Documentation/ia64/mca.rst

   1 =============================================================
   2 An ad-hoc collection of notes on IA64 MCA and INIT processing
   3 =============================================================
   4
   5 Feel free to update it with notes about any area that is not clear.
   6
   7 ---
   8
   9 MCA/INIT are completely asynchronous.  They can occur at any time, when
  10 the OS is in any state.  Including when one of the cpus is already
  11 holding a spinlock.  Trying to get any lock from MCA/INIT state is
  12 asking for deadlock.  Also the state of structures that are protected
  13 by locks is indeterminate, including linked lists.
  14
  15 ---
  16
  17 The complicated ia64 MCA process.  All of this is mandated by Intel's
  18 specification for ia64 SAL, error recovery and unwind, it is not as
  19 if we have a choice here.
  20
  21 * MCA occurs on one cpu, usually due to a double bit memory error.
  22   This is the monarch cpu.
  23
  24 * SAL sends an MCA rendezvous interrupt (which is a normal interrupt)
  25   to all the other cpus, the slaves.
  26
  27 * Slave cpus that receive the MCA interrupt call down into SAL, they
  28   end up spinning disabled while the MCA is being serviced.
  29
  30 * If any slave cpu was already spinning disabled when the MCA occurred
  31   then it cannot service the MCA interrupt.  SAL waits ~20 seconds then
  32   sends an unmaskable INIT event to the slave cpus that have not
  33   already rendezvoused.
  34
  35 * Because MCA/INIT can be delivered at any time, including when the cpu
  36   is down in PAL in physical mode, the registers at the time of the
  37   event are _completely_ undefined.  In particular the MCA/INIT
  38   handlers cannot rely on the thread pointer, PAL physical mode can
  39   (and does) modify TP.  It is allowed to do that as long as it resets
  40   TP on return.  However MCA/INIT events expose us to these PAL
  41   internal TP changes.  Hence curr_task().
  42
  43 * If an MCA/INIT event occurs while the kernel was running (not user
  44   space) and the kernel has called PAL then the MCA/INIT handler cannot
  45   assume that the kernel stack is in a fit state to be used.  Mainly
  46   because PAL may or may not maintain the stack pointer internally.
  47   Because the MCA/INIT handlers cannot trust the kernel stack, they
  48   have to use their own, per-cpu stacks.  The MCA/INIT stacks are
  49   preformatted with just enough task state to let the relevant handlers
  50   do their job.
  51
  52 * Unlike most other architectures, the ia64 struct task is embedded in
  53   the kernel stack[1].  So switching to a new kernel stack means that
  54   we switch to a new task as well.  Because various bits of the kernel
  55   assume that current points into the struct task, switching to a new
  56   stack also means a new value for current.
  57
  58 * Once all slaves have rendezvoused and are spinning disabled, the
  59   monarch is entered.  The monarch now tries to diagnose the problem
  60   and decide if it can recover or not.
  61
  62 * Part of the monarch's job is to look at the state of all the other
  63   tasks.  The only way to do that on ia64 is to call the unwinder,
  64   as mandated by Intel.
  65
  66 * The starting point for the unwind depends on whether a task is
  67   running or not.  That is, whether it is on a cpu or is blocked.  The
  68   monarch has to determine whether or not a task is on a cpu before it
  69   knows how to start unwinding it.  The tasks that received an MCA or
  70   INIT event are no longer running, they have been converted to blocked
  71   tasks.  But (and its a big but), the cpus that received the MCA
  72   rendezvous interrupt are still running on their normal kernel stacks!
  73
  74 * To distinguish between these two cases, the monarch must know which
  75   tasks are on a cpu and which are not.  Hence each slave cpu that
  76   switches to an MCA/INIT stack, registers its new stack using
  77   set_curr_task(), so the monarch can tell that the _original_ task is
  78   no longer running on that cpu.  That gives us a decent chance of
  79   getting a valid backtrace of the _original_ task.
  80
  81 * MCA/INIT can be nested, to a depth of 2 on any cpu.  In the case of a
  82   nested error, we want diagnostics on the MCA/INIT handler that
  83   failed, not on the task that was originally running.  Again this
  84   requires set_curr_task() so the MCA/INIT handlers can register their
  85   own stack as running on that cpu.  Then a recursive error gets a
  86   trace of the failing handler's "task".
  87
  88 [1]
  89     My (Keith Owens) original design called for ia64 to separate its
  90     struct task and the kernel stacks.  Then the MCA/INIT data would be
  91     chained stacks like i386 interrupt stacks.  But that required
  92     radical surgery on the rest of ia64, plus extra hard wired TLB
  93     entries with its associated performance degradation.  David
  94     Mosberger vetoed that approach.  Which meant that separate kernel
  95     stacks meant separate "tasks" for the MCA/INIT handlers.
