转载自(https://www.luozhiyun.com/arc...

介绍

在 Go 的 1.14 版本之前抢占试调度都是基于合作的，须要本人被动的让出执行，然而这样是无奈解决一些无奈被抢占的边缘状况。例如：for 循环或者垃圾回收长时间占用线程，这些问题中的一部分直到 1.14 才被基于信号的抢占式调度解决。

上面咱们通过一个例子来验证一下1.14 版本和 1.13 版本之间的抢占差别：

package mainimport (    "fmt"    "os"    "runtime"    "runtime/trace"    "sync")func main() {    runtime.GOMAXPROCS(1)    f, _ := os.Create("trace.output")    defer f.Close()    _ = trace.Start(f)    defer trace.Stop()    var wg sync.WaitGroup    for i := 0; i < 30; i++ {        wg.Add(1)        go func() {            defer wg.Done()            t := 0            for i:=0;i<1e8;i++ {                t+=2            }            fmt.Println("total:", t)        }()    }    wg.Wait()}

这个例子中会通过 go trace 来进行执行过程的调用跟踪。在代码中指定 runtime.GOMAXPROCS(1)设置最大的可同时应用的 CPU 核数为1，只用一个 P（处理器），这样就确保是单处理器的场景。而后调用一个 for 循环开启 10 个 goroutines 来执行 func 函数，这是一个纯计算且耗时的函数，避免 goroutines 闲暇让出执行。

上面咱们编译程序剖析 trace 输入：

$ go build -gcflags "-N -l" main.go -N示意禁用优化-l禁用内联$ ./main

而后咱们获取到 trace.output 文件后进行可视化展现：

$ go tool trace -http=":6060" ./trace.output

Go1.13 trace 剖析

从下面的这个图能够看出：

  1. 因为咱们限定了只有一个 P，所以在 PROCS 这一栏外面只有一个 Proc0；
  2. 咱们在 for 循环外面启动了 30 个 goroutines ，所以咱们能够数一下 Proc0 外面的色彩框框，刚好30 个；
  3. 30 个 goroutines 在 Proc0 外面是串行执行的，一个执行完再执行另一个，没有进行抢占；
  4. 轻易点击一个 goroutines 的详情栏能够看到 Wall Duration 为 0.23s 左右，示意这个 goroutines 继续执行了 0.23s，总共 30 个 goroutines 执行工夫是 7s 左右；
  5. 切入调用栈 Start Stack Trace 是 main.main.func1:20，在代码下面是 func 函数执行头： go func() ；
  6. 切走调用栈 End Stack Trace 是 main.main.func1:26，在代码上是 func 函数最初执行打印：fmt.Println("total:", t)；

从下面的 trace 剖析能够晓得，Go 的合作式调度对 calcSum 函数是毫无作用的，一旦执行开始，只能等执行完结。每个 goroutine 消耗了 0.23s 这么长的工夫，也无奈抢占它的执行权。

Go 1.14 以上 trace 剖析


在 Go 1.14 之后引入了基于信号的抢占式调度，从下面的图能够看到 Proc0 这一栏中稀稀拉拉都是 goroutines 在切换时的调用状况，不会再呈现 goroutines 一旦执行开始，只能等执行完结这种状况。

下面跑动的工夫是 4s 左右这个状况能够疏忽，因为我是在两台配置不同的机器上跑的（次要是我嫌麻烦要找两台一样的机器）。

上面咱们拉近了看一下明细状况：

通过这个明细能够看出：

  1. 这个 goroutine 运行了 0.025s 就让出执行了；
  2. 切入调用栈 Start Stack Trace 是main.main.func1:21，和下面一样；
  3. 切走调用栈 End Stack Trace 是 runtime.asyncPreempt:50 ，这个函数是收到抢占信号时执行的函数，从这个中央也能明确的晓得，被异步抢占了；

