1. 底层实现

Linux对线程的实现包括两部分：用户态是C语言在运行时库glibc中，定义代表线程的struct pthread和创建线程的pthread_create; 另一部分是内核中的轻量级进程task_struct和clone系统调用。Go要在用户态定义他自己的线程对象和线程创建函数。栈大小起始2kb，在g结构体中可以扩容。传统线程8MB在整个线程生命周期内都不会改变。

g 结构体（Goroutine 描述符）定义在 src/runtime/runtime2.go 中，包括以下几个部分

• 管理 Goroutine 的执行上下文，定义当前栈的内存边界、栈指针和程序计数器。
• 与调度器 sched 交互。抢占或者主动让出时，栈指针和程序计数器等寄存器值会被保存到 sched 这个“检查点”中。当它被再次调度时，调度器就从这个 gobuf 加载数据到 CPU 寄存器。
• Goroutine 标识和状态， goid: Goroutine 的唯一 ID，类型为 int64。atomicstatus: Goroutine 的当前状态，一个原子变量。
• ……太多了

2. GPM

① G代表着goroutine，P调度器资源，维护G的队列和运行上下文（比如栈、指令指针等），M Machine代表操作系统线程thread，是真正执行G的实体。

在GPM模型，有一个全局队列global存放等待运行的G；还有一个P的本地队列也是存放等待运行的G，但数量有限，不超过256个。

② GPM的调度流程从go func()开始创建一个goroutine，新建的goroutine优先保存在P的本地队列中，如果P的本地队列已经满了，则会保存到全局队列中。

③ M会1) 从P的队列中取一个可执行状态的G来执行（M持有一个P，一个P就像是执行票，不持有就不能调度G）。

如果P的本地队列为空，2) 就会从全局队列/其他的MP组合偷取一个可执行的G来执行。

当M执行某一个G时候发生系统调用或者阻塞，3)M阻塞，如果这个时候G在执行，当前M会被摘除出P，runtime会让这个P重新绑定到另一个空闲M（或新建一个M），继续调度其他G。

4) 当M系统调用结束时，这个G会尝试获取一个空闲的P来执行，并放入到这个P的本地队列；或放到全局队列等待下一次调度。

5) 如果这个线程M变成休眠状态，加入到空闲线程池中，然后整个G就会被放入到全局队列中。

（Go 的 GMP 模型有类似协作式调度（协程主动让出）+ 抢占式调度（runtime 会定期检查长时间运行的 G 并中断），防止某个 goroutine 永久霸占 CPU。）

3. 线程协程映射关系

goroutine和OS线程在Go的M:N模型中怎么映射？

将大量G通过调度器P绑定到有限的系统线程M上运行，形成M:N的调度关系。这是Go实现高并发、低资源消耗的核心机制。

关系	是否一对一/多	说明
P和M	一对一绑定	每个M必须绑定一个P才能执行 goroutine。无P的M是闲的；P会被分配给空闲的M
P和G	一对多	每个P持有一个本地G队列（最多256个G），调度这些G给M执行
M和G	多对多	一个M可以连续执行多个G串行，同一个G在不同时间可能被不同M执行（迁移）

Go语言调度模型G,M,P的数量多少合适？
P的数量：由 GOMAXPROCS 决定，建议设为CPU核数

4. 主协程等待其余协程退出

sync.WaitGroup是等待一组协程结束，sync.WaitGroup只有3个方法，Add()是添加计数，Done()减去一个计数，Wait()阻塞直到所有的任务完成。

还能通过有缓冲的channel实现其阻塞等待一组协程结束，这个不能保证一组goroutine按照顺序执行，可以并发执行协程。Go里面能通过无缓冲的channel也能，但是不能并发执行。

5. Goroutine 的上下文保存/恢复和操作系统进程的上下文切换

上下文切换的本质：保存旧执行上下文 + 挑选下一执行实体 + 恢复新执行上下文。

都要做的事情：

1. 都要保存“执行现场”——当前 PC、栈指针、部分寄存器，以便将来恢复。
2. 都要挑选下一个可运行实体——调度算法无论放在内核还是用户态，逻辑一样。
3. 都涉及“栈”切换
   区别：
   注意进程和线程在操作系统看来都是task，那么有很多操作是相同的。（区别是有无独立地址空间嘛）

goroutine	线程	进程
用户态 runtime 决定大部分情况用户态来做切换	内核 scheduler触发上下文切换，在时间片到、阻塞、抢占等时候切换	内核 scheduler触发上下文切换，在时间片到、阻塞、抢占等时候切换
特殊情况：M（内核线程）不够用了，runtime 要新建或销毁 M，此时伴随一次线程切换；或者当前 G 进入阻塞性系统调用，runtime 把 M 和 P 解绑，让别的 M 接管 P。		由于虚拟内存独占的额外操作：空间切换时要把 CR3寄存器换成新进程的页表，TLB 刷一遍
绝大部分情况用户态（P 的本地 runqueue、全局队列、steal 列表都在用户态地址空间，runtime 自己用原子指令就能改。）	内核态（时钟中断、系统调用、page-fault 的入口都在内核。并且用户态寄存器保存在内核栈）	内核态（写 CR3 寄存器 → 页表基址改变 → TLB 全部失效。这些操作都需要内核）
切换时只保存 15-20 个通用寄存器+SP+PC，用纯用户态汇编完成	通用寄存器+段/调试/浮点/SIMD 等	通用寄存器+段/调试/浮点/SIMD/TLB 等
栈在进程堆段——runtime 调用 mmap 匿名页，自己管理 pool，再切成 2 KB/4 KB 的小块给 g.stack 使用。有自己的扩容策略。	在内核态执行时用内核栈，回到用户态后用用户栈（内核栈：系统调用、中断、异常入口；用户栈：用户态指令运行期间）	在内核态执行时用内核栈，回到用户态后用用户栈（内核栈：系统调用、中断、异常入口；用户栈：用户态指令运行期间）