sysmon 线程到底做了什么

在 runtime.main() 函数中，执行 runtime_init() 前，会启动一个 sysmon 的监控线程，执行后台监控任务：

systemstack(func() { // 创建监控线程，该线程独立于调度器，不需要跟 p 关联即可运行 newm(sysmon, nil)})
sysmon 函数不依赖 P 直接执行，通过 newm 函数创建一个工作线程：

func newm(fn func(), p *p) {

// 创建 m 对象

mp := allocm(_p_, fn)

// 暂存 m

mp.nextp.set(_p_)



mp.sigmask = initSigmask

// ……………………

execLock.rlock() // Prevent process clone.

// 创建系统线程

newosproc(mp, unsafe.Pointer(mp.g0.stack.hi))



execLock.runlock()

}
http://www.imooc.com/article/292206

先调用 allocm 在堆上创建一个 m，接着调用 newosproc 函数启动一个工作线程：

// src/runtime/os_linux.go

//go:nowritebarrier

func newosproc(mp *m, stk unsafe.Pointer) {

// ……………………

ret := clone(cloneFlags, stk, unsafe.Pointer(mp), unsafe.Pointer(mp.g0), unsafe.Pointer(funcPC(mstart)))

// ……………………

}

核心就是调用 clone 函数创建系统线程，新线程从 mstart 函数开始执行。clone 函数由汇编语言实现：

// int32 clone(int32 flags, void stk, M *mp, G *gp, void (fn)(void));

TEXT runtime·clone(SB),NOSPLIT,$0

// 准备系统调用的参数



MOVL  flags+0(FP), DI



MOVQ  stk+8(FP), SI



MOVQ  $0, DX

MOVQ $0, R10

// 将 mp，gp，fn 拷贝到寄存器，对子线程可见

MOVQ mp+16(FP), R8

MOVQ gp+24(FP), R9

MOVQ fn+32(FP), R12

// 系统调用 clone

MOVL $56, AX

SYSCALL

// In parent, return.

CMPQ AX, $0

JEQ 3(PC)

// 父线程，返回

MOVL AX, ret+40(FP)

RET

// In child, on new stack.

// 在子线程中。设置 CPU 栈顶寄存器指向子线程的栈顶

MOVQ SI, SP

// If g or m are nil, skip Go-related setup.

CMPQ R8, $0 // m

JEQ  nog



CMPQ  R9, $0    // g

JEQ nog

// Initialize m->procid to Linux tid

// 通过 gettid 系统调用获取线程 ID（tid）

MOVL $186, AX // gettid

SYSCALL

// 设置 m.procid = tid

MOVQ AX, m_procid(R8)

// Set FS to point at m->tls.

// 新线程刚刚创建出来，还未设置线程本地存储，即 m 结构体对象还未与工作线程关联起来，

// 下面的指令负责设置新线程的 TLS，把 m 对象和工作线程关联起来

LEAQ m_tls(R8), DI

CALL runtime·settls(SB)

// In child, set up new stack

get_tls(CX)

MOVQ R8, g_m(R9) // g.m = m

MOVQ R9, g(CX) // tls.g = &m.g0

CALL runtime·stackcheck(SB)

nog:

// Call fn

// 调用 mstart 函数。永不返回

CALL R12

// It shouldn’t return. If it does, exit that thread.

MOVL $111, DI

MOVL  $60, AX

SYSCALL

JMP -3(PC) // keep exiting

先是为 clone 系统调用准备参数，参数通过寄存器传递。第一个参数指定内核创建线程时的选项，第二个参数指定新线程应该使用的栈，这两个参数都是通过 newosproc 函数传递进来的。

接着将 m, g0, fn 分别保存到寄存器中，待子线程创建好后再拿出来使用。因为这些参数此时是在父线程的栈上，若不保存到寄存器中，子线程就取不出来了。

这个几个参数保存在父线程的寄存器中，创建子线程时，操作系统内核会把父线程所有的寄存器帮我们复制一份给子线程，所以当子线程开始运行时就能拿到父线程保存在寄存器中的值，从而拿到这几个参数。

