在 runtime.main() 函數中，執行 runtime_init() 前，會啟動一個 sysmon 的監控線程，執行后臺監控任務：

systemstack(func() { // 創建監控線程，該線程獨立于調度器，不需要跟 p 關聯即可運行 newm(sysmon, nil) })

sysmon 函數不依賴 P 直接執行，通過 newm 函數創建一個工作線程：

func newm(fn func(), _p_ *p) { // 創建 m 對象 mp := allocm(_p_, fn) // 暫存 m mp.nextp.set(_p_) mp.sigmask = initSigmask // …………………… execLock.rlock() // Prevent process clone. // 創建系統線程 newosproc(mp, unsafe.Pointer(mp.g0.stack.hi)) execLock.runlock() }

先調用 allocm 在堆上創建一個 m，接著調用 newosproc 函數啟動一個工作線程：

// 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))) // …………………… }

核心就是調用 clone 函數創建系統線程，新線程從 mstart 函數開始執行。clone 函數由匯編語言實現：

// int32 clone(int32 flags, void *stk, M *mp, G *gp, void (*fn)(void)); TEXT runtime·clone(SB),NOSPLIT,$0 // 準備系統調用的參數 MOVL flags+0(FP), DI MOVQ stk+8(FP), SI MOVQ $0, DX MOVQ $0, R10 // 將 mp，gp，fn 拷貝到寄存器，對子線程可見 MOVQ mp+16(FP), R8 MOVQ gp+24(FP), R9 MOVQ fn+32(FP), R12 // 系統調用 clone MOVL $56, AX SYSCALL // In parent, return. CMPQ AX, $0 JEQ 3(PC) // 父線程，返回 MOVL AX, ret+40(FP) RET // In child, on new stack. // 在子線程中。設置 CPU 棧頂寄存器指向子線程的棧頂 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 // 通過 gettid 系統調用獲取線程 ID（tid） MOVL $186, AX // gettid SYSCALL // 設置 m.procid = tid MOVQ AX, m_procid(R8) // Set FS to point at m->tls. // 新線程剛剛創建出來，還未設置線程本地存儲，即 m 結構體對象還未與工作線程關聯起來， // 下面的指令負責設置新線程的 TLS，把 m 對象和工作線程關聯起來 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 // 調用 mstart 函數。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

先是為 clone 系統調用準備參數，參數通過寄存器傳遞。第一個參數指定內核創建線程時的選項，第二個參數指定新線程應該使用的棧，這兩個參數都是通過 newosproc 函數傳遞進來的。

接著將 m, g0, fn 分別保存到寄存器中，待子線程創建好后再拿出來使用。因為這些參數此時是在父線程的棧上，若不保存到寄存器中，子線程就取不出來了。

這個幾個參數保存在父線程的寄存器中，創建子線程時，操作系統內核會把父線程所有的寄存器幫我們復制一份給子線程，所以當子線程開始運行時就能拿到父線程保存在寄存器中的值，從而拿到這幾個參數。

之后，調用 clone 系統調用，內核幫我們創建出了一個子線程。相當于原來的一個執行分支現在變成了兩個執行分支，于是會有兩個返回。這和著名的 fork 系統調用類似，根據返回值來判斷現在是處于父線程還是子線程。

如果是父線程，就直接返回了。如果是子線程，接著還要執行一堆操作，例如設置 tls，設置 m.procid 等等。

最后執行 mstart 函數，這是在 newosproc 函數傳遞進來的。mstart 函數再調用 mstart1，在 mstart1 里會執行這一行：

// 執行啟動函數。初始化過程中，fn == nil if fn := _g_.m.mstartfn; fn != nil { fn() }

之前我們在講初始化的時候，這里的 fn 是空，會跳過的。但在這里，fn 就是最開始在 runtime.main 里設置的 sysmon 函數，因此這里會執行 sysmon，而它又是一個無限循環，永不返回。

所以，這里不會執行到 mstart1 函數后面的 schedule 函數，也就不會進入 schedule 循環。因此這是一個不用和 p 結合的 m，它直接在后臺執行，默默地執行監控任務。

