上一讲我们说完了 GPM 结构体，这一讲，我们来研究 Go sheduler 结构体，以及整个调度器的初始化过程。

Go scheduler 在源码中的结构体为 schedt，保存调度器的状态信息、全局的可运行 G 队列等。源码如下：

1. // 保存调度器的信息

2. type schedt struct {

3.    // accessed atomically. keep at top to ensure alignment on 32-bit systems.

4.    // 需以原子访问访问。

5.    // 保持在 struct 顶部，以使其在 32 位系统上可以对齐

6.    goidgen  uint64

7.    lastpoll uint64

8. 
   

9.    lock mutex

10. 
    

11.    // 由空闲的工作线程组成的链表

12.    midle        muintptr // idle m's waiting for work

13.    // 空闲的工作线程数量

14.    nmidle       int32    // number of idle m's waiting for work

15.    // 空闲的且被 lock 的 m 计数

16.    nmidlelocked int32    // number of locked m's waiting for work

17.    // 已经创建的工作线程数量

18.    mcount       int32    // number of m's that have been created

19.    // 表示最多所能创建的工作线程数量

20.    maxmcount    int32    // maximum number of m's allowed (or die)

21. 
    

22.    // goroutine 的数量，自动更新

23.    ngsys uint32 // number of system goroutines; updated atomically

24. 
    

25.    // 由空闲的 p 结构体对象组成的链表

26.    pidle      puintptr // idle p's

27.    // 空闲的 p 结构体对象的数量

28.    npidle     uint32

29.    nmspinning uint32 // See "Worker thread parking/unparking" comment in proc.go.

30. 
    

31.    // Global runnable queue.

32.    // 全局可运行的 G队列

33.    runqhead guintptr // 队列头

34.    runqtail guintptr // 队列尾

35.    runqsize int32 // 元素数量

36. 
    

37.    // Global cache of dead G's.

38.    // dead G 的全局缓存

39.    // 已退出的 goroutine 对象，缓存下来

40.    // 避免每次创建 goroutine 时都重新分配内存

41.    gflock       mutex

42.    gfreeStack   *g

43.    gfreeNoStack *g

44.    // 空闲 g 的数量

45.    ngfree       int32

46. 
    

47.    // Central cache of sudog structs.

48.    // sudog 结构的集中缓存

49.    sudoglock  mutex

50.    sudogcache *sudog

51. 
    

52.    // Central pool of available defer structs of different sizes.

53.    // 不同大小的可用的 defer struct 的集中缓存池

54.    deferlock mutex

55.    deferpool [5]*_defer

56. 
    

57.    gcwaiting  uint32 // gc is waiting to run

58.    stopwait   int32

59.    stopnote   note

60.    sysmonwait uint32

61.    sysmonnote note

62. 
    

63.    // safepointFn should be called on each P at the next GC

64.    // safepoint if p.runSafePointFn is set.

65.    safePointFn   func(*p)

66.    safePointWait int32

67.    safePointNote note

68. 
    

69.    profilehz int32 // cpu profiling rate

70. 
    

71.    // 上次修改 gomaxprocs 的纳秒时间

72.    procresizetime int64 // nanotime() of last change to gomaxprocs

73.    totaltime      int64 // ∫gomaxprocs dt up to procresizetime

74. }

在程序运行过程中， schedt 对象只有一份实体，它维护了调度器的所有信息。

在 proc.go 和 runtime2.go 文件中，有一些很重要全局的变量，我们先列出来：

1. // 所有 g 的长度

2. allglen     uintptr

3. 
   

4. // 保存所有的 g

5. allgs    []*g

6. 
   

7. // 保存所有的 m

8. allm        *m

9. 
   

10. // 保存所有的 p，_MaxGomaxprocs = 1024

11. allp        [_MaxGomaxprocs + 1]*p

12. 
    

13. // p 的最大值，默认等于 ncpu

14. gomaxprocs  int32

15. 
    

16. // 程序启动时，会调用 osinit 函数获得此值

17. ncpu        int32

18. 
    

19. // 调度器结构体对象，记录了调度器的工作状态

20. sched       schedt

21. 
    

22. // 代表进程的主线程

23. m0           m

24. 
    

