hard lockup与soft locup的区别

hard lockup与soft lockup的区别

在计算机系统中，尤其是Linux内核中，"hard lockup"和"soft lockup"是指两种不同的系统异常状态，通常与CPU的执行状态和系统响应性有关。以下是它们的区别：

1. 定义

Soft Lockup（软锁死）：指的是某个CPU核心长时间被某个任务占用（例如运行一个死循环或高优先级任务），导致内核无法调度其他任务或响应中断，但该CPU仍然能够执行代码。这种情况通常是由于内核中的代码逻辑问题或调度问题导致。
Hard Lockup（硬锁死）：指的是某个CPU核心完全停止响应，甚至无法执行任何代码或响应硬件中断。这种情况通常是由硬件问题（如CPU故障）、严重的内核错误（如死锁或无限循环且禁用了中断）或外部干扰引起的。

2. 检测机制

Soft Lockup：Linux内核通过"watchdog"机制检测。当一个CPU核心在一定时间（如默认20秒）内未执行调度（即未切换任务）时，内核会触发soft lockup警告。这种情况依赖软件层面的检测。
Hard Lockup：Hard lockup通常由硬件支持的NMI（非屏蔽中断，Non-Maskable Interrupt）检测。如果CPU没有响应NMI定期发送的"心跳"信号，系统会认为发生了hard lockup。需要注意的是，hard lockup检测依赖硬件支持（如APIC或特定的watchdog硬件），如果没有启用相关功能，可能无法检测到。

3. 根本原因

Soft Lockup：常见于软件问题，比如内核中的无限循环、过长的临界区（critical section）未释放、或者用户态程序通过高优先级抢占CPU。
Hard Lockup：更多与硬件相关，比如CPU过热、内存错误、驱动程序导致的中断风暴，或者内核bug导致的中断被意外禁用。

4. 严重程度

Soft Lockup：相对较轻，系统可能仍然部分可用，其他CPU核心可能还能正常工作。可以通过重启相关进程或调整代码解决。
Hard Lockup：更严重，通常意味着系统某个核心完全不可用，可能导致整个系统崩溃（panic），需要重启系统甚至检查硬件。

5. 日志示例

Soft Lockup日志：

1	`watchdog: BUG: soft lockup - CPU#0 stuck for 22s! [process_name:1234]`

Hard Lockup日志：

1	`NMI watchdog: Watchdog detected hard LOCKUP on cpu 0`

6. 解决方法

Soft Lockup：检查内核日志（dmesg），定位问题代码或进程，优化调度策略，或者调整watchdog阈值（kernel.watchdog_thresh）。
Hard Lockup：检查硬件状态（如温度、电源）、更新内核或驱动程序，确保NMI watchdog功能正常开启（通过内核参数nmi_watchdog=1）。

总结

Soft Lockup：软件层面，CPU被占用但仍在运行，系统可能还能恢复。
Hard Lockup：硬件或严重内核问题，CPU完全无响应，通常需要更深入的排查。

触发 soft lockup 和 hard lockup 的示例代码

以下是分别可能触发 soft lockup 和 hard lockup 的示例代码。这些代码仅用于演示和学习目的，请勿在生产环境中运行，因为它们可能导致系统不稳定或崩溃。运行前请确保在测试环境（如虚拟机）中操作，并有权限访问内核相关功能。

1. Soft Lockup 示例代码

Soft lockup 通常由内核模块中的长时间循环或未释放CPU导致。以下是一个简单的Linux内核模块示例：

#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/delay.h>

MODULE_LICENSE("GPL");
MODULE_AUTHOR("Demo");
MODULE_DESCRIPTION("Soft Lockup Demo");

static int __init soft_lockup_init(void)
{
    printk(KERN_INFO "Starting soft lockup demo...\n");

    /* 模拟一个无限循环，占用CPU但不关闭中断 */
    while (1) {
        /* 故意不让出CPU，触发soft lockup */
        printk(KERN_INFO "Running in loop...\n");
        mdelay(1000); /* 延迟1秒，模拟长时间任务 */
    }

    return 0;
}

static void __exit soft_lockup_exit(void)
{
    printk(KERN_INFO "Exiting soft lockup demo...\n");
}

module_init(soft_lockup_init);
module_exit(soft_lockup_exit);

编译和运行

保存为 soft_lockup.c。

创建一个 Makefile：

obj-m += soft_lockup.o
all:
    make -C /lib/modules/$(shell uname -r)/build M=$(PWD) modules
clean:
    make -C /lib/modules/$(shell uname -r)/build M=$(PWD) clean

编译：make
加载模块：sudo insmod soft_lockup.ko
检查日志：dmesg | tail -n 20

预期结果

大约20秒后（取决于 kernel.watchdog_thresh 设置，默认10-20秒），内核会检测到soft lockup，并输出类似以下信息：

1	`watchdog: BUG: soft lockup - CPU#0 stuck for 22s! [insmod:1234]`

清理

卸载模块：sudo rmmod soft_lockup

2. Hard Lockup 示例代码

Hard lockup 需要禁用中断并让CPU完全停止响应。以下是一个内核模块示例，禁用本地中断并进入死循环：

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

MODULE_LICENSE("GPL");
MODULE_AUTHOR("Demo");
MODULE_DESCRIPTION("Hard Lockup Demo");

static int __init hard_lockup_init(void)
{
    printk(KERN_INFO "Starting hard lockup demo...\n");

    /* 禁用本地CPU的中断 */
    local_irq_disable();

    /* 进入死循环，完全占用CPU */
    while (1) {
        /* 不做任何操作，模拟硬锁死 */
    }

    /* 永远不会到达这里 */
    local_irq_enable();
    return 0;
}

static void __exit hard_lockup_exit(void)
{
    printk(KERN_INFO "Exiting hard lockup demo...\n");
}

module_init(hard_lockup_init);
module_exit(hard_lockup_exit);

编译和运行

与soft lockup示例相同： 1. 保存为 hard_lockup.c。 2. 使用相同的 Makefile。 3. 编译：make 4. 加载模块：sudo insmod hard_lockup.ko 5. 检查日志：dmesg

预期结果

如果系统启用了NMI watchdog（通过内核参数 nmi_watchdog=1 或硬件支持），加载模块后，CPU会停止响应，最终触发hard lockup警告，例如：

1	`NMI watchdog: Watchdog detected hard LOCKUP on cpu 0`

如果未启用NMI watchdog，系统可能直接无响应，甚至需要重启。

注意事项

运行此代码可能导致系统崩溃，尤其是在单核系统中。
确保硬件和内核支持NMI（如通过 cat /proc/interrupts 检查NMI计数）。
清理方法：如果系统未崩溃，可尝试 sudo rmmod hard_lockup；否则需要重启。