剖析

抢占信号的注册

runtime/signal_unix.go
程序启动时，在runtime.sighandler中注册 SIGURG 信号的处理函数runtime.doSigPreempt。

initsig

func initsig(preinit bool) {    // 预初始化    if !preinit {         signalsOK = true    }     //遍历信号数组    for i := uint32(0); i < _NSIG; i++ {        t := &sigtable[i]        //略过信号：SIGKILL、SIGSTOP、SIGTSTP、SIGCONT、SIGTTIN、SIGTTOU        if t.flags == 0 || t.flags&_SigDefault != 0 {            continue        }         ...          setsig(i, funcPC(sighandler))    }}

在 initsig 函数外面会遍历所有的信号量，而后调用 setsig 函数进行注册。咱们能够查看 sigtable 这个全局变量看看有什么信息：

var sigtable = [...]sigTabT{    /* 0 */ {0, "SIGNONE: no trap"},    /* 1 */ {_SigNotify + _SigKill, "SIGHUP: terminal line hangup"},    /* 2 */ {_SigNotify + _SigKill, "SIGINT: interrupt"},    /* 3 */ {_SigNotify + _SigThrow, "SIGQUIT: quit"},    /* 4 */ {_SigThrow + _SigUnblock, "SIGILL: illegal instruction"},    /* 5 */ {_SigThrow + _SigUnblock, "SIGTRAP: trace trap"},    /* 6 */ {_SigNotify + _SigThrow, "SIGABRT: abort"},    /* 7 */ {_SigPanic + _SigUnblock, "SIGBUS: bus error"},    /* 8 */ {_SigPanic + _SigUnblock, "SIGFPE: floating-point exception"},    /* 9 */ {0, "SIGKILL: kill"},    /* 10 */ {_SigNotify, "SIGUSR1: user-defined signal 1"},    /* 11 */ {_SigPanic + _SigUnblock, "SIGSEGV: segmentation violation"},    /* 12 */ {_SigNotify, "SIGUSR2: user-defined signal 2"},    /* 13 */ {_SigNotify, "SIGPIPE: write to broken pipe"},    /* 14 */ {_SigNotify, "SIGALRM: alarm clock"},    /* 15 */ {_SigNotify + _SigKill, "SIGTERM: termination"},    /* 16 */ {_SigThrow + _SigUnblock, "SIGSTKFLT: stack fault"},    /* 17 */ {_SigNotify + _SigUnblock + _SigIgn, "SIGCHLD: child status has changed"},    /* 18 */ {_SigNotify + _SigDefault + _SigIgn, "SIGCONT: continue"},    /* 19 */ {0, "SIGSTOP: stop, unblockable"},    /* 20 */ {_SigNotify + _SigDefault + _SigIgn, "SIGTSTP: keyboard stop"},    /* 21 */ {_SigNotify + _SigDefault + _SigIgn, "SIGTTIN: background read from tty"},    /* 22 */ {_SigNotify + _SigDefault + _SigIgn, "SIGTTOU: background write to tty"},    /* 23 */ {_SigNotify + _SigIgn, "SIGURG: urgent condition on socket"},    /* 24 */ {_SigNotify, "SIGXCPU: cpu limit exceeded"},    /* 25 */ {_SigNotify, "SIGXFSZ: file size limit exceeded"},    /* 26 */ {_SigNotify, "SIGVTALRM: virtual alarm clock"},    /* 27 */ {_SigNotify + _SigUnblock, "SIGPROF: profiling alarm clock"},    /* 28 */ {_SigNotify + _SigIgn, "SIGWINCH: window size change"},    /* 29 */ {_SigNotify, "SIGIO: i/o now possible"},    /* 30 */ {_SigNotify, "SIGPWR: power failure restart"},    /* 31 */ {_SigThrow, "SIGSYS: bad system call"},    /* 32 */ {_SigSetStack + _SigUnblock, "signal 32"}, /* SIGCANCEL; see issue 6997 */    /* 33 */ {_SigSetStack + _SigUnblock, "signal 33"}, /* SIGSETXID; see issues 3871, 9400, 12498 */    ...}

