上一讲讲完了 的诞生，它不是第一个，算上 g0，它要算第二个了。不过，我们要考虑的就是这个 goroutine，它会真正执行用户代码。

g0 栈用于执行调度器的代码，执行完之后，要跳转到执行用户代码的地方，如何跳转？这中间涉及到栈和 寄存器 的切换。要知道，函数调用和返回主要靠的也是 CPU 寄存器的切换。goroutine 的切换和此类似。

继续看 proc1 函数的代码。中间有一段调整运行空间的代码，计算出的结果一般为 0，也就是一般不会调整 SP 的位置，忽略好了。

// 确定参数入栈位置
spArg := sp
 

参数的入参位置也是从 SP 处开始，通过：

// 将参数从执行 newproc 函数的栈拷贝到新 g 的栈
memmove(unsafe.Pointer(spArg), unsafe.Pointer(argp), uintptr(narg))
 

将 fn 的参数从 g0 栈上拷贝到 newg 的栈上，memmove 函数需要传入源地址、目的地址、参数大小。由于 main 函数在这里没有参数需要拷贝，因此这里相当于没做什么。

接着，初始化 newg 的各种字段，而且涉及到最重要的 pc，sp 等字段：

首先，memclrNoHeapPointers 将 newg.sched 的内存全部清零。接着，设置 sched 的 sp 字段，当 goroutine 被调度到 m 上运行时，需要通过 sp 字段来指示栈顶的位置，这里设置的就是新栈的栈顶位置。

最关键的一行来了：

// newg.sched.pc 表示当 newg 被调度起来运行时从这个地址开始执行指令
newg.sched.pc = funcPC(goexit) + sys.PCQuantum // +PCQuantum so that previous instruction is in same function
 

设置 pc 字段为函数 goexit 的地址加 1，也说是 goexit 函数的第二条指令，goexit 函数是 goroutine 退出后的一些清理工作。有点奇怪，这是要干嘛？接着往后看。

newg.sched.g = guintptr(unsafe.Pointer(newg))
 

设置 g 字段为 newg 的地址。插一句，sched 是 g 结构体 的一个字段，它本身也是一个结构体，保存调度信息。复习一下：

接下来的这个函数非常重要，可以解释之前为什么要那样设置 pc 字段的值。调用 gostartcallfn：

gostartcallfn(&newg.sched, fn) //调整sched成员和newg的栈
 

传入 newg.sched 和 fn。

函数 gostartcallfn 只是拆解出了包含在 funcval 结构体里的函数指针，转过头就调用 gostartcall。将 sp 减小了一个指针的位置，这是给返回地址留空间。果然接着就把 buf.pc 填入了栈顶的位置：

*(*uintptr)(unsafe.Pointer(sp)) = buf.pc
 

原来 buf.pc 只是做了一个搬运工，搞什么啊。重新设置 buf.sp 为送减掉一个指针位置之后的值，设置 buf.pc 为 fn，指向要执行的函数，这里就是指的 runtime .main 函数。

对嘛，这才是应有的操作。之后，当调度器“光顾”此 goroutine 时，取出 buf.sp 和 buf.pc，恢复 CPU 相应的寄存器，就可以构造出 goroutine 的运行环境。

而 goexit 函数也通过“偷天换日”将自己的地址“强行”放到 newg 的栈顶，达到自己不可告人的目的：每个 goroutine 执行完之后，都要经过我的一些清理工作，才能“放行”。这样一说，goexit 函数还真是无私，默默地做一些“扫尾”的工作。

设置完 newg.sched 这后，我们的图又可以前进一步：

设置 newg.sched

上图中，newg 新增了 sched.pc 指向 runtime.main 函数，当它被调度起来执行时，就从这里开始；新增了 sched.sp 指向了 newg 栈顶位置，同时，newg 栈顶位置的内容是一个跳转地址，指向 runtime.goexit 的第二条指令，当 goroutine 退出时，这条地址会载入 CPU 的 PC 寄存器，跳转到这里执行“扫尾”工作。

