本文主要是介绍经典面试题:你觉得 Go 在什么时候会抢占 P?,希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值,需要的开发者们随着小编来一起学习吧!
在 Go 语言中,是如何抢占 P 的呢,这里面是怎么做的?
今天这篇文章我们就来解密抢占 P。
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 CPUruntime.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_.sysmonticks := _p_.statussysretake := 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 = nowcontinue}...}}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 = nowcontinue}
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+1010001000 > 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:
- 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。
- 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。
- 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。
这篇关于经典面试题:你觉得 Go 在什么时候会抢占 P?的文章就介绍到这儿,希望我们推荐的文章对编程师们有所帮助!