在 runtime.main() 函數中，執行 runtime_init() 前，會啓動一個 sysmon 的監控線程，執行後臺監控任務：
systemstack(func() {
// 創建監控線程，該線程獨立於調度器，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，接着調用 newosproc 函數啓動一個工作線程：
// 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 函數由彙編語言實現：
// 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先是爲 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。
接着將 m, g0, fn 分別保存到寄存器中，待子線程創建好後再拿出來使用。因爲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複製一份給子線程，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。
之後，調用 clone 系統調用，內核幫我們創建出了一個子線程。相當於原來的一個執行分支現在變成了兩個執行分支，於是會有兩個返回。這和著名的 fork 系統調用類似，根據返回值來判斷現在是處於父線程還是子線程。
如果是父線程，就直接返回了。如果是子線程，接着還要執行一堆操作，例如設置 tls，設置 m.procid 等等。
最後執行 mstart 函數，這是在 newosproc 函數傳遞進來的。mstart 函數再調用 mstart1，在 mstart1 裏會執行這一行：
// 執行啓動函數。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，這裏的 fn 是空，會跳過的。但在這裏，fn 就是最開始在 runtime.main 裏設置的 sysmon 函數，因此這裏會執行 sysmon，而它又是一個無限循環，永不返回。
所以，這裏不會執行到 mstart1 函數後面的 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，它直接在後臺執行，默默地執行監控任務。
接下來，我們就來看 sysmon 函數到底做了什麼？
sysmon執行一個無限循環，一開始每次循環休眠 20us，之後（1 ms 後）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（搶佔）、forcegc（按時間強制執行 gc），scavenge heap（釋放自由列表中多餘的項減少內存佔用）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
}
// 用於 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 處於系統調用之中，需要檢查是否需要搶佔
// Retake P from syscall if it's there for more than 1 sysmon tick (at least 20us).
// _p_.syscalltick 用於記錄系統調用的次數，在完成系統調用之後加 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，則搶佔該 p，否則不搶佔
// 1. p 的運行隊列裏面有等待運行的 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 處於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 處於運行狀態，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，發起搶佔請求
preemptone(_p_)
}
}
return uint32(n)
}從代碼來看，主要會對處於 _Psyscall 和 _Prunning 狀態的 p 進行搶佔。
搶佔進行系統調用的 P
當 P 處於 _Psyscall 狀態時，表明對應的 goroutine 正在進行系統調用。如果搶佔 p，需要滿足幾個條件：
p 的本地運行隊列裏面有等待運行的 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都爲 0，這就意味着沒有“找工作”的 m，也沒有空閒的 p，大家都在“忙”，可能有很多工作要做。因此要搶佔當前的 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 處於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，需要對其進行搶佔，以此來使得
retake函數返回值不爲 0，這樣，會保持 sysmon 線程 20 us 的檢查週期，提高 sysmon 監控的實時性。
注意，原代碼是用的三個與條件，三者都要滿足纔會執行下面的 continue，也就是不進行搶佔。因此要想進行搶佔的話，只需要三個條件有一個不滿足就行了。於是就有了上述三種情況。
確定要搶佔當前 p 後，先使用原子操作將 p 的狀態修改爲 _Pidle，最後調用 handoffp 進行搶佔。
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，需要啓動 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，啓動一個自旋 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 放入全局空閒隊列
pidleput(_p_)
unlock(&sched.lock)
}handoffp 再次進行場景判斷，以調用 startm 啓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裏面有待運行的 goroutine，說明還有很多工作要做，調用 startm(_p_,false) 啓動一個 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。爲了全局更快地完成工作，需要啓動一個 m，且要使得 m 處於自旋狀態，和 p 結合之後，儘快找到工作。
最後，如果實在沒有工作要處理，就將 p 放入全局空閒隊列裏。
我們接着來看 startm 函數都做了些什麼：
// runtime/proc.go
//
// 調用 m 來綁定 p，如果沒有 m，那就新建一個
// 如果 p 爲空，那就嘗試獲取一個處於空閒狀態的 p，如果找到 p，那就什麼都不做
func startm(_p_ *p, spinning bool) {
lock(&sched.lock)
if _p_ == nil {
// 沒有指定 p 則需要從全局空閒隊列中獲取一個 p
_p_ = pidleget()
if _p_ == nil {