接下來，我們就來看 sysmon 函數到底做了什么？

sysmon 執行一個無限循環，一開始每次循環休眠 20us，之后（1 ms 后）每次休眠時間倍增，最終每一輪都會休眠 10ms。

sysmon 中會進行 netpool（獲取 fd 事件）、retake（搶占）、forcegc（按時間強制執行 gc），scavenge heap（釋放自由列表中多余的項減少內存占用）等處理。

和調度相關的，我們只關心 retake 函數：

func retake(now int64) uint32 { n := 0 // 遍歷所有的 p for i := int32(0); i < gomaxprocs; i++ { _p_ := allp[i] if _p_ == nil { continue } // 用于 sysmon 線程記錄被監控 p 的系統調用時間和運行時間 pd := &_p_.sysmontick // p 的狀態 s := _p_.status if s == _Psyscall { // P 處于系統調用之中，需要檢查是否需要搶占 // Retake P from syscall if it's there for more than 1 sysmon tick (at least 20us). // _p_.syscalltick 用于記錄系統調用的次數，在完成系統調用之后加 1 t := int64(_p_.syscalltick) if int64(pd.syscalltick) != t { // pd.syscalltick != _p_.syscalltick，說明已經不是上次觀察到的系統調用了， // 而是另外一次系統調用，所以需要重新記錄 tick 和 when 值 pd.syscalltick = uint32(t) pd.syscallwhen = now continue } // 只要滿足下面三個條件中的任意一個，則搶占該 p，否則不搶占 // 1. p 的運行隊列里面有等待運行的 goroutine // 2. 沒有無所事事的 p // 3. 從上一次監控線程觀察到 p 對應的 m 處于系統調用之中到現在已經超過 10 毫秒 if runqempty(_p_) && atomic.Load(&sched.nmspinning)+atomic.Load(&sched.npidle) > 0 && pd.syscallwhen+10*1000*1000 > now { continue } incidlelocked(-1) if atomic.Cas(&_p_.status, s, _Pidle) { // …………………… n++ _p_.syscalltick++ // 尋找一新的 m 接管 p handoffp(_p_) } incidlelocked(1) } else if s == _Prunning { // P 處于運行狀態，檢查是否運行得太久了 // Preempt G if it's running for too long. // 每發生一次調度，調度器 ++ 該值 t := int64(_p_.schedtick) if int64(pd.schedtick) != t { pd.schedtick = uint32(t) pd.schedwhen = now continue } //pd.schedtick == t 說明(pd.schedwhen ～ now)這段時間未發生過調度 // 這段時間是同一個goroutine一直在運行，檢查是否連續運行超過了 10 毫秒 if pd.schedwhen+forcePreemptNS > now { continue } // 連續運行超過 10 毫秒了，發起搶占請求 preemptone(_p_) } } return uint32(n) }

從代碼來看，主要會對處于 _Psyscall 和 _Prunning 狀態的 p 進行搶占。

搶占進行系統調用的 P

當 P 處于 _Psyscall 狀態時，表明對應的 goroutine 正在進行系統調用。如果搶占 p，需要滿足幾個條件：

p 的本地運行隊列里面有等待運行的 goroutine。這時 p 綁定的 g 正在進行系統調用，無法去執行其他的 g，因此需要接管 p 來執行其他的 g。

沒有“無所事事”的 p。sched.nmspinning 和 sched.npidle 都為 0，這就意味著沒有“找工作”的 m，也沒有空閑的 p，大家都在“忙”，可能有很多工作要做。因此要搶占當前的 p，讓它來承擔一部分工作。

從上一次監控線程觀察到 p 對應的 m 處于系統調用之中到現在已經超過 10 毫秒。這說明系統調用所花費的時間較長，需要對其進行搶占，以此來使得 retake 函數返回值不為 0，這樣，會保持 sysmon 線程 20 us 的檢查周期，提高 sysmon 監控的實時性。

注意，原代碼是用的三個與條件，三者都要滿足才會執行下面的 continue，也就是不進行搶占。因此要想進行搶占的話，只需要三個條件有一個不滿足就行了。于是就有了上述三種情況。

