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go语言大于等于 go语言nil
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Go切片数组深度解析
Go 中的分片数组,实际上有点类似于Java中的ArrayList,是一个可以扩展的数组,但是Go中的切片由比较灵活,它和数组很像,也是基于数组,所以在了解Go切片前我们先了解下数组。
数组简单描述就由相同类型元素组成的数据结构, 在创建初期就确定了长度,是不可变的。
但是Go的数组类型又和C与Java的数组类型不一样, NewArray 用于创建一个数组,从源码中可以看出最后返回的是 Array{}的指针,并不是第一个元素的指针,在Go中数组属于值类型,在进行传递时,采取的是值传递,通过拷贝整个数组。Go语言的数组是一种有序的struct。
Go 语言的数组有两种不同的创建方式,一种是显示的初始化,一种是隐式的初始化。
注意一定是使用 [...]T 进行创建,使用三个点的隐式创建,编译器会对数组的大小进行推导,只是Go提供的一种语法糖。
其次,Go中数组的类型,是由数值类型和长度两个一起确定的。[2]int 和 [3]int 不是同一个类型,不能进行传参和比较,把数组理解为类型和长度两个属性的结构体,其实就一目了然了。
Go中的数组属于值类型,通常应该存储于栈中,局部变量依然会根据逃逸分析确定存储栈还是堆中。
编译器对数组函数中做两种不同的优化:
在静态区完成赋值后复制到栈中。
总结起来,在不考虑逃逸分析的情况下,如果数组中元素的个数小于或者等于 4 个,那么所有的变量会直接在栈上初始化,如果数组元素大于 4 个,变量就会在静态存储区初始化然后拷贝到栈上。
由于数组是值类型,那么赋值和函数传参操作都会复制整个数组数据。
不管是赋值或函数传参,地址都不一致,发生了拷贝。如果数组的数据较大,则会消耗掉大量内存。那么为了减少拷贝我们可以主动的传递指针呀。
地址是一样的,不过传指针会有一个弊端,从打印结果可以看到,指针地址都是同一个,万一原数组的指针指向更改了,那么函数里面的指针指向都会跟着更改。
同样的我们将数组转换为切片,通过传递切片,地址是不一样的,数组值相同。
切片是引用传递,所以它们不需要使用额外的内存并且比使用数组更有效率。
所以,切片属于引用类型。
通过这种方式可以将数组转换为切片。
中间不加三个点就是切片,使用这种方式创建切片,实际上是先创建数组,然后再通过第一种方式创建。
使用make创建切片,就不光编译期了,make创建切片会涉及到运行期。1. 切片的大小和容量是否足够小;
切片是否发生了逃逸,最终在堆上初始化。如果切片小的话会先在栈或静态区进行创建。
切片有一个数组的指针,len是指切片的长度, cap指的是切片的容量。
cap是在初始化切片是生成的容量。
发现切片的结构体是数组的地址指针array unsafe.Pointer,而Go中数组的地址代表数组结构体的地址。
slice 中得到一块内存地址,array[0]或者unsafe.Pointer(array[0])。
也可以通过地址构造切片
nil切片:指的unsafe.Pointer 为nil
空切片:
创建的指针不为空,len和cap为空
当一个切片的容量满了,就需要扩容了。怎么扩,策略是什么?
