分析core不是一件容易的事情。试想，一个系统运行了很长一段时间，在这段时间里，系统会积累大量正常、甚至不正常的状态。这个时候如果系统突然出现了一个问题，那这个问题十有八九跟长时间积累下来的状态有关系。分析core，就是分析出问题时，系统产生的“快照”，追溯历史，找出问题发生源头。这有点像是从案发现场，推导案发经过一样。
soft lockup！今天这个“案件”，我们从soft lockup说起。
soft lockup是内核实现的夯机自我诊断功能。这个功能的实现，和线程的优先级有关系。
这里我们假设有三个线程A、B、和C。他们的优先级关系是A<B<C。这意味着C优先于B执行，B优先于A执行。这个优先级关系，如果倒过来叙述，就会产生一个规则：如果C不能执行，那么B也没有办法执行，如果B不能执行，那基本上A也没法执行。
soft lockup实际上就是对这个规则的实现：soft lockup使用一个内核定时器（C线程），周期性地检查，watchdog（B线程）有没有正常运行。如果没有，那就意味着普通线程（A线程）也没有办法正常运行。这时内核定时器（C线程）会输出类似上图中的soft lockup记录，来告诉用户，卡在cpu上的，有问题的线程的信息。
具体到这个“案件”，卡在cpu上的线程是python，这个线程正在刷新tlb缓存。
老搭档ipi和tlb如果我们对所有夯机问题的调用栈做一个统计的话，我们肯定会发现，tlb和ipi是一对形影不离的老搭档。其实这不是偶然的。系统中，相对于内存，tlb是处理器本地的cache。这样的共享内存和本地cache的架构，必然会提出一致性的要求。如果每个处理器的tlb“各自为政”的话，那系统肯定会乱套。满足tlb一致性的要求，本质上来说只需要一种操作，就是刷新本地tlb的同时，同步地刷新其他处理器的tlb。系统正是靠tlb和ipi这对老搭档的完美配合来完成这个操作的。
这个操作本身的代价是比较大的。一方面，为了避免产生竞争，线程在刷新本地tlb的时候，会停掉抢占。这就导致一个结果：其他的线程，当然包括watchdog线程，没有办法被调度执行（soft lockup）。另外一方面，为了要求其他cpu同步地刷新tlb，当前线程会使用ipi和其他cpu同步进展，直到其他cpu也完成刷新为止。其他cpu如果迟迟不配合，那么当前线程就会死等。
不配合的cpu为什么其他cpu不配合去刷新tlb呢？理论上来说，ipi是中断，中断的优先级是很高的。如果有cpu不配合去刷新tlb，基本上有两种可能：一种是这个cpu刷新了tlb，但是做到一半也卡住了；另外一种是，它根本没有办法响应ipi中断。
通过查看系统中所有占用cpu的线程，可以看到cpu基本上在做三件事情：idle，正在刷新tlb，和正在运行java程序。其中idle的cpu，肯定能在需要的时候，响应ipi并刷新tlb。而正在刷新tlb的cpu，因为停掉了抢占，且在等待其他cpu完成tlb刷新，所以在重复输出soft lockup记录。这里问题的关键，是运行java的cpu，这个我们在下一节讲。
java线程运行在0号cpu上，这个线程的调用栈，满满的都是故事。我们可以简单地把线程调用栈分为上下两部分。下边的是system call调用栈，是java从系统调用进入内核的执行记录。上边的是中断栈，java在执行系统调用的时候，正好有一个中断进来，所以这个cpu临时去处理了中断。在linux内核中，中断和系统调用使用的是不同的内核栈，所以我们可以看到第二列，上下两部分地址是不连续的。
netoops持有等待
分析中断处理这部分调用栈，从下往上，我们首先会发现，netoops函数触发了缺页异常。缺页异常其实就是给系统一个机会，把指令踩到的虚拟地址，和真正想要访问的物理机之间的映射关系给建立起来。但是有些虚拟地址，这种映射根本就是不存在的，这些地址就是非法地址（坑）。如果指令踩到这样的地址，会有两种后果，segment fault（进程）和oops（内核）。
很显然netoops踩到了非法地址，使得系统进入了oops逻辑。系统进入oops逻辑，做的第一件事情就是禁用中断。这个非常好理解。oops逻辑要做的事情是保存现场，它当然不希望，中断在这个时候破坏问题现场。
接下来，为了保存现场的需要，netoops再一次被调用，然后这个函数在几条指令之后，等在了spinlock上。要拿到这个spinlock，netoops必须要等它当前的owner线程释放它。这个spinlock的owner是谁呢？其实就是当前线程。换句话说，netoops拿了spinlock，回过头来又去要这个spinlock，导致当前线程死锁了自己。