確定要搶占當前 p 后，先使用原子操作將 p 的狀態修改為 _Pidle，最后調用 handoffp 進行搶占。

func handoffp(_p_ *p) { // 如果 p 本地有工作或者全局有工作，需要綁定一個 m if !runqempty(_p_) || sched.runqsize != 0 { startm(_p_, false) return } // …………………… // 所有其它 p 都在運行 goroutine，說明系統比較忙，需要啟動 m if atomic.Load(&sched.nmspinning)+atomic.Load(&sched.npidle) == 0 && atomic.Cas(&sched.nmspinning, 0, 1) { // TODO: fast atomic // p 沒有本地工作，啟動一個自旋 m 來找工作 startm(_p_, true) return } lock(&sched.lock) // …………………… // 全局隊列有工作 if sched.runqsize != 0 { unlock(&sched.lock) startm(_p_, false) return } // …………………… // 沒有工作要處理，把 p 放入全局空閑隊列 pidleput(_p_) unlock(&sched.lock) }

handoffp 再次進行場景判斷，以調用 startm 啟動一個工作線程來綁定 p，使得整體工作繼續推進。

當 p 的本地運行隊列或全局運行隊列里面有待運行的 goroutine，說明還有很多工作要做，調用 startm(_p_,false) 啟動一個 m 來結合 p，繼續工作。

當除了當前的 p 外，其他所有的 p 都在運行 goroutine，說明天下太平，每個人都有自己的事做，唯獨自己沒有。為了全局更快地完成工作，需要啟動一個 m，且要使得 m 處于自旋狀態，和 p 結合之后，盡快找到工作。

最后，如果實在沒有工作要處理，就將 p 放入全局空閑隊列里。

我們接著來看 startm 函數都做了些什么：

// runtime/proc.go // // 調用 m 來綁定 p，如果沒有 m，那就新建一個 // 如果 p 為空，那就嘗試獲取一個處于空閑狀態的 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 { // 沒有指定 p 則需要從全局空閑隊列中獲取一個 p _p_ = pidleget() if _p_ == nil { unlock(&sched.lock) if spinning { // 如果找到 p，放棄。還原全局處于自旋狀態的 m 的數量 if int32(atomic.Xadd(&sched.nmspinning, -1)) < 0 { throw("startm: negative nmspinning") } } // 沒有空閑的 p，直接返回 return } } // 從 m 空閑隊列中獲取正處于睡眠之中的工作線程， // 所有處于睡眠狀態的 m 都在此隊列中 mp := mget() unlock(&sched.lock) if mp == nil { // 如果沒有找到 m var fn func() if spinning { // The caller incremented nmspinning, so set m.spinning in the new M. fn = mspinning } // 創建新的工作線程 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 // 設置 m 馬上要結合的 p mp.nextp.set(_p_) // 喚醒 m notewakeup(&mp.park) }

首先處理 p 為空的情況，直接從全局空閑 p 隊列里找，如果沒找到，則直接返回。如果設置了 spinning 為 true 的話，還需要還原全局的處于自旋狀態的 m 的數值：&sched.nmspinning 。

搞定了 p，接下來看 m。先調用 mget 函數從全局空閑的 m 隊列里獲取一個 m，如果沒找到 m，則要調用 newm 新創建一個 m，并且如果設置了 spinning 為 true 的話，先要設置好 mstartfn：

func mspinning() { // startm's caller incremented nmspinning. Set the new M's spinning. getg().m.spinning = true }

這樣，啟動 m 后，在 mstart1 函數里，進入 schedule 循環前，執行 mstartfn 函數，使得 m 處于自旋狀態。

接下來是正常情況下（找到了 p 和 m）的處理：

mp.spinning = spinning // 設置 m 馬上要結合的 p mp.nextp.set(_p_) // 喚醒 m notewakeup(&mp.park)

設置 nextp 為找到的 p，調用 notewakeup 喚醒 m。之前我們講 findrunnable 函數的時候，對于最后沒有找到工作的 m，我們調用 notesleep(&_g_.m.park)，使得 m 進入睡眠狀態。現在終于有工作了，需要老將出山，將其喚醒：

// src/runtime/lock_futex.go func notewakeup(n *note) { // 設置 n.key = 1, 被喚醒的線程通過查看該值是否等于 1 // 來確定是被其它線程喚醒還是意外從睡眠中蘇醒 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 函數首先使用 atomic.Xchg 設置 note.key 值為 1，這是為了使被喚醒的線程可以通過查看該值是否等于 1 來確定是被其它線程喚醒還是意外從睡眠中蘇醒了過來。