之后，调用 clone 系统调用，内核帮我们创建出了一个子线程。相当于原来的一个执行分支现在变成了两个执行分支，于是会有两个返回。这和著名的 fork 系统调用类似，根据返回值来判断现在是处于父线程还是子线程。

如果是父线程，就直接返回了。如果是子线程，接着还要执行一堆操作，例如设置 tls，设置 m.procid 等等。

最后执行 mstart 函数，这是在 newosproc 函数传递进来的。mstart 函数再调用 mstart1，在 mstart1 里会执行这一行：

// 执行启动函数。初始化过程中，fn == nilif fn := g.m.mstartfn; fn != nil { fn()}
之前我们在讲初始化的时候，这里的 fn 是空，会跳过的。但在这里，fn 就是最开始在 runtime.main 里设置的 sysmon 函数，因此这里会执行 sysmon，而它又是一个无限循环，永不返回。

所以，这里不会执行到 mstart1 函数后面的 schedule 函数，也就不会进入 schedule 循环。因此这是一个不用和 p 结合的 m，它直接在后台执行，默默地执行监控任务。

接下来，我们就来看 sysmon 函数到底做了什么？

sysmon 执行一个无限循环，一开始每次循环休眠 20us，之后（1 ms 后）每次休眠时间倍增，最终每一轮都会休眠 10ms。

sysmon 中会进行 netpool（获取 fd 事件）、retake（抢占）、forcegc（按时间强制执行 gc），scavenge heap（释放自由列表中多余的项减少内存占用）等处理。

和调度相关的，我们只关心 retake 函数：

func retake(now int64) uint32 {

n := 0

// 遍历所有的 p

for i := int32(0); i < gomaxprocs; i++ {

    _p_ := allp[i]

if p == nil {

continue

    }

// 用于 sysmon 线程记录被监控 p 的系统调用时间和运行时间

    pd := &_p_.sysmontick

// p 的状态

    s := _p_.status

if s == _Psyscall {

// P 处于系统调用之中，需要检查是否需要抢占

// Retake P from syscall if it’s there for more than 1 sysmon tick (at least 20us).

// p.syscalltick 用于记录系统调用的次数，在完成系统调用之后加 1

        t := int64(_p_.syscalltick)

if int64(pd.syscalltick) != t {

// pd.syscalltick != p.syscalltick，说明已经不是上次观察到的系统调用了，

// 而是另外一次系统调用，所以需要重新记录 tick 和 when 值

            pd.syscalltick = uint32(t)



            pd.syscallwhen = now

continue

        }

// 只要满足下面三个条件中的任意一个，则抢占该 p，否则不抢占

// 1. p 的运行队列里面有等待运行的 goroutine

// 2. 没有无所事事的 p

// 3. 从上一次监控线程观察到 p 对应的 m 处于系统调用之中到现在已经超过 10 毫秒

if runqempty(p) && atomic.Load(&sched.nmspinning)+atomic.Load(&sched.npidle) > 0 && pd.syscallwhen+1010001000 > now {

continue

        }







        incidlelocked(-1)

if atomic.Cas(&p.status, s, _Pidle) {

// ……………………

            n++



            _p_.syscalltick++

// 寻找一新的 m 接管 p

            handoffp(_p_)



        }



        incidlelocked(1)



    } else if s == _Prunning {

// P 处于运行状态，检查是否运行得太久了

// Preempt G if it’s running for too long.

