提到soft lockup，大家都不会陌生：

BUG: soft lockup - CPU#3 stuck for 23s! [kworker/3:0:32]

这个几乎和panic，oops并列，也是非常难以排查甚至比panic更麻烦。至少panic之后你可以去分析一个静态的尸体，然而soft lockup，那是一个动态的过程，甚至转瞬即逝，自带自愈功能。

那么soft lockup是由于什么原因导致的呢？

几乎没有这方面的文章，能找到的也只有个别的案例分析，所以我想趁着周末降至来写一篇关于soft lockup的通用解释。

首先澄清两个关于soft lockup的误区：

• soft lockup并不仅仅是由死循环引起的。
• soft lockup并不是说在一段代码里执行了23秒，22秒。

这里简单解释一下上面的两点。

事实上，死循环并不一定会导致soft lockup，比如Linux内核生命周期内的0号进程就是一个死循环，此外很多的内核线程都是死循环。

此外，更难指望一段代码可以执行20多秒，要对现代计算机的速度有所概念。

soft lockup发生的真实场景是：

1. soft lockup是针对单独CPU而不是整个系统的。
2. soft lockup指的是发生的CPU上在20秒(默认)中没有发生调度切换。

第一点无须解释，下面重点看第二点。

很显然， 只要让一个CPU在20秒左右的时间内都不发生进程切换，就会触发soft lockup ，这个 “20秒内不切换” 就是soft lockup发生的根因！

Linux内核watchdog机制简介：

Linux内核会为每一个CPU启动一个优先级最高的FIFO实时内核线程watchdog，我们通过ps可以看得到：

[root@localhost kernel]# ps -e|grep watchdog
  18 ?        00:00:00 watchdog/0
  19 ?        00:00:00 watchdog/1
  24 ?        00:00:00 watchdog/2
  29 ?        00:00:00 watchdog/3

这些实时内核线程默认每4秒执行一次针对自己CPU的喂狗操作，同时喂狗过后会重置一个hrtimer在2倍的watchdog_thresh秒后到期，watchdog_thresh是内核参数，可调，默认为10:

kernel.watchdog_thresh = 10

hrtimer到期后将会打印以下令人遗憾的信息：

BUG: soft lockup - CPU#3 stuck for 23s! [kworker/3:0:32]

告诉人们，发生了soft lockup。具体代码参见： kernel/watchdog.c

好了，现在我们来看20秒不切换的场景。

死循环的情况
这是最简单的场景，但细节往往不像看起来那么简单。比如你写了一个死循环在内核中执行，它一定会导致soft lockup吗？
我们来看一个内核死循环：

#include <linux/module.h>
#include <linux/kthread.h>

static int loop_func(void *arg)
{
    int i = 0;
    while(!kthread_should_stop()) {
        i++;
    }
    return 0;
}

struct task_struct *kt;
static int __init init_loop(void)
{
    kt = kthread_run(loop_func, NULL, "loop_thread");
    if (IS_ERR(kt)) {
        return -1;
    }

    return 0;
}

static void __exit exit_test(void)
{
    kthread_stop(kt);
}

module_init(init_loop);
module_exit(exit_loop);
MODULE_LICENSE("GPL");

加载这个模块，会soft lockup吗？

我们知道，虽然loop thread是一个死循环，但是它看起来正如一个普通用户态进程一样，在执行i++循环的时候，其实是可以被其它task抢占掉的，这是最基本的进程调度的常识。

但是如果你真的去加载这个模块，你会发现在有些机器上，它确实会soft lockup，但有的机器上不会，这又是为什么？

这里的关键在于 内核抢占 。你看下自己系统内核的配置文件，如果下面的配置打开，意味着上述模块的死循环不会造成soft lockup：

CONFIG_PREEMPT=y

如果这个配置没有开，那么便 刑不上内核 了，因为它在内核态执行，所以没有谁可以抢占它，进而发生soft lockup。

关于内核抢占

曾经的Linux内核是不可抢占的，只要内核态的执行流不出来，那别的进程就永远不会被调度执行。

在2.6内核之后，为了提升系统的响应度，特别是实时进程的响应度，引入了内核抢占的机制。实际上所谓的内核抢占，就是在内核的一些关键点上埋下了显式的调度点，比如自旋锁释放的时候：