验证上边的结论，我们当然可以去读代码。但是有另外一个技巧。我们可以看到netoops函数在踩到非法地址的时候，指令rip地址是ffffffff8137ca64，而在尝试拿spinlock的时候，rip是ffffffff8137c99f。很显然拿spinlock在踩到非法地址之前。虽然代码里的跳转指令，让这种判断不是那么的准确，但是大部分情况下，这个技巧是很有用的。
缺页异常，错误的时间，错误的地点
这个线程进入死锁的根本原因是，缺页异常在错误的时间发生在了错误的地点。对netoops函数的汇编和源代码进行分析，我们会发现，缺页发生在ffffffff8137ca64这条指令，而这条指令是inline函数utsname的指令。下图中框出来的四条指令，就是编译后的utsname函数。
而utsname函数的源代码其实就一行。
return ¤t->nsproxy->uts_ns->name;
这行代码通过当前进程的task_struct指针current，访问了uts namespace相关的内容。这一行代码，之所以会编译成截图中的四条汇编指令，是因为gs寄存器的0xcbc0项，保存的就是current指针。这四条汇编指令做的事情分别是，取current指针，读nsproxy项，读uts_ns项，以及计算name的地址。第三条指令踩到非法地址，是因为nsproxy这个值为空值。
空值nsproxy
我们可以在两个地方验证nsproxy为空这个结论。第一个地方是读取当前进程task_sturct的nsproxy项。另外一个是看缺页异常的时候，保存下来的rax寄存器的值。保存下来的rax寄存器值可以在图三中看到，下边是从task_struct里读出来的nsproxy值。
正在退出的线程
那么，为什么当前进程task_struct这个结构的nsproxy这一项为空呢？我们可以回头看一下，java线程调用栈的下半部分内容。这部分调用栈实际上是在执行exit系统调用，也就是说进程正在退出。实际上参考代码，我们可以确定，这个进程已经处于僵尸（zombie）状态了。因而nsproxy相关的资源，已经被释放了。
namespace访问规则
最后我们简单看一下nsproxy的访问规则。规则一共有三条，netoops踩到空指针的原因，某种意义上来说，是因为它间接地违背了第三条规则。netoops通过utsname访问进程的namespace，因为它在中断上下文，所以并不算是访问当前的进程，也就是说它应该查空。另外我加亮的部分，进一步佐证了上一小节的结论。
回顾/*
* the namespaces access rules are:
*
* 1. only current task is allowed to change tsk->nsproxy pointer or
* any pointer on the nsproxy itself
*
* 2. when accessing (i.e. reading) current task's namespaces - no
* precautions should be taken - just dereference the pointers
*
* 3. the access to other task namespaces is performed like this
* rcu_read_lock();
* nsproxy = task_nsproxy(tsk);
* if (nsproxy != NULL) {
* / *
* * work with the namespaces here
* * e.g. get the reference on one of them
* * /
* } / *
* * NULL task_nsproxy() means that this task is
* * almost dead (zombie)
* * /
* rcu_read_unlock();
*
*/
最后我们复原一下案发经过。开始的时候，是java进程退出。java退出需要完成很多步骤。当它马上就要完成自己使命的时候，一个中断打断了它。这个中断做了一系列的动作，之后调用了netoops函数。netoops函数拿了一个锁，然后回头去访问java的一个被释放掉的资源，这触发了一个缺页。因为访问的是非法地址，所以这个缺页导致了oops。oops过程禁用了中断，然后调用netoops函数，netoops需要再次拿锁，但是这个锁已经被自己拿了，这是典型的死锁。再后来其他cpu尝试同步刷新tlb，因为java进程关闭了中断而且死锁了，它根本收不到其他cpu发来的ipi消息，所以其他cpu只能不断的报告soft lockup错误。
