spin_lock_bh想到的一些事

近日有人问我为什么在PREROUTING这个NF HOOK点的function里需要使用spin_lock/unlock_bh而不是spin_lock/unlock来保护临界区。近日有人问我为什么在PREROUTING这个NF HOOK点的function里需要使用spin_lock/unlock_bh而不是spin_lock/unlock来保护临界区。

面对这个问题，有点懵，说到spin_lock族，有很多系列接口：

spin_lock/spin_unlock
spin_lock_bh/spin_unlock_bh
spin_lock_irq/spin_unlock_irq
spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore
…
之所以有这么多，说白了就是为了 防止关闭了抢占的临界区被同一个CPU的高优先级序列打断而重入时造成死锁。


但还是要给出一个具体的case才能让人信服，而不仅仅是理论上如此。

其实只需要给出一个进程上下文调用PREROUTING function的case即可：

进程上下文C1在PREROUTING function中调用spin_lock(Lx)进入临界区。
尚未出临界区，C1所运行CPU被中断，随即调度softirq执行net_rx_action。
在软中断上下文C2中进入PREROUTING function，调用spin_lock(Lx)企图进入临界区。
由于C1已经获取spinlock Lx，C2开始自旋，等待C1释放Lx。
由于C1被C2抢占，而C2已经自旋，因此妥妥死锁！
但问题是，在什么情况下，进程上下文能到PREROUTING呢？？

记得2015年大概也是这个时候，写过一篇文章：
https://blog.csdn.net/dog250/article/details/48770481
该文章中的case是进程上下文中执行数据包接收的场景，数据包接收的过程中肯定是穿过PREROUTING点的。

我来摘抄一下该文章相关的描述：

一个连接本机的TCP数据包最终到达了loopback的xmit发送函数，其中简单的调度了本CPU上的一个软中断处理，然后会在下一次中断结束后调度其执行，这有很大几率是在当前发送进程的上下文中进行的，也就是说，发送进程在其上下文中进行了发送操作，而此时软中断借用了其上下文触发了接收操作，…

但是，有问题啊，什么叫 "这有很大几率是在当前发送进程的上下文中进行的" 我感觉这不严谨，所以今天我要深入探究一下这个问题：

为什么loopback网卡的发送和接收逻辑在同一个进程上下文中进行？
为此，需要在本地通过loopback进行ping通信的时候，打印出stack：

#!/usr/local/bin/stap -g

function dump() 
%{ 
dump_stack(); 
%} 
probe kernel.function("icmp_rcv") { 
dump(); 
//print_backtrace(); 
// 这个不知为何不好使.. 
} 

以下是一次ping后的结果：

[34197.319729] [] ? icmp_rcv+0x5/0x380 
[34197.319732] [] ? ip_local_deliver_finish+0xb4/0x1f0 
[34197.319735] [] ip_local_deliver+0x59/0xd0 
[34197.319738] [] ? ip_rcv_finish+0x350/0x350 
[34197.319741] [] ip_rcv_finish+0x7d/0x350 
[34197.319744] [] ip_rcv+0x2b6/0x410 
[34197.319747] [] ? inet_del_offload+0x40/0x40 
[34197.319752] [] __netif_receive_skb_core+0x582/0x7d0 
[34197.319755] [] __netif_receive_skb+0x18/0x60 
[34197.319757] [] process_backlog+0xae/0x180 
[34197.319760] [] net_rx_action+0x152/0x240 
[34197.319765] [] __do_softirq+0xef/0x280 
[34197.319768] [] call_softirq+0x1c/0x30 
[34197.319769] [] do_softirq+0x65/0xa0 
[34197.319777] [] local_bh_enable+0x94/0xa0 
[34197.319780] [] ip_finish_output+0x1f0/0x7d0 
[34197.319783] [] ip_output+0x6f/0xe0 
[34197.319786] [] ? ip_fragment+0x8b0/0x8b0 
[34197.319789] [] ip_local_out_sk+0x31/0x40 
[34197.319791] [] ip_send_skb+0x16/0x50 
[34197.319793] [] ip_push_pending_frames+0x33/0x40 
[34197.319797] [] raw_sendmsg+0x59e/0x620 
[34197.319802] [] ? ttwu_do_wakeup+0x19/0xd0 
[34197.319805] [] inet_sendmsg+0x64/0xb0 
[34197.319811] [] sock_sendmsg+0xb0/0xf0 
[34197.319814] [] SYSC_sendto+0x121/0x1c0 
[34197.319817] [] ? __sys_recvmsg+0x51/0x90 
[34197.319820] [] SyS_sendto+0xe/0x10 
[34197.319823] [] system_call_fastpath+0x16/0x1b

哈哈，真相大白了！我在2015年的分析是错误的：

发送进程在其上下文中进行了发送操作，而此时软中断借用了其上下文触发了接收操作，…

根本就不是什么 "借用了其上下文" ，而是实实在在就是在该上下文中主动调用的net_rx_action啊！

其调用逻辑如下：

ip_output_finish
    rcu_read_lock_bh ...
        dev_queue_xmit
            loopback_xmit
                netif_rx
                    enqueue_to_backlog # 这里将skb入队列 raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ) ... ... ... ... ...
    rcu_read_unlock_bh # unlock操作触发进程上下文中处理接收操作 local_bh_enable
            do_softirq
                __do_softirq
                    net_rx_action # 这里对队列中的skb进行处理 ...
                        ip_rcv_finish
                            icmp_rcv ... ... ... ... ... ...
ip_output_finish return 

OK，现在，这就是一个非常清晰的进程上下文执行数据包接收逻辑的case，也就是说：

既然软中断函数net_rx_action可能会在进程上下文中执行，为了防止死锁，其中的临界区一定要用_bh版本的spinlock保护！
类似rcu_read_unlock_bh这种在unlock过程中做很多事情的操作，内核中还有很多：

spin_unlock可能会触发schedule进而发生task切换。
spin_unlock_bh可能会触发do_softirq进而执行软中断例程。
release_sock可能会执行sk_backlog_rcv进而处理收包。
…
这是一种 补偿 效应，既然lock操作到unlock操作之间禁止了一些行为，那么在unlock时就要尽可能地去补偿这些不得不延后的行为，尽量让它们马上执行。这个设计还是比较巧妙的。

另外，还有一个典型的进程上下文执行数据包接收逻辑的case，即TUN/TAP网卡从进程上下文调用tun_get_user，然后直接调用netif_rx_ni来收包的case。

我们再来看看这个loopback网卡发送和接收数据包奇怪且有意思的流程：

发送逻辑尚未返回，接收逻辑先返回。
这意味着什么？不得而知，但如果碰到一些本机连本机过程中莫名其妙的问题，可以从此入手来排查。