#define preempt_check_resched() \
do { \
   if (unlikely(test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED))) \
       preempt_schedule(); \
} while (0)
#define preempt_enable() \
do { \
   preempt_enable_no_resched(); \
   barrier(); \
   preempt_check_resched(); \
} while (0)
...
static inline void __raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock)
{
   spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_);
   do_raw_spin_unlock(lock);
   preempt_enable();
}

在spin_unlock的时候，系统在必要的时候会抢占正在内核态的执行流。

然而，如果没有开启内核抢占，一切就跟2.6内核之前一样，内核中的执行流不可抢占。

我们对上述的死循环代码是否会触发soft lockup已经很明确了，下面我们看另一种情况。

如果死循环不在内核线程上下文，而是在软中断上下文，会怎样？

很显然，软中断不能被进程抢占，所以一定会soft lockup。

当然，如果真的发生了死循环导致的soft lockup，那肯定是在一个循环代码中执行超过20秒了，不说20秒，如果无人干涉，200000秒都是有的…

现在我们来看另一种复杂的情况，即timer的情况。在讨论timer时，我假设系统的内核抢占是开启的，这样更容易分类讨论，否则，如果关闭了内核抢占，那么事情会变得更加严重。

timer的情况
我们先看下面的timer回调函数：

static void timer_func(unsigned long data)
{
    mdelay(1);
    mod_timer(&timer, jiffies + 200);
}

仅仅执行1ms的函数，它会导致超过20秒不调度切换的soft lockup吗？

初看，应该不会，但是如果我们详细看了Linux内核timer的执行原理，就会明白：

• pending在一个CPU上的所有过期timer是顺序遍历执行的。
• 一轮timer的顺序遍历执行是持有自旋锁的。

这意味着在执行一轮过期timer的过程中，watchdog实时线程将无法被调度从而喂狗，这意味着：

• 同一CPU上的过期timer积累到一定量，其回调函数的延时之和大于20秒，将会soft lockup。

我们需要进一步了解一下Linux timer的工作机制。

可以把timer的执行过程抽象成下面的逻辑：

run_timers()
{
    while (now > base.early_jiffies) {
        for_each_timer(timer, base.list) {
            detach_timer(timer)
            forward_early_jiffies(base)
            call_timer_fn(timer)
        }
    }
}

很简单的流程，内核把当前过期的timer执行到结束。run_timers可以在软中断上下文中执行，也可以在softirqd内核线程上下文中执行，为了营造soft lockup，我们假设它是在时钟中断退出时的软中断上下文中执行的（记住之前还有个假设，即系统是开启内核抢占的！），此时，run_timers不能被watchdog抢占。

如果一个timer中耗时1ms，那么一个循环需要20000个timer遍历执行，才能凑齐20秒的不能被抢占的时间，进而引发soft lockup。我的天，20000个timer，不可思议！

其实根本就不需要20000个timer，200个足矣！

问题就出现在call_timer_fn，它实际上是调用该timer回调函数的封装！我们知道，timer回调函数中执行了mod_timer的操作，它的逻辑如下：

mod_timer(timer, expires)
{
    list_add_timer(timer, expires, base.list)
}

它事实上是把timer又插回了list，如果我们把这个list看作是一条时间线的话，它事实上只是往后移了expires这么远的距离：

假设所有timer的expire都是固定的常量，如果：

1. 我们的timer的足够多，多到按照其expires重新requeue时恰好能填补中间的那段空隙。
2. 我们的timer回调函数耗时恰好和timer的expires流逝速率相一致。
3. 那么，两个甚至多个batch就合并成了一个batch，这意味着一轮timer的执行将不会结束！

我们来试一下：

#include <linux/module.h>
#include <linux/slab.h>
#include <asm-generic/delay.h>

static int stop = 1;

// timer的数量
static int size = 1;
module_param(size, int, 0644);
MODULE_PARM_DESC(size, "size");

// timer的expires
static int interval = 200;
module_param(interval, int, 0644);
MODULE_PARM_DESC(interval, "");

