我们都知道Go语言是原生支持语言级并发的，这个并发的最小逻辑单元就是goroutine。goroutine就是Go语言提供的一种用户态线程，当然这种用户态线程是跑在内核级线程之上的。当我们创建了很多的goroutine，并且它们都是跑在同一个内核线程之上的时候，就需要一个调度器来维护这些goroutine，确保所有的goroutine尽可能公平的使用cpu资源。
这个调度器的原理以及实现值得我们去深入研究一下。支撑整个调度器的主要有4个重要结构，分别是Sched、M、P、G，Sched定义在proc.c中，随后三个都定义在runtime.h中。
（1）Sched 结构就是调度器，它维护有存储M和G的队列以及调度器的一些状态信息等。
（2）M 代表内核级线程，一个M就是一个线程，goroutine就是跑在M之上的；M是一个很大的结构，里面维护小对象内存cache（mcache）、当前执行的goroutine、随机数发生器等等非常多的信息。
（3）P 全称是Processor（处理器），它的主要用途就是用来执行goroutine的，所以它也维护了一个goroutine队列，里面存储了所有需要它来执行的goroutine，这个P的角色可能有一点让人迷惑，一开始容易和M冲突，后面重点聊一下它们的关系。
（4）G 就是goroutine实现的核心结构了，G维护了goroutine
理解M、P、G三者的关系对理解整个调度器非常重要，我从网络上找了一个图来说明其三者关系：
地鼠(gopher)用小车运着一堆待加工的砖。M就可以看作图中的地鼠，P就是小车，G就是小车里装的砖。一图胜千言啊，弄清楚了它们三者的关系，下面我们就开始重点聊地鼠是如何在搬运砖块的。
1. 初始化Processor（P）
在关心绝大多数程序的内部原理的时候，我们都试图去弄明白其启动初始化过程，弄明白这个过程对后续的深入分析至关重要。asm_amd64.s文件包含的汇编代码_rt0_amd64就是整个启动过程，核心过程如下：
CALL runtime·args(SB)
CALL runtime·osinit(SB)
CALL runtime·hashinit(SB)
CALL runtime·schedinit(SB)
// create a new goroutine to start program
PUSHQ $runtime·main·f(SB) // entry
PUSHQ $0 // arg size
CALL runtime·newproc(SB)
POPQ AX
POPQ AX
// start this M
CALL runtime·mstart(SB)
启动过程做了调度器初始化 runtime·schedinit 后，调用 runtime·newproc 创建出第一个 goroutine，这个goroutine将执行的函数是 runtime·main·f，这第一个 goroutine 也就是所谓的主goroutine。我们写的最简单的Go程序”hello，world”就是完全跑在这个 goroutine 里，当然任何一个Go程序的入口都是从这个 goroutine 开始的。最后调用的 runtime·mstart 就是真正的执行上一步创建的主 goroutine。
启动过程中的调度器初始化 runtime·schedinit 函数主要根据用户设置的 GOMAXPROCS 值来创建一批小车(P)，不管 GOMAXPROCS 设置为多大，最多也只能创建256个小车(P)。这些小车(p)初始创建好后都是闲置状态，也就是还没开始使用，所以它们都放置在调度器结构(Sched)的 pidle 字段维护的链表中存储起来了，以备后续之需。
查看 runtime·main 函数可以了解到主 goroutine 开始执行后，做的第一件事情是创建了一个新的内核线程(地鼠M)，不过这个线程是一个特殊线程，它在整个运行期专门负责做特定的事情——系统监控(sysmon)。接下来就是进入Go程序的 main 函数开始Go程序的执行。
至此，Go程序就被启动起来开始运行了。一个真正干活的Go程序，一定创建有不少的 goroutine，所以在Go程序开始运行后，就会向调度器添加 goroutine，调度器就要负责维护好这些 goroutine 的正常执行。