关键差异

Soft Lockup 示例：没有禁用中断，CPU仍在执行代码，只是未调度其他任务。
Hard Lockup 示例：禁用了中断，CPU完全停止响应，连内核都无法干预。

测试建议

在虚拟机（如QEMU或VirtualBox）中运行，设置单核CPU以更容易触发。
调整内核参数：echo 10 > /proc/sys/kernel/watchdog_thresh（缩短检测时间）。
检查NMI支持：cat /proc/sys/kernel/nmi_watchdog（1表示启用）。

Soft Lockup 示例代码中又没关闭cpu抢占，也没关中断，为啥会触发soft lockup？

你提出了一个非常好的问题！关于为什么我给出的 soft lockup 示例代码 既没有关闭CPU抢占（preemption），也没有禁用中断（interrupts），却仍然能触发soft lockup，让我详细解释一下。

示例代码回顾

static int __init soft_lockup_init(void)
{
    printk(KERN_INFO "Starting soft lockup demo...\n");
    while (1) {
        printk(KERN_INFO "Running in loop...\n");
        mdelay(1000); /* 延迟1秒 */
    }
    return 0;
}

Soft Lockup 的触发条件

在Linux内核中，soft lockup 并不是因为CPU完全无法响应（那是hard lockup），而是由于某个CPU核心在一段时间内（默认由 kernel.watchdog_thresh 定义，通常是10-20秒）未能执行任务调度（schedule）。具体来说，soft lockup 的检测依赖于内核的 watchdog 机制，它通过一个高优先级的内核线程（watchdog/N）周期性地检查每个CPU是否“活跃”。活跃的标志是CPU是否在规定时间内调用了调度器（scheduler）。

触发soft lockup的关键条件是： 1. CPU长时间未让出控制权：某个任务（内核态或用户态）持续占用CPU，导致调度器无法运行。 2. 未禁用中断：soft lockup不要求中断被禁用，因为它关注的是调度，而不是硬件响应。

为什么这个代码会触发soft lockup？

尽管代码没有显式关闭抢占（preemption）或中断，以下是触发的原因：

1. 内核态执行的无限循环

这个代码运行在内核模块的 init 函数中，也就是内核态（kernel space）。在内核态运行的代码默认是不可抢占的（除非显式启用了内核抢占并在适当位置调用了 preempt_enable() 或 schedule()）。
在默认的Linux内核配置中（非完全抢占式内核，CONFIG_PREEMPT=n 或 CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y），内核态代码运行时不会被其他任务抢占，除非它主动调用 schedule() 或其他让出CPU的函数。
示例中的 while (1) 循环没有调用任何调度相关的函数（如 schedule() 或 cond_resched()），因此它会一直占用CPU。

2. `mdelay(1000)` 的行为

mdelay(1000) 是一个忙等待（busy-waiting）函数，它通过循环等待指定的毫秒数（这里是1秒）来实现延迟。它本质上是一个死循环，依赖硬件时钟计数，但不会主动让出CPU。
在这个循环中，mdelay() 不会触发任务切换或调用调度器，因此CPU仍然被当前任务（模块初始化代码）完全占用。
虽然 mdelay() 本身不禁用中断，但它不会让内核有机会运行调度器，因此watchdog线程无法被调度到该CPU上。

3. Watchdog检测机制

每个CPU上运行的watchdog线程会定期检查该CPU是否在 kernel.watchdog_thresh 时间内更新了“心跳”（通常通过 touch_softlockup_watchdog() 或调度器调用实现）。
在这个代码中，CPU被无限循环和 mdelay() 占用，没有机会更新心跳。超过阈值（默认20秒）后，watchdog检测到该CPU“卡住”，触发soft lockup警告。

4. 未关闭中断的影响

中断没有被禁用（local_irq_disable()），所以硬件中断仍然可以发生。然而，soft lockup的检测不依赖中断是否开启，而是关注调度器是否运行。即使中断发生，它们不会自动触发任务切换（除非中断处理程序显式调用调度器，但这不是默认行为）。
因此，未关闭中断并不妨碍soft lockup的触发。

为什么不需要显式关闭抢占？

如果内核启用了完全抢占（CONFIG_PREEMPT=y），内核态代码可能被更高优先级的任务抢占，这种情况下这个代码可能不会触发soft lockup（因为调度器有机会运行）。
但在默认或部分抢占配置下（CONFIG_PREEMPT=n 或 CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y），内核态代码需要主动让出CPU（例如通过 cond_resched()）。我的示例假设的是这种常见配置，因此不需要显式关闭抢占。

修改验证

如果想验证抢占和中断的影响，可以试试以下改动： 1. 添加主动调度：

while (1) {
    printk(KERN_INFO "Running in loop...\n");
    mdelay(1000);
    cond_resched(); /* 主动让出CPU */
}

这样就不会触发soft lockup，因为调度器会定期运行。

用户态对比：在用户态写一个类似的死循环（如下），通常不会触发soft lockup，因为用户态进程会被调度器抢占：

#include <stdio.h>
int main() {
    while (1) {
        printf("Running...\n");
        sleep(1); /* 或usleep(1000000) */
    }
    return 0;
}

总结

这个代码触发soft lockup的原因是： - 它在内核态运行，默认不可抢占。 - 无限循环和 mdelay() 导致CPU长时间未调用调度器。 - 不需要关闭中断或抢占，因为soft lockup关注的是调度，而不是硬件响应。

为啥用户态进程会被调度器抢占？

用户态进程会被调度器抢占的原因，根源于操作系统设计中对任务管理的核心机制——多任务调度（multitasking）和抢占式调度（preemptive scheduling）。在Linux这样的现代操作系统中，用户态进程的抢占是由内核通过调度器实现的。以下是详细的解释：

1. 用户态与内核态的本质区别

用户态（User Space）：运行用户程序（如应用程序）的环境，受限于较低的特权级（例如x86架构中的Ring 3）。用户态代码不能直接控制硬件或调度，必须依赖内核提供的系统调用。
内核态（Kernel Space）：操作系统内核运行的环境，具有最高特权级（Ring 0），可以直接操作硬件、管理调度和中断。