如果該值為 1 則表示是被喚醒的，可以繼續工作，但如果該值為 0 則表示是意外蘇醒，需要再次進入睡眠。

調用 futexwakeup 來喚醒工作線程，它和 futexsleep 是相對的。

func futexwakeup(addr *uint32, cnt uint32) { // 調用 futex 函數喚醒工作線程 ret := futex(unsafe.Pointer(addr), _FUTEX_WAKE, cnt, nil, nil, 0) if ret >= 0 { return } // …………………… }

futex 由匯編語言實現，前面已經分析過，這里就不重復了。主要內容就是先準備好參數，然后進行系統調用，由內核喚醒線程。

內核在完成喚醒工作之后當前工作線程從內核返回到 futex 函數繼續執行 SYSCALL 指令之后的代碼并按函數調用鏈原路返回，繼續執行其它代碼。

而被喚醒的工作線程則由內核負責在適當的時候調度到 CPU 上運行。

搶占長時間運行的 P

我們知道，Go scheduler 采用的是一種稱為協作式的搶占式調度，就是說并不強制調度，大家保持協作關系，互相信任。對于長時間運行的 P，或者說綁定在 P 上的長時間運行的 goroutine，sysmon 會檢測到這種情況，然后設置一些標志，表示 goroutine 自己讓出 CPU 的執行權，給其他 goroutine 一些機會。

接下來我們就來分析當 P 處于 _Prunning 狀態的情況。sysmon 掃描每個 p 時，都會記錄下當前調度器調度的次數和當前時間，數據記錄在結構體：

type sysmontick struct { schedtick uint32 schedwhen int64 syscalltick uint32 syscallwhen int64 }

前面兩個字段記錄調度器調度的次數和時間，后面兩個字段記錄系統調用的次數和時間。

在下一次掃描時，對比 sysmon 記錄下的 p 的調度次數和時間，與當前 p 自己記錄下的調度次數和時間對比，如果一致。說明 P 在這一段時間內一直在運行同一個 goroutine。那就來計算一下運行時間是否太長了。

如果發現運行時間超過了 10 ms，則要調用 preemptone(_p_) 發起搶占的請求：

func preemptone(_p_ *p) bool { mp := _p_.m.ptr() if mp == nil || mp == getg().m { return false } // 被搶占的 goroutine gp := mp.curg if gp == nil || gp == mp.g0 { return false } // 設置搶占標志 gp.preempt = true // 在 goroutine 內部的每次調用都會比較棧頂指針和 g.stackguard0， // 來判斷是否發生了棧溢出。stackPreempt 非常大的一個數，比任何棧都大 // stackPreempt = 0xfffffade gp.stackguard0 = stackPreempt return true }

基本上只是將 stackguard0 設置了一個很大的值，而檢查 stackguard0 的地方在函數調用前的一段匯編代碼里進行。

舉一個簡單的例子：

package main import "fmt" func main() { fmt.Println("hello qcrao.com!") }

執行命令：

go tool compile -S main.go

得到匯編代碼：

"".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

以前看這段代碼的時候會直接跳過前面的幾行代碼，看不懂。這次能看懂了！所以，那些暫時看不懂的，先放一放，沒關系，讓子彈飛一會兒，很多東西回過頭再來看就會豁然開朗，這就是一個很好的例子。

0x0000 00000 (test26.go:5) MOVQ (TLS), CX

將本地存儲 tls 保存到 CX 寄存器中，（TLS）表示它所關聯的 g，這里就是前面所講到的 main gouroutine。

0x0009 00009 (test26.go:5) CMPQ SP, 16(CX)

比較 SP 寄存器（代表當前 main goroutine 的棧頂寄存器）和 16(CX)，我們看下 g 結構體：

type g struct { // goroutine 使用的棧 stack stack // offset known to runtime/cgo // 用于棧的擴張和收縮檢查 stackguard0 uintptr // offset known to liblink // …………………… }

對象 g 的第一個字段是 stack 結構體：

type stack struct { lo uintptr hi uintptr }

共 16 字節。而 16(CX) 表示 g 對象的第 16 個字節，跳過了 g 的第一個字段，也就是 g.stackguard0 字段。

如果 SP 小于 g.stackguard0，這是必然的，因為前面已經把 g.stackguard0 設置成了一個非常大的值，因此跳轉到了 113 行。

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

調用 runtime.morestack_noctxt 函數：

// src/runtime/asm_amd64.s TEXT runtime·morestack_noctxt(SB),NOSPLIT,$0 MOVL $0, DX JMP runtime·morestack(SB)

