SAFE public projects git trees. - safe/jmp/linux-2.6/blob - Documentation/lockdep-design.txt

   1 Runtime locking correctness validator
   2 =====================================
   3
   4 started by Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
   5 additions by Arjan van de Ven <arjan@linux.intel.com>
   6
   7 Lock-class
   8 ----------
   9
  10 The basic object the validator operates upon is a 'class' of locks.
  11
  12 A class of locks is a group of locks that are logically the same with
  13 respect to locking rules, even if the locks may have multiple (possibly
  14 tens of thousands of) instantiations. For example a lock in the inode
  15 struct is one class, while each inode has its own instantiation of that
  16 lock class.
  17
  18 The validator tracks the 'state' of lock-classes, and it tracks
  19 dependencies between different lock-classes. The validator maintains a
  20 rolling proof that the state and the dependencies are correct.
  21
  22 Unlike an lock instantiation, the lock-class itself never goes away: when
  23 a lock-class is used for the first time after bootup it gets registered,
  24 and all subsequent uses of that lock-class will be attached to this
  25 lock-class.
  26
  27 State
  28 -----
  29
  30 The validator tracks lock-class usage history into 5 separate state bits:
  31
  32 - 'ever held in hardirq context'                    [ == hardirq-safe   ]
  33 - 'ever held in softirq context'                    [ == softirq-safe   ]
  34 - 'ever held with hardirqs enabled'                 [ == hardirq-unsafe ]
  35 - 'ever held with softirqs and hardirqs enabled'    [ == softirq-unsafe ]
  36
  37 - 'ever used'                                       [ == !unused        ]
  38
  39 When locking rules are violated, these 4 state bits are presented in the
  40 locking error messages, inside curlies.  A contrived example:
  41
  42    modprobe/2287 is trying to acquire lock:
  43     (&sio_locks[i].lock){--..}, at: [<c02867fd>] mutex_lock+0x21/0x24
  44
  45    but task is already holding lock:
  46     (&sio_locks[i].lock){--..}, at: [<c02867fd>] mutex_lock+0x21/0x24
  47
  48
  49 The bit position indicates hardirq, softirq, hardirq-read,
  50 softirq-read respectively, and the character displayed in each
  51 indicates:
  52
  53    '.'  acquired while irqs disabled
  54    '+'  acquired in irq context
  55    '-'  acquired with irqs enabled
  56    '?' read acquired in irq context with irqs enabled.
  57
  58 Unused mutexes cannot be part of the cause of an error.
  59
  60
  61 Single-lock state rules:
  62 ------------------------
  63
  64 A softirq-unsafe lock-class is automatically hardirq-unsafe as well. The
  65 following states are exclusive, and only one of them is allowed to be
  66 set for any lock-class:
  67
  68  <hardirq-safe> and <hardirq-unsafe>
  69  <softirq-safe> and <softirq-unsafe>
  70
  71 The validator detects and reports lock usage that violate these
  72 single-lock state rules.
  73
  74 Multi-lock dependency rules:
  75 ----------------------------
  76
  77 The same lock-class must not be acquired twice, because this could lead
  78 to lock recursion deadlocks.
  79
  80 Furthermore, two locks may not be taken in different order:
  81
  82  <L1> -> <L2>
  83  <L2> -> <L1>
  84
  85 because this could lead to lock inversion deadlocks. (The validator
  86 finds such dependencies in arbitrary complexity, i.e. there can be any
  87 other locking sequence between the acquire-lock operations, the
  88 validator will still track all dependencies between locks.)
  89
  90 Furthermore, the following usage based lock dependencies are not allowed
  91 between any two lock-classes:
  92
  93    <hardirq-safe>   ->  <hardirq-unsafe>
  94    <softirq-safe>   ->  <softirq-unsafe>
  95
  96 The first rule comes from the fact the a hardirq-safe lock could be
  97 taken by a hardirq context, interrupting a hardirq-unsafe lock - and
  98 thus could result in a lock inversion deadlock. Likewise, a softirq-safe
  99 lock could be taken by an softirq context, interrupting a softirq-unsafe
 100 lock.
 101
 102 The above rules are enforced for any locking sequence that occurs in the
 103 kernel: when acquiring a new lock, the validator checks whether there is
 104 any rule violation between the new lock and any of the held locks.
 105
 106 When a lock-class changes its state, the following aspects of the above
 107 dependency rules are enforced:
 108
 109 - if a new hardirq-safe lock is discovered, we check whether it
 110   took any hardirq-unsafe lock in the past.
 111
 112 - if a new softirq-safe lock is discovered, we check whether it took
 113   any softirq-unsafe lock in the past.
 114
 115 - if a new hardirq-unsafe lock is discovered, we check whether any
 116   hardirq-safe lock took it in the past.