用户态进程不像内核态代码那样可以“自我控制”执行流程，它们的运行完全受内核调度器的支配。

2. 抢占式调度的基本原理

Linux内核采用的是抢占式调度，这意味着调度器可以在特定时机（如时间片用尽或更高优先级任务出现）强制中断当前运行的进程，将CPU控制权交给另一个进程。用户态进程的抢占依赖以下机制：

a. 时间片（Time Slice）

每个用户态进程在运行时会被分配一个时间片（由调度器根据优先级和策略决定，通常是毫秒级，例如10ms）。
时间片的长度由内核的调度算法（如CFS，Completely Fair Scheduler）动态调整。
时间片用尽后，硬件时钟（timer）会触发一个中断，内核接管控制权，调用调度器（schedule()）选择下一个任务。

b. 时钟中断（Timer Interrupt）

内核通过硬件定时器（如PIT、HPET或TSC）定期产生时钟中断（频率由 HZ 参数定义，例如100Hz或1000Hz）。
每次时钟中断发生时，内核会检查当前进程的时间片是否用尽。如果用尽，调度器会切换到其他就绪进程。
即使进程在忙等待（如死循环），时钟中断仍然会发生，强制抢占。

c. 优先级和就绪队列

调度器维护一个就绪队列（run queue），跟踪所有可运行的任务。
如果一个更高优先级的任务进入就绪状态（例如I/O完成或新进程创建），调度器会在下一次调度点抢占当前进程。

3. 用户态进程无法阻止抢占

用户态进程无法阻止调度器抢占的原因如下：

a. 无权控制中断

用户态代码无法禁用硬件中断（cli 或 local_irq_disable() 是内核态指令，用户态无权限执行）。
即使进程在死循环中，定时器中断依然会触发，内核会接管CPU。

b. 无权控制调度器

用户态进程不能直接调用 schedule() 或修改调度策略，只能通过系统调用（如 nice()、sched_setscheduler()）间接影响优先级，但最终控制权仍在内核。
内核在中断处理或系统调用返回时会检查是否需要调度（need_resched 标志），用户态无法阻止这一检查。

c. 系统调用和异常

当用户态进程执行系统调用（如 read()、write()）或触发异常（如页面错误），控制权会转移到内核。此时，内核可能决定调度其他进程。

4. 用户态死循环的例子

以下是一个用户态死循环：

#include <stdio.h>
int main() {
    while (1) {
        printf("Running...\n");
    }
    return 0;
}

- 为什么不会锁死CPU？ - 每隔一段时间（例如10ms，取决于 HZ 和时间片），时钟中断会触发，内核检查时间片并调用调度器。 - 调度器发现其他进程（如bash、系统服务）需要运行，就会抢占当前进程。 - 你可以通过 top 或 ps 看到这个进程占用CPU很高（接近100%），但系统仍然响应，因为其他进程也能获得CPU时间。

对比内核态：
- 如果在内核态运行类似的死循环（如同之前的soft lockup示例），除非主动让出（如 cond_resched()），调度器无法介入，因为内核态默认不可抢占（视 CONFIG_PREEMPT 配置而定）。

5. 抢占的实现细节

在Linux中，用户态抢占的实现依赖以下关键点： - 中断驱动：时钟中断是抢占的“触发器”，由硬件保证，无法被用户态绕过。 - CONFIG_PREEMPT 配置： - CONFIG_PREEMPT=n：仅在用户态强制抢占，内核态依赖主动让出。 - CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y：增加了一些抢占点，但用户态依然强制抢占。 - CONFIG_PREEMPT=y：完全抢占，连内核态也能被抢占（但用户态抢占始终存在）。 - TIF_NEED_RESCHED 标志：内核在中断或系统调用时设置此标志，通知调度器在返回用户态前切换任务。

6. 验证实验

你可以试试以下方法验证用户态抢占： 1. 运行上述死循环程序。 2. 打开另一个终端，运行 top，观察CPU使用率和系统响应性。 3. 用 sched_setscheduler() 设置高优先级（需要root权限）：

#include <sched.h>
#include <stdio.h>
int main() {
    struct sched_param param = { .sched_priority = 99 };
    sched_setscheduler(0, SCHED_FIFO, &param); // 实时调度
    while (1) {
        printf("Running...\n");
    }
    return 0;
}

- 即使是实时调度（SCHED_FIFO），系统仍能响应，因为内核保留了对系统任务（如watchdog、kworker）的调度能力。

总结

用户态进程会被调度器抢占，因为： 1. 内核掌控全局：调度器运行在内核态，通过时钟中断强制介入。 2. 用户态无特权：无法禁用中断或阻止调度。 3. 时间片机制：确保CPU公平分配给所有任务。

相比之下，内核态代码（如soft lockup示例）在默认配置下不可抢占，除非主动让出CPU。这就是用户态和内核态在调度行为上的根本差异。

在默认的Linux内核配置中（非完全抢占式内核，CONFIG_PREEMPT=n 或 CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y），内核态代码运行时不会被其他任务抢占，除非它主动调用 schedule() 或其他让出CPU的函数。为啥？

在默认的Linux内核配置中（CONFIG_PREEMPT=n 或 CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y），内核态代码运行时不会被其他任务抢占，除非主动调用 schedule() 或其他让出CPU的函数，这是由Linux内核的抢占模型设计和实现决定的。让我详细解释原因：

1. Linux内核的抢占模型

Linux内核支持三种主要的抢占配置，它们决定了内核态代码是否以及何时可以被抢占： - CONFIG_PREEMPT=n（无抢占）：默认情况下，内核态代码完全不可抢占。 - CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y（自愿抢占）：内核在特定点（如 cond_resched()）提供自愿让出CPU的机会，但不强制抢占。 - CONFIG_PREEMPT=y（完全抢占）：内核态代码可以在任意安全点（preemptible point）被抢占。

在默认配置（特别是嵌入式系统或服务器发行版中常见的 CONFIG_PREEMPT=n 或 CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y），内核倾向于非抢占式设计，这与性能、复杂性和历史演进有关。

2. 为什么内核态默认不可抢占？

在 CONFIG_PREEMPT=n 或 CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y 下，内核态代码不可被抢占的原因如下：

a. 简化内核设计

数据一致性：内核态代码经常操作共享资源（如内存管理器、文件系统、设备驱动）。如果允许抢占，另一个任务可能在关键代码执行到一半时介入，导致数据结构损坏或竞争条件（race condition）。
锁的复杂性：非抢占式内核可以用简单的自旋锁（spinlock）保护临界区，而抢占式内核需要更复杂的机制（如互斥锁或禁用抢占计数器），增加了实现难度和开销。
例如，一个非抢占式内核中，持有锁的代码只需确保不被中断打断（禁用中断即可），而抢占式内核还需要额外防止任务切换。

b. 性能优化

上下文切换开销：抢占意味着频繁的上下文切换（保存和恢复寄存器、切换栈等），这在高负载系统（如服务器）中会降低吞吐量。
延迟可预测性：非抢占式内核让开发者更容易预测代码执行时间，特别是在实时性要求不高的场景中。
在默认配置下，内核优先选择吞吐量而非低延迟，因此避免了不必要的抢占。

c. 历史原因

Linux最初是为单任务系统设计的（早期的0.x版本），后来演变为多任务系统，但内核抢占是逐步引入的（2.6版本开始支持 CONFIG_PREEMPT）。
默认配置保留了非抢占式模型，以兼容旧代码和减少对现有系统的破坏。