具体的信号含意能够看这个介绍：Unix信号 https://zh.wikipedia.org/wiki... _SigNotify + _SigIgn 如下：

{_SigNotify + _SigIgn, "SIGURG: urgent condition on socket"}

上面咱们看一下 setsig 函数，这个函数是在 runtime/os_linux.go文件外面：

setsig

func setsig(i uint32, fn uintptr) {    var sa sigactiont    sa.sa_flags = _SA_SIGINFO | _SA_ONSTACK | _SA_RESTORER | _SA_RESTART    sigfillset(&sa.sa_mask)    ...    if fn == funcPC(sighandler) {        // CGO 相干        if iscgo {            fn = funcPC(cgoSigtramp)        } else {            // 替换为调用 sigtramp            fn = funcPC(sigtramp)        }    }    sa.sa_handler = fn    sigaction(i, &sa, nil)}

这里须要留神的是，当 fn 等于 sighandler 的时候，调用的函数会被替换成 sigtramp。sigaction 函数在 Linux 下会调用零碎调用函数 sys_signal 以及 sys_rt_sigaction 实现注册信号。

执行抢占信号

下面剖析能够看到当 fn 等于 sighandler 的时候，调用的函数会被替换成 sigtramp，sigtramp是汇编实现，上面咱们看看。

src/runtime/sys_linux_amd64.s:

TEXT runtime·sigtramp<ABIInternal>(SB),NOSPLIT,$72    ...    // We don't save mxcsr or the x87 control word because sigtrampgo doesn't    // modify them.    MOVQ    DX, ctx-56(SP)    MOVQ    SI, info-64(SP)    MOVQ    DI, signum-72(SP)    MOVQ    $runtime·sigtrampgo(SB), AX    CALL AX    ...    RET

这里会被调用阐明信号曾经发送响应了，runtime·sigtramp会进行信号的解决。runtime·sigtramp会持续调用 runtime·sigtrampgo 。

这个函数在 runtime/signal_unix.go文件中：

sigtrampgo & sighandler

func sigtrampgo(sig uint32, info *siginfo, ctx unsafe.Pointer) {    if sigfwdgo(sig, info, ctx) {        return    }    c := &sigctxt{info, ctx}    g := sigFetchG(c)    ...     sighandler(sig, info, ctx, g)    setg(g)    if setStack {        restoreGsignalStack(&gsignalStack)    }}func sighandler(sig uint32, info *siginfo, ctxt unsafe.Pointer, gp *g) {    _g_ := getg()    c := &sigctxt{info, ctxt}    ...   // 如果是一个抢占信号    if sig == sigPreempt && debug.asyncpreemptoff == 0 {         // 解决抢占信号        doSigPreempt(gp, c)     }    ...}

sighandler 办法外面做了很多其余信号的解决工作，咱们只关怀抢占局部的代码，这里最终会通过 doSigPreempt 办法执行抢占。

这个函数在 runtime/signal_unix.go文件中：

doSigPreempt

func doSigPreempt(gp *g, ctxt *sigctxt) {     // 查看此 G 是否要被抢占并且能够平安地抢占    if wantAsyncPreempt(gp) {         // 查看是否能平安的进行抢占        if ok, newpc := isAsyncSafePoint(gp, ctxt.sigpc(), ctxt.sigsp(), ctxt.siglr()); ok {            // 批改寄存器,并执行抢占调用            ctxt.pushCall(funcPC(asyncPreempt), newpc)        }    }    // 更新一下抢占相干字段    atomic.Xadd(&gp.m.preemptGen, 1)    atomic.Store(&gp.m.signalPending, 0) }

函数会解决抢占信号，获取以后的 SP 和 PC 寄存器并调用 ctxt.pushCall批改寄存器，并调用 runtime/preempt.go 的 asyncPreempt 函数。

// 保留用户态寄存器后调用asyncPreempt2func asyncPreempt()

asyncPreempt 的汇编代码在 src/runtime/preempt_amd64.s中，该函数会保留用户态寄存器后调用 runtime/preempt.go 的 asyncPreempt2 函数中：

func asyncPreempt2() {    gp := getg()    gp.asyncSafePoint = true    // 该 G 是否能够被抢占     if gp.preemptStop {         mcall(preemptPark)    } else {         // 让 G 放弃以后在 M 上的执行权力,将 G 放入全局队列期待后续调度        mcall(gopreempt_m)    }    gp.asyncSafePoint = false}