25. // m0 的 g0，即 m0.g0 = &g0

26. g0           g

在程序初始化时，这些全局变量都会被初始化为零值：指针被初始化为 nil 指针，切片被初始化为 nil 切片，int 被初始化为 0，结构体的所有成员变量按其类型被初始化为对应的零值。

因此程序刚启动时 allgs，allm 和allp 都不包含任何 g，m 和 p。

不仅是 Go 程序，系统加载可执行文件大概都会经过这几个阶段：

1. 从磁盘上读取可执行文件，加载到内存

2. 创建进程和主线程

3. 为主线程分配栈空间

4. 把由用户在命令行输入的参数拷贝到主线程的栈

5. 把主线程放入操作系统的运行队列等待被调度

上面这段描述，来自公众号“ go语言核心编程技术”的调度系列教程。

我们从一个 HelloWorld 的例子来回顾一下 Go 程序初始化的过程：

1. package main

2. 
   

3. import "fmt"

4. 
   

5. func main() {

6.    fmt.Println("hello world")

7. }

在项目根目录下执行：

go build -gcflags "-N -l" -o hello src/main.go

-gcflags"-N -l" 是为了关闭编译器优化和函数内联，防止后面在设置断点的时候找不到相对应的代码位置。

得到了可执行文件 hello，执行：

[qcrao@qcrao hello-world]$ gdb hello

进入 gdb 调试模式，执行 info files，得到可执行文件的文件头，列出了各种段：

同时，我们也得到了入口地址：0x450e20。

(gdb) b *0x450e20Breakpoint 1 at 0x450e20: file /usr/local/go/src/runtime/rt0_linux_amd64.s, line 8.

这就是 Go 程序的入口地址，我是在 linux 上运行的，所以入口文件为 src/runtime/rt0_linux_amd64.s，runtime 目录下有各种不同名称的程序入口文件，支持各种操作系统和架构，代码为：

TEXT _rt0_amd64_linux(SB),NOSPLIT,$-8    LEAQ    8(SP), SI // argv    MOVQ    0(SP), DI // argc    MOVQ    $main(SB), AX    JMP AX

主要是把 argc，argv 从内存拉到了寄存器。这里 LEAQ 是计算内存地址，然后把内存地址本身放进寄存器里，也就是把 argv 的地址放到了 SI 寄存器中。最后跳转到：

TEXT main(SB),NOSPLIT,$-8    MOVQ    $runtime·rt0_go(SB), AX    JMP AX

继续跳转到 runtime·rt0_go(SB)，完成 go 启动时所有的初始化工作。位于 /usr/local/go/src/runtime/asm_amd64.s，代码：

1. TEXT runtime·rt0_go(SB),NOSPLIT,$0

2.    // copy arguments forward on an even stack

3.    MOVQ    DI, AX      // argc

4.    MOVQ    SI, BX      // argv

5.    SUBQ    $(4*8+7), SP        // 2args 2auto

6.    // 调整栈顶寄存器使其按 16 字节对齐

7.    ANDQ    $~15, SP

8.    // argc 放在 SP+16 字节处

9.    MOVQ    AX, 16(SP)

10.    // argv 放在 SP+24 字节处

11.    MOVQ    BX, 24(SP)

12. 
    

13.    // create istack out of the given (operating system) stack.

14.    // _cgo_init may update stackguard.

15.    // 给 g0 分配栈空间

16. 
    

17.    // 把 g0 的地址存入 DI

18.    MOVQ    $runtime·g0(SB), DI

19.    // BX = SP - 64*1024 + 104

20.    LEAQ    (-64*1024+104)(SP), BX

21.    // g0.stackguard0 = SP - 64*1024 + 104

22.    MOVQ    BX, g_stackguard0(DI)

23.    // g0.stackguard1 = SP - 64*1024 + 104

24.    MOVQ    BX, g_stackguard1(DI)

25.    // g0.stack.lo = SP - 64*1024 + 104

26.    MOVQ    BX, (g_stack+stack_lo)(DI)

27.    // g0.stack.hi = SP

28.    MOVQ    SP, (g_stack+stack_hi)(DI)

29. 
    

30.    // ……………………

31.    // 省略了很多检测 CPU 信息的代码

32.    // ……………………

33. 
    

34. 
    

35.    // 初始化 m 的 tls

36.    // DI = &m0.tls，取 m0 的 tls 成员的地址到 DI 寄存器

37.    LEAQ    runtime·m0+m_tls(SB), DI

38.    // 调用 settls 设置线程本地存储，settls 函数的参数在 DI 寄存器中

39.    // 之后，可通过 fs 段寄存器找到 m.tls

40.    CALL    runtime·settls(SB)

41. 
    