3. 非抢占式内核的工作方式

在 CONFIG_PREEMPT=n 下： - 内核态不可抢占：一旦CPU进入内核态（通过系统调用、中断或异常），当前任务会一直运行，直到： 1. 完成内核态工作并返回用户态。 2. 主动调用 schedule()（例如在阻塞操作如 wait_event() 中）。 - 调度时机：调度器只在以下情况被调用： - 返回用户态时（检查 TIF_NEED_RESCHED 标志）。 - 显式调用 schedule()。 - 中断不触发抢占：即使时钟中断发生，内核只会标记 need_resched，但不会立即切换任务，必须等到内核态代码执行完毕。

在 CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y 下： - 自愿抢占点：内核在一些常用路径中插入了 cond_resched()，允许任务在这些点让出CPU，但这仍然是主动行为，不是强制抢占。 - 如果代码没有调用这些函数（如同soft lockup示例中的死循环），仍然不会被抢占。

4. 用户态与内核态的对比

用户态：总是抢占式的，因为内核通过时钟中断和时间片机制强制切换任务，用户态代码无权干预。
内核态（默认配置）：不可抢占，因为内核需要控制执行流程，避免在关键操作（如分配内存、处理中断）中被打断。

例如： - 用户态死循环：时钟中断触发后，调度器接管，切换任务。 - 内核态死循环（如soft lockup示例）：没有主动让出，调度器无法介入，除非代码调用 schedule() 或返回用户态。

5. 为什么需要主动让出CPU？

在非抢占式内核中，调度器不会自动抢占内核态代码，必须依赖代码本身提供合作： - schedule()：直接调用调度器，切换到就绪队列中的下一个任务。 - cond_resched()：检查是否需要调度，如果 need_resched 标志置位，则调用 schedule()。 - 阻塞操作：如 wait_event() 或 sleep()，会隐式调用 schedule()。

如果内核态代码陷入无限循环（如 while(1)），且没有这些让出点，调度器无法运行，watchdog检测到CPU“卡住”，触发soft lockup。

6. 抢占式内核（CONFIG_PREEMPT=y）的不同

在完全抢占式内核中： - 内核态代码可以在“安全点”（没有持有锁或禁用抢占计数器时）被抢占。 - 时钟中断或其他事件会直接触发 preempt_schedule()，无需等待主动调用。 - 但这需要额外的同步机制（如 preempt_disable() 和 preempt_enable()），增加了复杂性和开销，因此不是默认配置。

7. 验证与示例

以下代码在 CONFIG_PREEMPT=n 下会触发soft lockup：

static int __init demo_init(void) {
    while (1) {
        /* 无让出点 */
    }
    return 0;
}

- 原因：没有调用 schedule() 或 cond_resched()，调度器无法介入。 - 添加 cond_resched() 后：

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while (1) {
    cond_resched(); /* 让出CPU */
}

就不会触发soft lockup，因为调度器有机会运行。

总结

在默认配置（CONFIG_PREEMPT=n 或 CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y）下，内核态代码不可抢占，因为： 1. 设计选择：优先数据一致性和性能，避免抢占带来的复杂性。 2. 调度依赖合作：调度器只在显式让出点或返回用户态时运行。 3. 中断不直接抢占：时钟中断仅标记需求，实际切换需等待代码配合。

这与用户态的强制抢占形成鲜明对比，是Linux内核平衡安全性和效率的结果。

为啥死锁会导致soft locup?

你提到“死锁会导致soft lockup”，但严格来说，死锁（deadlock）本身并不直接导致soft lockup，而是可能在特定条件下引发类似soft lockup的行为。让我详细分析一下死锁与soft lockup的关系，并解释为什么会出现这种混淆，以及在什么情况下死锁可能间接导致soft lockup。

1. 死锁与Soft Lockup的定义

死锁（Deadlock）：
- 死锁是指多个任务（进程或线程）互相等待对方持有的资源，导致所有任务都无法继续执行的一种状态。
- 在内核中，死锁通常发生在任务等待锁（如spinlock、mutex）或信号量时。
- 例如：任务A持有锁L1并等待锁L2，任务B持有锁L2并等待锁L1，双方陷入僵局。
Soft Lockup：
- Soft lockup是Linux内核中的一种检测机制，当某个CPU核心在一段时间内（默认kernel.watchdog_thresh，如20秒）未执行任务调度（即未调用调度器），watchdog会触发警告。
- 它表示CPU被某个任务“霸占”，但仍然在执行代码（未完全失控）。

2. 死锁为什么通常不会直接导致Soft Lockup？

死锁本身并不必然触发soft lockup，因为死锁的任务通常是阻塞状态，而不是持续占用CPU。以下是原因：

阻塞状态不占用CPU：
- 在死锁中，任务通常在等待资源（如调用wait_event()、mutex_lock()），这些操作会使任务进入睡眠状态（TASK_UNINTERRUPTIBLE 或 TASK_INTERRUPTIBLE）。
- 睡眠状态会调用schedule()，让出CPU给其他任务，调度器仍然可以运行，因此不会触发soft lockup。
Soft Lockup需要忙等待：
- Soft lockup的典型触发条件是CPU被一个忙等待（busy-waiting）的任务占用，例如无限循环或长时间不释放CPU的操作。
- 例如：while(1) {} 或 mdelay(1000) 不让出CPU。
死锁的典型场景：
- 如果两个任务互相等待锁，它们会被挂起（pending），调度器会切换到其他就绪任务，CPU不会被“锁死”。

3. 死锁间接导致Soft Lockup的情况

尽管死锁本身不直接触发soft lockup，但在某些特定条件下，死锁可能间接导致类似soft lockup的现象。以下是可能的情况：

a. Spinlock死锁与忙等待

场景：
- 在内核中使用spinlock（自旋锁）时，如果发生死锁，任务不会睡眠，而是进入忙等待状态。
- 自旋锁是一种轻量级锁，调用spin_lock()时，如果锁不可用，任务会循环等待（spin），持续占用CPU。
- 示例：
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  spinlock_t lock1, lock2; void thread1(void) { spin_lock(&lock1); spin_lock(&lock2); // 等待lock2 } void thread2(void) { spin_lock(&lock2); spin_lock(&lock1); // 等待lock1 }
- 如果thread1和thread2在不同CPU上运行，互相等待对方的锁，每个CPU都会陷入spin_lock()的忙等待循环。
结果：
- 每个CPU都在执行死循环（等待锁），没有调用schedule()，超过watchdog_thresh时间后，触发soft lockup。
- 日志可能显示：
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  watchdog: BUG: soft lockup - CPU#0 stuck for 22s!