// 每发生一次调度，调度器 ++ 该值

        t := int64(_p_.schedtick)

if int64(pd.schedtick) != t {

            pd.schedtick = uint32(t)



            pd.schedwhen = now

continue

        }

//pd.schedtick == t 说明(pd.schedwhen ～ now)这段时间未发生过调度

// 这段时间是同一个goroutine一直在运行，检查是否连续运行超过了 10 毫秒

if pd.schedwhen+forcePreemptNS > now {

continue

        }

// 连续运行超过 10 毫秒了，发起抢占请求

        preemptone(_p_)



    }



}

return uint32(n)

}

从代码来看，主要会对处于 _Psyscall 和 _Prunning 状态的 p 进行抢占。

抢占进行系统调用的 P
当 P 处于 _Psyscall 状态时，表明对应的 goroutine 正在进行系统调用。如果抢占 p，需要满足几个条件：

p 的本地运行队列里面有等待运行的 goroutine。这时 p 绑定的 g 正在进行系统调用，无法去执行其他的 g，因此需要接管 p 来执行其他的 g。

没有“无所事事”的 p。sched.nmspinning 和 sched.npidle 都为 0，这就意味着没有“找工作”的 m，也没有空闲的 p，大家都在“忙”，可能有很多工作要做。因此要抢占当前的 p，让它来承担一部分工作。

从上一次监控线程观察到 p 对应的 m 处于系统调用之中到现在已经超过 10 毫秒。这说明系统调用所花费的时间较长，需要对其进行抢占，以此来使得 retake 函数返回值不为 0，这样，会保持 sysmon 线程 20 us 的检查周期，提高 sysmon 监控的实时性。

注意，原代码是用的三个与条件，三者都要满足才会执行下面的 continue，也就是不进行抢占。因此要想进行抢占的话，只需要三个条件有一个不满足就行了。于是就有了上述三种情况。

确定要抢占当前 p 后，先使用原子操作将 p 的状态修改为 _Pidle，最后调用 handoffp 进行抢占。

func handoffp(p *p) {

// 如果 p 本地有工作或者全局有工作，需要绑定一个 m

    startm(_p_, false)

return

}

// ……………………

// 所有其它 p 都在运行 goroutine，说明系统比较忙，需要启动 m

if atomic.Load(&sched.nmspinning)+atomic.Load(&sched.npidle) == 0 && atomic.Cas(&sched.nmspinning, 0, 1) { // TODO: fast atomic

// p 没有本地工作，启动一个自旋 m 来找工作

    startm(_p_, true)

return

}

lock(&sched.lock)

// ……………………

// 全局队列有工作

if sched.runqsize != 0 {

    unlock(&sched.lock)



    startm(_p_, false)

return

}

// ……………………

// 没有工作要处理，把 p 放入全局空闲队列

pidleput(_p_)



unlock(&sched.lock)

}

handoffp 再次进行场景判断，以调用 startm 启动一个工作线程来绑定 p，使得整体工作继续推进。

当 p 的本地运行队列或全局运行队列里面有待运行的 goroutine，说明还有很多工作要做，调用 startm(p,false) 启动一个 m 来结合 p，继续工作。

当除了当前的 p 外，其他所有的 p 都在运行 goroutine，说明天下太平，每个人都有自己的事做，唯独自己没有。为了全局更快地完成工作，需要启动一个 m，且要使得 m 处于自旋状态，和 p 结合之后，尽快找到工作。

最后，如果实在没有工作要处理，就将 p 放入全局空闲队列里。

我们接着来看 startm 函数都做了些什么：

// runtime/proc.go

//

// 调用 m 来绑定 p，如果没有 m，那就新建一个

// 如果 p 为空，那就尝试获取一个处于空闲状态的 p，如果找到 p，那就什么都不做

func startm(p *p, spinning bool) {

lock(&sched.lock)

if p == nil {

// 没有指定 p 则需要从全局空闲队列中获取一个 p

    _p_ = pidleget()

if p == nil {

        unlock(&sched.lock)

if spinning {

// 如果找到 p，放弃。还原全局处于自旋状态的 m 的数量

if int32(atomic.Xadd(&sched.nmspinning, -1)) < 0 {

throw(“startm: negative nmspinning”)

