红帽Linux故障定位技术详解与实例

红帽Linux故障定位技术详解与实例红帽Linux故障定位技术详解与实例是本文要介绍的内容，主要是来了解并学习红帽Linux中故障定位技术的学习，故障定位技术分为在线故障定位和离线故障定位，一起来看详解。

1、故障定位（Debugging）场景分类为便于描述问题，将Linux上各种软件故障定位的情形分成两类：（1）在线故障故障定位在线故障定位（online-debugging）就是在故障发生时，故障所处的操作系统环境仍然可以访问，故障处理人员可通过console，ssh等方式登录到操作系统上，在shell上执行各种操作命令或测试程序的方式对故障环境进行观察，分析，测试，以定位出故障发生的原因。

（2）离线故障定位离线故障定位（offline-debugging）就是在故障发生时，故障所处的操作系统环境已经无法正常访问，但故障发生时系统的全部或部分状态已经被系统本身所固有或事先设定的方式收集起来，故障处理人员可通过对收集到的故障定位状态信息进行分析，定位出故障发生的原因。

2、应用进程故障情形及处理应用进程的故障一般不会影响操作系统运行环境的正常使用（如果应用代码的bug导致了内核的crash或hang，则属于内核存在漏洞），所以可采用在线故障定位的方法，灵活的进行分析. 应用代码故障的情形有如下几种：（1）进程异常终止很多用户认为进程异常终止情况无从分析，但实际上进程异常终止情况都是有迹可寻的. 所有的进程异常终止行为，都是通过内核发信号给特定进程或进程组实现的. 可分成几个类型进行描述：- SIGKILL. SIGKILL最特殊，因为该信号不可被捕获，同时SIGKILL不会导致被终止的进程产生core文件，但如果真正的是由内核中发出的SIGKILL，则内核一定会在dmesg中记录下信息. 另外在内核中使用SIGKILL的地方屈指可数，如oom_kill_process()中，所以通过dmesg记录并且分析内核中使用SIGKILL的代码，并不难分析原因- SIGQUIT，SIGILL，SIGABRT，SIGBUS，SIGFPE，SIGSEGV。

这几个信号在保留情况下会终止进程并会产生core文件，用户根据core中的stack trace信息，能直接定位出导致终止信号的代码位置。

另外，SIGQUIT，SIGABRT一般是由用户代码自己使用的，好的代码一般会记录日志。

SIGILL，SIGBUS，SIGFPE，SIGSEGV，都是由内核中产生的，搜索内核源码，不难列出内核中使用这几个信号的地方，如SIGILL 是非法指令，可能是浮点运算产生的代码被corrupted或文本区域的物理内存corruption；SIGBUS多由MCE故障定位导致；SIGSEGV 多由应用代码的指针变量被corrupted导致。

对于应用的heap或stack的内存被corrupted，可用valgrind工具对应用进行profile，通常能直接发现导致corruption的代码- SIGINT，SIGPIPE，SIGALRM，SIGTERM。

这几个信号在保留情况下终止进程但不会产生core文件。

对这几个信号，建议用户一定要定义一个handler，以记录产生问题的上下文。

比较容易忽略的是SIGPIPE，很多用户程序在使用select()或poll()时只监听read/write描述符，不监听exception描述符，在对方TCP已经关闭的情况下，仍然向socket中写入，导致SIGPIPE。

- 对于恶意的代吗产生的进程终止行为，如合作的一些进程中，A向B发SIGKILL，而没做日志记录，或者B直接判断某条件而调用exit()，也没有做日志记录.在应用代码量很大的情况下，通过分析代码故障定位这种情形也许很难. SystemTap提供了解决这个问题的一个比较好的方法，就是写用户层的probes，追踪进程对signal()，exit()等系统调用的使用（2）进程阻塞，应用无法正常推进这种情况，对于单个被阻塞的进程而言，属于正常状态，但对于包含多个进程的应用整体而言，属于异常。

应用无法推进，说明其中某一个进程推进的因素出现了问题，导致其他依赖于它的进程也要等待. 分析这种情形需要分析清楚进程或事件之间的依赖关系，及数据的处理流。

首先要用gdb -p 的back trace功能查出各进程阻塞的执行路径，以确定每个进程所处在的状态机的位置。

通常而言，如果只考虑各个进程的状态，则进程之间可能形成了一种互相依赖的环形关系，如（P1发请求=>P2处理=>P2发反应=>P1再请求=>P2处理=>P2再发反应），但应用对workload，一般是按一个个的transaction 或session的方式进行处理的，每个transaction都有起点和终点，我们需要用strace，tcpdump 等工具以及应用的执行日志进行观察，分析出当前正被处理的transaction所被阻滞的位置，从而找出全部状态机被阻塞的原因。

导致这种状态机停止运转的原因有多个：如和应用通信的远端出现了问题，后端数据库/目录等出现了问题，应用的某个进程或线程处于非正常的blocking位置或直接终止，不再正常工作。