42.    // store through it, to make sure it works

43.    // 获取 fs 段基址并放入 BX 寄存器，其实就是 m0.tls[1] 的地址，get_tls 的代码由编译器生成

44.    get_tls(BX)

45.    MOVQ    $0x123, g(BX)

46.    MOVQ    runtime·m0+m_tls(SB), AX

47.    CMPQ    AX, $0x123

48.    JEQ 2(PC)

49.    MOVL    AX, 0   // abort

50. ok:

51.    // set the per-goroutine and per-mach "registers"

52.    // 获取 fs 段基址到 BX 寄存器

53.    get_tls(BX)

54.    // 将 g0 的地址存储到 CX，CX = &g0

55.    LEAQ    runtime·g0(SB), CX

56.    // 把 g0 的地址保存在线程本地存储里面，也就是 m0.tls[0]=&g0

57.    MOVQ    CX, g(BX)

58.    // 将 m0 的地址存储到 AX，AX = &m0

59.    LEAQ    runtime·m0(SB), AX

60. 
    

61.    // save m->g0 = g0

62.    // m0.g0 = &g0

63.    MOVQ    CX, m_g0(AX)

64.    // save m0 to g0->m

65.    // g0.m = &m0

66.    MOVQ    AX, g_m(CX)

67. 
    

68.    CLD             // convention is D is always left cleared

69.    CALL    runtime·check(SB)

70. 
    

71.    MOVL    16(SP), AX      // copy argc

72.    MOVL    AX, 0(SP)

73.    MOVQ    24(SP), AX      // copy argv

74.    MOVQ    AX, 8(SP)

75.    CALL    runtime·args(SB)

76. 
    

77.    // 初始化系统核心数

78.    CALL    runtime·osinit(SB)

79.    // 调度器初始化

80.    CALL    runtime·schedinit(SB)

81. 
    

82.    // create a new goroutine to start program

83.    MOVQ    $runtime·mainPC(SB), AX     // entry

84.    // newproc 的第二个参数入栈，也就是新的 goroutine 需要执行的函数

85.    // AX = &funcval{runtime·main},

86.    PUSHQ   AX

87.    // newproc 的第一个参数入栈，该参数表示 runtime.main 函数需要的参数大小，

88.    // 因为 runtime.main 没有参数，所以这里是 0

89.    PUSHQ   $0          // arg size

90.    // 创建 main goroutine

91.    CALL    runtime·newproc(SB)

92.    POPQ    AX

93.    POPQ    AX

94. 
    

95.    // start this M

96.    // 主线程进入调度循环，运行刚刚创建的 goroutine

97.    CALL    runtime·mstart(SB)

98. 
    

99.    // 永远不会返回，万一返回了，crash 掉

100.    MOVL    $0xf1, 0xf1  // crash

101.    RET

这段代码完成之后，整个 Go 程序就可以跑起来了，是非常核心的代码。这一讲其实只讲到了第 80 行，也就是调度器初始化函数：

CALL    runtime·schedinit(SB)

schedinit 函数返回后，调度器的相关参数都已经初始化好了，犹如盘古开天辟地，万事万物各就其位。接下来详细解释上面的汇编代码。

调整 SP

第一段代码，将 SP 调整到了一个地址是 16 的倍数的位置：

SUBQ    $(4*8+7), SP       // 2args 2auto// 调整栈顶寄存器使其按 16 个字节对齐ANDQ    $~15, SP

先是将 SP 减掉 39，也就是向下移动了 39 个 Byte，再进行与运算。

15 的二进制低四位是全 1：1111，其他位都是 0；取反后，变成了 0000，高位则是全 1。这样，与 SP 进行了与运算后，低 4 位变成了全 0，高位则不变。因此 SP 继续向下移动，并且这回是在一个地址值为 16 的倍数的地方，16 字节对齐的地方。

为什么要这么做？画一张图就明白了。不过先得说明一点，前面 _rt0_amd64_linux函数里讲过，DI 里存的是 argc 的值，8 个字节，而 SI 里则存的是 argv 的地址，8 个字节。

上面两张图中，左侧用箭头标注了 16 字节对齐的位置。第一步表示向下移动 39 B，第二步表示与 ~15 相与。

存在两种情况，这也是第一步将 SP 下移的时候，多移了 7 个 Byte 的原因。第一张图里，与~15 相与的时候，SP 值减少了 1，第二张图则减少了 9。最后都是移位到了 16 字节对齐的位置。