            }



        }

// 没有空闲的 p，直接返回

return

    }



}

// 从 m 空闲队列中获取正处于睡眠之中的工作线程，

// 所有处于睡眠状态的 m 都在此队列中

mp := mget()



unlock(&sched.lock)

if mp == nil {

// 如果没有找到 m

var fn func()

if spinning {

// The caller incremented nmspinning, so set m.spinning in the new M.

        fn = mspinning



    }

// 创建新的工作线程

    newm(fn, _p_)

return

}

if mp.spinning {

throw(“startm: m is spinning”)

}

if mp.nextp != 0 {

throw(“startm: m has p”)

}

if spinning && !runqempty(p) {

throw(“startm: p has runnable gs”)

}

// The caller incremented nmspinning, so set m.spinning in the new M.

mp.spinning = spinning

// 设置 m 马上要结合的 p

mp.nextp.set(_p_)

// 唤醒 m

notewakeup(&mp.park)

}

首先处理 p 为空的情况，直接从全局空闲 p 队列里找，如果没找到，则直接返回。如果设置了 spinning 为 true 的话，还需要还原全局的处于自旋状态的 m 的数值：&sched.nmspinning 。

搞定了 p，接下来看 m。先调用 mget 函数从全局空闲的 m 队列里获取一个 m，如果没找到 m，则要调用 newm 新创建一个 m，并且如果设置了 spinning 为 true 的话，先要设置好 mstartfn：

func mspinning() { // startm’s caller incremented nmspinning. Set the new M’s spinning. getg().m.spinning = true}
这样，启动 m 后，在 mstart1 函数里，进入 schedule 循环前，执行 mstartfn 函数，使得 m 处于自旋状态。

接下来是正常情况下（找到了 p 和 m）的处理：

mp.spinning = spinning// 设置 m 马上要结合的 pmp.nextp.set(p)// 唤醒 mnotewakeup(&mp.park)
设置 nextp 为找到的 p，调用 notewakeup 唤醒 m。之前我们讲 findrunnable 函数的时候，对于最后没有找到工作的 m，我们调用 notesleep(&g.m.park)，使得 m 进入睡眠状态。现在终于有工作了，需要老将出山，将其唤醒：

// src/runtime/lock_futex.gofunc notewakeup(n *note) { // 设置 n.key = 1, 被唤醒的线程通过查看该值是否等于 1 // 来确定是被其它线程唤醒还是意外从睡眠中苏醒 old := atomic.Xchg(key32(&n.key), 1) if old != 0 { print(“notewakeup - double wakeup (“, old, “)\n”) throw(“notewakeup - double wakeup”) } futexwakeup(key32(&n.key), 1)}
notewakeup 函数首先使用 atomic.Xchg 设置 note.key 值为 1，这是为了使被唤醒的线程可以通过查看该值是否等于 1 来确定是被其它线程唤醒还是意外从睡眠中苏醒了过来。

如果该值为 1 则表示是被唤醒的，可以继续工作，但如果该值为 0 则表示是意外苏醒，需要再次进入睡眠。

调用 futexwakeup 来唤醒工作线程，它和 futexsleep 是相对的。

func futexwakeup(addr *uint32, cnt uint32) {

// 调用 futex 函数唤醒工作线程

ret := futex(unsafe.Pointer(addr), _FUTEX_WAKE, cnt, nil, nil, 0)

if ret >= 0 {

return

}

// ……………………

}

futex 由汇编语言实现，前面已经分析过，这里就不重复了。主要内容就是先准备好参数，然后进行系统调用，由内核唤醒线程。

内核在完成唤醒工作之后当前工作线程从内核返回到 futex 函数继续执行 SYSCALL 指令之后的代码并按函数调用链原路返回，继续执行其它代码。

而被唤醒的工作线程则由内核负责在适当的时候调度到 CPU 上运行。

抢占长时间运行的 P
我们知道，Go scheduler 采用的是一种称为协作式的抢占式调度，就是说并不强制调度，大家保持协作关系，互相信任。对于长时间运行的 P，或者说绑定在 P 上的长时间运行的 goroutine，sysmon 会检测到这种情况，然后设置一些标志，表示 goroutine 自己让出 CPU 的执行权，给其他 goroutine 一些机会。