// 回调函数耗时
static int dt = 100;
module_param(dt, int, 0644);
MODULE_PARM_DESC(dt, "");

struct wrapper {
    struct timer_list timer;
    spinlock_t lock;
};

struct wrapper *wr;

static void timer_func(unsigned long data)
{
    int i = data;
    struct wrapper *w = &wr[i];

    spin_lock_bh(&(w->lock));
    if (stop == 0) {
        udelay(dt); // 以忙等模拟耗时
    }
    spin_unlock_bh(&(w->lock));

    w->timer.data = i;
    if (stop == 0) {
        mod_timer(&(w->timer), jiffies + interval);
    }
}

static int __init maint_init(void)
{
    int i;

    wr = (struct wrapper *)kzalloc(size*sizeof(struct wrapper), GFP_KERNEL);

    for (i = 0; i < size; i++) {
        struct wrapper *w = &wr[i];
        spin_lock_init(&(w->lock));
        init_timer(&(w->timer));
        w->timer.expires = jiffies + 20;
        w->timer.function = timer_func;
        w->timer.data = i;
        add_timer(&(w->timer));
    }
    stop = 0;

    return 0;
}

static void __exit maint_exit(void)
{
    int i;

    stop = 1;
    udelay(100);
    for (i = 0; i < size; i++) {
        struct wrapper *w = &wr[i];
        del_timer_sync(&(w->timer));
    }
    kfree(wr);

}

module_init(maint_init);
module_exit(maint_exit);
MODULE_LICENSE("GPL");

我的测试虚拟机HZ为1000，这意味1ms将会产生一次时钟中断，我们以每个timer函数持锁执行1ms，一共400个timer来加载模块，看下结果：

单核跑满，这意味着timer已经拼接成龙，20秒后，我们将看到soft lockup：

事实上，每个timer回调函数delay 800us，一共200个timer即可触发soft lockup！使用这个代码，你基本可以确定你要测试的机器的timer执行时间的安全阈值。

这就是timer导致的soft lockup的动力学。

关于HZ1000
1ms间隔的时钟中断对于服务器而言是悲哀的，1ms的时间无法容纳太多的timer，也不允许每个timer中有哪怕稍微的合理耗时，1ms一次中断很容易触发run_timers在软中断上下文中被执行，但很遗憾，这就是事实。

抛开timer不谈，HZ1000更多的意义在于快速响应事件而不是增加系统吞吐，这对服务器的单机性能是有伤害的！

说了这么多，现在让我们考虑一下现实。

除了不要在内核中写死循环之外，我们也不应该让timer回调函数执行过久，特别是系统中timer特别多，且expires特别短的情况下。

回到现实中，我们来看一个实例。

假设你使用的内核版本还不支持TCP的lockless listener，那么我们特别要注意一个函数，即 inet_csk_reqsk_queue_prune ：

1. 这是一个在TCP的per listener的timer中执行的函数。
2. 这个函数的实现采用两层循环，循环耗时取决于：

•       外层循环：该listener的backlog大小，受程序配置控制。
•        内层循环：该listener的半连接队列的大小，受系统快照控制。

如果系统中的listener特别多，在收到SYN扫描攻击时，特别容易陷入soft lockup的深渊！幸运的是，这个问题已经在TCP lockless listener的版本中修了，它的效果如下：

将per listener的半连接队列timer换成了per request timer，减少了回调函数处理耗时。
per request timer增加了timer的数量，会不会抵消缩短回调耗时带来的收益，需要攻击来验证。
我们看一个相关issue和patch：

https://patchwork.ozlabs.org/patch/452426/

好了，再次回到核心主题。

触发soft lockup的当然不止死循环和timer，我只是用这两个来说明soft lockup的动力学，即 超过2倍的kernel.watchdog_thresh时间不能进行进程调度，就会触发soft lockup告警。 至于说 stuck for 23s! 那只是表象，并不是如其字面表达的那样，23秒的时间在执行一段代码。

此外，频繁的spinlock，rwlock也会导致soft lockup，我这有一个关于IPv6路由查询机制的实例，详情参见：

https://blog.csdn.net/dog250/article/details/91046131

总之，所有的情况将不胜枚举，也不可能通过一篇文章来展示，所以说，遇到此类问题，还是要有一个明确的排查思路或者说范式，才能快速定位问题的根因并且解决之。

当然了，经理并不关注这些烂八七糟的东西。