G-P-M 模型概述
每一个OS线程都有一个固定大小的内存块(一般会是2MB)来做栈，这个栈会用来存储当前正在被调用或挂起(指在调用其它函数时)的函数的内部变量。这个固定大小的栈同时很大又很小。因为2MB的栈对于一个小小的goroutine来说是很大的内存浪费，而对于一些复杂的任务（如深度嵌套的递归）来说又显得太小。因此，Go语言做了它自己的『线程』。
在Go语言中，每一个goroutine是一个独立的执行单元，相较于每个OS线程固定分配2M内存的模式，goroutine的栈采取了动态扩容方式， 初始时仅为2KB，随着任务执行按需增长，最大可达1GB（64位机器最大是1G，32位机器最大是256M），且完全由golang自己的调度器 Go Scheduler 来调度。此外，GC还会周期性地将不再使用的内存回收，收缩栈空间。 因此，Go程序可以同时并发成千上万个goroutine是得益于它强劲的调度器和高效的内存模型。Go的创造者大概对goroutine的定位就是屠龙刀，因为他们不仅让goroutine作为golang并发编程的最核心组件（开发者的程序都是基于goroutine运行的）而且golang中的许多标准库的实现也到处能见到goroutine的身影，比如net/http这个包，甚至语言本身的组件runtime运行时和GC垃圾回收器都是运行在goroutine上的，作者对goroutine的厚望可见一斑。
任何用户线程最终肯定都是要交由OS线程来执行的，goroutine（称为G）也不例外，但是G并不直接绑定OS线程运行，而是由Goroutine Scheduler中的 P - Logical Processor （逻辑处理器）来作为两者的『中介』，P可以看作是一个抽象的资源或者一个上下文，一个P绑定一个OS线程，在golang的实现里把OS线程抽象成一个数据结构：M，G实际上是由M通过P来进行调度运行的，但是在G的层面来看，P提供了G运行所需的一切资源和环境，因此在G看来P就是运行它的 “CPU”，由 G、P、M 这三种由Go抽象出来的实现，最终形成了Go调度器的基本结构：
- G: 表示Goroutine，每个Goroutine对应一个G结构体，G存储Goroutine的运行堆栈、状态以及任务函数，可重用。G并非执行体，每个G需要绑定到P才能被调度执行。
- P: Processor，表示逻辑处理器， 对G来说，P相当于CPU核，G只有绑定到P(在P的local runq中)才能被调度。对M来说，P提供了相关的执行环境(Context)，如内存分配状态(mcache)，任务队列(G)等，P的数量决定了系统内最大可并行的G的数量（前提：物理CPU核数 >= P的数量），P的数量由用户设置的GOMAXPROCS决定，但是不论GOMAXPROCS设置为多大，P的数量最大为256。
- M: Machine，OS线程抽象，代表着真正执行计算的资源，在绑定有效的P后，进入schedule循环；而schedule循环的机制大致是从Global队列、P的Local队列以及wait队列中获取G，切换到G的执行栈上并执行G的函数，调用goexit做清理工作并回到M，如此反复。M并不保留G状态，这是G可以跨M调度的基础，M的数量是不定的，由Go Runtime调整，为了防止创建过多OS线程导致系统调度不过来，目前默认最大限制为10000个。
关于P，我们需要再絮叨几句，在Go 1.0发布的时候，它的调度器其实G-M模型，也就是没有P的，调度过程全由G和M完成，这个模型暴露出一些问题：
- 单一全局互斥锁(Sched.Lock)和集中状态存储的存在导致所有goroutine相关操作，比如：创建、重新调度等都要上锁；
- goroutine传递问题：M经常在M之间传递『可运行』的goroutine，这导致调度延迟增大以及额外的性能损耗；
- 每个M做内存缓存，导致内存占用过高，数据局部性较差；
- 由于syscall调用而形成的剧烈的worker thread阻塞和解除阻塞，导致额外的性能损耗。
这些问题实在太扎眼了，导致Go1.0虽然号称原生支持并发，却在并发性能上一直饱受诟病，然后，Go语言委员会中一个核心开发大佬看不下了，亲自下场重新设计和实现了Go调度器（在原有的G-M模型中引入了P）并且实现了一个叫做 work-stealing 的调度算法：