两张图的共同点是 SP 与 argc 中间多出了 16 个字节的空位。这个后面应该会用到，我们接着探索。

至于为什么进行 16 个字节对齐，就比较好理解了：因为 CPU 有一组 SSE 指令，这些指令中出现的内存地址必须是 16 的倍数。

初始化 g0 栈

接着往后看，开始初始化 g0 的栈了。g0 栈的作用就是为运行 runtime 代码提供一个“环境”。

// 把 g0 的地址存入 DIMOVQ    $runtime·g0(SB), DI// BX = SP - 64*1024 + 104LEAQ    (-64*1024+104)(SP), BX// g0.stackguard0 = SP - 64*1024 + 104MOVQ    BX, g_stackguard0(DI)// g0.stackguard1 = SP - 64*1024 + 104MOVQ    BX, g_stackguard1(DI)// g0.stack.lo = SP - 64*1024 + 104MOVQ    BX, (g_stack+stack_lo)(DI)// g0.stack.hi = SPMOVQ    SP, (g_stack+stack_hi)(DI)

代码 L2 把 g0 的地址存入 DI 寄存器；L4 将 SP 下移 (64K-104)B，并将地址存入 BX 寄存器；L6 将 BX 里存储的地址赋给 g0.stackguard0；L8，L10，L12 分别 将 BX 里存储的地址赋给 g0.stackguard1， g0.stack.lo， g0.stack.hi。

这部分完成之后，g0 栈空间如下图：

主线程绑定 m0

接着往下看，中间我们省略了很多检查 CPU 相关的代码，直接看主线程绑定 m0 的部分：

1. // 初始化 m 的 tls

2. // DI = &m0.tls，取 m0 的 tls 成员的地址到 DI 寄存器

3. LEAQ    runtime·m0+m_tls(SB), DI

4. // 调用 settls 设置线程本地存储，settls 函数的参数在 DI 寄存器中

5. // 之后，可通过 fs 段寄存器找到 m.tls

6. CALL    runtime·settls(SB)

7. 
   

8. // store through it, to make sure it works

9. // 获取 fs 段基地址并放入 BX 寄存器，其实就是 m0.tls[1] 的地址，get_tls 的代码由编译器生成

10. get_tls(BX)

11. MOVQ    $0x123, g(BX)

12. MOVQ    runtime·m0+m_tls(SB), AX

13. CMPQ    AX, $0x123

14. JEQ 2(PC)

15. MOVL    AX, 0   // abort

因为 m0 是全局变量，而 m0 又要绑定到工作线程才能执行。我们又知道，runtime 会启动多个工作线程，每个线程都会绑定一个 m0。而且，代码里还得保持一致，都是用 m0 来表示。这就要用到线程本地存储的知识了，也就是常说的 TLS（Thread Local Storage）。简单来说，TLS 就是线程本地的私有的全局变量。

一般而言，全局变量对进程中的多个线程同时可见。进程中的全局变量与函数内定义的静态（static）变量，是各个线程都可以访问的共享变量。一个线程修改了，其他线程就会“看见”。要想搞出一个线程私有的变量，就需要用到 TLS 技术。

如果需要在一个线程内部的各个函数调用都能访问、但其它线程不能访问的变量（被称为 static memory local to a thread，线程局部静态变量），就需要新的机制来实现。这就是 TLS。

继续来看源码，L3 将 m0.tls 地址存储到 DI 寄存器，再调用 settls 完成 tls 的设置，tls 是 m 结构体中的一个数组。

// thread-local storage (for x86 extern register)tls [6]uintptr

设置 tls 的函数 runtime·settls(SB) 位于源码 src/runtime/sys_linux_amd64.s处，主要内容就是通过一个系统调用将 fs 段基址设置成 m.tls[1] 的地址，而 fs 段基址又可以通过 CPU 里的寄存器 fs 来获取。

而每个线程都有自己的一组 CPU 寄存器值，操作系统在把线程调离 CPU 时会帮我们把所有寄存器中的值保存在内存中，调度线程来运行时又会从内存中把这些寄存器的值恢复到 CPU。

这样，工作线程代码就可以通过 fs 寄存器来找到 m.tls。

关于 settls 这个函数的解析可以去看阿波张的教程第 12 篇，写得很详细。

设置完 tls 之后，又来了一段验证上面 settls 是否能正常工作。如果不能，会直接 crash。

get_tls(BX)MOVQ    $0x123, g(BX)MOVQ    runtime·m0+m_tls(SB), AXCMPQ    AX, $0x123JEQ 2(PC)MOVL    AX, 0   // abort

