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这篇CFSDN的博客文章嗯，你觉得 Go 在什么时候会抢占 P？由作者收集整理，如果你对这篇文章有兴趣，记得点赞哟.

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大家好，我是煎鱼.

昨天刚从长沙浪完回来，准备 ”潇潇洒洒“ 写一篇游记，分享一波美食+游记，有五一准备去长沙玩的小伙伴吗？

前几天我们有聊到《单核 CPU，开两个 Goroutine，其中一个死循环，会怎么样?》的问题，我们在一个细节部分有提到:

有新的小伙伴会产生更多的疑问，那就是在 Go 语言中，是如何抢占 P 的呢，这里面是怎么做的？

今天这篇文章我们就来解密抢占 P.

调度器的发展史

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在 Go 语言中，Goroutine 早期是没有设计成抢占式的，早期 Goroutine 只有读写、主动让出、锁等操作时才会触发调度切换.

这样有一个严重的问题，就是垃圾回收器进行 STW 时，如果有一个 Goroutine 一直都在阻塞调用，垃圾回收器就会一直等待他，不知道等到什么时候... 。

这种情况下就需要抢占式调度来解决问题。如果一个 Goroutine 运行时间过久，就需要进行抢占来解决.

这块 Go 语言在 Go1.2 起开始实现抢占式调度器，不断完善直至今日:

• Go0.x：基于单线程的程调度器。
• Go1.0：基于多线程的调度器。
• Go1.1：基于任务窃取的调度器。
• Go1.2 - Go1.13：基于协作的抢占式调度器。
• Go1.14：基于信号的抢占式调度器。

调度器的新提案：非均匀存储器访问调度(Non-uniform memory access，NUMA)， 但由于实现过于复杂，优先级也不够高，因此迟迟未提上日程.

有兴趣的小伙伴可以详见 Dmitry Vyukov, dvyukov 所提出的 NUMA-aware scheduler for Go.

为什么要抢占 P

  。

为什么会要想去抢占 P 呢，说白了就是不抢，就没机会运行，会 hang 死。又或是资源分配不均了， 。

这在调度器设计中显然是不合理的.

跟这个例子一样:

1. // Main Goroutine  
2. func main() { 
3.     // 模拟单核 CPU 
4.     runtime.GOMAXPROCS(1) 
5.      
6.     // 模拟 Goroutine 死循环 
7.     go func() { 
8.         for { 
9.         } 
10.     }() 
11.  
12.     time.Sleep(time.Millisecond) 
13.     fmt.Println("脑子进煎鱼了") 
14. } 

这个例子在老版本的 Go 语言中，就会一直阻塞，没法重见天日，是一个需要做抢占的场景.

但可能会有小伙伴问，抢占了，会不会有新问题。因为原本正在使用 P 的 M 就凉凉了(M 会与 P 进行绑定)，没了 P 也就没法继续执行了.

这其实没有问题，因为该 Goroutine 已经阻塞在了系统调用上，暂时是不会有后续的执行新诉求.

但万一代码是在运行了好一段时间后又能够运行了(业务上也允许长等待)，也就是该 Goroutine 从阻塞状态中恢复了，期望继续运行，没了 P 怎么办？

这时候该 Goroutine 可以和其他 Goroutine 一样，先检查自身所在的 M 是否仍然绑定着 P:

1. 若是有 P，则可以调整状态，继续运行。
2. 若是没有 P，可以重新抢 P，再占有并绑定 P，为自己所用。

也就是抢占 P，本身就是一个双向行为，你抢了我的 P，我也可以去抢别人的 P 来继续运行.

怎么抢占 P

  。

讲解了为什么要抢占 P 的原因后，我们进一步深挖，“他” 是怎么抢占到具体的 P 的呢？

这就涉及到前文所提到的 runtime.retake 方法了，其处理以下两种场景:

抢占阻塞在系统调用上的 P.

抢占运行时间过长的 G.

在此主要针对抢占 P 的场景，分析如下:

1. func retake(now int64) uint32 { 
2.  n := 0 
3.  // 防止发生变更，对所有 P 加锁 
4.  lock(&allpLock) 
5.  // 走入主逻辑，对所有 P 开始循环处理 
6.  for i := 0; i < len(allp); i++ { 
7.   _p_ := allp[i] 
8.   pd := &_p_.sysmontick 
9.   s := _p_.status 
10.   sysretake := false 
11.   ... 
12.   if s == _Psyscall { 
13.    // 判断是否超过 1 个 sysmon tick 周期 
14.    t := int64(_p_.syscalltick) 
15.    if !sysretake && int64(pd.syscalltick) != t { 
16.     pd.syscalltick = uint32(t) 
17.     pd.syscallwhen = now 
18.     continue 
19.    } 
20.        
21.    ... 
22.   } 
23.  } 
24.  unlock(&allpLock) 
25.  return uint32(n) 
26. } 

该方法会先对 allpLock 上锁，这个变量含义如其名，allpLock 可以防止该数组发生变化.

