golang调度器学习
概要
本文从几个角度入手，描述和学习调度器原理
- 讲解调度器的基本概念
- go语言的作者实现的C的协程库 libtask 源码分析，以理解协程的原理
- golang的调度器原理
任务调度概念
任务与任务控制块（TCB）
linux中称为进程控制块（PCB），即包含任务相关的数据结构，包含任务执行过程中的所有信息。
- 任务的名字 task name
- 任务的ID task id
- 任务的状态 task status
- 任务的优先级 task priority
- 任务的上下文（寄存器、堆栈指针、程序计数器(PC) ) task context
任务状态
- 运行态：获得cpu
- 等待态：需要资源才能继续运行
- 就绪态：获得资源，等待运行
image
ps: 上图中从运行态进入就绪态，还有可能是 运行态的任务主动放弃cpu
任务队列
- 就绪队列：从运行态和等待态进入就绪态的任务，进入就绪队列尾； 从就绪态进入运行态，从就绪队列头取任务，进入运行态
- 等待队列：运行态任务，等待资源时，进入等待队列尾；等待队列的任务，就绪了以后，从等待队列中取出来，放入就绪队列中。
调度算法
按照是否有优先级，调度算法主要可分为
-
1、基于优先级的可抢占式调度
如果出现具有更高优先级的任务处于就绪状态，将当前任务停止运行，把cpu的控制权交给高优先级任务。
-
2、时间片轮转调度
各个任务按照先入先出原则排成一个队列，新任务入队尾，调度时选队首。
-
3、轮询，直到 ①任务执行完毕 ②任务主动放弃cpu ③ 任务IO操作阻塞
协程调度 libtask
对于协程调度，我们主要关心两个问题：
- 怎么调度？
- 什么时候调度？
协程特点
- 一个线程中模拟多个协程并发执行
- 没有优先级、非抢占式调度：任务不能主动抢占时间片
- 每个协程都有自己的堆栈和局部变量
- 采用轮询的调度方式
协程task结构体
struct Task
{
char name[256]; // 任务名
char state[256]; // 任务状态
Task *next;
Task *prev;
Task *allnext;
Task *allprev;
Context context; //任务上下文
uvlong alarmtime;
uint id; //任务ID
uchar *stk; //任务栈
uint stksize; //任务栈大小
int exiting;
int alltaskslot;
int system;
int ready;
void (*startfn)(void*); //函数指针，指向本任务的业务函数
void *startarg; //函数参数
void *udata;
};
可以看到，协程的结构体包含的数据，基本与TCB一致。
调度器与上下文切换
static void
taskscheduler(void)
{
int i;
Task *t;
taskdebug("scheduler enter");
for(;;){
if(taskcount == 0)
exit(taskexitval);
t = taskrunqueue.head; //调度器从就绪队列里面取出队头
if(t == nil){
fprint(2, "no runnable tasks! %d tasks stalled\n", taskcount);
exit(1);
}
deltask(&taskrunqueue, t);//删除取出来的队头
t->ready = 0; //将该任务设置成非就绪
taskrunning = t;
tasknswitch++;
taskdebug("run %d (%s)", t->id, t->name);
contextswitch(&taskschedcontext, &t->context);
//将调度器当前上下文保存在全局taskschedcontext，
然后切换到就绪队列队头任务t的上下文
//print("back in scheduler\n");
taskrunning = nil;
if(t->exiting){
if(!t->system)
taskcount--;
i = t->alltaskslot;
alltask[i] = alltask[--nalltask];
alltask[i]->alltaskslot = i;
free(t);
}
}
}
image
以上是一个调度器的实现，画了个图表示调度器一次for循环的运行流程（其中③④⑤⑥⑦具体细节代码可以看调度点那一节）如果要从一个协程切换到另一个协程，执行顺序按上图中的③④⑤⑥⑦①②
上述过程基本表示了协程调度的流程，即每次做协程切换时，都会先切换到调度器，再从调度器切换到下一个协程。