接下来我们就来分析当 P 处于 _Prunning 状态的情况。sysmon 扫描每个 p 时，都会记录下当前调度器调度的次数和当前时间，数据记录在结构体：

type sysmontick struct { schedtick uint32 schedwhen int64 syscalltick uint32 syscallwhen int64}
前面两个字段记录调度器调度的次数和时间，后面两个字段记录系统调用的次数和时间。

在下一次扫描时，对比 sysmon 记录下的 p 的调度次数和时间，与当前 p 自己记录下的调度次数和时间对比，如果一致。说明 P 在这一段时间内一直在运行同一个 goroutine。那就来计算一下运行时间是否太长了。

如果发现运行时间超过了 10 ms，则要调用 preemptone(p) 发起抢占的请求：

func preemptone(p *p) bool {

mp := _p_.m.ptr()

return false

}

// 被抢占的 goroutine

gp := mp.curg

return false

}

// 设置抢占标志

gp.preempt = true

// 在 goroutine 内部的每次调用都会比较栈顶指针和 g.stackguard0，

// 来判断是否发生了栈溢出。stackPreempt 非常大的一个数，比任何栈都大

// stackPreempt = 0xfffffade

gp.stackguard0 = stackPreempt

return true

}

基本上只是将 stackguard0 设置了一个很大的值，而检查 stackguard0 的地方在函数调用前的一段汇编代码里进行。

举一个简单的例子：

package main

import “fmt”

func main() {

fmt.Println("hello qcrao.com!")

}

执行命令：

go tool compile -S main.go
得到汇编代码：

”“.main STEXT size=120 args=0x0 locals=0x48 0x0000 00000 (test26.go:5) TEXT ““.main(SB), $72-0 0x0000 00000 (test26.go:5) MOVQ (TLS), CX 0x0009 00009 (test26.go:5) CMPQ SP, 16(CX) 0x000d 00013 (test26.go:5) JLS 113 0x000f 00015 (test26.go:5) SUBQ $72, SP 0x0013 00019 (test26.go:5) MOVQ BP, 64(SP) 0x0018 00024 (test26.go:5) LEAQ 64(SP), BP 0x001d 00029 (test26.go:5) FUNCDATA $0, gclocals·69c1753bd5f81501d95132d08af04464(SB) 0x001d 00029 (test26.go:5) FUNCDATA $1, gclocals·e226d4ae4a7cad8835311c6a4683c14f(SB) 0x001d 00029 (test26.go:6) MOVQ $0, “”..autotmp_0+48(SP) 0x0026 00038 (test26.go:6) MOVQ $0, “”..autotmp_0+56(SP) 0x002f 00047 (test26.go:6) LEAQ type.string(SB), AX 0x0036 00054 (test26.go:6) MOVQ AX, “”..autotmp_0+48(SP) 0x003b 00059 (test26.go:6) LEAQ ““.statictmp_0(SB), AX 0x0042 00066 (test26.go:6) MOVQ AX, “”..autotmp_0+56(SP) 0x0047 00071 (test26.go:6) LEAQ “”..autotmp_0+48(SP), AX 0x004c 00076 (test26.go:6) MOVQ AX, (SP) 0x0050 00080 (test26.go:6) MOVQ $1, 8(SP) 0x0059 00089 (test26.go:6) MOVQ $1, 16(SP) 0x0062 00098 (test26.go:6) PCDATA $0, $1 0x0062 00098 (test26.go:6) CALL fmt.Println(SB) 0x0067 00103 (test26.go:7) MOVQ 64(SP), BP 0x006c 00108 (test26.go:7) ADDQ $72, SP 0x0070 00112 (test26.go:7) RET 0x0071 00113 (test26.go:7) NOP 0x0071 00113 (test26.go:5) PCDATA $0, $-1 0x0071 00113 (test26.go:5) CALL runtime.morestack_noctxt(SB) 0x0076 00118 (test26.go:5) JMP 0
以前看这段代码的时候会直接跳过前面的几行代码，看不懂。这次能看懂了！所以，那些暂时看不懂的，先放一放，没关系，让子弹飞一会儿，很多东西回过头再来看就会豁然开朗，这就是一个很好的例子。