第一行代码，获取 tls， get_tls(BX) 的代码由编译器生成，源码中并没有看到，可以理解为将 m.tls 的地址存入 BX 寄存器。

L2 将一个数 0x123 放入 m.tls[0] 处，L3 则将 m.tls[0] 处的数据取出来放到 AX 寄存器，L4 则比较两者是否相等。如果相等，则跳过 L6 行的代码，否则执行 L6，程序 crash。

继续看代码：

1. // set the per-goroutine and per-mach "registers"

2. // 获取 fs 段基址到 BX 寄存器

3. get_tls(BX)

4. // 将 g0 的地址存储到 CX，CX = &g0

5. LEAQ    runtime·g0(SB), CX

6. // 把 g0 的地址保存在线程本地存储里面，也就是 m0.tls[0]=&g0

7. MOVQ    CX, g(BX)

8. // 将 m0 的地址存储到 AX，AX = &m0

9. LEAQ    runtime·m0(SB), AX

10. 
    

11. // save m->g0 = g0

12. // m0.g0 = &g0

13. MOVQ    CX, m_g0(AX)

14. // save m0 to g0->m

15. // g0.m = &m0

16. MOVQ    AX, g_m(CX)

L3 将 m.tls 地址存入 BX；L5 将 g0 的地址存入 CX；L7 将 CX，也就是 g0 的地址存入 m.tls[0]；L9 将 m0 的地址存入 AX；L13 将 g0 的地址存入 m0.g0；L16 将 m0 存入 g0.m。也就是：

tls[0] = g0m0.g0 = &g0g0.m = &m0

代码中寄存器前面的符号看着比较奇怪，其实它们最后会被链接器转化为偏移量。

看曹大 golangnotes 用 gobufsp(BX) 这个例子讲的：

这种写法在标准 plan9 汇编中只是个 symbol，没有任何偏移量的意思，但这里却用名字来代替了其偏移量，这是怎么回事呢？

实际上这是 runtime 的特权，是需要链接器配合完成的，再来看看 gobuf 在 runtime 中的 struct 定义开头部分的注释:

// The offsets of sp, pc, and g are known to (hard-coded in) libmach.

对于我们而言，这种写法读起来比较容易。

这一段执行完之后，就把 m0，g0，m.tls[0] 串联起来了。通过 m.tls[0] 可以找到 g0，通过 g0 可以找到 m0（通过 g 结构体的 m 字段）。并且，通过 m 的字段 g0，m0 也可以找到 g0。于是，主线程和 m0，g0 就关联起来了。

从这里还可以看到，保存在主线程本地存储中的值是 g0 的地址，也就是说工作线程的私有全局变量其实是一个指向 g 的指针而不是指向 m 的指针。

目前这个指针指向g0，表示代码正运行在 g0 栈。

于是，前面的图又增加了新的玩伴 m0：

初始化 m0

MOVL    16(SP), AX      // copy argcMOVL    AX, 0(SP)MOVQ    24(SP), AX      // copy argvMOVQ    AX, 8(SP)CALL    runtime·args(SB)// 初始化系统核心数CALL    runtime·osinit(SB)// 调度器初始化CALL    runtime·schedinit(SB)

L1-L2 将 16(SP) 处的内容移动到 0(SP)，也就是栈顶，通过前面的图，16(SP) 处的内容为 argc；L3-L4 将 argv 存入 8(SP)，接下来调用 runtime·args 函数，处理命令行参数。

接着，连续调用了两个 runtime 函数。osinit 函数初始化系统核心数，将全局变量 ncpu 初始化的核心数，schedinit 则是本文的核心：调度器的初始化。

下面，我们来重点看 schedinit 函数：

1. // src/runtime/proc.go

2. 
   

3. // The bootstrap sequence is:

4. //

5. //    call osinit

6. //    call schedinit

7. //    make & queue new G

8. //    call runtime·mstart

9. //

10. // The new G calls runtime·main.

11. func schedinit() {

12.    // getg 由编译器实现

13.    // get_tls(CX)

14.    // MOVQ g(CX), BX; BX存器里面现在放的是当前g结构体对象的地址

15.    _g_ := getg()

16.    if raceenabled {

17.        _g_.racectx, raceprocctx0 = raceinit()

18.    }

19. 
    

20.    // 最多启动 10000 个工作线程

21.    sched.maxmcount = 10000

22. 
    