2. 创建 goroutine(G)
在Go程序中，时常会有类似代码：
go关键字就是用来创建一个 goroutine 的，后面的函数就是这个 goroutine 需要执行的代码逻辑。go关键字对应到调度器的接口就是 runtime·newproc 。runtime·newproc干的事情很简单，就负责制造一块砖(G)，然后将这块砖(G)放入当前这个地鼠(M)的小车(P)中。
每个新的 goroutine 都需要有一个自己的栈，G结构的 sched 字段维护了栈地址以及程序计数器等信息，这是最基本的调度信息，也就是说这个goroutine放弃cpu的时候需要保存这些信息，待下次重新获得cpu的时候，需要将这些信息装载到对应的cpu寄存器中。
假设这个时候已经创建了大量的 goroutne，就轮到调度器去维护这些 goroutine了。
3. 创建内核线程(M)
Go程序中没有语言级的关键字让你去创建一个内核线程，你只能创建 goroutine，内核线程只能由 runtime根据实际情况去创建。runtime 什么时候创建线程？以地鼠运砖图来讲，砖(G)太多了，地鼠(M)又太少了，实在忙不过来，刚好还有空闲的小车(P)没有使用，那就从别处再借些地鼠(M)过来直到把小车(p)用完为止。这里有一个地鼠(M)不够用，从别处借地鼠(M)的过程，这个过程就是创建一个内核线程(M)。创建M的接口函数是：
newm 函数的核心行为就是调用 clone 系统调用创建一个内核线程，每个内核线程的开始执行位置都是 runtime·mstart 函数，参数p就是一辆空闲的小车(p)。每个创建好的内核线程都从 runtime·mstart 函数开始执行了，它们将用分配给自己小车去搬砖了。
4. 调度器（Sched）
（1）调度核心
newm 接口只是给新创建的M分配了一个空闲的P，也就是相当于告诉借来的地鼠(M)——“接下来的日子，你将使用1号小车搬砖，记住是1号小车，待会自己到停车场拿车。”地鼠(M)去拿小车(P)这个过程就是 acquirep。runtime·mstart 在进入 schedule 之前会给当前M装配上P，runtime·mstart 函数中的代码：
if(m != &runtime·m0) {
acquirep(m->nextp);
m->nextp = nil;
}
schedule();
if分支的内容就是为当前M装配上P，nextp 就是newm分配的空闲小车(P)，只是到这个时候才真正拿到手罢了。没有P，M是无法执行 goroutine 的，就像地鼠没有小车无法运砖一样的道理。对应 acquirep 的动作是 releasep，把M装配的P给载掉；活干完了，地鼠需要休息了，就把小车还到停车场，然后睡觉去。
地鼠(M)拿到属于自己的小车(P)后，就进入工场开始干活了，也就是上面的 schedule 调用。简化 schedule 的代码如下：
static void
schedule(void)
{
G *gp;
gp = runqget(m->p);
if(gp == nil)
gp = findrunnable();
if (m->p->runqhead != m->p->runqtail &&
runtime·atomicload(&runtime·sched.nmspinning) == 0 &&
runtime·atomicload(&runtime·sched.npidle) > 0) // TODO: fast atomic
wakep();
execute(gp);
}
这里涉及到4大步逻辑：
(1) runqget，地鼠(M)试图从自己的小车(P)取出一块砖(G)，当然结果可能失败，也就是这个地鼠的小车已经空了，没有砖了。
(2) findrunnable，如果地鼠自己的小车中没有砖，那也不能闲着不干活是吧，所以地鼠就会试图跑去工场仓库取一块砖来处理；工场仓库也可能没砖啊，出现这种情况的时候，这个地鼠也没有偷懒停下干活，而是悄悄跑出去，随机盯上一个小伙伴(地鼠)，然后从它的车里试图偷一半砖到自己车里。如果多次尝试偷砖都失败了，那说明实在没有砖可搬了，这个时候地鼠就会把小车还回停车场，然后睡觉休息了。如果地鼠睡觉了，下面的过程当然都停止了，地鼠睡觉也就是线程 sleep 了（“地鼠偷砖”叫work stealing，一种调度算法）。