（3）用户进程形成死锁用户进程形成死锁，如果没有内存上的故障定位，则完全是应用自身的逻辑问题。

死锁的进程或线程之间由于锁的互相占有形成了环路。

这种情况发生时，用gdb -p 的back trace的功能能直接确定死锁的进程全部阻塞在futex()等和锁相关的系统调用上，这些调用futex()的路径可能是mutex，semaphore，conditional variable 等锁函数。

通过分析call trace 的代码，能直接确定各进程在执行到该位置时，可能已经持有的全部锁，根据这个修改程序的代码，消除死锁环路，就可解决问题。

注意，内存故障也可导致假的死锁的，如物理内存故障可直接导致锁变量的值为-1，所以使用该锁的进程都会阻塞. 如果是代码的bug导致的内存corruption，可用valgrind工具检查程序来发现。

但如果是物理内存的故障定位导致的corruption，则需要硬件的支持，对于高端的PC，如MCE功能的机器，当物理内存故障定位时能直接产生异常或报告，但对于低端PC服务器，除了运行memtest工具进行检测外，没有其他方法。

（4）进程长期处于'D' （UnInterruptible）状态没法退出这种多是由内核中的故障引起的。

内核在很多执行路径中会将进程至于'D'的状态，以确保关键的执行路径不被外部的信号中断，导致不必要的内核中数据结构状态的不一致性。

但一般而言，进程处于'D' 状态的时间不会太久，因为状态结束的条件（如timer触发，IO操作完成等）很快会将进程唤醒. 当进程长期处于'D'，关键是要找出其阻塞的代码位置，用sysrq 的t键功能可直接打印出系统中全部睡眠进程的内核执行堆栈，如echo 't' > /proc/sysrq-trigger，其中包括出现'D'状态的进程的内核态堆栈。

找出代码位置后，一般可直接分析出'D' 状态不能退出的原因，如IO read操作因硬件或nfs故障而不能完成。

有可能导致'D' 状态的原因比较复杂，如…D‟的退出依赖于某变量的值，而该变量的值因某种原因被永久corrupted掉了。

3、内核故障情形及处理（1）内核panicpanic是内核最直接的故障定位报告，发生panic时，内核已经认为故障定位已经导致操作系统不再具备正常运行的条件了。

当发生panic时，Linux会将所有CPU的中断和进程调度功能都关掉，所以这时系统是没有任何反应的，如果用户启动的是图形界面，则在屏幕上也看不到任何关于panic的信息。

我们通常遇到的，机器没反应，ping不通的情况，绝大部分都是panic。

Panic发生时，内核直接在console上打印导致panic的代码位置的调用堆栈，传统的用户用串口连接到机器上来收集console上的打印信息，但串口这种方式，显然用起来不方便，现在的Linux，如RHEL5，RHEL6，都采用kdump的方法来收集panic时的信息。

在配置好kdump的情况下，panic时系统会用kexec加载并切换到一个新的内核上（放置在预先分配的内存位置），并用磁盘或网络等将系统的全部或部分内存数据保存起来。

用kdump收集到panic的数据后，用户用crash工具就能直接查看导致panic的代码路径。

panic一般是很直观的，panic的堆栈信息能直接反映出导致bug的原因，如MCE故障，NMI故障，数据结构分配失败等。

但有时panic是因为内核主动发现了关键的数据结构不一致性，这种不一致性是什么时候，什么代码导致的，并不清楚，可能还需要多次测试用SystemTap这样的工具进行捕捉（2）多处理机环境内核执行路径产生的死锁内核死锁和panic不一样，产生死锁时，内核并不主动的使自己处于挂起状态。

但内核死锁发生时，两个以上的CPU的执行路径在内核态不能推进了，处于互相阻塞状态，而且是100%的占用CPU（用的spin-lock），直接或间接的导致全部CPU上的进程无法调度。

内核死锁又分两种情况：- 涉及到中断上下文的死锁。

这种情况的死锁，最少一个CPU上的中断被屏蔽了。

系统可能没法响应ping请求。

由于有一个CPU已经没法响应中断，其上的local APIC定时中断没法工作，可以用NMI Watchdog的方法来检测出来（检查local APIC handler维护的计数器变量），NMI Watchdog可以在其处理程序中调用panic（），用户就可以用kdump收集内存信息，从而分析各死锁CPU上的调用堆栈，查处导致死锁的逻辑原因。

- 不涉及中断上下文的死锁。

这种情况的死锁，各CPU上的中断都是正常的，系统能对ping请求作出反应，这时NMI Watchdog无法被触发。

在2。

6。

16之前的内核中，并没有一种很好的方法来处理这种情形。

在RHEL5，RHEL6 内核中，每个CPU上提供了一个watchdog内核线程，在死锁出现的情况下，死锁CPU上的watchdog内核线程没法被调度（即使它是最高优先级的实时进程），它就没法update相应的counter变量，各CPU的NMI Watchdog 中断会周期性的检查其CPU对应的counter，发现没有updated，会调用panic（），用户就可用kdump收集内存信息，分析各死锁CPU上的调用堆栈，查处导致死锁的逻辑原因。