该函数会获取以后 G ，而后判断 G 的preemptStop值，preemptStop会在调用runtime/preempt.go的suspendG函数的时候将_Grunning状态的Goroutine标记成能够被抢占gp.preemptStop = true，示意该G能够被抢占。

上面咱们看一下执行抢占工作会调用的runtime/proc.go的preemptPark函数：

preemptPark

func preemptPark(gp *g) {    status := readgstatus(gp)    if status&^_Gscan != _Grunning {        dumpgstatus(gp)        throw("bad g status")    }    gp.waitreason = waitReasonPreempted     casGToPreemptScan(gp, _Grunning, _Gscan|_Gpreempted)    // 使以后 m 放弃 g，让出线程    dropg()    // 批改以后 Goroutine 的状态到 _Gpreempted    casfrom_Gscanstatus(gp, _Gscan|_Gpreempted, _Gpreempted)    // 并继续执行调度    schedule()}

preemptPark 会批改以后 Goroutine 的状态到 _Gpreempted ，调用 dropg 让出线程，最初调用 schedule 函数继续执行其余 Goroutine 的工作循环调度。

抢占信号发送

抢占信号的发送是由 preemptM 进行的。

这个函数在runtime/signal_unix.go文件中：

preemptM

const sigPreempt = _SIGURGfunc preemptM(mp *m) {    ...    if atomic.Cas(&mp.signalPending, 0, 1) {         // preemptM 向 M 发送抢占申请。        // 接管到该申请后，如果正在运行的 G 或 P 被标记为抢占，并且 Goroutine 处于异步平安点，        // 它将抢占 Goroutine。        signalM(mp, sigPreempt)    }}

preemptM 这个函数会调用 signalM 将在初始化的装置的 _SIGURG 信号发送到指定的 M 上。
应用 preemptM 发送抢占信号的中央次要有上面几个：

  1. Go 后盾监控 runtime.sysmon 检测超时发送抢占信号；
  2. Go GC 栈扫描发送抢占信号；
  3. Go GC STW 的时候调用 preemptall 抢占所有 P，让其暂停；

Go 后盾监控执行抢占

系统监控 runtime.sysmon 会在循环中调用 runtime.retake抢占处于运行或者零碎调用中的处理器，该函数会遍历运行时的全局处理器。

系统监控通过在循环中抢占次要是为了防止 G 占用 M 的工夫过长造成饥饿。

runtime.retake次要分为两局部：

  1. 调用 preemptone 抢占以后处理器；
  2. 调用 handoffp 让出处理器的使用权；

抢占以后处理器

func retake(now int64) uint32 {    n := 0    lock(&allpLock)     // 遍历 allp 数组    for i := 0; i < len(allp); i++ {        _p_ := allp[i]        if _p_ == nil {             continue        }        pd := &_p_.sysmontick        s := _p_.status        sysretake := false        if s == _Prunning || s == _Psyscall {            // 调度次数            t := int64(_p_.schedtick)            if int64(pd.schedtick) != t {                pd.schedtick = uint32(t)                // 处理器上次调度工夫                pd.schedwhen = now            // 抢占 G 的执行，如果上一次触发调度的工夫曾经过来了 10ms            } else if pd.schedwhen+forcePreemptNS <= now {                preemptone(_p_)                sysretake = true            }        }        ...    }    unlock(&allpLock)    return uint32(n)}

这一过程会获取以后 P 的状态，如果处于 _Prunning 或者 _Psyscall 状态时，并且上一次触发调度的工夫曾经过来了 10ms，那么会调用 preemptone 进行抢占信号的发送，preemptone 在下面咱们曾经讲过了，这里就不再复述。