直接跳轉到 morestack 函數：

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. // 將函數的返回地址保存到 AX 寄存器 MOVQ 0(SP), AX // f's PC // 將函數的返回地址保存到 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，調用 morestack_noctxt 之前的 rsp LEAQ 8(SP), AX // f's SP // 將 main 函數的棧頂地址保存到 g.sched.sp MOVQ AX, (g_sched+gobuf_sp)(SI) // 將 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 // 將 g0 保存到本地存儲 tls MOVQ BX, g(CX) // 把 g0 棧的棧頂寄存器的值恢復到 CPU 的寄存器 SP，達到切換棧的目的，下面這一條指令執行之前， // CPU 還是使用的調用此函數的 g 的棧，執行之后 CPU 就開始使用 g0 的棧了 MOVQ (g_sched+gobuf_sp)(BX), SP // 準備參數 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

主要做的工作就是將當前 goroutine，也就是 main goroutine 的和調度相關的信息保存到 g.sched 中，以便在調度到它執行時，可以恢復。

最后，將 g0 的地址保存到 tls 本地存儲，并且切到 g0 棧執行之后的代碼。繼續調用 newstack 函數：

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 // 檢查 g.stackguard0 是否被設置成搶占標志 preempt := atomic.Loaduintptr(&gp.stackguard0) == stackPreempt if preempt { if thisg.m.locks != 0 || thisg.m.mallocing != 0 || thisg.m.preemptoff != "" || thisg.m.p.ptr().status != _Prunning { // 還原 stackguard0 為正常值，表示我們已經處理過搶占請求了 gp.stackguard0 = gp.stack.lo + _StackGuard // 不搶占，調用 gogo 繼續運行當前這個 g，不需要調用 schedule 函數去挑選另一個 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. // 修改為 running，調度起來運行 casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunning) // 調用 gopreempt_m 把 gp 切換出去 gopreempt_m(gp) // never return } // …………………… }

去掉了很多暫時還看不懂的地方，留到后面再研究。只關注有關搶占相關的。第一次判斷 preempt 標志是 true 時，檢查了 g 的狀態，發現不能搶占，例如它所綁定的 P 的狀態不是 _Prunning，那就恢復它的 stackguard0 字段，下次就不會走這一套流程了。然后，調用 gogo(&gp.sched) 繼續執行當前的 goroutine。

中間又處理了很多判斷流程，再次判斷 preempt 標志是 true 時，調用 gopreempt_m(gp) 將 gp 切換出去。

func gopreempt_m(gp *g) { if trace.enabled { traceGoPreempt() } goschedImpl(gp) }

最終調用 goschedImpl 函數：

func goschedImpl(gp *g) { status := readgstatus(gp) if status&^_Gscan != _Grunning { dumpgstatus(gp) throw("bad g status") } // 更改 gp 的狀態 casgstatus(gp, _Grunning, _Grunnable) // 解除 m 和 g 的關系 dropg() lock(&sched.lock) // 將 gp 放入全局可運行隊列 globrunqput(gp) unlock(&sched.lock) // 進入新一輪的調度循環 schedule() }

將 gp 的狀態改為 _Grunnable，放入全局可運行隊列，等待下次有 m 來全局隊列找工作時才能繼續運行，畢竟你已經運行這么長時間了，給別人一點機會嘛。

最后，調用 schedule() 函數進入新一輪的調度循環，會找出一個 goroutine 來運行，永不返回。

這樣，關于 sysmon 線程在關于調度這塊到底做了啥，我們已經回答完了。總結一下：

搶占處于系統調用的 P，讓其他 m 接管它，以運行其他的 goroutine。

將運行時間過長的 goroutine 調度出去，給其他 goroutine 運行的機會。

參考資料

【深入Golang之goroutine】http://www.opscoder.info/golang_goroutine.html【阿波張 工作線程的喚醒及創建】https://mp.weixin.qq.com/s/T9CDaNF5KUFjE_Z6YW7mRw

總結

以上是生活随笔為你收集整理的忠于职守 —— sysmon 线程到底做了什么？（九）的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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