gtalent面试题：Go 在什么时候会抢占 P

在 Go 语言中，是如何抢占 P 的呢，这里面是怎么做的

调度器的发展史

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：

// Main Goroutine 
func main() {
    // 模拟单核 CPU
    runtime.GOMAXPROCS(1)
    
    // 模拟 Goroutine 死循环
    go func() {
        for {
        }
    }()

    time.Sleep(time.Millisecond)
    fmt.Println("脑子进煎鱼了")
}

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：

• 若是有 P，则可以调整状态，继续运行。
• 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：

func retake(now int64) uint32 {
	n := 0
	// 防止发生变更，对所有 P 加锁
	lock(&allpLock)
	// 走入主逻辑，对所有 P 开始循环处理
	for i := 0; i < len(allp); i++ {
		_p_ := allp[i]
		pd := &_p_.sysmontick
		s := _p_.status
		sysretake := false
		...
		if s == _Psyscall {
			// 判断是否超过 1 个 sysmon tick 周期
			t := int64(_p_.syscalltick)
			if !sysretake && int64(pd.syscalltick) != t {
				pd.syscalltick = uint32(t)
				pd.syscallwhen = now
				continue
			}
      
			...
		}
	}
	unlock(&allpLock)
	return uint32(n)
}

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。

			t := int64(_p_.syscalltick)
			if !sysretake && int64(pd.syscalltick) != t {
				pd.syscalltick = uint32(t)
				pd.syscallwhen = now
				continue
			}

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：

func retake(now int64) uint32 {
	for i := 0; i < len(allp); i++ {
		...
		if s == _Psyscall {
			// 从此处开始分析
			if runqempty(_p_) && 
      atomic.Load(&sched.nmspinning)+atomic.Load(&sched.npidle) > 0 && 
      pd.syscallwhen+10*1000*1000 > now {
				continue
			}
			...
		}
	}
	unlock(&allpLock)
	return uint32(n)
}

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：

func retake(now int64) uint32 {
	for i := 0; i < len(allp); i++ {
		...
		if s == _Psyscall {
			// 承接上半部分
			unlock(&allpLock)
			incidlelocked(-1)
			if atomic.Cas(&_p_.status, s, _Pidle) {
				if trace.enabled {
					traceGoSysBlock(_p_)
					traceProcStop(_p_)
				}
				n++
				_p_.syscalltick++
				handoffp(_p_)
			}
			incidlelocked(1)
			lock(&allpLock)
		}
	}
	unlock(&allpLock)
	return uint32(n)
}

• 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

至此完成了抢占 P 的基本流程，我们可得出满足以下条件：

1. 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。
2. 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。
3. 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。