unlock(&sched.lock)
if spinning {
// 如果找到 p，放棄。還原全局處於自旋狀態的 m 的數量
if int32(atomic.Xadd(&sched.nmspinning, -1)) < 0 {
throw("startm: negative nmspinning")
}
}
// 沒有空閒的 p，直接返回
return
}
}
// 從 m 空閒隊列中獲取正處於睡眠之中的工作線程，
// 所有處於睡眠狀態的 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 爲空的情況，直接從全局空閒 p 隊列裏找，如果沒找到，則直接返回。如果設置了 spinning 爲 true 的話，還需要還原全局的處於自旋狀態的 m 的數值：&sched.nmspinning 。
搞定了 p，接下來看 m。先調用 mget 函數從全局空閒的 m 隊列裏獲取一個 m，如果沒找到 m，則要調用 newm 新創建一個 m，並且如果設置了 spinning 爲 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，啓動 m 後，在 mstart1 函數裏，進入 schedule 循環前，執行 mstartfn 函數，使得 m 處於自旋狀態。
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 爲找到的 p，調用 notewakeup 喚醒 m。之前我們講 findrunnable 函數的時候，對於最後沒有找到工作的 m，我們調用 notesleep(&_g_.m.park)，使得 m 進入睡眠狀態。現在終於有工作了，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於 1
// 來確定是被其它線程喚醒還是意外從睡眠中甦醒
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值爲 1，這是爲了使被喚醒的線程可以通過查看該值是否等於 1 來確定是被其它線程喚醒還是意外從睡眠中甦醒了過來。如果該值爲 1 則表示是被喚醒的，可以繼續工作，但如果該值爲 0 則表示是意外甦醒，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 由彙編語言實現，前面已經分析過，這裏就不重複了。主要內容就是先準備好參數，然後進行系統調用，由內核喚醒線程。
內核在完成喚醒工作之後當前工作線程從內核返回到 futex 函數繼續執行 SYSCALL 指令之後的代碼並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。
搶佔長時間運行的 P
我們知道，Go scheduler 採用的是一種稱爲協作式的搶佔式調度，就是說並不強制調度，大家保持協作關係，互相信任。對於長時間運行的 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，然後設置一些標誌，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 處於 _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，後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_) 發起搶佔的請求：
func preemptone(_p_ *p) bool {
mp := _p_.m.ptr()
if mp == nil || mp == getg().m {
return false
}
// 被搶佔的 goroutine
gp := mp.curg
if gp == nil || gp == mp.g0 {
return false
}
// 設置搶佔標誌
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彙編代碼裏進行。
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得到彙編代碼：
"".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，沒關係，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，這裏就是前面所講到的 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
// 用於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 小於 g.stackguard0，這是必然的，因爲前面已經把 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，執行之後 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。
最後，將 g0 的地址保存到 tls 本地存儲，並且切到 g0 棧執行之後的代碼。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 是否被設置成搶佔標誌
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 爲正常值，表示我們已經處理過搶佔請求了
gp.stackguard0 = gp.stack.lo + _StackGuard
// 不搶佔，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.
// 修改爲 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，留到後面再研究。只關注有關搶佔相關的。第一次判斷 preempt 標誌是 true 時，檢查了 g 的狀態，發現不能搶佔，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。然後，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 標誌是 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 的關係
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 的狀態改爲 _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，畢竟你已經運行這麼長時間了，給別人一點機會嘛。
最後，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，關於 sysmon 線程在關於調度這塊到底做了啥，我們已經回答完了。總結一下：
搶佔處於系統調用的 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。