如果原来数组切片的容量已经达到了最大值,再想扩容, Go 默认会先开一片内存区域,把原来的值拷贝过来,然后再执行 append() 操作。这种情况对现数组的地址和原数组地址不相同。
从上面结果我们可以看到,如果用 range 的方式去遍历一个切片,拿到的 Value 其实是切片里面的值拷贝,即浅拷贝。所以每次打印 Value 的地址都不变。
由于 Value 是值拷贝的,并非引用传递,所以直接改 Value 是达不到更改原切片值的目的的,需要通过 slice[index] 获取真实的地址。
编写一个程序,输入考生成绩,大于等90分,评为"wonderful",大于等于80分,评为"go
#include stdio.h
main()
{
int score=0;
printf("请输入分数");
scanf("%d",score);
if(score=90score=100)
{
printf("wonderful");
}
else if(score=80)
{
printf("go");
}
else
{
printf("您输入的小于80分或者大于100分");
}
}
golang 控制重定向
在Client的字段中,有一个 CheckRedirect ,此字段就是用来控制重定向的函数,如果没有定义此字段的话,将会使用默认的 defaultCheckRedirect 方法。
默认的转发策略是最多转发10次。
在转发的过程中,某一些包含安全信息的Header,比如 Authorization 、 WWW-Authenticate 、 Cookie 等,如果转发是跨域的,那么这些Header不会复制到新的请求中。
http的重定向判断会默认处理以下状态码的请求:
301 (Moved Permanently)
302 (Found)
303 (See Other)
307 (Temporary Redirect)
308 (Permanent Redirect)
301、302和303请求将会改用Get访问新的请求,而307和308会使用原有的请求方式。
那么,我们如何去控制重定向的次数,甚至是禁止重定向呢?这里其实就需要我们自己去实现一个CheckRedirect函数了,首先我们来看看默认的defaultCheckRedirect方法:
第一个参数req是即将转发的request,第二个参数 via是已经请求过的requests。可以看到其中的逻辑是判断请求过的request数量,大于等于10的时候返回一个error,这也说明默认的最大重定向次数为10次,当此函数返回error时,即是重定向结束的时候。
所以如果需要设置重定向次数,那么复制一份这个函数,修改函数名字和其中if判断的数字,然后在生成Client时设定到Client即可:
或者:
禁止重定向则可以把判断数字修改为0。最好相应地修改errors中提示的信息。
【golang详解】go语言GMP(GPM)原理和调度
Goroutine调度是一个很复杂的机制,下面尝试用简单的语言描述一下Goroutine调度机制,想要对其有更深入的了解可以去研读一下源码。
首先介绍一下GMP什么意思:
G ----------- goroutine: 即Go协程,每个go关键字都会创建一个协程。
M ---------- thread内核级线程,所有的G都要放在M上才能运行。
P ----------- processor处理器,调度G到M上,其维护了一个队列,存储了所有需要它来调度的G。
Goroutine 调度器P和 OS 调度器是通过 M 结合起来的,每个 M 都代表了 1 个内核线程,OS 调度器负责把内核线程分配到 CPU 的核上执行
模型图:
避免频繁的创建、销毁线程,而是对线程的复用。
1)work stealing机制
当本线程无可运行的G时,尝试从其他线程绑定的P偷取G,而不是销毁线程。
2)hand off机制
当本线程M0因为G0进行系统调用阻塞时,线程释放绑定的P,把P转移给其他空闲的线程执行。进而某个空闲的M1获取P,继续执行P队列中剩下的G。而M0由于陷入系统调用而进被阻塞,M1接替M0的工作,只要P不空闲,就可以保证充分利用CPU。M1的来源有可能是M的缓存池,也可能是新建的。当G0系统调用结束后,根据M0是否能获取到P,将会将G0做不同的处理:
如果有空闲的P,则获取一个P,继续执行G0。
如果没有空闲的P,则将G0放入全局队列,等待被其他的P调度。然后M0将进入缓存池睡眠。
如下图
GOMAXPROCS设置P的数量,最多有GOMAXPROCS个线程分布在多个CPU上同时运行
在Go中一个goroutine最多占用CPU 10ms,防止其他goroutine被饿死。
具体可以去看另一篇文章
【Golang详解】go语言调度机制 抢占式调度