调用 handoffp 让出处理器的使用权

func retake(now int64) uint32 {    n := 0    lock(&allpLock)     // 遍历 allp 数组    for i := 0; i < len(allp); i++ {        _p_ := allp[i]        if _p_ == nil {             continue        }        pd := &_p_.sysmontick        s := _p_.status        sysretake := false        ...        if s == _Psyscall {             // 零碎调用的次数            t := int64(_p_.syscalltick)            if !sysretake && int64(pd.syscalltick) != t {                pd.syscalltick = uint32(t)                // 零碎调用的工夫                pd.syscallwhen = now                continue            }             if runqempty(_p_) && atomic.Load(&sched.nmspinning)+atomic.Load(&sched.npidle) > 0 && pd.syscallwhen+10*1000*1000 > now {                continue            }             unlock(&allpLock)             incidlelocked(-1)            if atomic.Cas(&_p_.status, s, _Pidle) {                 n++                _p_.syscalltick++                // 让出处理器的使用权                handoffp(_p_)            }            incidlelocked(1)            lock(&allpLock)        }    }    unlock(&allpLock)    return uint32(n)}

这一过程会判断 P 的状态如果处于 _Psyscall 状态时，会进行一个判断，有一个不满足则调用 handoffp 让出 P 的使用权：

  1. runqempty(_p_) ：判断 P 的工作队列是否为空；
  2. atomic.Load(&sched.nmspinning)+atomic.Load(&sched.npidle)：nmspinning 示意正在窃取 G 的数量，npidle 示意闲暇 P 的数量，判断是否存在闲暇 P 和正在进行调度窃取 G 的 P；
  3. pd.syscallwhen+1010001000 > now：判断是否零碎调用工夫超过了 10ms ；

Go GC 栈扫描发送抢占信号

GC 相干的内容能够看这篇：《Go语言GC实现原理及源码剖析 https://www.luozhiyun.com/arc... 在 GC 时对 GC Root 进行标记的时候会扫描 G 的栈，扫描之前会调用 suspendG 挂起 G 的执行才进行扫描，扫描结束之后再次调用 resumeG 复原执行。

该函数在：runtime/mgcmark.go:

markroot

func markroot(gcw *gcWork, i uint32) {     ...    switch {     ...    // 扫描各个 G 的栈    default:         // 获取须要扫描的 G        var gp *g        if baseStacks <= i && i < end {            gp = allgs[i-baseStacks]        } else {            throw("markroot: bad index")        }         ...        // 转交给g0进行扫描        systemstack(func() {              ...            // 挂起 G，让对应的 G 进行运行            stopped := suspendG(gp)            if stopped.dead {                gp.gcscandone = true                return            }            if gp.gcscandone {                throw("g already scanned")            }            // 扫描g的栈            scanstack(gp, gcw)            gp.gcscandone = true            // 复原该 G 的执行            resumeG(stopped)         })    }}

markroot在扫描栈之前会切换到 G0 转交给g0进行扫描，而后调用suspendG会判断 G 的运行状态，如果该 G 处于运行状态_Grunning，那么会设置preemptStop为 true 并发送抢占信号。

该函数在：runtime/preempt.go:

suspendG

func suspendG(gp *g) suspendGState {    ...    const yieldDelay = 10 * 1000    var nextPreemptM int64    for i := 0; ; i++ {        switch s := readgstatus(gp); s {         ...         case _Grunning:            if gp.preemptStop && gp.preempt && gp.stackguard0 == stackPreempt && asyncM == gp.m && atomic.Load(&asyncM.preemptGen) == asyncGen {                break            }            if !castogscanstatus(gp, _Grunning, _Gscanrunning) {                break            }            // 设置抢占字段            gp.preemptStop = true            gp.preempt = true            gp.stackguard0 = stackPreempt            asyncM2 := gp.m            asyncGen2 := atomic.Load(&asyncM2.preemptGen)            // asyncM 与 asyncGen 标记的是循环里 上次抢占的信息，用来校验不能反复抢占            needAsync := asyncM != asyncM2 || asyncGen != asyncGen2            asyncM = asyncM2            asyncGen = asyncGen2            casfrom_Gscanstatus(gp, _Gscanrunning, _Grunning)            if preemptMSupported && debug.asyncpreemptoff == 0 && needAsync {                 now := nanotime()                // 限度抢占的频率                if now >= nextPreemptM {                    nextPreemptM = now + yieldDelay/2                    // 执行抢占信号发送                    preemptM(asyncM)                }            }        }        ...    }}

