本篇内容主要讲解“Goland协程调度器scheduler如何实现”，感兴趣的朋友不妨来看看。本文介绍的方法操作简单快捷，实用性强。下面就让小编来带大家学习“Goland协程调度器scheduler如何实现”吧!
我们都知道，在Go语言中，程序运行的最小单元是gorouines。
然而程序的运行最终都是要交给操作系统来执行的，以Java为例，Java中的一个线程对应的就是操作系统中的线程，以此来实现在操作系统中的运行。在Go中，gorouines比线程更轻量级，其与操作系统的线程也不是一一对应的关系，然而，最终我们想要执行程序，还是要借助操作系统的线程来完成，调度器scheduler的工作就是完成gorouines到操作系统线程的调度。
当我们运行go fun(){}时，会生成一个g，优先放置在创建他的p的本地队列中，如果本地队列已满，那么会放置在全局队列中。
g的运行需要借助p与m，p是执行器，只有获得p的g才能执行，p的执行需要挂在m上，m对应的是操作系统中的线程，p的数量与CPU的核数相同。
goroutine运行所需要的上下文信息都是存放在g的数据结构当中的，所以g可以依靠任意的p或者m执行，而对于操作系统而言，其并不能看到p与g的调度过程，这些过程对于操作系统线程来说都是连续的，所以省去了线程上下文切换的开销。
g的数据结构如下所示：
type g struct {
stack stack // g自己的栈
m *m // 执行当前g的m
sched gobuf // 保存了g的现场，goroutine切换时通过它来恢复
atomicstatus uint32 // g的状态Gidle,Grunnable,Grunning,Gsyscall,Gwaiting,Gdead
goid int64
schedlink guintptr // 下一个g, g链表
preempt bool //抢占标记
lockedm muintptr // 锁定的M,g中断恢复指定M执行
gopc uintptr // 创建该goroutine的指令地址
startpc uintptr // goroutine 函数的指令地址
}p的数据结构如下所示：
type p struct {
id int32
status uint32 // 状态
link puintptr // 下一个P, P链表
m muintptr // 拥有这个P的M
mcache *mcache
// P本地runnable状态的G队列
runqhead uint32
runqtail uint32
runq [256]guintptr
runnext guintptr // 一个比runq优先级更高的runnable G
// 状态为dead的G链表，在获取G时会从这里面获取
gFree struct {
gList
n int32
}
gcBgMarkWorker guintptr // (atomic)
gcw gcWork
}m的数据结构如下所示：
type m struct {
g0 *g // g0, 每个M都有自己独有的g0
curg *g // 当前正在运行的g
p puintptr // 当前用于的p
nextp puintptr // 当m被唤醒时，首先拥有这个p
id int64
spinning bool // 是否处于自旋
park note
alllink *m // on allm
schedlink muintptr // 下一个m, m链表
mcache *mcache // 内存分配
lockedg guintptr // 和 G 的lockedm对应
freelink *m // on sched.freem
}通过gmp模型，我们能解决gorouines到操作系统线程的映射问题，gorouines之间的切换是在用户态完成的，在操作系统的视角来看，线程的上下文切换并不频繁，因此就少了很多陷入内核的过程，所以有更好的并发效果。
1）work stealing机制
当一个p上的g执行完之后，他会尝试从其他的p队列中窃取g来执行，以减少操作系统线程的切换动作。
2）hand off机制
这个是针对m来说的，有的时候m可能因为g的信号调用而被操作系统阻塞，这个时候p就会挂载去另一个m继续执行可以执行的g，当阻塞的m就绪之后，会给p发信号，召唤他回来继续进行后续操作。
到此，相信大家对“Goland协程调度器scheduler如何实现”有了更深的了解，不妨来实际操作一番吧！这里是亿速云网站，更多相关内容可以进入相关频道进行查询，关注我们，继续学习！
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