1、Linux进程状态(ps stat)之R、S 、D、T、Z、X Linux是一个多用户，多任务的系统，可以同时运行多个用户的多个程序，就必然会产生很多的进程，而每个进程会有不同的状态。 Linux进程状态：R (TASK_RUNNING) ，可执行状态。 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现在一个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。 很多操作系统教科书将正在CPU上执行的进程定义
2、为RUNNING状态、而将可执行但是尚未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。 Linux进程状态：S (TASK_INTERRUPTIBLE)，可中断的睡眠状态。 处于这个状态的进程因为等待某某事件的发生（比如等待socket连接、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、或由其他进程触发），对应的等待队列中的一个或多个进程将被唤醒。 通过ps命令我们会看到，一般情况下，进程列表中的 绝大多数进程都处于TASK_INTERRUPTIBLE状态（除非机
3、器的负载很高）。毕竟CPU就这么一两个，进程动辄几十上百个，如果不是绝大多数进程都在睡眠，CPU又怎么响应得过来。 Linux进程状态：D (TASK_UNINTERRUPTIBLE) ，不可中断的睡眠状态。 与TASK_INTERRUPTIBLE状态类似，进程处于睡眠状态，但是此刻进程是不可中断的。不可中断，指的并不是CPU不响应外部硬件的中断，而是指进程不响应异步信号。 绝大多数情况下，进程处在睡眠状态时，总是应该能够响应异步信号的。否则你将惊奇的发现，kill -9竟然杀不死一个正在睡眠的进程了！于是我们也很好理解，为什么ps命令看到的进程几乎不会出现TASK_UNINTERRUPTIB
4、LE状态，而总是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。如果响应异步信号，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），于是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作时（比如进程调用read系统调用对某个设备文件进行读操作，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），可能需要使用TASK_UNINTERRUPTIBLE状态对进程进行保护，以避免进程与设备交互
5、的过程被打断，造成设备陷入不可控的状态。这种情况下的TASK_UNINTERRUPTIBLE状态总是非常短暂的，通过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）。 通过下面的代码就能得到处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的进程： #include void main() if (!vfork() sleep(100); 编译运行，然后ps一下： kouukouu-one:/tes
6、t$ 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 然后我们可以试验一下TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的威力。不管kill 还是kill -9，这个TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的父进程依然屹立不倒。 Linux进程状态：T (TASK_STOPPED or TASK_TRACED)，暂停状态或跟踪状态。 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（除非该进程本身
7、处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态而不响应信号）。（SIGSTOP与SIGKILL信号一样，是非常强制的。不允许用户进程通过signal系列的系统调用重新设置对应的信号处理函数。） 向进程发送一个SIGCONT信号，可以让其从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作。比如在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。而在其他时候，被跟踪的进程还是处于前面提到的那些状态。 对于进程本
8、身来说，TASK_STOPPED和TASK_TRACED状态很类似，都是表示进程暂停下来。 而TASK_TRACED状态相当于在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。只能等到调试进程通过ptrace系统调用执行PTRACE_CONT、PTRACE_DETACH等操作（通过ptrace系统调用的参数指定操作），或调试进程退出，被调试的进程才能恢复TASK_RUNNING状态 。 Linux进程状态：Z (TASK_DEAD EXIT_ZOMBIE) ，退出状态，进程成为僵尸进程。 进程在退出的过程中，处于TASK_DEA
9、D状态。 在这个退出过程中，进程占有的所有资源将被回收，除了task_struct结构（以及少数资源）以外。于是进程就只剩下task_struct这么个空壳，故称为僵尸。 之所以保留task_struct ，是因 为task_struct 里面保存了 进程的退出码、以及一些统计信息。而其父进程很可能会关心这些信息。比如在shell中，$?变量就保存了最后一个退出的前台进程的退出码，而这个退出码往往被作为if语句的判断条件。 当然，内核也可以将这些信息保存在别的地方，而将task_struct结构释放掉，以节省一些空间。但是使用task_struct 结构更 为方便，因为在内核中已经建立了从pi
10、d 到task_struct查找关系，还有进程间的父子关系。释放掉task_struct，则需要建立一些新的数据结构，以便让父进程找到它的子进程的退出信息。 父进程可以通过wait系列的系统调用（如wait4、waitid）来等待某个或某些子进程的退出，并获取它的退出信息。然后wait系列的系统调用会顺便将子进程的尸体（task_struct）也释放掉。 子进程在退出的过程中，内核会给其父进程发送一个信号，通知父进程来“收尸” 。这个信号默认是SIGCHLD，但是在通过clone系统调用创建子进程时，可以设置这个信号。 通过下面的代码能够制造一个EXIT_ZOMBIE状态的进程： #inclu
11、de void main() if (fork() while(1) sleep(100); 编译运行，然后ps一下： kouukouu-one:/test$ 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。那么如果父进程退出了呢，谁又来给子进程“收尸 ”？ 当进程退出的时候，会将它的所有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？可能是退出进程所在进程组的下一个进
12、程（如果存在的话），或者是1号进程。所以每个进程、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，第一个被创建的用户态进程就是init进程。它有两项使命： 1、执行系统初始化脚本，创建一系列的进程（它们都是init进程的子孙）； 2、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”工作； 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中处于TASK_INTERRUPTIBLE状态，“收尸” 过程中则处于TASK_RUNNING 状态。 Linux进程状态：X
13、(TASK_DEAD EXIT_DEAD) ，退出状态，进程即将被销毁。 而进程在退出过程中也可能不会保留它的task_struct。比如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）。或者父进程通过设置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可以被设置为SIGCHLD以外的其他信号。） 此时，进程将被置于EXIT_DEAD退出状态，这意味着接下来的代码立即就会将该进程彻底释放。所以EXIT_DEAD状态是非常短暂的，几乎不可能通过ps命令捕捉到。 进程的初始状态 进
14、程是通过fork 系列的系统调用（fork 、clone、vfork）来创建的，内核（或内核模块）也可以通过kernel_thread函数创建内核进程。这些创建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，得到子进程。（可以通过选项参数来决定各种资源是共享、还是私有。） 那么既然调用进程处于TASK_RUNNING状态（否 则，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
15、 进程自创建以后，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，但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，如果给一个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），然后再响 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
16、由别的进程（也可能是中断处理程序）执行唤醒操作来实现的。执行唤醒的进程设置被唤醒进程的状态为TASK_RUNNING ，然后将其task_struct 结构加入到某个 CPU的可执行队 列中。于是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： 1、响应信号而进入TASK_STOPED状态、或TASK_DEAD状态； 2、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）；或由于执行系统调用需要的资源得不到满足，而进入TASK_I
17、NTERRUPTIBLE状态或TASK_UNINTERRUPTIBLE状态（如select系统调用）。 显然，这两种情况都只能发生在进程正在CPU上执行的情况下。 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:
18、force D status process to deathn”); printk(KERN_ALERT “killd: pid=%dn”, pid); /read_lock( for_each_process(p) if(p-pid = pid) printk(“killd: foundn”); set_task_state(p, TASK_STOPPED); printk(KERN_ALERT “killd: aha, dead alreadyn”); return 0; printk(“not found”); /read_unlock( return 0; static void killd_exit(void) printk(KERN_ALERT “killd: byen”); module_init(killd_init); module_exit(killd_exit); Makefile obj-m := killd.o 编译模块 make -C yourkerneltree M=pwd modules 插入模块的时候提供D状态的进程号，就可以将其 转换为stopped 状态，使用普通kill 就可以杀死。 ./insmod ./killd.ko pid=1234