0x0000 00000 (test26.go:5) MOVQ (TLS), CX
将本地存储 tls 保存到 CX 寄存器中，（TLS）表示它所关联的 g，这里就是前面所讲到的 main gouroutine。

0x0009 00009 (test26.go:5) CMPQ SP, 16(CX)
比较 SP 寄存器（代表当前 main goroutine 的栈顶寄存器）和 16(CX)，我们看下 g 结构体：

type g struct { // goroutine 使用的栈 stack stack // offset known to runtime/cgo // 用于栈的扩张和收缩检查 stackguard0 uintptr // offset known to liblink // ……………………}
对象 g 的第一个字段是 stack 结构体：

type stack struct { lo uintptr hi uintptr}
共 16 字节。而 16(CX) 表示 g 对象的第 16 个字节，跳过了 g 的第一个字段，也就是 g.stackguard0 字段。

如果 SP 小于 g.stackguard0，这是必然的，因为前面已经把 g.stackguard0 设置成了一个非常大的值，因此跳转到了 113 行。

0x0071 00113 (test26.go:7) NOP0x0071 00113 (test26.go:5) PCDATA $0, $-10x0071 00113 (test26.go:5) CALL runtime.morestack_noctxt(SB)0x0076 00118 (test26.go:5) JMP 0
调用 runtime.morestack_noctxt 函数：

// src/runtime/asm_amd64.sTEXT runtime·morestack_noctxt(SB),NOSPLIT,$0 MOVL $0, DX JMP runtime·morestack(SB)
直接跳转到 morestack 函数：

TEXT runtime·morestack(SB),NOSPLIT,$0-0

// Cannot grow scheduler stack (m->g0).

get_tls(CX)

// BX = g，g 表示 main goroutine

MOVQ    g(CX), BX

// BX = g.m

MOVQ    g_m(BX), BX

// SI = g.m.g0

MOVQ    m_g0(BX), SI



CMPQ    g(CX), SI



JNE    3(PC)



CALL    runtime·badmorestackg0(SB)



INT    $3

// ……………………

// Set g->sched to context in f.

// 将函数的返回地址保存到 AX 寄存器

MOVQ    0(SP), AX // f's PC

// 将函数的返回地址保存到 g.sched.pc

MOVQ    AX, (g_sched+gobuf_pc)(SI)

// g.sched.g = g

MOVQ    SI, (g_sched+gobuf_g)(SI)

// 取地址操作符，调用 morestack_noctxt 之前的 rsp

LEAQ    8(SP), AX // f's SP

// 将 main 函数的栈顶地址保存到 g.sched.sp

MOVQ    AX, (g_sched+gobuf_sp)(SI)

// 将 BP 寄存器保存到 g.sched.bp

MOVQ    BP, (g_sched+gobuf_bp)(SI)

// newstack will fill gobuf.ctxt.

// Call newstack on m->g0’s stack.

// BX = g.m.g0

MOVQ    m_g0(BX), BX

// 将 g0 保存到本地存储 tls

MOVQ    BX, g(CX)

// 把 g0 栈的栈顶寄存器的值恢复到 CPU 的寄存器 SP，达到切换栈的目的，下面这一条指令执行之前，

// CPU 还是使用的调用此函数的 g 的栈，执行之后 CPU 就开始使用 g0 的栈了

MOVQ    (g_sched+gobuf_sp)(BX), SP

// 准备参数

PUSHQ   DX  // ctxt argument

// 不返回

CALL    runtime·newstack(SB)