  96
  97 ---
  98
  99 INIT is less complicated than MCA.  Pressing the nmi button or using
 100 the equivalent command on the management console sends INIT to all
 101 cpus.  SAL picks one of the cpus as the monarch and the rest are
 102 slaves.  All the OS INIT handlers are entered at approximately the same
 103 time.  The OS monarch prints the state of all tasks and returns, after
 104 which the slaves return and the system resumes.
 105
 106 At least that is what is supposed to happen.  Alas there are broken
 107 versions of SAL out there.  Some drive all the cpus as monarchs.  Some
 108 drive them all as slaves.  Some drive one cpu as monarch, wait for that
 109 cpu to return from the OS then drive the rest as slaves.  Some versions
 110 of SAL cannot even cope with returning from the OS, they spin inside
 111 SAL on resume.  The OS INIT code has workarounds for some of these
 112 broken SAL symptoms, but some simply cannot be fixed from the OS side.
 113
 114 ---
 115
 116 The scheduler hooks used by ia64 (curr_task, set_curr_task) are layer
 117 violations.  Unfortunately MCA/INIT start off as massive layer
 118 violations (can occur at _any_ time) and they build from there.
 119
 120 At least ia64 makes an attempt at recovering from hardware errors, but
 121 it is a difficult problem because of the asynchronous nature of these
 122 errors.  When processing an unmaskable interrupt we sometimes need
 123 special code to cope with our inability to take any locks.
 124
 125 ---
 126
 127 How is ia64 MCA/INIT different from x86 NMI?
 128
 129 * x86 NMI typically gets delivered to one cpu.  MCA/INIT gets sent to
 130   all cpus.
 131
 132 * x86 NMI cannot be nested.  MCA/INIT can be nested, to a depth of 2
 133   per cpu.
 134
 135 * x86 has a separate struct task which points to one of multiple kernel
 136   stacks.  ia64 has the struct task embedded in the single kernel
 137   stack, so switching stack means switching task.
 138
 139 * x86 does not call the BIOS so the NMI handler does not have to worry
 140   about any registers having changed.  MCA/INIT can occur while the cpu
 141   is in PAL in physical mode, with undefined registers and an undefined
 142   kernel stack.
 143
 144 * i386 backtrace is not very sensitive to whether a process is running
 145   or not.  ia64 unwind is very, very sensitive to whether a process is
 146   running or not.
 147
 148 ---
 149
 150 What happens when MCA/INIT is delivered what a cpu is running user
 151 space code?
 152
 153 The user mode registers are stored in the RSE area of the MCA/INIT on
 154 entry to the OS and are restored from there on return to SAL, so user
 155 mode registers are preserved across a recoverable MCA/INIT.  Since the
 156 OS has no idea what unwind data is available for the user space stack,
 157 MCA/INIT never tries to backtrace user space.  Which means that the OS
 158 does not bother making the user space process look like a blocked task,
 159 i.e. the OS does not copy pt_regs and switch_stack to the user space
 160 stack.  Also the OS has no idea how big the user space RSE and memory
 161 stacks are, which makes it too risky to copy the saved state to a user
 162 mode stack.
 163
 164 ---
 165
 166 How do we get a backtrace on the tasks that were running when MCA/INIT
 167 was delivered?
 168
 169 mca.c:::ia64_mca_modify_original_stack().  That identifies and
 170 verifies the original kernel stack, copies the dirty registers from
 171 the MCA/INIT stack's RSE to the original stack's RSE, copies the
 172 skeleton struct pt_regs and switch_stack to the original stack, fills
 173 in the skeleton structures from the PAL minstate area and updates the
 174 original stack's thread.ksp.  That makes the original stack look
 175 exactly like any other blocked task, i.e. it now appears to be
 176 sleeping.  To get a backtrace, just start with thread.ksp for the
 177 original task and unwind like any other sleeping task.
 178
 179 ---
 180
 181 How do we identify the tasks that were running when MCA/INIT was
 182 delivered?
 183
 184 If the previous task has been verified and converted to a blocked
 185 state, then sos->prev_task on the MCA/INIT stack is updated to point to
 186 the previous task.  You can look at that field in dumps or debuggers.
 187 To help distinguish between the handler and the original tasks,
 188 handlers have _TIF_MCA_INIT set in thread_info.flags.
 189
 190 The sos data is always in the MCA/INIT handler stack, at offset
 191 MCA_SOS_OFFSET.  You can get that value from mca_asm.h or calculate it
 192 as KERNEL_STACK_SIZE - sizeof(struct pt_regs) - sizeof(struct
 193 ia64_sal_os_state), with 16 byte alignment for all structures.
 194
 195 Also the comm field of the MCA/INIT task is modified to include the pid
 196 of the original task, for humans to use.  For example, a comm field of
 197 'MCA 12159' means that pid 12159 was running when the MCA was
 198 delivered.