- 每个P维护一个G的本地队列；
- 当一个G被创建出来，或者变为可执行状态时，就把他放到P的可执行队列中；
- 当一个G在M里执行结束后，P会从队列中把该G取出；如果此时P的队列为空，即没有其他G可以执行， M就随机选择另外一个P，从其可执行的G队列中取走一半。
该算法避免了在goroutine调度时使用全局锁。
至此，Go调度器的基本模型确立：
G-P-M 模型调度
Go调度器工作时会维护两种用来保存G的任务队列：一种是一个Global任务队列，一种是每个P维护的Local任务队列。
当通过go关键字创建一个新的goroutine的时候，它会优先被放入P的本地队列。为了运行goroutine，M需要持有（绑定）一个P，接着M会启动一个OS线程，循环从P的本地队列里取出一个goroutine并执行。当然还有上文提及的 work-stealing调度算法：当M执行完了当前P的Local队列里的所有G后，P也不会就这么在那躺尸啥都不干，它会先尝试从Global队列寻找G来执行，如果Global队列为空，它会随机挑选另外一个P，从它的队列里中拿走一半的G到自己的队列中执行。
如果一切正常，调度器会以上述的那种方式顺畅地运行，但这个世界没这么美好，总有意外发生，以下分析goroutine在两种例外情况下的行为。
Go runtime会在下面的goroutine被阻塞的情况下运行另外一个goroutine：
- blocking syscall (for example opening a file)
- network input
- channel operations
- primitives in the sync package
这四种场景又可归类为两种类型：
用户态阻塞/唤醒
当goroutine因为channel操作或者network I/O而阻塞时（实际上golang已经用netpoller实现了goroutine网络I/O阻塞不会导致M被阻塞，仅阻塞G，这里仅仅是举个栗子），对应的G会被放置到某个wait队列(如channel的waitq)，该G的状态由_Gruning变为_Gwaitting，而M会跳过该G尝试获取并执行下一个G，如果此时没有runnable的G供M运行，那么M将解绑P，并进入sleep状态；当阻塞的G被另一端的G2唤醒时（比如channel的可读/写通知），G被标记为runnable，尝试加入G2所在P的runnext，然后再是P的Local队列和Global队列。
系统调用阻塞
当G被阻塞在某个系统调用上时，此时G会阻塞在_Gsyscall状态，M也处于 block on syscall 状态，此时的M可被抢占调度：执行该G的M会与P解绑，而P则尝试与其它idle的M绑定，继续执行其它G。如果没有其它idle的M，但P的Local队列中仍然有G需要执行，则创建一个新的M；当系统调用完成后，G会重新尝试获取一个idle的P进入它的Local队列恢复执行，如果没有idle的P，G会被标记为runnable加入到Global队列。
以上就是从宏观的角度对Goroutine和它的调度器进行的一些概要性的介绍，当然，Go的调度中更复杂的抢占式调度、阻塞调度的更多细节，大家可以自行去找相关资料深入理解，本文只讲到Go调度器的基本调度过程，为后面自己实现一个Goroutine Pool提供理论基础，这里便不再继续深入上述说的那几个调度了，事实上如果要完全讲清楚Go调度器，一篇文章的篇幅也实在是捉襟见肘，所以想了解更多细节的同学可以去看看Go调度器 G-P-M 模型的设计者 Dmitry Vyukov 写的该模型的设计文档《 Go Preemptive Scheduler Design》以及直接去看源码，G-P-M模型的定义放在src/runtime/runtime2.go里面，而调度过程则放在了src/runtime/proc.go里。
REFERENCE：
文章来源: 博客园
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