Linux进程状态(ps stat)之R、S、D、T、Z、X

时间 2019-12-23

标签 linux 进程状态 stat 栏目 Linux 繁體版

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Linux是一个多用户，多任务的系统，能够同时运行多个用户的多个程序，就必然会产生不少的进程，而每一个进程会有不一样的状态。linux

R

Linux进程状态：R (TASK_RUNNING)，可执行状态。shell

只有在该状态的进程才可能在CPU上运行。而同一时刻可能有多个进程处于可执行状态，这些进程的task_struct结构（进程控制块）被放入对应CPU的可执行队列中（一个进程最多只能出如今一个CPU的可执行队列中）。进程调度器的任务就是从各个CPU的可执行队列中分别选择一个进程在该CPU上运行。
不少操做系统教科书将正在CPU上执行的进程定义为RUNNING状态、而将可执行可是还没有被调度执行的进程定义为READY状态，这两种状态在linux下统一为 TASK_RUNNING状态。数据结构

S

Linux进程状态：S (TASK_INTERRUPTIBLE)，可中断的睡眠状态。多线程

处于这个状态的进程由于等待某某事件的发生（好比等待socket链接、等待信号量），而被挂起。这些进程的task_struct结构被放入对应事件的等待队列中。当这些事件发生时（由外部中断触发、或由其余进程触发），对应的等待队列中的一个或多个进程将被唤醒。
经过ps命令咱们会看到，通常状况下，进程列表中的绝大多数进程都处于TASK_INTERRUPTIBLE状态（除非机器的负载很高）。毕竟CPU就这么一两个，进程动辄几十上百个，若是不是绝大多数进程都在睡眠，CPU又怎么响应得过来。异步

D

Linux进程状态：D (TASK_UNINTERRUPTIBLE)，不可中断的睡眠状态。socket

与TASK_INTERRUPTIBLE状态相似，进程处于睡眠状态，可是此刻进程是不可中断的。不可中断，指的并非CPU不响应外部硬件的中断，而是指进程不响应异步信号。
绝大多数状况下，进程处在睡眠状态时，老是应该可以响应异步信号的。不然你将惊奇的发现，kill -9居然杀不死一个正在睡眠的进程了！因而咱们也很好理解，为何ps命令看到的进程几乎不会出现TASK_UNINTERRUPTIBLE状态，而老是TASK_INTERRUPTIBLE状态。
而TASK_UNINTERRUPTIBLE状态存在的意义就在于，内核的某些处理流程是不能被打断的。若是响应异步信号，程序的执行流程中就会被插入一段用于处理异步信号的流程（这个插入的流程可能只存在于内核态，也可能延伸到用户态），因而原有的流程就被中断了。（参见《linux内核异步中断浅析》）
在进程对某些硬件进行操做时（好比进程调用read系统调用对某个设备文件进行读操做，而read系统调用最终执行到对应设备驱动的代码，并与对应的物理设备进行交互），可能须要使用TASK_UNINTERRUPTIBLE状态对进程进行保护，以免进程与设备交互的过程被打断，形成设备陷入不可控的状态。这种状况下的TASK_UNINTERRUPTIBLE状态老是很是短暂的，经过ps命令基本上不可能捕捉到。
linux系统中也存在容易捕捉的TASK_UNINTERRUPTIBLE状态。执行vfork系统调用后，父进程将进入TASK_UNINTERRUPTIBLE状态，直到子进程调用exit或exec（参见《神奇的vfork》）。
经过下面的代码就能获得处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的进程：函数

#include
void main() {
if (!vfork()) sleep(100);
}

编译运行，而后ps一下：spa

kouu@kouu-one:~/test$ ps -ax | grep a\.out
4371 pts/0    D+     0:00 ./a.out
4372 pts/0    S+     0:00 ./a.out
4374 pts/1    S+     0:00 grep a.out

而后咱们能够试验一下TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的威力。无论kill仍是kill -9，这个TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的父进程依然屹立不倒。操作系统