b. 中断上下文中的死锁

场景：
- 如果死锁发生在中断处理程序中（例如持有spinlock时被中断嵌套），中断上下文无法让出CPU。
- 示例：
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  spinlock_t lock; void interrupt_handler(void) { spin_lock(&lock); // 嵌套中断或错误逻辑导致等待 spin_lock(&lock); // 自锁死 }
- 中断上下文默认不可抢占（即使CONFIG_PREEMPT=y），且不会调用调度器。
结果：
- CPU被困在中断处理程序的死循环中，触发soft lockup。

c. 死锁导致调度器无法运行

场景：
- 如果死锁涉及调度器本身的关键资源（例如rq->lock，运行队列锁），可能导致调度器无法正常工作。
- 这种情况极少见，通常是内核bug。
结果：
- CPU无法切换任务，watchdog检测到长时间未调度，触发soft lockup。

4. 死锁与Soft Lockup的根本区别

死锁：
- 关注资源争用，任务可能阻塞或忙等待。
- 不一定影响CPU调度，可能只影响部分任务。
Soft Lockup：
- 关注CPU调度，检测的是CPU是否被“霸占”而无法运行调度器。
- 通常由忙等待或不让出CPU的代码引起。

死锁只有在导致CPU持续忙等待、不让出控制权时，才可能触发soft lockup。

5. 示例代码：死锁触发Soft Lockup

以下是一个可能触发soft lockup的死锁示例（基于spinlock）：

#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/spinlock.h>

MODULE_LICENSE("GPL");

static spinlock_t lock1, lock2;

static int __init deadlock_init(void)
{
    unsigned long flags;

    spin_lock_init(&lock1);
    spin_lock_init(&lock2);

    printk(KERN_INFO "Starting deadlock demo...\n");

    /* 模拟CPU0上的任务 */
    spin_lock_irqsave(&lock1, flags); // 获取lock1
    printk(KERN_INFO "CPU0: Acquired lock1, waiting for lock2...\n");
    spin_lock(&lock2); // 等待lock2，但永远不可用

    spin_unlock(&lock2);
    spin_unlock_irqrestore(&lock1, flags);

    return 0;
}

static void __exit deadlock_exit(void)
{
    printk(KERN_INFO "Exiting deadlock demo...\n");
}

module_init(deadlock_init);
module_exit(deadlock_exit);

- 假设条件： - 另一个CPU上的任务持有lock2并等待lock1，形成死锁。 - 这里简化为单线程，但实际需要多核或中断触发。 - 运行结果： - 当前CPU陷入spin_lock(&lock2)的忙等待，持续占用CPU。 - 超过20秒后，watchdog触发：

1	`watchdog: BUG: soft lockup - CPU#0 stuck for 22s!`

6. 如何避免混淆

检查死锁类型：
- 如果任务阻塞（睡眠），不会触发soft lockup。
- 如果任务忙等待（如spinlock），可能触发。
日志分析：
- 用dmesg查看调用栈，判断是死锁（锁等待）还是单纯的忙循环。

7. 总结

死锁本身不会直接导致soft lockup，但以下情况可能间接触发： 1. Spinlock死锁：任务忙等待锁，持续占用CPU。 2. 中断上下文死锁：无法让出CPU。 3. 调度器相关死锁：极少数情况下影响调度。

在大多数死锁场景中，任务是阻塞的，不会触发soft lockup。只有当死锁导致CPU忙等待且不调用调度器时，才会与soft lockup关联起来。

为啥死锁会导致hard locup?

死锁（deadlock）本身并不必然直接导致 hard lockup，但在特定条件下，死锁可能引发类似hard lockup的现象，或者间接导致系统进入硬锁死状态。让我详细分析死锁与hard lockup的关系，解释为什么会出现这种关联，以及在什么情况下死锁可能导致hard lockup。

1. 死锁与Hard Lockup的定义

死锁（Deadlock）：
- 多个任务互相等待对方持有的资源，导致所有相关任务无法继续执行。
- 例如，任务A等待任务B释放锁L2，任务B等待任务A释放锁L1。
Hard Lockup：
- Hard lockup是指某个CPU核心完全停止响应，甚至无法处理硬件中断（如NMI，非屏蔽中断）。
- Linux通过NMI watchdog检测，当CPU在一段时间内（通常与watchdog_thresh相关）未响应NMI“心跳”时，触发hard lockup警告。
- 日志示例：
  1
  NMI watchdog: Watchdog detected hard LOCKUP on cpu 0

2. 死锁为什么通常不会直接导致Hard Lockup？

与soft lockup类似，死锁本身并不直接触发hard lockup，因为死锁通常涉及任务阻塞或忙等待，而不是让CPU完全失控。以下是原因：

阻塞状态不影响硬件响应：
- 大多数死锁场景中，任务等待资源（如mutex、semaphore）时会进入睡眠状态（调用schedule()），让出CPU。
- 睡眠任务不会阻止CPU响应中断（包括NMI），因此不会触发hard lockup。
Hard Lockup需要更严重条件：
- Hard lockup通常由以下情况引起：
  1. 中断被禁用（local_irq_disable()）且陷入死循环。
  2. 硬件故障（如CPU过热、内存错误）。
  3. 内核bug导致CPU完全无响应。
- 单纯的死锁（即使是spinlock忙等待）通常不会禁用中断，CPU仍能响应NMI。

3. 死锁导致Hard Lockup的可能情况

尽管死锁本身不直接触发hard lockup，但在某些极端条件下，死锁可能间接导致CPU进入硬锁死状态。以下是具体场景：

a. 死锁发生在禁用中断的上下文中

场景：

如果死锁发生在禁用了本地中断（local_irq_disable()）的代码段中，且涉及忙等待（如spinlock），CPU可能陷入无法响应的状态。

示例：

spinlock_t lock1, lock2;
static int __init deadlock_init(void) {
    unsigned long flags;
    local_irq_save(flags); // 禁用中断
    spin_lock(&lock1);
    spin_lock(&lock2); // 等待另一个任务释放lock2
    local_irq_restore(flags);
    return 0;
}