其会保护 allp、idlepMask 和 timerpMask 属性的无 P 读取和大小变化，以及对 allp 的所有写入操作，可以避免影响后续的操作.

场景一

  。

前置处理完毕后，进入主逻辑，会使用万能的 for 循环对所有的 P(allp)进行一个个处理.

1. t := int64(_p_.syscalltick) 
2. if !sysretake && int64(pd.syscalltick) != t { 
3.  pd.syscalltick = uint32(t) 
4.  pd.syscallwhen = now 
5.  continue 
6. } 

第一个场景是：会对 syscalltick 进行判定，如果在系统调用(syscall)中存在超过 1 个 sysmon tick 周期(至少 20us)的任务，则会从系统调用中抢占 P，否则跳过.

场景二

  。

如果未满足会继续往下，走到如下逻辑:

1. func retake(now int64) uint32 { 
2.  for i := 0; i < len(allp); i++ { 
3.   ... 
4.   if s == _Psyscall { 
5.    // 从此处开始分析 
6.    if runqempty(_p_) &&  
7.       atomic.Load(&sched.nmspinning)+atomic.Load(&sched.npidle) > 0 &&  
8.       pd.syscallwhen+10*1000*1000 > now { 
9.     continue 
10.    } 
11.    ... 
12.   } 
13.  } 
14.  unlock(&allpLock) 
15.  return uint32(n) 
16. } 

第二个场景，聚焦到这一长串的判断中:

• runqempty(_p_) == true 方法会判断任务队列 P 是否为空，以此来检测有没有其他任务需要执行。
• atomic.Load(&sched.nmspinning)+atomic.Load(&sched.npidle) > 0 会判断是否存在空闲 P 和正在进行调度窃取 G 的 P。
• pd.syscallwhen+10*1000*1000 > now 会判断系统调用时间是否超过了 10ms。

这里奇怪的是 runqempty 方法明明已经判断了没有其他任务，这就代表了没有任务需要执行，是不需要抢夺 P 的.

但实际情况是，由于可能会阻止 sysmon 线程的深度睡眠，最终还是希望继续占有 P.

在完成上述判断后，进入到抢夺 P 的阶段:

1. func retake(now int64) uint32 { 
2.  for i := 0; i < len(allp); i++ { 
3.   ... 
4.   if s == _Psyscall { 
5.    // 承接上半部分 
6.    unlock(&allpLock) 
7.    incidlelocked(-1) 
8.    if atomic.Cas(&_p_.status, s, _Pidle) { 
9.     if trace.enabled { 
10.      traceGoSysBlock(_p_) 
11.      traceProcStop(_p_) 
12.     } 
13.     n++ 
14.     _p_.syscalltick++ 
15.     handoffp(_p_) 
16.    } 
17.    incidlelocked(1) 
18.    lock(&allpLock) 
19.   } 
20.  } 
21.  unlock(&allpLock) 
22.  return uint32(n) 
23. } 

解锁相关属性：需要调用 unlock 方法解锁 allpLock，从而实现获取 sched.lock，以便继续下一步.

减少闲置 M：需要在原子操作(CAS)之前减少闲置 M 的数量(假设有一个正在运行)。否则在发生抢夺 M 时可能会退出系统调用，递增 nmidle 并报告死锁事件.

修改 P 状态：调用 atomic.Cas 方法将所抢夺的 P 状态设为 idle，以便于交于其他 M 使用.

抢夺 P 和调控 M：调用 handoffp 方法从系统调用或锁定的 M 中抢夺 P，会由新的 M 接管这个 P.

总结

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至此完成了抢占 P 的基本流程，我们可得出满足以下条件:

如果存在系统调用超时：存在超过 1 个 sysmon tick 周期(至少 20us)的任务，则会从系统调用中抢占 P.

如果没有空闲的 P：所有的 P 都已经与 M 绑定。需要抢占当前正处于系统调用之，而实际上系统调用并不需要的这个 P 的情况，会将其分配给其它 M 去调度其它 G.

如果 P 的运行队列里面有等待运行的 G，为了保证 P 的本地队列中的 G 得到及时调度。而自己本身的 P 又忙于系统调用，无暇管理。此时会寻找另外一个 M 来接管 P，从而实现继续调度 G 的目的.

参考 。

NUMA-aware scheduler for Go 。

go-under-the-hood 。

深入解析 Go-抢占式调度 。

Go语言调度器源代码情景分析 。

原文地址：https://mp.weixin.qq.com/s/WAPogwLJ2BZvrquoKTQXzg 。

最后此篇关于嗯，你觉得 Go 在什么时候会抢占 P？的文章就讲到这里了,如果你想了解更多关于嗯，你觉得 Go 在什么时候会抢占 P？的内容请搜索CFSDN的文章或继续浏览相关文章，希望大家以后支持我的博客！ 。