T

Linux进程状态：T (TASK_STOPPED or TASK_TRACED)，暂停状态或跟踪状态。线程

向进程发送一个SIGSTOP信号，它就会因响应该信号而进入TASK_STOPPED状态（除非该进程自己处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态而不响应信号）。（SIGSTOP与SIGKILL信号同样，是很是强制的。不容许用户进程经过signal系列的系统调用从新设置对应的信号处理函数。）
向进程发送一个SIGCONT信号，可让其从TASK_STOPPED状态恢复到TASK_RUNNING状态。
当进程正在被跟踪时，它处于TASK_TRACED这个特殊的状态。“正在被跟踪”指的是进程暂停下来，等待跟踪它的进程对它进行操做。好比在gdb中对被跟踪的进程下一个断点，进程在断点处停下来的时候就处于TASK_TRACED状态。而在其余时候，被跟踪的进程仍是处于前面提到的那些状态。
对于进程自己来讲，TASK_STOPPED和TASK_TRACED状态很相似，都是表示进程暂停下来。
而TASK_TRACED状态至关于在TASK_STOPPED之上多了一层保护，处于TASK_TRACED状态的进程不能响应SIGCONT信号而被唤醒。只能等到调试进程经过ptrace系统调用执行PTRACE_CONT、PTRACE_DETACH等操做（经过ptrace系统调用的参数指定操做），或调试进程退出，被调试的进程才能恢复TASK_RUNNING状态。

Z

Linux进程状态：Z (TASK_DEAD – EXIT_ZOMBIE)，退出状态，进程成为僵尸进程。

进程在退出的过程当中，处于TASK_DEAD状态。
在这个退出过程当中，进程占有的全部资源将被回收，除了task_struct结构（以及少数资源）之外。因而进程就只剩下task_struct这么个空壳，故称为僵尸。
之因此保留task_struct，是由于task_struct里面保存了进程的退出码、以及一些统计信息。而其父进程极可能会关心这些信息。好比在shell中，$?变量就保存了最后一个退出的前台进程的退出码，而这个退出码每每被做为if语句的判断条件。
固然，内核也能够将这些信息保存在别的地方，而将task_struct结构释放掉，以节省一些空间。可是使用task_struct结构更为方便，由于在内核中已经创建了从pid到task_struct查找关系，还有进程间的父子关系。释放掉task_struct，则须要创建一些新的数据结构，以便让父进程找到它的子进程的退出信息。
父进程能够经过wait系列的系统调用（如wait四、waitid）来等待某个或某些子进程的退出，并获取它的退出信息。而后wait系列的系统调用会顺便将子进程的尸体（task_struct）也释放掉。
子进程在退出的过程当中，内核会给其父进程发送一个信号，通知父进程来“收尸”。这个信号默认是SIGCHLD，可是在经过clone系统调用建立子进程时，能够设置这个信号。
经过下面的代码可以制造一个EXIT_ZOMBIE状态的进程：

#include
void main() {
if (fork())
while(1) sleep(100);
}

编译运行，而后ps一下：

kouu@kouu-one:~/test$ ps -ax | grep a\.out
10410 pts/0    S+     0:00 ./a.out
10411 pts/0    Z+     0:00 [a.out]
10413 pts/1    S+     0:00 grep a.out

只要父进程不退出，这个僵尸状态的子进程就一直存在。那么若是父进程退出了呢，谁又来给子进程“收尸”？

当进程退出的时候，会将它的全部子进程都托管给别的进程（使之成为别的进程的子进程）。托管给谁呢？多是退出进程所在进程组的下一个进程（若是存在的话），或者是1号进程。因此每一个进程、每时每刻都有父进程存在。除非它是1号进程。
1号进程，pid为1的进程，又称init进程。
linux系统启动后，第一个被建立的用户态进程就是init进程。它有两项使命：

执行系统初始化脚本，建立一系列的进程（它们都是init进程的子孙）；
在一个死循环中等待其子进程的退出事件，并调用waitid系统调用来完成“收尸”工做；
init进程不会被暂停、也不会被杀死（这是由内核来保证的）。它在等待子进程退出的过程当中处于TASK_INTERRUPTIBLE状态，“收尸”过程当中则处于TASK_RUNNING状态。