对于 suspendG 函数我只截取出了 G 在 _Grunning 状态下的解决状况。该状态下会将 preemptStop 设置为 true，也是惟一一个中央设置为 true 的中央。preemptStop 和抢占信号的执行无关，遗记的同学能够翻到下面的 asyncPreempt2 函数中。

Go GC StopTheWorld 抢占所有 P

Go GC STW 是通过 stopTheWorldWithSema 函数来执行的，该函数在 runtime/proc.go:

stopTheWorldWithSema

func stopTheWorldWithSema() {    _g_ := getg()     lock(&sched.lock)    sched.stopwait = gomaxprocs    // 标记 gcwaiting，调度时看见此标记会进入期待    atomic.Store(&sched.gcwaiting, 1)    // 发送抢占信号    preemptall()     // 暂停以后 P    _g_.m.p.ptr().status = _Pgcstop // Pgcstop is only diagnostic.    ...    wait := sched.stopwait > 0    unlock(&sched.lock)    if wait {        for {            //  期待 100 us            if notetsleep(&sched.stopnote, 100*1000) {                noteclear(&sched.stopnote)                break            }            // 再次进行发送抢占信号            preemptall()        }    }    ...}

stopTheWorldWithSema 函数会调用 preemptall 对所有的 P 发送抢占信号。

preemptall 函数的文件地位在runtime/proc.go:

preemptall

func preemptall() bool {   res := false   // 遍历所有的 P   for _, _p_ := range allp {      if _p_.status != _Prunning {         continue      }      // 对正在运行的 P 发送抢占信号      if preemptone(_p_) {         res = true      }   }   return res}

preemptall 调用的 preemptone 会将 P 对应的 M 中正在执行的 G 并标记为正在执行抢占；最初会调用 preemptM 向 M 发送抢占信号。

该函数的文件地位在runtime/proc.go:

preemptone

func preemptone(_p_ *p) bool {    // 获取 P 对应的 M    mp := _p_.m.ptr()    if mp == nil || mp == getg().m {        return false    }    // 获取 M 正在执行的 G    gp := mp.curg    if gp == nil || gp == mp.g0 {        return false    }    // 将 G 标记为抢占    gp.preempt = true    // 在栈扩张的时候会检测是否被抢占    gp.stackguard0 = stackPreempt    // 申请该 P 的异步抢占    if preemptMSupported && debug.asyncpreemptoff == 0 {        _p_.preempt = true        preemptM(mp)    }     return true}

总结

到这里，咱们残缺的看了一下基于信号的抢占调度过程。总结一下具体的逻辑：

  1. 程序启动时，在注册 _SIGURG 信号的处理函数 runtime.doSigPreempt;
  2. 此时有一个 M1 通过 signalM 函数向 M2 发送中断信号 _SIGURG；
  3. M2 收到信号，操作系统中断其执行代码，并切换到信号处理函数runtime.doSigPreempt；
  4. M2 调用 runtime.asyncPreempt 批改执行的上下文，从新进入调度循环进而调度其余 G；

Reference

[1]. Linux用户抢占和内核抢占详解 https://blog.csdn.net/gatieme...

[2]. sysmon 后盾监控线程做了什么 https://www.bookstack.cn/read...

[3]. Go: Asynchronous Preemption https://medium.com/a-journey-...

[4]. Unix信号 https://zh.wikipedia.org/wiki...

[5]. Linux信号(signal)机制 http://gityuan.com/2015/12/20...

[6]. Golang 大杀器之跟踪分析 trace https://juejin.cn/post/684490...

[7]. 详解Go语言调度循环源码实现 https://www.luozhiyun.com/arc...

[8]. 信号处理机制 https://golang.design/under-t...