本篇内容主要讲解“Go在什么时候会抢占P”，感兴趣的朋友不妨来看看。本文介绍的方法操作简单快捷，实用性强。下面就让小编来带大家学习“Go在什么时候会抢占P”吧!
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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：
鸿蒙官方战略合作共建——HarmonyOS技术社区
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。
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。
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。
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。
到此，相信大家对“Go在什么时候会抢占P”有了更深的了解，不妨来实际操作一番吧！这里是创新互联网站，更多相关内容可以进入相关频道进行查询，关注我们，继续学习！