如果另一个CPU持有lock2并等待lock1，当前CPU会在禁用中断的情况下陷入spin_lock(&lock2)的死循环。

结果：
- 中断被禁用，NMI watchdog无法通过中断检查CPU状态。
- CPU持续执行死循环，无法响应NMI心跳，触发hard lockup。
- 日志：
  1
  NMI watchdog: Watchdog detected hard LOCKUP on cpu 0

b. 中断处理程序中的死锁

场景：
- 如果死锁发生在中断处理程序中，且中断处理程序禁用了某些关键中断（或硬件配置错误），可能导致CPU失控。
- 示例：
  1
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  3
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  5
  spinlock_t lock; void irq_handler(void) { spin_lock(&lock); spin_lock(&lock); // 自锁死或等待其他中断上下文 }
- 中断上下文默认不可抢占，且可能隐式禁用部分中断。
结果：
- CPU被困在中断处理程序的死循环中，无法退出。
- 如果NMI也被禁用或无法触发（例如硬件问题），CPU完全无响应，触发hard lockup。

c. 死锁引发内核崩溃

场景：
- 如果死锁涉及内核关键组件（如调度器、内存分配器）的资源，可能导致内核进入不可恢复状态。
- 例如，死锁阻塞了所有CPU的调度队列锁（rq->lock），所有核心都无法继续执行。
结果：
- CPU可能进入未定义状态，甚至停止响应硬件中断。
- NMI watchdog检测到CPU无心跳，触发hard lockup。

d. 硬件交互中的死锁

场景：
- 如果死锁发生在与硬件交互的代码中（如驱动程序等待硬件响应），且硬件未正确响应，可能导致CPU挂起。
- 示例：驱动程序禁用中断并等待硬件DMA完成，但硬件由于死锁未完成任务。
结果：
- CPU无法退出等待状态，失去对NMI的响应，触发hard lockup。

4. Hard Lockup与Soft Lockup的区别

Soft Lockup：
- CPU仍在执行代码，但未调用调度器。
- 中断通常未被禁用，watchdog线程可检测。
- 死锁中的spinlock忙等待可能触发。
Hard Lockup：
- CPU完全无响应，连NMI都无法处理。
- 通常需要禁用中断或硬件故障。
- 死锁只有在极端条件（如禁用中断+忙等待）下才可能触发。

死锁导致hard lockup的关键在于中断被禁用，否则只会停留在soft lockup级别。

5. 示例代码：死锁触发Hard Lockup

以下是一个可能触发hard lockup的死锁示例：

#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/spinlock.h>

MODULE_LICENSE("GPL");

static spinlock_t lock1, lock2;

static int __init hardlockup_init(void)
{
    unsigned long flags;

    spin_lock_init(&lock1);
    spin_lock_init(&lock2);

    printk(KERN_INFO "Starting hard lockup demo...\n");

    local_irq_save(flags); // 禁用本地中断
    spin_lock(&lock1);
    printk(KERN_INFO "Acquired lock1, waiting for lock2...\n");
    spin_lock(&lock2); // 假设lock2被其他CPU持有且等待lock1

    spin_unlock(&lock2);
    spin_unlock(&lock1);
    local_irq_restore(flags);

    return 0;
}

static void __exit hardlockup_exit(void)
{
    printk(KERN_INFO "Exiting hard lockup demo...\n");
}

module_init(hardlockup_init);
module_exit(hardlockup_exit);

- 假设条件： - 另一个CPU持有lock2并等待lock1，形成死锁。 - 当前CPU禁用中断并忙等待lock2。 - 运行结果： - CPU陷入死循环，且无法响应NMI。 - 如果NMI watchdog启用（nmi_watchdog=1），会检测到hard lockup：

1	`NMI watchdog: Watchdog detected hard LOCKUP on cpu 0`

6. 如何区分和排查

检查中断状态：
- Hard lockup需要中断被禁用（local_irq_disable() 或硬件问题）。
- 用dmesg查看调用栈，确认是否涉及irq_save。
硬件依赖：
- Hard lockup检测依赖NMI支持，检查cat /proc/sys/kernel/nmi_watchdog是否为1。
死锁类型：
- 普通阻塞死锁（如mutex）不会触发hard lockup。
- Spinlock死锁+禁用中断可能触发。

7. 总结

死锁导致hard lockup的条件： 1. 禁用中断：如local_irq_disable()，阻止NMI介入。 2. 忙等待：如spinlock死锁，CPU持续执行循环。 3. 关键上下文：发生在中断处理或内核核心代码中。

在大多数情况下，死锁只会导致任务阻塞或soft lockup。只有当死锁结合禁用中断和忙等待时，才可能触发hard lockup。

Soft Lockup：

CPU仍在执行代码，但未调用调度器。中断通常未被禁用，watchdog线程可检测。死锁中的spinlock忙等待可能触发。

CPU仍在执行代码，但未调用调度器。这句话啥意思？

“CPU仍在执行代码，但未调用调度器” 这句话描述了 soft lockup 的核心特征，是理解soft lockup与系统调度机制关系的钥匙。让我详细解释一下这句话的含义，以及它在soft lockup上下文中的意义。

1. 基本含义

“CPU仍在执行代码”：
- 表示CPU没有完全停止运行（不像hard lockup那样无响应），它仍在按照指令顺序执行某个任务的代码。
- 例如，CPU可能在运行一个无限循环、忙等待（busy-waiting）或长时间计算的任务。
“但未调用调度器”：
- 指的是CPU在执行代码的过程中，没有调用Linux内核的调度函数（如schedule()），因此无法切换到其他任务。
- 调度器（scheduler）是内核中负责管理任务切换的组件，它决定哪个任务（进程或线程）接下来获得CPU时间。

在正常情况下，CPU会周期性地调用调度器（例如通过时钟中断或主动让出），以确保所有任务都能公平共享CPU。但在soft lockup中，这个过程被中断了。

2. 为什么会发生这种情况？

Soft lockup发生时，CPU被某个任务“霸占”，没有机会运行调度器。以下是具体原因：

a. 任务不让出CPU

如果一个任务（通常是内核态代码）陷入无限循环或长时间操作，且没有主动调用schedule()或cond_resched()，调度器就无法介入。
示例：
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2
3
while (1) { /* 无限循环，不让出CPU */ }
- 这里CPU一直在执行while循环的指令，但没有调用调度器。

b. 忙等待（Busy-Waiting）

某些操作（如等待spinlock或用mdelay()实现的延迟）会让CPU持续执行代码，但不触发任务切换。
示例：
1
2
spinlock_t lock; spin_lock(&lock); // 如果lock不可用，CPU忙等待
- CPU在等待锁时循环检查状态，仍在“执行代码”，但不调用调度器。

c. 内核态的默认行为

在非抢占式内核（CONFIG_PREEMPT=n 或 CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y）中，内核态代码运行时不会被自动抢占，除非主动让出。
如果内核态任务不配合（不调用调度函数），CPU会被它完全占用。