 117
 118 - if a new softirq-unsafe lock is discovered, we check whether any
 119   softirq-safe lock took it in the past.
 120
 121 (Again, we do these checks too on the basis that an interrupt context
 122 could interrupt _any_ of the irq-unsafe or hardirq-unsafe locks, which
 123 could lead to a lock inversion deadlock - even if that lock scenario did
 124 not trigger in practice yet.)
 125
 126 Exception: Nested data dependencies leading to nested locking
 127 -------------------------------------------------------------
 128
 129 There are a few cases where the Linux kernel acquires more than one
 130 instance of the same lock-class. Such cases typically happen when there
 131 is some sort of hierarchy within objects of the same type. In these
 132 cases there is an inherent "natural" ordering between the two objects
 133 (defined by the properties of the hierarchy), and the kernel grabs the
 134 locks in this fixed order on each of the objects.
 135
 136 An example of such an object hierarchy that results in "nested locking"
 137 is that of a "whole disk" block-dev object and a "partition" block-dev
 138 object; the partition is "part of" the whole device and as long as one
 139 always takes the whole disk lock as a higher lock than the partition
 140 lock, the lock ordering is fully correct. The validator does not
 141 automatically detect this natural ordering, as the locking rule behind
 142 the ordering is not static.
 143
 144 In order to teach the validator about this correct usage model, new
 145 versions of the various locking primitives were added that allow you to
 146 specify a "nesting level". An example call, for the block device mutex,
 147 looks like this:
 148
 149 enum bdev_bd_mutex_lock_class
 150 {
 151        BD_MUTEX_NORMAL,
 152        BD_MUTEX_WHOLE,
 153        BD_MUTEX_PARTITION
 154 };
 155
 156  mutex_lock_nested(&bdev->bd_contains->bd_mutex, BD_MUTEX_PARTITION);
 157
 158 In this case the locking is done on a bdev object that is known to be a
 159 partition.
 160
 161 The validator treats a lock that is taken in such a nested fashion as a
 162 separate (sub)class for the purposes of validation.
 163
 164 Note: When changing code to use the _nested() primitives, be careful and
 165 check really thoroughly that the hierarchy is correctly mapped; otherwise
 166 you can get false positives or false negatives.
 167
 168 Proof of 100% correctness:
 169 --------------------------
 170
 171 The validator achieves perfect, mathematical 'closure' (proof of locking
 172 correctness) in the sense that for every simple, standalone single-task
 173 locking sequence that occurred at least once during the lifetime of the
 174 kernel, the validator proves it with a 100% certainty that no
 175 combination and timing of these locking sequences can cause any class of
 176 lock related deadlock. [*]
 177
 178 I.e. complex multi-CPU and multi-task locking scenarios do not have to
 179 occur in practice to prove a deadlock: only the simple 'component'
 180 locking chains have to occur at least once (anytime, in any
 181 task/context) for the validator to be able to prove correctness. (For
 182 example, complex deadlocks that would normally need more than 3 CPUs and
 183 a very unlikely constellation of tasks, irq-contexts and timings to
 184 occur, can be detected on a plain, lightly loaded single-CPU system as
 185 well!)
 186
 187 This radically decreases the complexity of locking related QA of the
 188 kernel: what has to be done during QA is to trigger as many "simple"
 189 single-task locking dependencies in the kernel as possible, at least
 190 once, to prove locking correctness - instead of having to trigger every
 191 possible combination of locking interaction between CPUs, combined with
 192 every possible hardirq and softirq nesting scenario (which is impossible
 193 to do in practice).
 194
 195 [*] assuming that the validator itself is 100% correct, and no other
 196     part of the system corrupts the state of the validator in any way.
 197     We also assume that all NMI/SMM paths [which could interrupt
 198     even hardirq-disabled codepaths] are correct and do not interfere
 199     with the validator. We also assume that the 64-bit 'chain hash'
 200     value is unique for every lock-chain in the system. Also, lock
 201     recursion must not be higher than 20.
 202
 203 Performance:
 204 ------------
 205
 206 The above rules require _massive_ amounts of runtime checking. If we did
 207 that for every lock taken and for every irqs-enable event, it would
 208 render the system practically unusably slow. The complexity of checking
 209 is O(N^2), so even with just a few hundred lock-classes we'd have to do
 210 tens of thousands of checks for every event.
 211
 212 This problem is solved by checking any given 'locking scenario' (unique
 213 sequence of locks taken after each other) only once. A simple stack of
 214 held locks is maintained, and a lightweight 64-bit hash value is
 215 calculated, which hash is unique for every lock chain. The hash value,
 216 when the chain is validated for the first time, is then put into a hash
 217 table, which hash-table can be checked in a lockfree manner. If the
 218 locking chain occurs again later on, the hash table tells us that we
 219 dont have to validate the chain again.