(3) wakep，到这个过程的时候，可怜的地鼠发现自己小车里有好多砖啊，自己根本处理不过来；再回头一看停车场居然有闲置的小车，立马跑到宿舍一看，你妹，居然还有小伙伴在睡觉，直接给屁股一脚，“你妹，居然还在睡觉，老子都快累死了，赶紧起来干活，分担点工作”。小伙伴醒了，拿上自己的小车，乖乖干活去了。有时候，可怜的地鼠跑到宿舍却发现没有在睡觉的小伙伴，于是会很失望，最后只好向工场老板说”停车场还有闲置的车啊，我快干不动了，赶紧从别的工场借个地鼠来帮忙吧”。最后工场老板就搞来一个新的地鼠干活了。
(4) execute，地鼠拿着砖放入火种欢快的烧练起来。
到这里，貌似整个工场都正常的运转起来了，无懈可击的样子。不对，还有一个疑点没解决啊，假设地鼠的车里有很多砖，它把一块砖放入火炉中后，何时把它取出来，放入第二块砖呢？难道要一直把第一块砖烧练好，才取出来吗？那估计后面的砖真的是等得花儿都要谢了。这里就是要真正解决goroutine的调度，上下文切换问题。
（2）调度点
当我们翻看 channel 的实现代码可以发现，对 channel 读写操作的时候会触发调用 runtime·park 函数。goroutine 调用 park 后，这个 goroutine 就会被设置位 waiting 状态，放弃 cpu。被 park 的 goroutine 处于 waiting 状态，并且这个 goroutine 不在小车(P)中。如果不对其调用 runtime·ready，它是永远不会再被执行的。除了 channel 操作外，定时器中，网络poll等都有可能park goroutine。
除了park可以放弃cpu外，调用 runtime·gosched 函数也可以让当前 goroutine 放弃 cpu，但和 park 完全不同：gosched 是将 goroutine 设置为 runnable 状态，然后放入到调度器全局等待队列（也就是上面提到的工场仓库，这下就明白为何工场仓库会有砖块(G)了吧）。
除此之外，就轮到系统调用了，有些系统调用也会触发重新调度。Go语言完全是自己封装的系统调用，所以在封装系统调用的时候，可以做不少手脚，也就是进入系统调用的时候执行 entersyscall，退出后又执行 exitsyscall 函数。 也只有封装了 entersyscall 的系统调用才有可能触发重新调度，它将改变小车(P)的状态为syscall。还记一开始提到的 sysmon 线程吗？这个系统监控线程会扫描所有的小车(P)，发现一个小车(P)处于了syscall的状态，就知道这个小车(P)遇到了 goroutine 在做系统调用，于是系统监控线程就会创建一个新的地鼠(M)去把这个处于syscall的小车给抢过来，开始干活，这样这个小车中的所有砖块(G)就可以绕过之前系统调用的等待了。被抢走小车的地鼠等系统调用返回后，发现自己的车没，不能继续干活了，于是只能把执行系统调用的goroutine放回到工场仓库，自己睡觉去了。
从 goroutine 的调度点可以看出，调度器还是挺粗暴的，调度粒度有点过大，公平性也没有想想的那么好。总之，这个调度器还是比较简单的。
（3）现场处理
goroutine 在cpu上换入换出，不断上下文切换的时候，必须要保证的事情就是保存现场和恢复现场，保存现场就是在 goroutine 放弃cpu的时候，将相关寄存器的值给保存到内存中；恢复现场就是在 goroutine 重新获得 cpu 的时候，需要从内存把之前的寄存器信息全部放回到相应寄存器中去。
goroutine 在主动放弃cpu的时候(park/gosched)，都会涉及到调用 runtime·mcall 函数，此函数也是汇编实现，主要将 goroutine 的栈地址和程序计数器保存到G结构的 sched 字段中，mcall 就完成了现场保存。恢复现场的函数是 runtime·gogocall，这个函数主要在 execute 中调用，就是在执行 goroutine 前，需要重新装载相应的寄存器。
https://studygolang.com/articles/9211