23.    tracebackinit()

24.    moduledataverify()

25. 
    

26.    // 初始化栈空间复用管理链表

27.    stackinit()

28.    mallocinit()

29. 
    

30.    // 初始化 m0

31.    mcommoninit(_g_.m)

32.    alginit()       // maps must not be used before this call

33.    modulesinit()   // provides activeModules

34.    typelinksinit() // uses maps, activeModules

35.    itabsinit()     // uses activeModules

36. 
    

37.    msigsave(_g_.m)

38.    initSigmask = _g_.m.sigmask

39. 
    

40.    goargs()

41.    goenvs()

42.    parsedebugvars()

43.    gcinit()

44. 
    

45.    sched.lastpoll = uint64(nanotime())

46. 
    

47.    // 初始化 P 的个数

48.    // 系统中有多少核，就创建和初始化多少个 p 结构体对象

49.    procs := ncpu

50.    if n, ok := atoi32(gogetenv("GOMAXPROCS")); ok && n > 0 {

51.        procs = n

52.    }

53.    if procs > _MaxGomaxprocs {

54.        procs = _MaxGomaxprocs

55.    }

56. 
    

57.    // 初始化所有的 P，正常情况下不会返回有本地任务的 P

58.    if procresize(procs) != nil {

59.        throw("unknown runnable goroutine during bootstrap")

60.    }

61. 
    

62.    // ……………………

63. }

这个函数开头的注释很贴心地把 Go 程序初始化的过程又说了一遍：

1. call osinit。初始化系统核心数。

2. call schedinit。初始化调度器。

3. make & queue new G。创建新的 goroutine。

4. call runtime·mstart。调用 mstart，启动调度。

5. The new G calls runtime·main。在新的 goroutine 上运行 runtime.main 函数。

函数首先调用 getg() 函数获取当前正在运行的 g， getg() 在 src/runtime/stubs.go 中声明，真正的代码由编译器生成。

// getg returns the pointer to the current g.// The compiler rewrites calls to this function into instructions// that fetch the g directly (from TLS or from the dedicated register).func getg() *g

注释里也说了，getg 返回当前正在运行的 goroutine 的指针，它会从 tls 里取出 tls[0]，也就是当前运行的 goroutine 的地址。编译器插入类似下面的代码：

get_tls(CX) MOVQ g(CX), BX; // BX存器里面现在放的是当前g结构体对象的地址

继续往下看：

sched.maxmcount = 10000

设置最多只能创建 10000 个工作线程。

然后，调用了一堆 init 函数，初始化各种配置，现在不去深究。只关心本小节的重点，m0 的初始化：

1. // 初始化 m

2. func mcommoninit(mp *m) {

3.    // 初始化过程中_g_ = g0

4.    _g_ := getg()

5. 
   

6.    // g0 stack won't make sense for user (and is not necessary unwindable).

7.    if _g_ != _g_.m.g0 {

8.        callers(1, mp.createstack[:])

9.    }

10. 
    

11.    // random 初始化

12.    mp.fastrand = 0x49f6428a + uint32(mp.id) + uint32(cputicks())

13.    if mp.fastrand == 0 {

14.        mp.fastrand = 0x49f6428a

15.    }

16. 
    

17.    lock(&sched.lock)

18.    // 设置 m 的 id

19.    mp.id = sched.mcount

20.    sched.mcount++

21.    // 检查已创建系统线程是否超过了数量限制（10000）

22.    checkmcount()

23. 
    

24.    // ………………省略了初始化 gsignal

25. 
    

26.    // Add to allm so garbage collector doesn't free g->m

27.    // when it is just in a register or thread-local storage.

28.    mp.alllink = allm

29. 
    

30.    atomicstorep(unsafe.Pointer(&allm), unsafe.Pointer(mp))

31.    unlock(&sched.lock)

32. 
    

