 0 {// 加锁lock(&sched.lock)// 获取的首节点，不向 p 中存储节点gp := globrunqget(_p_, 0)// 释放锁unlock(&sched.lock)if gp != nil {return gp, false, false}}

倘若本地队列和全局队列都没有 g，则会获取准备就绪的网络协程：

需要注意的是，刚获取网络协程时，g 的状态是处于 waiting 的，因此需要先更新为 runnable 状态.

 if netpollinited() && atomic.Load(&netpollWaiters) > 0 && atomic.Load64(&sched.lastpoll) != 0 {if list := netpoll(0); !list.empty() { // non-blockinggp := list.pop()injectglist(&list)// 状态更新casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunnable)return gp, false, false}}

work-stealing: 从其他 p 中偷取 g.

func stealWork(now int64) (gp *g, inheritTime bool, rnow, pollUntil int64, newWork bool) {pp := getg().m.p.ptr()ranTimer := false// 偷取操作最多只遍历 4 次 p 队列const stealTries = 4for i := 0; i < stealTries; i++ {stealTimersOrRunNextG := i == stealTries-1// 为保证窃取行为的公平性，遍历的起点是随机的for enum := stealOrder.start(fastrand()); !enum.done(); enum.next() {// ...}}return nil, false, now, pollUntil, ranTime// 偷取操作
func runqgrab(_p_ *p, batch *[256]guintptr, batchHead uint32, stealRunNextG bool) uint32 {for {// 因为存在 p 也获取头节点的可能，需要加锁h := atomic.LoadAcq(&_p_.runqhead) // load-acquire, synchronize with other consumerst := atomic.LoadAcq(&_p_.runqtail) // load-acquire, synchronize with the producer// 获取长度的一半n := t - hn = n - n/2// 如果长度为 0 if n == 0 {// 是否是最后一次遍历if stealRunNextG {// Try to steal from _p_.runnext.// 查看是否有下一个要执行的 gif next := _p_.runnext; next != 0 {// 查询 p 是否允许偷取if _p_.status == _Prunning {// 等待一段执行时间if GOOS != "windows" && GOOS != "openbsd" && GOOS != "netbsd" {usleep(3)} else {osyield()}}// 等待期间已经完成执行则退出if !_p_.runnext.cas(next, 0) {continue}// 不然就偷取batch[batchHead%uint32(len(batch))] = nextreturn 1}}return 0}// 偷取一半长度大于自身的一半，退出if n > uint32(len(_p_.runq)/2) { // read inconsistent h and tcontinue}// for循环的获取for i := uint32(0); i < n; i++ {g := _p_.runq[(h+i)%uint32(len(_p_.runq))]batch[(batchHead+i)%uint32(len(batch))] = g}// 释放锁 并 改变头节点if atomic.CasRel(&_p_.runqhead, h, h+n) { // cas-release, commits consumereturn n}}
}

解析执行 g 函数execute

当 g0 为 m 寻找到可执行的 g 之后，接下来就开始执行 g. 这部分内容位于 runtime/proc.go 的 execute 方法中：

func execute(gp *g, inheritTime bool) {// 获取 g_g_ := getg()// 建立 g 和 m 之间的绑定关系_g_.m.curg = gpgp.m = _g_.m// 修改状态信息casgstatus(gp, _Grunnable, _Grunning)gp.waitsince = 0gp.preempt = falsegp.stackguard0 = gp.stack.lo + _StackGuard// 更新 p 的调度次数，为后续61次调度做好准备if !inheritTime {_g_.m.p.ptr().schedtick++}// gogo 将 g0 切换为 g，执行任务gogo(&gp.sched)