X

Linux进程状态：X (TASK_DEAD – EXIT_DEAD)，退出状态，进程即将被销毁。

而进程在退出过程当中也可能不会保留它的task_struct。好比这个进程是多线程程序中被detach过的进程（进程？线程？参见《linux线程浅析》）。或者父进程经过设置SIGCHLD信号的handler为SIG_IGN，显式的忽略了SIGCHLD信号。（这是posix的规定，尽管子进程的退出信号能够被设置为SIGCHLD之外的其余信号。）
此时，进程将被置于EXIT_DEAD退出状态，这意味着接下来的代码当即就会将该进程完全释放。因此EXIT_DEAD状态是很是短暂的，几乎不可能经过ps命令捕捉到。
进程的初始状态
进程是经过fork系列的系统调用（fork、clone、vfork）来建立的，内核（或内核模块）也能够经过kernel_thread函数建立内核进程。这些建立子进程的函数本质上都完成了相同的功能——将调用进程复制一份，获得子进程。（能够经过选项参数来决定各类资源是共享、仍是私有。）
那么既然调用进程处于TASK_RUNNING状态（不然，它若不是正在运行，又怎么进行调用？），则子进程默认也处于TASK_RUNNING状态。
另外，在系统调用调用clone和内核函数kernel_thread也接受CLONE_STOPPED选项，从而将子进程的初始状态置为 TASK_STOPPED。
进程状态变迁
进程自建立之后，状态可能发生一系列的变化，直到进程退出。而尽管进程状态有好几种，可是进程状态的变迁却只有两个方向——从TASK_RUNNING状态变为非TASK_RUNNING状态、或者从非TASK_RUNNING状态变为TASK_RUNNING状态。
也就是说，若是给一个TASK_INTERRUPTIBLE状态的进程发送SIGKILL信号，这个进程将先被唤醒（进入TASK_RUNNING状态），而后再响应SIGKILL信号而退出（变为TASK_DEAD状态）。并不会从TASK_INTERRUPTIBLE状态直接退出。
进程从非TASK_RUNNING状态变为TASK_RUNNING状态，是由别的进程（也多是中断处理程序）执行唤醒操做来实现的。执行唤醒的进程设置被唤醒进程的状态为TASK_RUNNING，而后将其task_struct结构加入到某个CPU的可执行队列中。因而被唤醒的进程将有机会被调度执行。
而进程从TASK_RUNNING状态变为非TASK_RUNNING状态，则有两种途径：

响应信号而进入TASK_STOPED状态、或TASK_DEAD状态；
执行系统调用主动进入TASK_INTERRUPTIBLE状态（如nanosleep系统调用）、或TASK_DEAD状态（如exit系统调用）；或因为执行系统调用须要的资源得不到知足，而进入TASK_INTERRUPTIBLE状态或TASK_UNINTERRUPTIBLE状态（如select系统调用）。
显然，这两种状况都只能发生在进程正在CPU上执行的状况下。

内核模块代码：

—————-killd.c—————-
#include #include #include //for_each_process
MODULE_LICENSE(“BSD”);
static int pid = -1;
module_param(pid, int, S_IRUGO);
static int killd_init(void)
{
struct task_struct * p;
printk(KERN_ALERT “killd: force D status process to death\n”);
printk(KERN_ALERT “killd: pid=%d\n”, pid);
//read_lock(&tasklist_lock);
for_each_process(p){
if(p->pid == pid){
printk(“killd: found\n”);
set_task_state(p, TASK_STOPPED);
printk(KERN_ALERT “killd: aha, dead already\n”);
return 0;
}
}
printk(“not found”);
//read_unlock(&tasklist_lock);
return 0;
}
static void killd_exit(void)
{
printk(KERN_ALERT “killd: bye\n”);
}
module_init(killd_init);
module_exit(killd_exit);

1 2	—–Makefile———— obj-m := killd.o

编译模块

1	make -C yourkerneltree M=`pwd` modules

插入模块的时候提供D状态的进程号，就能够将其转换为stopped状态，使用普通kill就能够杀死。

1	./insmod ./killd.ko pid=1234