GMP调度场景场景1
P拥有G1，M1获取P后开始运行G1，G1使用 go func 创建G2，为了局部性G2优先加入到P1的本地队列
场景2
G1运行完成后(函数：goexit)，M上运行的goroutine切换为G0，G0负责调度时协程的切换（函数：schedule）。从P的本地队列取G2，从G0切换到G2，并开始运行G2(函数：execute)。实现了线程M1的复用。
场景3
G2在创建G7的时候，发现P1的本地队列已满，需要执行负载均衡(把P1中本地队列中前一半的G，还有新创建G转移到全局队列)
场景4
G2创建G8时，P1的本地队列未满，所以G8会被加入到P1的本地队列。G8加入到P1点本地队列的原因还是因为P1此时在与M1绑定，而G2此时是M1在执行。所以G2创建的新的G会优先放置到自己的M绑定的P上。
场景5
在创建G时，运行的G会尝试唤醒其他空闲的P和M组合去执行。假定G2唤醒了M2，M2绑定了P2，并运行G0，但P2本地队列没有G，M2此时为自旋线程（没有G但为运行状态的线程，不断寻找G）。
场景6
M2尝试从全局队列(简称“GQ”)取一批G放到P2的本地队列（函数：findrunnable()）。M2从全局队列取的G数量符合下面的公式：n = min(len(GQ)/GOMAXPROCS + 1, len(GQ/2))
至少从全局队列取1个g，但每次不要从全局队列移动太多的g到p本地队列，给其他p留点。这是从全局队列到P本地队列的负载均衡。
场景7
假设G2一直在M1上运行，经过2轮后，M2已经把G7、G4从全局队列获取到了P2的本地队列并完成运行，全局队列和P2的本地队列都空了
全局队列已经没有G，那m就要执行work stealing(偷取)：从其他有G的P哪里偷取一半G过来，放到自己的P本地队列。P2从P1的本地队列尾部取一半的G，本例中一半则只有1个G8，放到P2的本地队列并执行。
场景8
G1本地队列G5、G6已经被其他M偷走并运行完成，当前M1和M2分别在运行G2和G8，M3和M4没有goroutine可以运行，M3和M4处于自旋状态，它们不断寻找goroutine。为什么要让m3和m4自旋，自旋本质是在运行，线程在运行却没有执行G，就变成了浪费CPU. 为什么不销毁现场，来节约CPU资源。因为创建和销毁CPU也会浪费时间，我们希望当有新goroutine创建时，立刻能有M运行它，如果销毁再新建就增加了时延，降低了效率。当然也考虑了过多的自旋线程是浪费CPU，所以系统中最多有GOMAXPROCS个自旋的线程(当前例子中的GOMAXPROCS=4，所以一共4个P)，多余的没事做线程会让他们休眠。
场景9
假定当前除了M3和M4为自旋线程，还有M5和M6为空闲的线程(没有得到P的绑定，注意我们这里最多就只能够存在4个P，所以P的数量应该永远是M>=P, 大部分都是M在抢占需要运行的P)，G7创建了G9，G7进行了阻塞的系统调用，M2和P2立即解绑，P2会执行以下判断：如果P2本地队列有G、全局队列有G或有空闲的M，P2都会立马唤醒1个M和它绑定，否则P2则会加入到空闲P列表，等待M来获取可用的p。本场景中，P2本地队列有G9，可以和其他空闲的线程M5绑定。
场景10
G7创建了G9，假如G7进行了非阻塞系统调用。M2和P2会解绑，但M2会记住P2，然后G7和M2进入系统调用状态。当G7和M2退出系统调用时，会尝试获取P2，如果无法获取，则获取空闲的P，如果依然没有，G7会被记为可运行状态，并加入到全局队列,M2因为没有P的绑定而变成休眠状态(长时间休眠等待GC回收销毁)。