上一讲讲完了 main goroutine 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：
// 把 newg.sched 结构体成员的所有成员设置为 0
memclrNoHeapPointers(unsafe.Pointer(&newg.sched), unsafe.Sizeof(newg.sched))
// 设置 newg 的 sched 成员，调度器需要依靠这些字段才能把 goroutine 调度到 CPU 上运行
newg.sched.sp = sp
newg.stktopsp = sp
// 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
newg.sched.g = guintptr(unsafe.Pointer(newg))
gostartcallfn(&newg.sched, fn)
newg.gopc = callerpc
// 设置 newg 的 startpc 为 fn.fn，该成员主要用于函数调用栈的 traceback 和栈收缩
// newg 真正从哪里开始执行并不依赖于这个成员，而是 sched.pc
newg.startpc = fn.fn
if _g_.m.curg != nil {
newg.labels = _g_.m.curg.labels
}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：
type gobuf struct {
// 存储 rsp 寄存器的值
sp uintptr
// 存储 rip 寄存器的值
pc uintptr
// 指向 goroutine
g guintptr
ctxt unsafe.Pointer // this has to be a pointer so that gc scans it
// 保存系统调用的返回值
ret sys.Uintreg
lr uintptr
bp uintptr // for GOEXPERIMENT=framepointer
}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。
func gostartcallfn(gobuf *gobuf, fv *funcval) {
var fn unsafe.Pointer
if fv != nil {
// fn: gorotine 的入口地址，初始化时对应的是 runtime.main
fn = unsafe.Pointer(fv.fn)
} else {
fn = unsafe.Pointer(funcPC(nilfunc))
}
gostartcall(gobuf, fn, unsafe.Pointer(fv))
}
func gostartcall(buf *gobuf, fn, ctxt unsafe.Pointer) {
// newg 的栈顶，目前 newg 栈上只有 fn 函数的参数，sp 指向的是 fn 的第一参数
sp := buf.sp
// …………………………
// 为返回地址预留空间
sp -= sys.PtrSize
// 这里填的是 newproc1 函数里设置的 goexit 函数的第二条指令
// 伪装 fn 是被 goexit 函数调用的，使得 fn 执行完后返回到 goexit 继续执行，从而完成清理工作
*(*uintptr)(unsafe.Pointer(sp)) = buf.pc
// 重新设置 buf.sp
buf.sp = sp
// 当 goroutine 被调度起来执行时，会从这里的 pc 值开始执行，初始化时就是 runtime.main
buf.pc = uintptr(fn)
buf.ctxt = ctxt
}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：
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：
// 将 G 放入 _p_ 的本地待运行队列
runqput(_p_, newg, true)
// runqput 尝试将 g 放到本地可执行队列里。
// 如果 next 为假，runqput 将 g 添加到可运行队列的尾部
// 如果 next 为真，runqput 将 g 添加到 p.runnext 字段
// 如果 run queue 满了，runnext 将 g 放到全局队列里
//
// runnext 成员中的 goroutine 会被优先调度起来运行
func runqput(_p_ *p, gp *g, next bool) {
// ……………………
if next {
retryNext:
oldnext := _p_.runnext
if !_p_.runnext.cas(oldnext, guintptr(unsafe.Pointer(gp))) {
// 有其它线程在操作 runnext 成员，需要重试
goto retryNext
}
// 老的 runnext 为 nil，不用管了
if oldnext == 0 {
return
}
// 把之前的 runnext 踢到正常的 runq 中
// 原本存放在 runnext 的 gp 放入 runq 的尾部
gp = oldnext.ptr()
}
retry:
h := atomic.Load(&_p_.runqhead) // load-acquire, synchronize with consumers
t := _p_.runqtail
// 如果 P 的本地队列没有满，入队
if t-h < uint32(len(_p_.runq)) {
_p_.runq[t%uint32(len(_p_.runq))].set(gp)
// 原子写入
atomic.Store(&_p_.runqtail, t+1) // store-release, makes the item available for consumption
return
}
// 可运行队列已经满了，放入全局队列了
if runqputslow(_p_, gp, h, t) {
return
}
// the queue is not full, now the put above must succeed
// 没有成功放入全局队列，说明本地队列没满，重试一下
goto retry
}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。
// 将 g 和 _p_ 本地队列的一半 goroutine 放入全局队列。
// 因为要获取锁，所以会慢
func runqputslow(_p_ *p, gp *g, h, t uint32) bool {
var batch [len(_p_.runq)/2 + 1]*g
// First, grab a batch from local queue.
n := t - h
n = n / 2
if n != uint32(len(_p_.runq)/2) {
throw("runqputslow: queue is not full")
}
for i := uint32(0); i < n; i++ {
batch[i] = _p_.runq[(h+i)%uint32(len(_p_.runq))].ptr()
}
// 如果 cas 操作失败，说明本地队列不满了，直接返回
if !atomic.Cas(&_p_.runqhead, h, h+n) { // cas-release, commits consume
return false
}
batch[n] = gp
// …………………………
// Link the goroutines.
// 全局运行队列是一个链表，这里首先把所有需要放入全局运行队列的 g 链接起来，
// 减小锁粒度，从而降低锁冲突，提升性能
for i := uint32(0); i < n; i++ {
batch[i].schedlink.set(batch[i+1])
}
// Now put the batch on global queue.
lock(&sched.lock)
globrunqputbatch(batch[0], batch[n], int32(n+1))
unlock(&sched.lock)
return true
}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])
}
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))：
// Put a batch of runnable goroutines on the global runnable queue.
// Sched must be locked.
func globrunqputbatch(ghead *g, gtail *g, n int32) {
gtail.schedlink = 0
if sched.runqtail != 0 {
sched.runqtail.ptr().schedlink.set(ghead)
} else {
sched.runqhead.set(ghead)
}
sched.runqtail.set(gtail)
sched.runqsize += n
}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：
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：
参考资料
【阿波张 Go语言调度器之调度 main 】https://mp.weixin.qq.com/s/8eJm5hjwKXya85VnT4y8Cw
