进程管理与调度--进程状态

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更新日期：2020/05/02，转载请注明出处。

前言5个基础互斥状态2个退出状态新增睡眠状态应用层下查看进程状态捕捉TASK_UNINTERRUPTIBLE状态捕捉僵尸状态进程状态迁移

前言

本系列文章转载自csdn博主JeanCheng，他写的关于内核的文章因该是最系统、最全面的，我针对最新内核（5.4.36，2020年4月发布）和章节排布做了扩充和修改。

进程是处于执行期的程序以及它所管理的资源（如打开的文件、挂起的信号、进程状态、地址空间等等）的总称。注意，程序并不是进程，实际上两个或多个进程不仅有可能执行同一程序，而且还有可能共享地址空间等资源。

Linux内核通过一个被称为进程描述符的task_struct结构体来管理进程，这个结构体包含了一个进程所需的所有信息。它定义在include/linux/sched.h文件中。

谈到task_struct结构体，可以说它是linux内核源码中最复杂的一个结构体了，成员之多，占用内存之大。

后面的许多章节都是围绕它的成员展开，本节来介绍进程的状态。

task_strcut的state成员用于描述进程的运行状态：

    /* -1 unrunnable, 0 runnable, >0 stopped: */
    volatile long           state;

exit_state用于描述进程的退出状态：

    int             exit_state;

5个基础互斥状态

state域能够取5个互为排斥的值（通俗一点就是这五个值任意两个不能一起使用，只能单独使用）。系统中的每个进程都必然处于以上所列进程状态中的一种。

TASK_RUNNING

表示进程要么正在执行，要么正要准备执行（已经就绪），正在等待cpu时间片的调度。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。

TASK_INTERRUPTIBLE

进程因为等待一些条件而被挂起（阻塞）而所处的状态。这些条件主要包括：硬中断、资源、一些信号……，一旦等待的条件成立，进程就会从该状态（阻塞）迅速转化成为就绪状态TASK_RUNNING。

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。

TASK_UNINTERRUPTIBLE

意义与TASK_INTERRUPTIBLE类似，除了不能通过接受一个信号来唤醒以外，对于处于TASK_UNINTERRUPIBLE状态的进程，哪怕我们传递一个信号或者有一个外部中断都不能唤醒他们。只有它所等待的资源可用的时候，他才会被唤醒。这个标志很少用，但是并不代表没有任何用处，其实他的作用非常大，特别是对于驱动刺探相关的硬件过程很重要，这个刺探过程不能被一些其他的东西给中断，否则就会让进程进入不可预测的状态。

TASK_STOPPED

向进程发送一个SIGSTOP、SIGTTIN、SIGTSTP或者SIGTTOU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。）

TASK_TRACED

表示进程被debugger等进程监视，进程执行被调试程序所停止，当一个进程被另外的进程所监视，每一个信号都会让进程进入该状态。

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。

定义如下：

/* Used in tsk->state: */
#define TASK_RUNNING            0x0000
#define TASK_INTERRUPTIBLE        0x0001
#define TASK_UNINTERRUPTIBLE        0x0002
#define __TASK_STOPPED            0x0004
#define __TASK_TRACED            0x0008

2个退出状态

其实还有两个附加的进程状态既可以被添加到state域中，又可以被添加到exit_state域中。只有当进程终止的时候，才会达到这两种状态。

定义如下：

/* Used in tsk->exit_state: */
#define EXIT_DEAD            0x0010
#define EXIT_ZOMBIE            0x0020
#define EXIT_TRACE            (EXIT_ZOMBIE | EXIT_DEAD)

新增睡眠状态

如前所述，进程状态 TASK_UNINTERRUPTIBLE 和 TASK_INTERRUPTIBLE 都是睡眠状态。现在，我们来看看内核如何将进程置为睡眠状态。

内核如何将进程置为睡眠状态。
Linux 内核提供了两种方法将进程置为睡眠状态。

将进程置为睡眠状态的普通方法是将进程状态设置为 TASK_INTERRUPTIBLE 或 TASK_UNINTERRUPTIBLE 并调用调度程序的 schedule() 函数。这样会将进程从 CPU 运行队列中移除。

如果进程处于可中断模式的睡眠状态（通过将其状态设置为 TASK_INTERRUPTIBLE），那么可以通过显式的唤醒呼叫（wakeup_process()）或需要处理的信号来唤醒它。

但是，如果进程处于非可中断模式的睡眠状态（通过将其状态设置为 TASK_UNINTERRUPTIBLE），那么只能通过显式的唤醒呼叫将其唤醒。除非万不得已，否则我们建议您将进程置为可中断睡眠模式，而不是不可中断睡眠模式（比如说在设备 I/O 期间，处理信号非常困难时）。

当处于可中断睡眠模式的任务接收到信号时，它需要处理该信号（除非它已被屏弊），离开之前正在处理的任务（此处需要清除代码），并将 -EINTR 返回给用户空间。再一次，检查这些返回代码和采取适当操作的工作将由程序员完成。有点编程经验的同学就会知道，我们在套接字编程里，调用read或者write函数出错时，还要结合错误码判断错误原因，决定是再次执行还是退出。如果是因为中断引起的，我们通常的处理方法是再次进行读写操作。

因此，懒惰的程序员可能比较喜欢将进程置为不可中断模式的睡眠状态，因为信号不会唤醒这类任务。

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。

但需要注意的一种情况是，对不可中断睡眠模式的进程的唤醒呼叫可能会由于某些原因不会发生，这会使进程无法被终止，从而最终引发问题，因为惟一的解决方法就是重启系统。一方面，您需要考虑一些细节，因为不这样做会在内核端和用户端引入 bug。另一方面，您可能会生成永远不会停止的进程（被阻塞且无法终止的进程）。

现在，我们在内核中实现了一种新的睡眠方法。

Linux Kernel 2.6.25 引入了一种新的进程睡眠状态:

它定义如下：

/* Convenience macros for the sake of set_current_state: */
#define TASK_KILLABLE            (TASK_WAKEKILL | TASK_UNINTERRUPTIBLE)

换句话说，TASK_UNINTERRUPTIBLE + TASK_WAKEKILL = TASK_KILLABLE。

而TASK_WAKEKILL 用于在接收到致命信号时唤醒进程。

新的睡眠状态允许 TASK_UNINTERRUPTIBLE 响应致命信号。

应用层下查看进程状态

我们站在应用层的角度来看下进程的状态。
我们通过执行ps -u命令就可以查看到进程的状态，

STAT一列的字母含义如下：

（man ps中PROCESS STATE CODES章节copy过来）：
               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

捕捉TASK_UNINTERRUPTIBLE状态

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：

int main() 
{  
    if (!vfork()) 
        sleep(100);  
    return 0；
} 

编译运行，然后ps -u一下。

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。

捕捉僵尸状态

进程在退出过程中，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：

int main()
{  
    if (fork())//父进程  
        sleep(60); 
    return 0;
} 

编译运行，然后ps -u一下。

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。

进程状态迁移

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。

进程状态迁移图如下：