进程状态

进程状态

Linux 的进程状态包含了 R (TASK_RUNNING),可执行状态、S (TASK_INTERRUPTIBLE),可中断的睡眠状态、D (TASK_UNINTERRUPTIBLE),不可中断的睡眠状态、T (TASK_STOPPED or TASK_TRACED),暂停状态或跟踪状态、Z (TASK_DEAD – EXIT_ZOMBIE),退出状态,进程成为僵尸进程、X (TASK_DEAD – EXIT_DEAD),退出状态,进程即将被销毁。

进程状态类别

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。

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)。

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。

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)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。

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。

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。

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:

  • 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);

  • 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。

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。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:

  • 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。