3. 与调度器的关系

调度器的作用：
- 调度器通过schedule()函数从就绪队列（run queue）中挑选下一个任务，切换CPU的执行上下文。
- 正常情况下，调度器会在以下时机被调用：
  1. 时钟中断触发，时间片用尽。
  2. 任务睡眠或阻塞（如wait_event()）。
  3. 显式调用schedule()或cond_resched()。
Soft Lockup的情况：
- CPU执行的任务没有触发上述任何一种情况，导致调度器长时间未运行。
- 例如，一个内核模块的死循环：
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  6
  static int __init demo_init(void) { while (1) { printk(KERN_INFO "Looping...\n"); } return 0; }
- CPU忙于执行printk和循环逻辑，没有让出控制权。

4. Watchdog如何检测？

Linux内核的watchdog机制通过一个高优先级线程（watchdog/N，每个CPU一个）监控CPU状态。
Watchdog线程周期性地检查CPU是否更新了“心跳”（通常由调度器调用touch_softlockup_watchdog()实现）。
如果CPU在kernel.watchdog_thresh时间（默认20秒）内未调用调度器，watchdog线程无法被调度到该CPU上运行，就会触发soft lockup警告：
1
watchdog: BUG: soft lockup - CPU#0 stuck for 22s!
关键点：
- “CPU仍在执行代码”说明它没死，只是被困在某个任务中。
- “未调用调度器”说明watchdog线程无法获得CPU时间来检查或报告状态。

5. 与Hard Lockup的对比

Soft Lockup：
- CPU仍在运行代码（例如忙等待或循环）。
- 中断未被禁用，watchdog线程可以检测并报告。
- 示例：spinlock死锁导致的忙等待。
Hard Lockup：
- CPU完全无响应，连中断（包括NMI）都无法处理。
- 通常由禁用中断（local_irq_disable()）+死循环或硬件故障引起。
- 示例：
  1
  2
  local_irq_disable(); while (1) {}

Soft lockup的“仍在执行代码”强调CPU还有活动，而“未调用调度器”是问题的核心。

6. 实际例子

假设以下内核模块：

#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/delay.h>

MODULE_LICENSE("GPL");

static int __init softlockup_init(void) {
    printk(KERN_INFO "Starting soft lockup demo...\n");
    while (1) {
        mdelay(1000); // 忙等待1秒
    }
    return 0;
}

module_init(softlockup_init);

- 执行过程： - CPU不停地执行mdelay()的忙等待循环（本质是一个计数循环）。 - mdelay()不会调用schedule()，调度器无法运行。 - 20秒后，watchdog检测到CPU未调度，触发soft lockup。 - 含义： - “仍在执行代码”：CPU在执行mdelay()的循环。 - “未调用调度器”：没有任务切换，watchdog线程被饿死。

7. 总结

“CPU仍在执行代码，但未调用调度器”意味着： - CPU被某个任务占用，持续运行其指令（例如循环或等待）。 - 由于任务没有主动让出CPU（通过schedule()或睡眠），调度器无法接管，任务切换停止。 - 这正是soft lockup的特征：CPU有活动，但系统调度停滞。

如果把这句话想象成现实场景，就像一个工人（CPU）一直在忙着干活（执行代码），但忘了按时休息或换班（调用调度器），最终被监管员（watchdog）发现并报警。

如果CPU在kernel.watchdog_thresh时间（默认20秒）内未调用调度器，watchdog线程无法被调度到该CPU上运行，就会触发soft lockup警告

没有调用调度器，watchdog线程是如何被cpu执行的，soft lockup警告是如何输出的？

你提出了一个非常核心的问题：如果CPU在kernel.watchdog_thresh时间内未调用调度器，watchdog线程无法被调度到该CPU上运行，那么soft lockup警告是如何被检测并输出的？这涉及到Linux内核中soft lockup检测的机制，尤其是watchdog线程和调度器的交互。让我详细解释一下。

1. Watchdog机制的背景

Watchdog线程：
- Linux内核为每个CPU核心创建一个高优先级的watchdog线程，命名为watchdog/N（N是CPU编号，例如watchdog/0）。
- 这些线程运行在实时调度策略（SCHED_FIFO）下，优先级非常高（通常是99），以确保它们能在正常情况下及时执行。
作用：
- Watchdog线程定期检查该CPU是否“活跃”，即是否在规定时间内调用了调度器或更新了“心跳”。
心跳机制：
- 内核通过touch_softlockup_watchdog()函数更新心跳，通常在调度器（如schedule()）或某些关键路径中调用。
- 如果CPU正常调度任务，心跳会定期刷新。

2. Soft Lockup的检测原理

Soft lockup的检测依赖于watchdog线程，但当CPU被某个任务霸占时，watchdog线程确实无法直接在该CPU上运行。关键在于： - 检测不是由被锁死的CPU自己完成，而是由其他CPU或系统机制辅助完成的。 - 触发警告的输出也不一定依赖被锁死CPU的调度器。

以下是具体过程：

a. Watchdog线程的运行环境

在多核系统中，每个CPU有自己的watchdog线程（watchdog/0、watchdog/1等），它们默认绑定到对应的CPU上运行。
这些线程通过内核的hrtimer（高精度定时器）定期唤醒（默认每4秒检查一次，具体由watchdog_timer_fn控制）。
在正常情况下，watchdog线程会在其绑定的CPU上运行，检查该CPU的心跳时间戳。

b. CPU未调用调度器的情况

当某个CPU（例如CPU0）被一个任务霸占（例如无限循环），未调用schedule()超过kernel.watchdog_thresh时间（默认20秒）：
- CPU0上的watchdog线程（watchdog/0）无法被调度，因为调度器未运行。
- 心跳时间戳（hrtimer_interrupts或类似的计数器）不会更新。

c. 检测和警告的触发

多核系统的协作：
- 在多核系统中，其他CPU（例如CPU1）的watchdog线程（watchdog/1）仍在正常运行。
- 内核的watchdog机制通过共享数据结构（如watchdog_touch_ts）监控所有CPU的心跳状态。
- 当CPU1的watchdog/1线程运行时，它会检查所有CPU的时间戳，发现CPU0的心跳已过期（超过20秒未更新），从而判断CPU0发生了soft lockup。
单核系统的情况：
- 在单核系统中，没有其他CPU协助检测。这时依赖于时钟中断或hrtimer中断：
  - 即使调度器未运行，时钟中断（softirq）仍然可能触发。
  - 如果中断处理程序检测到心跳过期，会直接调用soft lockup的报告函数。
警告输出：
- 一旦检测到soft lockup，警告信息通过printk()输出。
- printk()是异步的，它将消息写入内核日志缓冲区（log buffer），并不依赖被锁死CPU的调度器。
- 其他CPU或中断上下文可以接管日志的实际输出（例如通过串口、控制台驱动）。

d. 关键函数

watchdog_timer_fn：hrtimer的回调函数，检查心跳并触发警告。
touch_softlockup_watchdog：刷新心跳时间戳。
trigger_all_cpu_backtrace：在检测到soft lockup时，请求所有CPU dump调用栈（通过IPI或NMI）。