33.    // ………………

34. }

因为 sched 是一个全局变量，多个线程同时操作 sched 会有并发问题，因此先要加锁，操作结束之后再解锁。

mp.id = sched.mcountsched.mcount++checkmcount()

可以看到，m0 的 id 是 0，并且之后创建的 m 的 id 是递增的。checkmcount() 函数检查已创建系统线程是否超过了数量限制（10000）。

mp.alllink = allm

将 m 挂到全局变量 allm 上，allm 是一个指向 m 的的指针。

atomicstorep(unsafe.Pointer(&allm), unsafe.Pointer(mp))

这一行将 allm 变成 m 的地址，这样变成了一个循环链表。之后再新建 m 的时候，新 m 的 alllink 就会指向本次的 m，最后 allm 又会指向新创建的 m。

上图中，1 将 m0 挂在 allm 上。之后，若新创建 m，则 m1 会和 m0 相连。

完成这些操作后，大功告成！解锁。

初始化 allp

跳过一些其他的初始化代码，继续往后看：

procs := ncpuif n, ok := atoi32(gogetenv("GOMAXPROCS")); ok && n > 0 {    procs = n}if procs > _MaxGomaxprocs {    procs = _MaxGomaxprocs}

这里就是设置 procs，它决定创建 P 的数量。ncpu 这里已经被赋上了系统的核心数，因此代码里不设置 GOMAXPROCS 也是没问题的。这里还限制了 procs 的最大值，为 1024。

来看最后一个核心的函数：

1. // src/runtime/proc.go

2. 
   

3. func procresize(nprocs int32) *p {

4.    old := gomaxprocs

5.    if old < 0 || old > _MaxGomaxprocs || nprocs <= 0 || nprocs > _MaxGomaxprocs {

6.        throw("procresize: invalid arg")

7.    }

8. 
   

9.    // ……………………

10. 
    

11.    // update statistics

12.    // 更新数据

13.    now := nanotime()

14.    if sched.procresizetime != 0 {

15.        sched.totaltime += int64(old) * (now - sched.procresizetime)

16.    }

17.    sched.procresizetime = now

18. 
    

19.    // 初始化所有的 P

20.    for i := int32(0); i < nprocs; i++ {

21.        pp := allp[i]

22.        if pp == nil {

23.            // 申请新对象

24.            pp = new(p)

25.            pp.id = i

26.            // pp 的初始状态为 stop

27.            pp.status = _Pgcstop

28.            pp.sudogcache = pp.sudogbuf[:0]

29.            for i := range pp.deferpool {

30.                pp.deferpool[i] = pp.deferpoolbuf[i][:0]

31.            }

32.            // 将 pp 存放到 allp 处

33.            atomicstorep(unsafe.Pointer(&allp[i]), unsafe.Pointer(pp))

34.        }

35. 
    

36.        // ……………………

37. 
    

38.    }

39. 
    

40.    // 释放多余的 P。由于减少了旧的 procs 的数量，因此需要释放

41.    // ……………………

42. 
    

43.    // 获取当前正在运行的 g 指针，初始化时 _g_ = g0

44.    _g_ := getg()

45.    if _g_.m.p != 0 && _g_.m.p.ptr().id < nprocs {

46.        // continue to use the current P

47.        // 继续使用当前 P

48.        _g_.m.p.ptr().status = _Prunning

49.    } else {

50.        // 初始化时执行这个分支

51. 
    

52.        // ……………………

53. 
    

54.        _g_.m.p = 0

55.        _g_.m.mcache = nil

56.        // 取出第 0 号 p

57.        p := allp[0]

58.        p.m = 0

59.        p.status = _Pidle

60.        // 将 p0 和 m0 关联起来

61.        acquirep(p)

62.        if trace.enabled {

63.            traceGoStart()

64.        }

65.    }

66.    var runnablePs *p

67.    // 下面这个 for 循环把所有空闲的 p 放入空闲链表

68.    for i := nprocs - 1; i >= 0; i-- {

69.        p := allp[i]

70.        // allp[0] 跟 m0 关联了，不会进行之后的“放入空闲链表”

71.        if _g_.m.p.ptr() == p {

72.            continue

73.        }

74. 
    

75.        // 状态转为 idle

76.        p.status = _Pidle

77.        // p 的 LRQ 里没有 G

78.        if runqempty(p) {

79.            // 放入全局空闲链表

80.            pidleput(p)

81.        } else {

82.            p.m.set(mget())

83.            p.link.set(runnablePs)

84.            runnablePs = p

85.        }

86.    }

87.    stealOrder.reset(uint32(nprocs))

88.    var int32p *int32 = &gomaxprocs // make compiler check that gomaxprocs is an int32

89.    atomic.Store((*uint32)(unsafe.Pointer(int32p)), uint32(nprocs))

90.    // 返回有本地任务的 P 链表

91.    return runnablePs

92. }

代码比较长，这个函数不仅是初始化的时候会执行到，在中途改变 procs 的值的时候，仍然会调用它。所有存在很多一般不用关心的代码，因为一般不会在中途重新设置 procs 的值。我把初始化无关的代码删掉了，这样会更清晰一些。

函数先是从堆上创建了 nproc 个 P，并且把 P 的状态设置为 _Pgcstop，现在全局变量 allp 里就维护了所有的 P。

接着，调用函数 acquirep 将 p0 和 m0 关联起来。我们来详细看一下：

1. func acquirep(_p_ *p) {

2.    // Do the part that isn't allowed to have write barriers.

