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系统监控
go程序在执行时会启动一个后台线程用于系统监控。不需要依赖P，直接绑定到M上
作用:
1). 检查死锁：
2). 获取下一个需要被触发的计时器。每个P都有一个最小堆结构p.timers，堆顶timer就是要触发的timer，每次调度时都会去检查已经到达时间的函数，可是如果迟迟没有发生调度，就有可能让timer执行时间发生较大偏差，因此使用监控线程来检测timer的运行，当没有timer要执行时，会进入休眠状态，当发现下一个计时器触发时间小于当前时间，会启动新的线程来触发计时器
3). 轮询网络。非阻塞得调用netpoll检查待执行的文件描述符将处于就绪的G加入全局队列
4). 抢占处理器。当检测到P有时间没有进行调度时，会强制进行调度
5）决定是否需要强制垃圾回收.
触发调度的时机
1). 线程启动
2）G执行结束
3）主动挂起(比如定时器，channel阻塞，等待io事件)
使用gopark，会将当前g暂停，不会放回运行队列，_Grunning状态切换至_Gwaiting状态，触发新的调度，使用goready将G切换至_Grunnable将其加入处理器的运行队列中，等待调度器的调度
4）监控线程检测到P长时间没有进行调度：
（1）设置stackPreempt标志，依赖栈增长代码，对于for{}这种代码无法进行调度
（2）实现了异步抢占，unix平台中发送sigPreempt信号，最终执行调度逻辑
5）系统调用：
进行系统调用时，M和G绑定在一起，让出P，P会关联到其他M，当之前的M从系统调用中恢复时，会尝试去用之前的P，如果没发用，就会去重新申请一个，如果没申请到的话，M睡眠，G放入全局队列中。

3.调度的选择
1）当全局运行队列有待执行的g时，P会有一定几率从全局队列取一部分G到本地runq中。
2）获取下一个G时，会先去本地队列中寻找，没有发现的话，会调用findrunnable取寻找直到获取到待运行的G才会返回。
3）findrunable会先看有没有gc，从本地队列获取，从全局队列获取一部分，尝试执行netpoll，恢复io事件已经就绪了的g，会被放回到全局runq中，尝试从其他Psteal一些G

4.go 内存分配
go将对象大小分为微对象(0,16B),小对象[16B, 32KB],大对象(32KB,~)。
微对象会先依次尝试微分配器，线程缓存，中心缓存和页堆，微对象会挤在一个块中，一个块中的微对象全都需要回收时才统一回收。
小对象依次尝试线程缓存，中心缓存和页堆
大对象会直接在页堆上分配内存。
mspan是内存管理的基本单位，其管理的内存不足时，会以页为单位向堆申请内存，而当用户程序向mspan申请内存时，是以对象为单位在管理。
spanclass决定了mspan单元中一个对象的大小，共有67种。
线程缓存中有67*2个mspan，初始化时不包含，需要时才去上一级组件申请，其中还有微分配器用于处理微对象。
每个中心缓存存储了一种跨度类空闲/非空闲mspan
页堆包含了67个scan的中心缓存 67个noscan的非中心缓存，堆上初始化的所有对象都由其统一管理

5.栈内存管理
目前最小的栈为2KB
编译阶段编译器会向一些函数头部插入扩充栈的函数，在执行到该函数时会去检查看栈空间是否充足。可以使用nosplit编译指令跳过栈溢出的检查不过会有溢出风险。
当需要栈空间较小时，使用全局栈缓存或者线程缓存上固定大小的空闲链表分配空间。
当栈空间较大时，使用全局的大栈缓存stackLarge获取内存空间
如果stackLarge空间不够，直接在堆上分配空间。
栈扩容时会重新申请栈，然后将旧栈中的内容拷贝到新栈中。
栈缩容是在gc时指定的，当栈内存使用不足1/4时会进行缩容，开辟新的栈空间为原来的1/2，拷贝过去。

6.cpu为了保证cache一致性使用mesi协议，可是在操作非本地cache的数据时，需要发出invalid指令并且等待ack，很慢，于是引入了store buffer，执行写操作时先写入store buffer不用等待ack返回，但是这样会导致数据可见性问题，导致数据读取不一致，因此引入了读写屏障，store buffer有时也会因为ack回复太慢而满，所以引入了invalid queue，也会导致问题，也是用屏障解决。除此之外，程序在编译或者执行时，也有可能重排指令，为了保证数据的依赖不受破坏，也可以采用读写屏障，保证屏障前的数据读/写一定早于屏障后的数据读/写完成

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