MOVQ    $0, 0x1003 // crash if newstack returns



POPQ    DX  // keep balance check happy



RET

主要做的工作就是将当前 goroutine，也就是 main goroutine 的和调度相关的信息保存到 g.sched 中，以便在调度到它执行时，可以恢复。

最后，将 g0 的地址保存到 tls 本地存储，并且切到 g0 栈执行之后的代码。继续调用 newstack 函数：

func newstack(ctxt unsafe.Pointer) {

// thisg = g0

thisg := getg()

// ……………………

// gp = main goroutine

gp := thisg.m.curg

// Write ctxt to gp.sched. We do this here instead of in

// morestack so it has the necessary write barrier.

gp.sched.ctxt = ctxt

// ……………………

morebuf := thisg.m.morebuf



thisg.m.morebuf.pc = 0



thisg.m.morebuf.lr = 0



thisg.m.morebuf.sp = 0



thisg.m.morebuf.g = 0

// 检查 g.stackguard0 是否被设置成抢占标志

preempt := atomic.Loaduintptr(&gp.stackguard0) == stackPreempt

if preempt {

// 还原 stackguard0 为正常值，表示我们已经处理过抢占请求了

        gp.stackguard0 = gp.stack.lo + _StackGuard

// 不抢占，调用 gogo 继续运行当前这个 g，不需要调用 schedule 函数去挑选另一个 goroutine

        gogo(&gp.sched) // never return



    }



}

// ……………………

if preempt {

if gp == thisg.m.g0 {

throw(“runtime: preempt g0”)

    }

if thisg.m.p == 0 && thisg.m.locks == 0 {

throw(“runtime: g is running but p is not”)

    }

// Synchronize with scang.

    casgstatus(gp, _Grunning, _Gwaiting)

// ……………………

// Act like goroutine called runtime.Gosched.

// 修改为 running，调度起来运行

    casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunning)

// 调用 gopreempt_m 把 gp 切换出去

    gopreempt_m(gp) // never return



}

// ……………………

}

去掉了很多暂时还看不懂的地方，留到后面再研究。只关注有关抢占相关的。第一次判断 preempt 标志是 true 时，检查了 g 的状态，发现不能抢占，例如它所绑定的 P 的状态不是_Prunning，那就恢复它的 stackguard0 字段，下次就不会走这一套流程了。然后，调用 gogo(&gp.sched) 继续执行当前的 goroutine。

中间又处理了很多判断流程，再次判断 preempt 标志是 true 时，调用 gopreempt_m(gp) 将 gp 切换出去。

func gopreempt_m(gp *g) { if trace.enabled { traceGoPreempt() } goschedImpl(gp)}
最终调用 goschedImpl 函数：

func goschedImpl(gp *g) {

status := readgstatus(gp)

if status&^_Gscan != _Grunning {

    dumpgstatus(gp)

throw(“bad g status”)

}

// 更改 gp 的状态

casgstatus(gp, _Grunning, _Grunnable)

// 解除 m 和 g 的关系

dropg()

lock(&sched.lock)

// 将 gp 放入全局可运行队列

globrunqput(gp)



unlock(&sched.lock)

// 进入新一轮的调度循环

schedule()

}

将 gp 的状态改为 _Grunnable，放入全局可运行队列，等待下次有 m 来全局队列找工作时才能继续运行，毕竟你已经运行这么长时间了，给别人一点机会嘛。

最后，调用 schedule() 函数进入新一轮的调度循环，会找出一个 goroutine 来运行，永不返回。

这样，关于 sysmon 线程在关于调度这块到底做了啥，我们已经回答完了。总结一下：

抢占处于系统调用的 P，让其他 m 接管它，以运行其他的 goroutine。

将运行时间过长的 goroutine 调度出去，给其他 goroutine 运行的机会。

深入Golang之goroutine】http://www.opscoder.info/golang_goroutine.html
【阿波张 工作线程的唤醒及创建】https://mp.weixin.qq.com/s/T9CDaNF5KUFjE_Z6YW7mRw

http://www.imooc.com/article/292206
https://xargin.com/go-scheduler/
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