P（执行一个Go代码片段所必需的资源）
P是G能够在M中运行的关键。Go的运行时系统会适时地让P与不同的M建立或断开关联，以使P中的那些可运行的G能够及时获得运行时机，这与操作系统内核在CPU之上实时地切换不同的进程或线程的情形类似。
改变单个Go程序间接拥有的P的最大数量有两种方法。
- 第一种方法，调用函数runtime.GOMAXPROCS并把想要设定的数量作为参数传入。
- 第二种方法，在Go程序运行前设置环境变量GOMAXPROCS的值。
P的最大数量实际上是对程序中并发运行的G的规模的一种限制。P的数量即为可运行G的队列的数量。一个G在被启用后，会先被追加到某个P的可运行G队列中，以等待运行时机。一个P只有与一个M关联在一起时，才会使其可运行G队列中的G有机会运行。
不过，设置P的最大数量只能限制住P的数量，而对G和M的数量没有任何约束。当M因系统调用而阻塞（更确切地说，是它运行的G进入了系统调用）的时候，运行时系统会把该M和与之关联的P分离开来。这时，如果这个P的可运行G队列中还有未被运行的G，那么运行时系统就会找到一个空闲M，或创建一个新的M，并与该P关联以满足这些G的运行需要。因此，M的数量在很多时候也都会比P多。而G的数量，一般取决于Go程序本身。
确定P的最大数量之后，运行时系统会根据这个数值重整全局的P列表（runtime. allp）。与全局M列表类似，该列表中包含了当前运行时系统创建的所有P。运行时系统会把这些P中的可运行G全部取出，并放入调度器的可运行G队列中。这是调整全局P列表的一个重要前提。被转移的那些G，会在以后经由调度再次放入某个P的可运行G队列。
与空闲M列表类似，运行时系统中也存在一个调度器的空闲P列表（runtime.sched.pidle）。当一个P不再与任何M关联的时候，运行时系统就会把它放入该列表；而当运行时系统需要一个空闲的P关联某个M的话，会从此列表中取出一个。
注意，P进入空闲P列表的一个前提条件是它的可运行G列表必须为空。例如，在重整全局P列表的时候，P在被清空可运行G队列之后，才会被放入空闲P列表。
与M不同，P本身是有状态的，可能具有的状态如下。
- Pidle: 此状态表明当前P未与任何M存在关联。
- Prunning: 此状态表明当前P正在与某个M关联。
- Psyscall: 此状态表明当前P中的运行的那个G正在进行系统调用。
- Pgcstop: 此状态表明运行时系统需要停止调度。例如，运行时系统在开始垃圾回收的某些步骤前，就会试图把全局P列表中的所有P都置于此状态。
- Pdead: 此状态表明当前P已经不会再被使用。如果在Go程序运行的过程中，通过调用runtime.GOMAXPROCS函数减少了P的最大数量，那么多余的P就会被运行时系统置于此状态。
P在创建之初的状态是Pgcstop，虽然这并不意味着运行时系统要在这时进行垃圾回收。不过，P处于这一初始状态的时间会非常短暂。在紧接着的初始化之后，运行时系统会将其状态设置为Pidle，并放入调度器的空闲P列表。下图描绘了P在各个状态之间进行流转的具体情况。
P的状态转换
可以看到，非Pdead状态的P都会在运行时系统欲停止调度时被置于Pgcstop状态。不过，等到需要重启调度的时候（如垃圾回收结束后），它们并不会被恢复至原有状态，而会被统一地转换为Pidle状态。也就是说，它们会被放到同一起跑线上，并公平地接受再次调度。另一方面，非Pgcstop状态的P都可能因全局P列表的缩小而被认为是多余的，并被置于Pdead状态。
不过，我们并不用担心其中的G会失去归宿。因为，在P被转换为Pdead状态之前，其可运行G队列中的G都会被转移到调度器的可运行G队列，而它的自由G列表中的G也都会被转移到调度器的自由G列表中。
正如前面所述，每个P中除了一个可运行G队列外，还都包含一个自由G列表。这个列表中包含了一些已经运行完成的G。随着运行完成的G的增多，该列表可能会很长。如果它增长到一定程度，运行时系统就会把其中的部分G转移到调度器的自由G列表中。
另一方面，当使用go语句启用一个G的时候，运行时系统会先试图从相应P的自由G列表中获取一个现成的G，来封装这个go语句携带的函数（也称go函数），仅当获取不到这样一个G的时候才有可能创建一个新的G。考虑到相应P的自由G列表为空而获取不到自由G的情况，运行时系统会在发现其中的自由G太少时，预先尝试从调度器的自由G列表中转移过来一些G。如此一来，只有在调度器的自由G列表也弹尽粮绝的时候，才会有新的G被创建。这在很大程度上提高了G的复用率。
在P的结构中，可运行G队列和自由G列表是最重要的两个成员。至少对于Go语言的使用者来说是这样。它们间接地体现了运行时系统对G的调度情况。
相关链接：
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Go并发编程-线程模型（M）
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