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更新: 2/17/2026 字数: 0 字 时长: 0 分钟
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卡码笔记
卡码笔记 - 程序员八股文 | C++/Java/Go 面试题 | 操作系统/网络/数据库 面经题库
介绍一下go中的GMP模型
GMP首先代表三个核心结构：
- G：goroutine协程。（协程和线程的区别goroutine 和线程的区别 | Go 程序员面试笔试宝典）
- M：系统/内核线程，负责CPU的调度
- P：处理器，包含了G所需的资源和上下文（主要是一个本地运行队列）
核心调度策略：
- 两个队列：
- 本地队列：每一个P都有一个队列，存放待运行的G。M 优先从绑定的 P 的本地队列获取 G，无锁（或极少锁）速度极快。
- 全局队列：存放所有 P 都能获取的 G。当 P 的本地队列满时，多出来的 G 会放到全局队列（需要加锁）
- 工作窃取：当一个 P 的本地队列空了，且全局队列也空了。M 会尝试从其他 P 的本地队列中偷走一半的 G 到自己的队列中执行。充分利用多核 CPU，避免某些线程忙死，某些线程闲死。
追问1：为什么要有 P？直接 M 和 G 对应不行吗？
- 全局锁竞争（Global Lock Contention）：所有 M 都去同一个全局队列取 G，锁竞争极其严重，限制了并发扩展。
- M 的内存缓存差：M 频繁切换 G，导致 CPU Cache 命中率低。
- 线程创建/销毁开销：没有 P 作为缓冲，M 容易频繁创建和销毁。 P 的引入带来了本地队列（减少锁）和 Work Stealing（负载均衡），解决了这些问题。
追问2：Go 的抢占式调度是怎么实现的？ 基于信号的抢占：引入了 sysmon（系统监控线程），它独立于 GMP 之外。sysmon 会监控运行时间过长的 G（超过 10ms）。 sysmon 向该 M 发送 SIGURG 信号。M 收到信号后，中断当前的 G，将其放回全局队列，从而调度下一个 G。
追问3：Goroutine 发生系统调用阻塞时，M 和 P 会发生什么？
情况 A：网络 I/O 阻塞 (Network I/O)
- 场景：G 发起网络请求（如 TCP Read/Write）。
- 机制：Go 对网络 IO 做了封装（使用 Netpoller，基于 epoll/kqueue）。
- M 的状态：M 不会 阻塞。
- 过程：G 被移动到 Netpoller 中挂起，M 继续从 P 的队列中取下一个 G 执行。
- 结论：这种情况不涉及 OS 线程的阻塞，非常高效。
情况 B：系统调用阻塞 (System Call)
- 场景：G 调用了无法异步化的系统调用（如本地文件读写、CGO 调用）。这是真正的“硬阻塞”。
过程详解：
- 分离 (Handoff)： 当 G1 执行系统调用时（syscall），M1（当前线程）会预感到自己将要进入内核态阻塞。此时，M1 会主动与 P1 解绑。
- M1：带着 G1 进入内核态，开始阻塞等待系统调用返回。M1 此时被 OS 挂起。
- P1：此时 P1 处于“无主”状态（Idle），但它的本地队列里可能还有 G2、G3 等着跑。
- 接管 (Re-scheduling)： Go 的运行时（Runtime）或监控线程（sysmon）会检测到 P1 处于空闲但有任务的状态。它会确保有一个 M 来接管 P1。
- 寻找 M：调度器会尝试从休眠 M 列表中唤醒一个空闲的 M2。如果没有空闲的 M，且当前 M 的数量未达上限，则会新建一个 OS 线程 (M2)。
- 绑定：M2 绑定 P1，继续执行 G2、G3...。
关键点：这就是为什么 Go 程序在高并发文件 IO 时，OS 线程数（M）可能会上涨的原因。因为旧的 M 被阻塞在 Syscall 上了，需要新的 M 来维持 P 的运转。
- 回归： 当系统调用结束，G1 醒来，M1 从内核态返回。
- M1 尝试获取一个空闲的 P（优先尝试原来的 P1，如果被占了就找别的）。
- 如果找到了 P：M1 绑定 P，继续执行 G1。
- 如果没找到 P：M1 将 G1 放入 全局运行队列，然后 M1 将自己放入休眠 M 列表，等待下次被唤醒。