而整个过程对于协程库使用者来说，是透明的，在使用者看来，就是从一个协程切换到了另外一个协程。
任务切换时机（调度点）
在每一个调度点上，任务都会调用contextswitch()函数切换上下文，切换到调度器上，然后调度器再切换到就绪队列下一个任务。
- 单个任务执行完毕
任务执行完以后，切换回调度器，销毁该任务。
- 业务代码主动要求切换，即主动出让执行权
void
taskswitch(void)
{
needstack(0);
//保存当前任务上下文，切换至调度器上下文。
contextswitch(&taskrunning->context, &taskschedcontext);
}
void
taskready(Task *t)
{
t->ready = 1;
addtask(&taskrunqueue, t); //将该任务入队尾
}
int
taskyield(void)
{
int n;
n = tasknswitch;
taskready(taskrunning); //将该任务入队尾
taskstate("yield"); //改状态
taskswitch(); //切换上下文
return tasknswitch - n - 1; //判断此时就绪队列中是否只有fdtask一个任务
}
这个协程库没有时间片轮转机制，所以大部分任务可能都会主动调用taskyield主动让出执行权。
整个过程，其实就是前一节图中的③④⑤⑥⑦，所以，taskyield会重新激活taskscheduler()函数，从调度器的contextswitch()的下一行继续执行。
- IO阻塞
void
fdwait(int fd, int rw)
{
int bits;
if(!startedfdtask){
//确保系统中只有一个fdtask，且是在第一次出现IO操作时创建的。
startedfdtask = 1;
taskcreate(fdtask, 0, 32768);
}
if(npollfd >= MAXFD){
fprint(2, "too many poll file descriptors\n");
abort();
}
taskstate("fdwait for %s", rw=='r' ? "read" : rw=='w' ? "write" : "error");
bits = 0;
switch(rw){
case 'r':
bits |= POLLIN;
break;
case 'w':
bits |= POLLOUT;
break;
}
polltask[npollfd] = taskrunning;
pollfd[npollfd].fd = fd; //将本fd加入到pollfd数组
pollfd[npollfd].events = bits;
pollfd[npollfd].revents = 0;
npollfd++;
taskswitch(); //上下文切换到调度器
}
如果运行态的任务，遇到IO阻塞，会调用void fdwait(int fd, int rw) 函数，这个函数主要调用taskswitch(),即做上下文切换，但是不将此任务加入就绪队列，而是直接加入
pollfd数组，到后面fdtask任务再判断是否将该任务加入就绪队列。（具体见fdwait函数的注释）
从等待态到就绪态的过程：
void
fdtask(void *v)
fdtask任务，用于监听所有处于阻塞状态的pollfd
for(;;){
/* let everyone else run */
while(taskyield() > 0)
;
/* we're the only one runnable - poll for i/o */
调用taskyield，即每次一进fdtask任务，就会做进程切换，将fdtask切换到末尾，然后调度就绪队列头部，如果发现就绪队列中只有fdtask一个任务，跳出while循环，执行poll：
if(poll(pollfd, npollfd, ms) < 0){
if(errno == EINTR)
continue;
fprint(2, "poll: %s\n", strerror(errno));
taskexitall(0);
}
pollfd中有读写事件的fd，将fd[i]对应的polltask[i]加入就绪队列，fd[i]与polltask[i]一一对应。
/* wake up the guys who deserve it */
for(i=0; i<npollfd; i++){
while(i < npollfd && pollfd[i].revents){
taskready(polltask[i]); //加入就绪队列
--npollfd;
