协程底层怎么实现？

题目来源：字节跳动

答案1：

G (goroutine)

G是goroutine的头文字, goroutine可以解释为受管理的轻量线程, goroutine使用go关键词创建.

举例来说, func main() { go other() }, 这段代码创建了两个goroutine,
一个是main, 另一个是other, 注意main本身也是一个goroutine.

goroutine的新建, 休眠, 恢复, 停止都受到go运行时的管理.
goroutine执行异步操作时会进入休眠状态, 待操作完成后再恢复, 无需占用系统线程,
goroutine新建或恢复时会添加到运行队列, 等待M取出并运行.

M (machine)

M是machine的头文字, 在当前版本的golang中等同于系统线程.
M可以运行两种代码:

  • go代码, 即goroutine, M运行go代码需要一个P
  • 原生代码, 例如阻塞的syscall, M运行原生代码不需要P

M会从运行队列中取出G, 然后运行G, 如果G运行完毕或者进入休眠状态, 则从运行队列中取出下一个G运行, 周而复始.
有时候G需要调用一些无法避免阻塞的原生代码, 这时M会释放持有的P并进入阻塞状态, 其他M会取得这个P并继续运行队列中的G.
go需要保证有足够的M可以运行G, 不让CPU闲着, 也需要保证M的数量不能过多.

P (process)

P是process的头文字, 代表M运行G所需要的资源.
一些讲解协程的文章把P理解为cpu核心, 其实这是错误的.
虽然P的数量默认等于cpu核心数, 但可以通过环境变量GOMAXPROC修改, 在实际运行时P跟cpu核心并无任何关联.

P也可以理解为控制go代码的并行度的机制,
如果P的数量等于1, 代表当前最多只能有一个线程(M)执行go代码,
如果P的数量等于2, 代表当前最多只能有两个线程(M)执行go代码.
执行原生代码的线程数量不受P控制.

因为同一时间只有一个线程(M)可以拥有P, P中的数据都是锁自由(lock free)的, 读写这些数据的效率会非常的高.

数据结构

在讲解协程的工作流程之前, 还需要理解一些内部的数据结构.

G的状态

  • 空闲中(_Gidle): 表示G刚刚新建, 仍未初始化
  • 待运行(_Grunnable): 表示G在运行队列中, 等待M取出并运行
  • 运行中(_Grunning): 表示M正在运行这个G, 这时候M会拥有一个P
  • 系统调用中(_Gsyscall): 表示M正在运行这个G发起的系统调用, 这时候M并不拥有P
  • 等待中(_Gwaiting): 表示G在等待某些条件完成, 这时候G不在运行也不在运行队列中(可能在channel的等待队列中)
  • 已中止(_Gdead): 表示G未被使用, 可能已执行完毕(并在freelist中等待下次复用)
  • 栈复制中(_Gcopystack): 表示G正在获取一个新的栈空间并把原来的内容复制过去(用于防止GC扫描)

M的状态

M并没有像G和P一样的状态标记, 但可以认为一个M有以下的状态:

  • 自旋中(spinning): M正在从运行队列获取G, 这时候M会拥有一个P
  • 执行go代码中: M正在执行go代码, 这时候M会拥有一个P
  • 执行原生代码中: M正在执行原生代码或者阻塞的syscall, 这时M并不拥有P
  • 休眠中: M发现无待运行的G时会进入休眠, 并添加到空闲M链表中, 这时M并不拥有P

自旋中(spinning)这个状态非常重要, 是否需要唤醒或者创建新的M取决于当前自旋中的M的数量.

P的状态

  • 空闲中(_Pidle): 当M发现无待运行的G时会进入休眠, 这时M拥有的P会变为空闲并加到空闲P链表中
  • 运行中(_Prunning): 当M拥有了一个P后, 这个P的状态就会变为运行中, M运行G会使用这个P中的资源
  • 系统调用中(_Psyscall): 当go调用原生代码, 原生代码又反过来调用go代码时, 使用的P会变为此状态
  • GC停止中(_Pgcstop): 当gc停止了整个世界(STW)时, P会变为此状态
  • 已中止(_Pdead): 当P的数量在运行时改变, 且数量减少时多余的P会变为此状态

本地运行队列

在go中有多个运行队列可以保存待运行(_Grunnable)的G, 它们分别是各个P中的本地运行队列和全局运行队列.
入队待运行的G时会优先加到当前P的本地运行队列, M获取待运行的G时也会优先从拥有的P的本地运行队列获取,
本地运行队列入队和出队不需要使用线程锁.

本地运行队列有数量限制, 当数量达到256个时会入队到全局运行队列.
本地运行队列的数据结构是环形队列, 由一个256长度的数组和两个序号(head, tail)组成.

当M从P的本地运行队列获取G时, 如果发现本地队列为空会尝试从其他P盗取一半的G过来,这个机制叫做Work Stealing, 详见后面的代码分析.

全局运行队列

全局运行队列保存在全局变量sched中, 全局运行队列入队和出队需要使用线程锁.
全局运行队列的数据结构是链表, 由两个指针(head, tail)组成.

空闲M链表

当M发现无待运行的G时会进入休眠, 并添加到空闲M链表中, 空闲M链表保存在全局变量sched.
进入休眠的M会等待一个信号量(m.park), 唤醒休眠的M会使用这个信号量.

go需要保证有足够的M可以运行G, 是通过这样的机制实现的:

  • 入队待运行的G后, 如果当前无自旋的M但是有空闲的P, 就唤醒或者新建一个M
  • 当M离开自旋状态并准备运行出队的G时, 如果当前无自旋的M但是有空闲的P, 就唤醒或者新建一个M
  • 当M离开自旋状态并准备休眠时, 会在离开自旋状态后再次检查所有运行队列, 如果有待运行的G则重新进入自旋状态

因为”入队待运行的G”和”M离开自旋状态”会同时进行, go会使用这样的检查顺序:

入队待运行的G => 内存屏障 => 检查当前自旋的M数量 => 唤醒或者新建一个M
减少当前自旋的M数量 => 内存屏障 => 检查所有运行队列是否有待运行的G => 休眠

这样可以保证不会出现待运行的G入队了, 也有空闲的资源P, 但无M去执行的情况.

空闲P链表

当P的本地运行队列中的所有G都运行完毕, 又不能从其他地方拿到G时,
拥有P的M会释放P并进入休眠状态, 释放的P会变为空闲状态并加到空闲P链表中, 空闲P链表保存在全局变量sched
下次待运行的G入队时如果发现有空闲的P, 但是又没有自旋中的M时会唤醒或者新建一个M, M会拥有这个P, P会重新变为运行中的状态.