主动让渡方法解析

g 执行主动让渡时，会调用 mcall 方法将执行权归还给 g0，并由 g0 调用 gosched_m 方法，位于 runtime/proc.go 文件中：
主动让渡流程

func Gosched() {// ...// 执行mcall让渡mcall(gosched_m)
}// 压栈执行 goschedImpl
func gosched_m(gp *g) {goschedImpl(gp)
}// 实际让渡流程
func goschedImpl(gp *g) {// status := readgstatus(gp)if status&^_Gscan != _Grunning {dumpgstatus(gp)throw("bad g status")}// 改变状态，从running 更改为 runablecasgstatus(gp, _Grunning, _Grunnable)// 解绑 g 和 mdropg()// 加锁 --> 添加到全局队列中 --> 释放锁lock(&sched.lock)globrunqput(gp)unlock(&sched.lock)// 开启新的一轮调度schedule()// 解绑函数
func dropg() {// 获取 g_g_ := getg()// 解绑操作，g 和 m 分别置空setMNoWB(&_g_.m.curg.m, nil)setGNoWB(&_g_.m.curg, nil)
}

gopark 和 goready

g 需要被动调度时，会调用 mcall 方法切换至 g0，并调用 park_m 方法将 g 置为阻塞态，执行流程位于 runtime/proc.go 的 gopark 方法当中：

func gopark(unlockf func(*g, unsafe.Pointer) bool, lock unsafe.Pointer, reason waitReason, traceEv byte, traceskip int) {// ...mcall(park_m)
}func park_m(gp *g) {_g_ := getg()// 修改状态 running 为 waitingcasgstatus(gp, _Grunning, _Gwaiting)// 解绑dropg()// ...// 新的一轮查找schedule()// 当因被动调度陷入阻塞态的 g 需要被唤醒时，会由其他协程执行 goready 方法将 g 重新置为可执行的状态，
// 方法位于 runtime/proc.go .
func goready(gp *g, traceskip int) {systemstack(func() {ready(gp, traceskip, true)})
}// 被动调度如果需要唤醒，则会其他 g 负责将 g 的状态由 waiting 改为 runnable，
// 然后会将其添加到唤醒者的 p 的本地队列中：
func ready(gp *g, traceskip int, next bool) {// ..._g_ := getg()// ...// 修改状态casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunnable)// 重新加入 p 队列中// 如果队列满了，会连带 g 一起将一半的元素转移到全局队列runqput(_g_.m.p.ptr(), gp, next)// ...
}

goexit0 将 g 置于死亡状态

当 g 执行完成时，会先执行 mcall 方法切换至 g0，然后调用 goexit0 方法，内容为 runtime/proc.go：

// Finishes execution of the current goroutine.
func goexit1() {// ...mcall(goexit0)
}// 实际结束方法
func goexit0(gp *g) {// 获取 g_g_ := getg()_p_ := _g_.m.p.ptr()// 更改状态为 deadcasgstatus(gp, _Grunning, _Gdead)// ...// 解绑gp.m = nil// ...// 解绑dropg()// ...// 开启新一轮调度schedule()

抢占调度 retake

抢占调度的执行者不是 g0，而是一个全局的 monitor g，代码位于 runtime/proc.go 的 retake 方法中：

func retake(now int64) uint32 {n := 0// 加锁lock(&allpLock)// 遍历全局的 p 搜索能抢占的目标for i := 0; i < len(allp); i++ {_p_ := allp[i]// p 还没创建if _p_ == nil {// This can happen if procresize has grown// allp but not yet created new Ps.continue}pd := &_p_.sysmontick// ...// 执行系统调用超过 10 ms// p 本地队列有等待执行的 g// 当前没有空闲的 p 和 m.if s == _Psyscall {            // ...if runqempty(_p_) && atomic.Load(&sched.nmspinning)+atomic.Load(&sched.npidle) > 0 && pd.syscallwhen+10*1000*1000 > now {continue}unlock(&allpLock)// 抢占调度的步骤// 将当前 p 的状态更新为 idleif atomic.Cas(&_p_.status, s, _Pidle) {n++_p_.syscalltick++// 然后步入 handoffp 方法中，判断是否需要为 p 寻找接管的 m（因为其原本绑定的 m 正在执行系统调用）handoffp(_p_)}incidlelocked(1)// 抢占调度lock(&allpLock)}}unlock(&allpLock)return uint32(n)
}// 判断是否需要 p 接管 m
func handoffp(_p_ *p) {if !runqempty(_p_) || sched.runqsize != 0 {startm(_p_, false)return}if atomic.Load(&sched.nmspinning)+atomic.Load(&sched.npidle) == 0 && atomic.Cas(&sched.nmspinning, 0, 1) {startm(_p_, true)return}lock(&sched.lock)// ...if sched.runqsize != 0 {unlock(&sched.lock)startm(_p_, false)return}// If this is the last running P and nobody is polling network,// need to wakeup another M to poll network.if sched.npidle == uint32(gomaxprocs-1) && atomic.Load64(&sched.lastpoll) != 0 {unlock(&sched.lock)startm(_p_, false)return}// ...