pollfd[i] = pollfd[npollfd];
polltask[i] = polltask[npollfd];
}
}
taskready(polltask[i]); 加入就绪队列。
等待态并不是一个任务队列，而是一个存多个fd的pollfd数组，然后当有IO操作，会创建一个fdtask任务，加入队尾，用IO复用操作poll或者epoll去轮询这个数组，
当所有的任务都执行完以后，判断出此时就绪队列中只有fdtask一个任务，才将可以进行读写的fd加入到就绪队列队尾，继续以上操作。
再举个例子：
image
与Reactor模式对比，虽然都是用了IO复用poll/epoll，但是Reactor用的是基于回调的异步方式，而
协程通过就绪队列这一层中间层，不需要注册回调函数，用跟其他普通任务相同的方式处理IO事件。
对使用者来讲，协程这种同步编程方式更加好理解，而且不需要维护各种回调。
goroutine调度器
通过分析libtask的部分源码，我们已经得知两个问题：1.怎么调度 2.什么时候调度
线程模型
- N:1模型，N个用户空间线程在1个内核空间线程上运行。优势是上下文切换非常快但是无法利用多核系统的优点。
- 1:1模型，1个内核空间线程运行一个用户空间线程。这种充分利用了多核系统的优势但是上下文切换非常慢，因为每一次调度都会在用户态和内核态之间切换。（POSIX线程模型(pthread)，Java）
- M:N模型， 每个用户线程对应多个内核空间线程，同时也可以一个内核空间线程对应多个用户空间线程。Go打算采用这种模型，使用任意个内核模型管理任意个goroutine。这样结合了以上两种模型的优点，但缺点就是调度的复杂性。
下面看看golang的协程调度
- M：一个用户空间线程，同时对应一个内核线程，类似posix pthread
- P：代表运行的上下文环境, 也就是我们上一节实现的调度器，一个调度器也会对应一个就绪队列
- G：goroutine，即协程
M和P和G的关系：
image
- 一个内核线程M一次只能选择一个调度器P，但是每次选择哪个是不确定的
比如：调度器P1对应的就绪队列中没有就绪任务，M选择P1白白浪费资源，于是会选择就绪任务多的P2、P3等
再比如： 调度器P1对应的就绪队列中的就绪任务已经执行完成了，M会重新选择任务多的P2、P3等
- 一个调度器P可以调度多个协程G，这跟libtask的原理是一样的。
我们分析的libtask，其实就是P与G的关系，M总是1，即并没有考虑多核的情况。
需要搞清楚的几个问题
M和P的数量如何确定？或者说何时会创建M和P？
1、P的数量：
- 由启动时环境变量$GOMAXPROCS或者是由runtime的方法GOMAXPROCS()决定（默认是1）。这意味着在程序执行的任意时刻都只有$GOMAXPROCS个goroutine在同时运行。
2、M的数量:
- go语言本身的限制：go程序启动时，会设置M的最大数量，默认10000.但是内核很难支持这么多的线程数，所以这个限制可以忽略。
- runtime/debug中的SetMaxThreads函数，设置M的最大数量
- 一个M阻塞了，会创建新的M。
M与P的数量没有绝对关系，一个M阻塞，P就会去创建或者切换另一个M，所以，即使P的默认数量是1，也有可能会创建很多个M出来。
3、P何时创建：在确定了P的最大数量n后，运行时系统会根据这个数量创建n个P。
4、M何时创建：没有足够的M来关联P并运行其中的可运行的G。比如所有的M此时都阻塞住了，而P中还有很多就绪任务，就会去寻找空闲的M，而没有空闲的，就会去创建新的M。
M选择哪一个P关联？
- M会选择导致此M被创建的那个P关联。
什么时候会切换P与M的关联关系？
当M因系统调用而阻塞时（M上运行的G进入了系统调用的时候），M与P会分开，如果此时P的就绪队列中还有任务，
P就会去关联一个空闲的M，或者创建一个M进行关联。（也就是说go不是像libtask一样处理IO阻塞的？不确定。）
就绪的G如何选择进入哪个P的就绪队列？
- 默认情况下：因为P的默认数量是1（M不一定是1），所以如果我们不改变GOMAXPROCS，无论我们在程序中用go语句创建多少个goroutine，它们都只会被塞入同一个P的就绪队列中。
- 有多个P的情况下：如果修改了GOMAXPROCS或者调用了runtime.GOMAXPROCS，运行时系统会把所有的G均匀的分布在各个P的就绪队列中。
后来的G进入哪个P，具体的算法还没有看到
如何保证每个P的就绪队列中都会有G
如果一个P的就绪队列所有任务都执行完了，那么P会尝试从其他P的就绪队列中取出一部分到自己的就绪队列中，以保证每个P的就绪队列都有任务可以执行。
上面只是简单的讲了M、P、G的关系，如果还要继续深入，感觉只能看代码细节了