3. 为什么Watchdog线程“看似”无法运行却能检测？

这是一个常见的困惑点，答案在于检测和报告的分离： - Watchdog线程未运行不等于无法检测： - 如果CPU0被锁死，watchdog/0确实无法运行，但检测是由其他CPU的watchdog线程（或中断）完成的。 - 在多核系统中，CPU之间的协作确保了全局监控。 - 中断仍然有效： - Soft lockup的定义是“中断未被禁用”，因此时钟中断或hrtimer中断仍然会发生。 - 这些中断可以在被锁死的CPU上触发检查逻辑，即使调度器未运行。

单核特殊情况：
- 如果是单核，且中断未被禁用，hrtimer中断会调用watchdog_timer_fn，直接检测心跳过期并输出警告。
- 如果中断也被禁用（例如local_irq_disable()），则升级为hard lockup，依赖NMI检测。

4. 警告输出的实现

日志机制：
- printk()将警告写入内核环形缓冲区（ring buffer），这是一个内存操作，不需要调度器。
- 实际输出到控制台（如串口、VGA）由其他CPU或中断驱动的kworker线程完成。
调用栈dump：
- 在多核系统中，触发soft lockup后，内核通过IPI（处理器间中断）请求被锁死CPU dump调用栈。
- 如果IPI失败（例如CPU完全无响应），则可能是hard lockup。
示例日志：
1
watchdog: BUG: soft lockup - CPU#0 stuck for 22s! [insmod:1234]
- 这条消息由其他CPU或中断上下文生成并输出。

5. 实际例子

假设以下代码在CPU0上运行：

static int __init softlockup_init(void) {
    while (1) {
        /* 无调度，无让出 */
    }
    return 0;
}

- 过程： 1. CPU0执行无限循环，未调用schedule()。 2. watchdog/0无法运行，心跳时间戳停滞。 3. CPU1的watchdog/1检查全局状态，发现CPU0心跳过期。 4. CPU1调用printk()输出警告，并通过IPI请求CPU0 dump调用栈。 5. 用户通过dmesg看到soft lockup警告。

单核情况：
- hrtimer中断触发，检测心跳过期，直接输出警告。

6. 与Hard Lockup的对比

Soft Lockup：
- 中断未禁用，其他CPU或中断可检测并报告。
- “未调用调度器”是关键，但系统仍有响应能力。
Hard Lockup：
- 中断被禁用，连NMI都无法触发，检测依赖硬件NMI watchdog。
- CPU完全无响应，警告可能由其他CPU通过NMI生成。

7. 总结

“未调用调度器”：CPU被任务占用，watchdog线程无法在该CPU上运行。
检测如何实现：
- 多核：其他CPU的watchdog线程通过共享时间戳检测。
- 单核：时钟中断或hrtimer直接检查。
警告如何输出：
- printk()不依赖调度器，由其他CPU或中断上下文完成。

这个机制利用了多核协作和中断的健壮性，确保即使被锁死的CPU无法自我报告，系统也能发现问题。

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hard lockup与soft locup的区别

https://realwujing.github.io/linux/debug/hard lockup与soft locup的区别/

作者

Wu Jing

发布于

2025年3月16日

许可协议

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hard lockup与soft locup的区别

hard lockup与soft locup的区别

hard lockup与soft lockup的区别

1. 定义

2. 检测机制

3. 根本原因

4. 严重程度

5. 日志示例

6. 解决方法

总结

触发 soft lockup 和 hard lockup 的示例代码

1. Soft Lockup 示例代码

编译和运行

预期结果

清理

2. Hard Lockup 示例代码

编译和运行

预期结果

注意事项

关键差异

测试建议

Soft Lockup 示例代码中又没关闭cpu抢占，也没关中断，为啥会触发soft lockup？

示例代码回顾

Soft Lockup 的触发条件

为什么这个代码会触发soft lockup？

1. 内核态执行的无限循环

2. mdelay(1000) 的行为

3. Watchdog检测机制

4. 未关闭中断的影响

为什么不需要显式关闭抢占？

修改验证

总结

为啥用户态进程会被调度器抢占？

1. 用户态与内核态的本质区别

2. 抢占式调度的基本原理

a. 时间片（Time Slice）

b. 时钟中断（Timer Interrupt）

c. 优先级和就绪队列

3. 用户态进程无法阻止抢占

a. 无权控制中断

b. 无权控制调度器

c. 系统调用和异常

4. 用户态死循环的例子

5. 抢占的实现细节

6. 验证实验

总结

在默认的Linux内核配置中（非完全抢占式内核，CONFIG_PREEMPT=n 或 CONFIG_PREEMPT_VOLUNTARY=y），内核态代码运行时不会被其他任务抢占，除非它主动调用 schedule() 或其他让出CPU的函数。为啥？

1. Linux内核的抢占模型

2. 为什么内核态默认不可抢占？

a. 简化内核设计

b. 性能优化

c. 历史原因

3. 非抢占式内核的工作方式

4. 用户态与内核态的对比

5. 为什么需要主动让出CPU？

6. 抢占式内核（CONFIG_PREEMPT=y）的不同

7. 验证与示例

总结

为啥死锁会导致soft locup?

1. 死锁与Soft Lockup的定义

2. 死锁为什么通常不会直接导致Soft Lockup？

3. 死锁间接导致Soft Lockup的情况

a. Spinlock死锁与忙等待

b. 中断上下文中的死锁

c. 死锁导致调度器无法运行

4. 死锁与Soft Lockup的根本区别

5. 示例代码：死锁触发Soft Lockup

6. 如何避免混淆

7. 总结

为啥死锁会导致hard locup?

1. 死锁与Hard Lockup的定义

2. 死锁为什么通常不会直接导致Hard Lockup？

3. 死锁导致Hard Lockup的可能情况

a. 死锁发生在禁用中断的上下文中

b. 中断处理程序中的死锁

c. 死锁引发内核崩溃

d. 硬件交互中的死锁

4. Hard Lockup与Soft Lockup的区别

5. 示例代码：死锁触发Hard Lockup

6. 如何区分和排查

2. `mdelay(1000)` 的行为