之后，将 newg 的状态改为 runnable，设置 goroutine 的 id：

// 设置 g 的状态为 _Grunnable，可以运行了
casgstatus(newg, _Gdead, _Grunnable)
newg.goid = int64(_p_.goidcache)
 

每个 P 每次会批量（16个）申请 id，每次调用 newproc 函数，新创建一个 goroutine，id 加 1。因此 g0 的 id 是 0，而 main goroutine 的 id 就是 1。

newg 的状态变成可执行后（Runnable），就可以将它加入到 P 的本地运行队列里，等待调度。所以，goroutine 何时被执行，用户代码决定不了。来看源码：

runqput 函数的主要作用就是将新创建的 goroutine 加入到 P 的可运行队列，如果本地队列满了，则加入到全局可运行队列。前两个参数都好理解，最后一个参数 next 的作用是，当它为 true 时，会将 newg 加入到 P 的 runnext 字段，具有最高优先级，将先于普通队列中的 goroutine 得到执行。

先将 P 老的 runnext 成员取出，接着用一个 原子操作 cas 来试图将 runnext 成员设置成 newg，目的是防止其他 线程 在同时修改 runnext 字段。

设置成功之后，相当于 newg “挤掉” 了原来老的处于 runnext 的 goroutine，还得给人遣散费，安顿好人家嘛，不然和强盗有何区别？

“安顿”的动作在 retry 代码段中执行。先通过 head，tail，len(_p_.runq) 来判断队列是否已满，如果没满，则直接写到队列尾部，同时修改队列尾部的指针。

// store-release, makes it available for consumption
atomic.Store(&_p_.runqtail, t+1)
 

这里使用原子操作写入 runtail，防止编译器和 CPU 指令重排，保证上一行代码对 runq 的修改发生在修改 runqtail 之前，并且保证当前线程对队列的修改对其它线程立即可见。

如果本地队列满了，那就只能试图将 newg 添加到全局可运行队列中了。调用 runqputslow(_p_, gp, h, t) 完成。

先将 P 本地队列里所有的 goroutine 加入到一个数组中，数组长度为 len(_p_.runq)/2 + 1，也就是 runq 的一半加上 newg。

接着，将从 runq 的头部开始的前一半 goroutine 存入 bacth 数组。然后，使用原子操作尝试修改 P 的队列头，因为出队了一半 goroutine，所以 head 要向后移动 1/2 的长度。如果修改失败，说明 runq 的本地队列被其他线程修改了，因此后面的操作就不进行了，直接返回 false，表示 newg 没被添加进来。

batch[n] = gp
 

将 newg 本身添加到数组。

通过循环将 batch 数组里的所有 g 串成链表：

for i := uint32(0); i < n; i++ {
batch[i].schedlink.set(batch[i+1])
}
 

批量 goroutine 连接成链表

最后，将链表添加到全局队列中。由于操作的是全局队列，因此需要获取锁，因为存在竞争，所以代价较高。这也是本地可运行队列存在的原因。调用 globrunqputbatch(batch[0], batch[n], int32(n+1))：

如果全局的队列尾 sched.runqtail 不为空，则直接将其和前面生成的链表头相接，否则说明全局的可运行列队为空，那就直接将前面生成的链表头设置到 sched.runqhead。

最后，再设置好队列尾，增加 runqsize。

设置完成之后：

放到全局可运行队列

再回到 runqput 函数，如果将 newg 添加到全局队列失败了，说明本地队列在此过程中发生了变化，又有了位置可以添加 newg，因此重试 retry 代码段。我们也可以发现，P 的本地可运行队列的长度为 256，它是一个循环队列，因此最多只能放下 256 个 goroutine。

因为本文还是处于初始化的场景，所以 newg 被成功放入 p0 的本地可运行队列，等待被调度。

将我们的图再完善一下：

newg 添加到本地 runq

参考资料

【阿波张 Go语言调度器之调度 main 】