查linux有哪些task_Linux进程的状态以及如何查看

.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_UNINTERRUPTIBLE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：

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

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。

上面我们介绍了Linux进程的R、S、D三种状态，这里接着上面的文章介绍另外三个状态。

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_DEAD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pid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：

#include void main() {

if (fork())

while(1) sleep(100);

}

编译运行，然后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 (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

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_INTERRUPTIBLE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。

具体查看的话

用ps aux | less

PROCESS STATE CODES

Here are the different values that the s, stat and state output specifiers

(header "STAT" or "S") will display to describe the state of a process.

D Uninterruptible sleep (usually IO)

R Running or runnable (on run queue)

S Interruptible sleep (waiting for an event to complete)

T Stopped, either by a job control signal or because it is being traced.

W paging (not valid since the 2.6.xx kernel)

X dead (should never be seen)

Z Defunct ("zombie") process, terminated but not reaped by its parent.

For BSD formats and when the stat keyword is used, additional characters may

be displayed:

< high-priority (not nice to other users)

N low-priority (nice to other users)

L has pages locked into memory (for real-time and custom IO)

s is a session leader

l is multi-threaded (using CLONE_THREAD, like NPTL pthreads do)

+ is in the foreground process group

查看更详细的进程状态：cat /proc/[pid]/status

关键字:

linux

[root@localhost ~]# cat

/proc/self/status

Name: cat

State: R (running)

SleepAVG: 88%

Tgid: 5783

Pid: 5783

PPid: 5742

TracerPid: 0

Uid: 0 0 0 0

Gid: 0 0 0 0

FDSize: 256

Groups: 0 1 2 3 4 6 10

VmSize: 6588 kB

VmLck: 0 kB

VmRSS: 400 kB

VmData: 144 kB

VmStk: 2040 kB

VmExe: 14 kB

VmLib: 1250 kB

StaBrk: 0804e000 kB

Brk: 088df000 kB

StaStk: bfe03270 kB

ExecLim: 0804c000

Threads: 1

SigPnd: 0000000000000000

ShdPnd: 0000000000000000

SigBlk: 0000000000000000

SigIgn: 0000000000000000

SigCgt: 0000000000000000

CapInh: 0000000000000000

CapPrm: 00000000fffffeff

CapEff: 00000000fffffeff

输出解释

参数 解释

Name 应用程序或命令的名字

State 任务的状态，运行/睡眠/僵死/

SleepAVG 任务的平均等待时间(以nanosecond为单位)，交互式任务因为休眠次数多、时间长，它们的 sleep_avg

也会相应地更大一些，所以计算出来的优先级也会相应高一些。

Tgid 线程组号

Pid 任务ID

Ppid 父进程ID

TracerPid 接收跟踪该进程信息的进程的ID号

Uid Uid euid suid fsuid

Gid Gid egid sgid fsgid

FDSize 文件描述符的最大个数，file->fds

Groups

VmSize(KB) 任务虚拟地址空间的大小

(total_vm-reserved_vm)，其中total_vm为进程的地址空间的大小，reserved_vm：进程在预留或特殊的内存间的物理页

VmLck(KB) 任务已经锁住的物理内存的大小。锁住的物理内存不能交换到硬盘

(locked_vm)

VmRSS(KB) 应用程序正在使用的物理内存的大小，就是用ps命令的参数rss的值

(rss)

VmData(KB) 程序数据段的大小(所占虚拟内存的大小)，存放初始化了的数据；

(total_vm-shared_vm-stack_vm)

VmStk(KB) 任务在用户态的栈的大小 (stack_vm)

VmExe(KB) 程序所拥有的可执行虚拟内存的大小，代码段，不包括任务使用的库

(end_code-start_code)

VmLib(KB) 被映像到任务的虚拟内存空间的库的大小

(exec_lib)

VmPTE 该进程的所有页表的大小，单位：kb

Threads

共享使用该信号描述符的任务的个数，在POSIX多线程序应用程序中，线程组中的所有线程使用同一个信号描述符。

SigQ 待处理信号的个数

SigPnd 屏蔽位，存储了该线程的待处理信号

ShdPnd 屏蔽位，存储了该线程组的待处理信号

SigBlk 存放被阻塞的信号

SigIgn 存放被忽略的信号

SigCgt 存放被俘获到的信号

CapInh

Inheritable，能被当前进程执行的程序的继承的能力

CapPrm

Permitted，进程能够使用的能力，可以包含CapEff中没有的能力，这些能力是被进程自己临时放弃的，CapEff是CapPrm的一个子集，进程放弃没有必要的能力有利于提高安全性

CapEff Effective，进程的有效能力

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