当以下四个条件满足其一时，则需要为 p 获取新的 m：

当前 p 本地队列还有待执行的 g；
全局繁忙（没有空闲的 p 和 m，全局 g 队列为空）
需要处理网络 socket 读写请求

获取 m 时，会先尝试获取已有的空闲的 m，若不存在，则会创建一个新的 m.

func startm(_p_ *p, spinning bool) {mp := acquirem()lock(&sched.lock)// ...// 获取 mnmp := mget()if nmp == nil {// 创建 mid := mReserveID()unlock(&sched.lock)var fn func()// ...// 绑定 pnewm(fn, _p_, id)// ...return}unlock(&sched.lock)// ...
}

reentersyscall 和 exitsyscall

在 m 需要执行系统调用前，会先执行位于 runtime/proc.go 的 reentersyscall 的方法：

func reentersyscall(pc, sp uintptr) {// 此时执行权同样位于 m 的 g0 手中；_g_ := getg()// ...// 保存当前 g 的执行环境；save(pc, sp)_g_.syscallsp = sp_g_.syscallpc = pc// 将 g 和 p 的状态更新为 syscall；casgstatus(_g_, _Grunning, _Gsyscall)// ...// 解除 p 和 当前 m 之间的绑定，因为 m 即将进入系统调用而导致短暂不可用；pp := _g_.m.p.ptr()pp.m = 0// 将 p 添加到 当前 m 的 oldP 容器当中，后续 m 恢复后，会优先寻找旧的 p 重新建立绑定关系._g_.m.oldp.set(pp)_g_.m.p = 0// 将 g 和 p 的状态更新为 syscall；atomic.Store(&pp.status, _Psyscall)// ...

当 m 完成了内核态的系统调用之后，此时会步入位于 runtime/proc.go 的 exitsyscall 函数中，尝试寻找 p 重新开始运作：

func exitsyscall() {// 方法执行之初，此时的执行权是普通 g._g_ := getg()// ...// 倘若此前设置的 oldp 仍然可用，则重新和 oldP 绑定if exitsyscallfast(oldp) {// ...// 将当前 g 重新置为 running 状态，然后开始执行后续的用户函数；casgstatus(_g_, _Gsyscall, _Grunning)// ...return}// ...// old 绑定失败，则调用 mcall 方法切换到 m 的 g0，并执行 exitsyscall0 方法：mcall(exitsyscall0)// ...
}// 
func exitsyscall0(gp *g) {// 将 g 由系统调用状态切换为可运行态，并解绑 g 和 m 的关系casgstatus(gp, _Gsyscall, _Grunnable)dropg()// 加锁 --> 从全局 p 队列获取可用的 plock(&sched.lock)var _p_ *pif schedEnabled(gp) {_p_, _ = pidleget(0)}var locked bool// 如果获取到了，则执行 g：if _p_ == nil {globrunqput(gp)} // 释放锁unlock(&sched.lock)// 如若无 p 可用，则将 g 添加到全局队列，if _p_ != nil {acquirep(_p_)execute(gp, false) // Never returns.}// ...// 当前 m 陷入沉睡. 直到被唤醒后才会继续发起调度.stopm()schedule() // Never returns.
}