3.    acquirep1(_p_)

4. 
   

5.    // have p; write barriers now allowed

6.    _g_ := getg()

7.    _g_.m.mcache = _p_.mcache

8. 
   

9.    // ……………………

10. }

先调用 acquirep1 函数真正地进行关联，之后，将 p0 的 mcache 资源赋给 m0。再来看 acquirep1：

1. func acquirep1(_p_ *p) {

2.    _g_ := getg()

3. 
   

4.    // ……………………

5. 
   

6.    _g_.m.p.set(_p_)

7.    _p_.m.set(_g_.m)

8.    _p_.status = _Prunning

9. }

可以看到就是一些字段相互设置，执行完成后：

g0.m.p = p0p0.m = m0

并且，p0 的状态变成了 _Prunning。

接下来是一个循环，它将除了 p0 的所有非空闲的 P，放入 P 链表 runnablePs，并返回给 procresize 函数的调用者，并由调用者来“调度”这些 P。

函数 runqempty 用来判断一个 P 是否是空闲，依据是 P 的本地 run queue 队列里有没有 runnable 的 G，如果没有，那 P 就是空闲的。

1. // src/runtime/proc.go

2. 
   

3. // 如果 _p_ 的本地队列里没有待运行的 G，则返回 true

4. func runqempty(_p_ *p) bool {

5.    // 这里涉及到一些数据竞争，并不是简单地判断 runqhead == runqtail 并且 runqnext == nil 就可以

6.    //

7.    for {

8.        head := atomic.Load(&_p_.runqhead)

9.        tail := atomic.Load(&_p_.runqtail)

10.        runnext := atomic.Loaduintptr((*uintptr)(unsafe.Pointer(&_p_.runnext)))

11.        if tail == atomic.Load(&_p_.runqtail) {

12.            return head == tail && runnext == 0

13.        }

14.    }

15. }

并不是简单地判断 head == tail 并且 runnext == nil 为真，就可以说明 runq 是空的。因为涉及到一些数据竞争，例如在比较 head == tail 时为真，但此时 runnext 上其实有一个 G，之后再去比较 runnext == nil 的时候，这个 G 又通过 runqput跑到了 runq 里去了或者通过 runqget 拿走了，runnext 也为真，于是函数就判断这个 P 是空闲的，这就会形成误判。

因此 runqempty 函数先是通过原子操作取出了 head，tail，runnext，然后再次确认 tail 没有发生变化，最后再比较 head == tail 以及 runnext == nil，保证了在观察三者都是在“同时”观察到的，因此，返回的结果就是正确的。

说明一下，runnext 上有时会绑定一个 G，这个 G 是被当前 G 唤醒的，相比其他 G 有更高的执行优先级，因此把它单独拿出来。

函数的最后，初始化了一个“随机分配器”：

stealOrder.reset(uint32(nprocs))

将来有些 m 去偷工作的时候，会遍历所有的 P，这时为了偷地随机一些，就会用到 stealOrder 来返回一个随机选择的 P，后面的文章会再讲。

这样，整个 procresize 函数就讲完了，这也意味着，调度器的初始化工作已经完成了。

还是引用阿波张公号文章里的总结，写得太好了，很简洁，很难再优化了：

1. 使用 make([]p, nprocs) 初始化全局变量 allp，即 allp = make([]p, nprocs)
   

2. 循环创建并初始化 nprocs 个 p 结构体对象并依次保存在 allp 切片之中
   

3. 把 m0 和 allp[0] 绑定在一起，即 m0.p = allp[0]，allp[0].m = m0
   

4. 把除了 allp[0] 之外的所有 p 放入到全局变量 sched 的 pidle 空闲队列之中
   

说明一下，最后一步，代码里是将所有空闲的 P 放入到调度器的全局空闲队列；对于非空闲的 P（本地队列里有 G 待执行），则是生成一个 P 链表，返回给 procresize 函数的调用者。

最后我们将 allp 和 allm 都添加到图上：