extern register G* g 被使用, 这个是当前线程的线程控制块指针。go关键字最终被弄成了runtime.newproc. 就以这个为出发点看整个调度器吧.
runtime.newproc 功能是创建一个新的g.这个函数不能用分段栈,真正的工作是调用newproc1完成的.
newproc1 的动作包括:
初始化newg 的域时,会将调用参数保存到g的栈;将sp,pc等上下文环境保存在g的sched域.这样当这个g被分配了一个m时就可以运行了.
接下来看matchmg函数.这个函数就是做个匹配,只要m没有突破上限GOMAXPROCS,就拿一个m绑定一个g.
如果m的waiting队列中有就从队列中拿,否则就要新建一个m,调用runtime.newm
runtime.newm 功能跟 newproc 相似,前者分配一个goroutine,而后者是分配一个machine.调用的runtime.newosproc函数.
其实一个machine就是一个操作系统线程的抽象,可以看到它会调用runtime.newosproc.
这个新线程会以mstart 作为入口地址.
当m和g绑定后,mstart会恢复g的sched域中保存的上下文环境,然后继续运行.
随便扫一下runtime.newosproc还是蛮有意思的,代码在thread_linux.c文件中(平台相关的),它调用了runtime.clone(平台相关). runtime.clone是用汇编实现的,代码在sys_linux_386.s.可以看到上面有
INT $0x80看到这个就放心了,只要有一点汇编基础,你懂的.可以看出,go的runtime果然跟c的runtime半毛钱关系都没有啊
回到runtime.newm 函数继续看,它调用 runtime.newosproc 建立了新的线程,线程是以 runtime.mstart 为入口的,那么接下来看mstart 函数.
mstart 是 runtime.newosproc 新建的线程的入口地址,新线程执行时会从这里开始运行.
新线程的执行和goroutine的执行是两个概念,由于有m这一层对机器的抽象,是m在执行g而不是线程在执行g.所以线程的入口是mstart,g的执行要到schedule才算入口.函数mstart的最后调用了schedule.
终于到了schedule了!
如果从mstart进入到schedule的,那么schedule中逻辑非常简单,前面省了一大段代码.大概就这几步:
goroutine从newproc出生一直到运行的过程分析,到此结束!
虽然按这样a调用b,b调用c,c调用d,d调用e的方式去分析源代码谁看都会晕掉,但我还是想重复一遍这里的读代码过程后再往下写些有意思的,希望真正感兴趣的读者可以拿着注释过的源码按顺序走一遍:
newproc -> newproc1 -> newprocreadylocked -> matchmg -> (可能引发)newm -> newosproc -> (线程入口)mstart -> schedule -> gogo跳到goroutine运行
以上状态变化经历了Gwaiting->Grunnable->Grunning,经历了创建,到挂在就绪队列,到从就绪队列拿出并运行.
下面将从其它几种状态变化继续看调度器,从runtime.entersyscall开始.
runtime.entersyscall 做的事情大致是设置g的状态为Gsyscall,减少mcpu.
如果mcpu减少之后小于mcpumax了并且有处于就绪态的g,则matchmg
runtime.exitsyscall 函数中,如果退出系统调用后mcpu小于mcpumax,直接设置g的状态Grunning.表示让它继续运行.
否则如果mcpu达到上限了,则设置readyonstop,表示下一次schedule中将它改成Grunnable 了放到就绪队列中
现在Gwaiting,Grunnable,Grunning,Gwaiting 都出现过的,接下来看最后两种状态Gmoribund和Gdead.
看runtime.goexit函数.这个函数直接把g的状态设置成Gmoribund,然后调用gosched,进入到schedule中.
在schedule中如果遇到状态为Gmoribund的g,直接设置g的状态为Gdead,将g与m分离,把g放回到free队列.