当创建一个新的G之后优先加入本地队列,如果本地队列满了,会将本地队列的G移动到全局队列里面,当M执行work stealing从其他P偷不到G时,它可以从全局G队列获取G。
协程经历过程
我们创建一个协程 go func()经历过程如下图:
说明:
这里有两个存储G的队列,一个是局部调度器P的本地队列、一个是全局G队列。新创建的G会先保存在P的本地队列中,如果P的本地队列已经满了就会保存在全局的队列中;处理器本地队列是一个使用数组构成的环形链表,它最多可以存储 256 个待执行任务。
G只能运行在M中,一个M必须持有一个P,M与P是1:1的关系。M会从P的本地队列弹出一个可执行状态的G来执行,如果P的本地队列为空,就会想其他的MP组合偷取一个可执行的G来执行;
一个M调度G执行的过程是一个循环机制;会一直从本地队列或全局队列中获取G
上面说到P的个数默认等于CPU核数,每个M必须持有一个P才可以执行G,一般情况下M的个数会略大于P的个数,这多出来的M将会在G产生系统调用时发挥作用。类似线程池,Go也提供一个M的池子,需要时从池子中获取,用完放回池子,不够用时就再创建一个。
work-stealing调度算法:当M执行完了当前P的本地队列队列里的所有G后,P也不会就这么在那躺尸啥都不干,它会先尝试从全局队列队列寻找G来执行,如果全局队列为空,它会随机挑选另外一个P,从它的队列里中拿走一半的G到自己的队列中执行。
如果一切正常,调度器会以上述的那种方式顺畅地运行,但这个世界没这么美好,总有意外发生,以下分析goroutine在两种例外情况下的行为。
Go runtime会在下面的goroutine被阻塞的情况下运行另外一个goroutine:
用户态阻塞/唤醒
当goroutine因为channel操作或者network I/O而阻塞时(实际上golang已经用netpoller实现了goroutine网络I/O阻塞不会导致M被阻塞,仅阻塞G,这里仅仅是举个栗子),对应的G会被放置到某个wait队列(如channel的waitq),该G的状态由_Gruning变为_Gwaitting,而M会跳过该G尝试获取并执行下一个G,如果此时没有可运行的G供M运行,那么M将解绑P,并进入sleep状态;当阻塞的G被另一端的G2唤醒时(比如channel的可读/写通知),G被标记为,尝试加入G2所在P的runnext(runnext是线程下一个需要执行的 Goroutine。), 然后再是P的本地队列和全局队列。
系统调用阻塞
当M执行某一个G时候如果发生了阻塞操作,M会阻塞,如果当前有一些G在执行,调度器会把这个线程M从P中摘除,然后再创建一个新的操作系统的线程(如果有空闲的线程可用就复用空闲线程)来服务于这个P。当M系统调用结束时候,这个G会尝试获取一个空闲的P执行,并放入到这个P的本地队列。如果获取不到P,那么这个线程M变成休眠状态, 加入到空闲线程中,然后这个G会被放入全局队列中。
队列轮转
可见每个P维护着一个包含G的队列,不考虑G进入系统调用或IO操作的情况下,P周期性的将G调度到M中执行,执行一小段时间,将上下文保存下来,然后将G放到队列尾部,然后从队列中重新取出一个G进行调度。
除了每个P维护的G队列以外,还有一个全局的队列,每个P会周期性地查看全局队列中是否有G待运行并将其调度到M中执行,全局队列中G的来源,主要有从系统调用中恢复的G。之所以P会周期性地查看全局队列,也是为了防止全局队列中的G被饿死。
除了每个P维护的G队列以外,还有一个全局的队列,每个P会周期性地查看全局队列中是否有G待运行并将其调度到M中执行,全局队列中G的来源,主要有从系统调用中恢复的G。之所以P会周期性地查看全局队列,也是为了防止全局队列中的G被饿死。
M0
M0是启动程序后的编号为0的主线程,这个M对应的实例会在全局变量rutime.m0中,不需要在heap上分配,M0负责执行初始化操作和启动第一个G,在之后M0就和其他的M一样了
G0
G0是每次启动一个M都会第一个创建的goroutine,G0仅用于负责调度G,G0不指向任何可执行的函数,每个M都会有一个自己的G0,在调度或系统调用时会使用G0的栈空间,全局变量的G0是M0的G0
一个G由于调度被中断,此后如何恢复?
中断的时候将寄存器里的栈信息,保存到自己的G对象里面。当再次轮到自己执行时,将自己保存的栈信息复制到寄存器里面,这样就接着上次之后运行了。
我这里只是根据自己的理解进行了简单的介绍,想要详细了解有关GMP的底层原理可以去看Go调度器 G-P-M 模型的设计者的文档或直接看源码
参考: ()
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关于go语言大于等于和go语言nil的介绍到此就结束了,不知道你从中找到你需要的信息了吗 ?如果你还想了解更多这方面的信息,记得收藏关注本站。