当前位置：首页 > news >正文

Linux中进程的属性：状态

news 来源：原创 2025/7/13 18:03:20

一、通用OS进程中的各种状态与相关概念

1.1通用进程中的状态

CPU执行进程代码，不是把进程执行完才开始执行下一个，而是给每个进程预分配一个“时间片”， CPU基于时间片进行轮转调度（每个CPU分别进行）

其中发涉及到的几个进程的状态在不同操作系统中各不相同，但可以把他们归类为图中几种：

①创建/就绪/运行状态（对于一个进程来说往往没有明显区别）

②阻塞状态

③中止状态

1.2并行与并发的概念

CPU的功能十分强大，即使有多个进程，也可以在CPU数量仅有几个的情况下，通过并行和并发来执行

①并发：多个进程在一个CPU下采用进程切换的方式，在一段时间内让多个进程同时推进

②并行：多个进程在多个CPU下分别，同时进行

1.3时间片的概念与分时操作系统，实时操作系统

时间片是应用于分时操作系统当中的，分时操作系统的特点是：

①给每一个任务分别分配一个时间片

②调度任务尽量公平的分配（即时间片尽量贴近）

类似于Linux和Windows这种民用级别操作系统，都采用分时操作系统

与之相对的是实时操作系统：

如汽车上的操作系统，在播放音乐和紧急刹车这两个任务间，紧急刹车必须要是最高优先级，不能再尽量公平了

1.4运行状态

1.4.1分时操作系统的大致原理

首先操作系统在启动电脑时就会加载到内存中

每个CPU都会对应一个runqueue队列的对象，对象中存有PCB的头节点（这里以Linux中的task_struct为例），在不考虑优先级问题时，遵循FIFO算法

1.4.2FIFO算法的具体实现

当一个新的进程进入的时候，会形成一个task_struct，之后链入到runqueue对象的task_struct* head中

CPU在调用时，每次把head直接指向的task_struct对象拿出来，让head指向它的next，它本身进入CPU中进行运行，运行时间片结束后链入到最后一个task_struct的下一个

1.4.3什么时候进程是运行状态

通过FIFO算法说明：当对应进程在运行队列当中，该进程的状态就叫运行状态

可以理解为已经准备好了，可以随时被CPU调度

1.5阻塞状态

1.5.1操作系统对于底层硬件的管理：device链表

OS要管理底层硬件，依旧是遵循“先描述，后组织”的原则，在OS内部创建一个名为device的结构体对象，用来表示每个硬件的情况

在内存中，各个device像带头链表一样连接起来，其属性中的 type标识了是何种硬件，status则表示当前硬件是否正常工作，如此一来，再间隔一层驱动层就可以对硬件进行直接管理

1.5.2什么时候进程处于阻塞状态

当一个进程task_struct的代码中出现了scanf()等需要从键盘或其他硬件读取数据的语句，CPU会停止运行，并且不会把它链入runqueue队列中，取而代之的是链入device的一个成员变量task_struct* wait_queue下（根据1.5.1中图示device的第四个成员变量）

如果有多个需要读取的进程，会按照队列继续向下链入

这些在硬件的wait_queue队列中等待的进程，称之为阻塞状态

1.5.3阻塞状态回归运行状态的过程

在OS接收到如键盘等硬件输入的信息后，就会把这一进程的阻塞状态改为运行状态，并且将其从waitqueue头删，链入到runqueue队列中

在该进程再次进入CPU中时，就已经获取了键盘的写入数据，并继续接下来的程序

运行和阻塞的本质：让不同进程处在不同的队列中

1.5.4阻塞（又名等待）的本质是什么

连入目标外部设备，CPU不调度

1.6挂起状态

1.6.1出现的契机

处于阻塞状态的进程不会被CPU调度，但是他的代码和数据还留在内存中占用空间；

此时如果内存空间严重不足，那就可以考虑暂时将这一部分代码和数据移到硬盘中管辖，需要使用时再调回来

1.6.2意义

在内存资源严重不足的时候，给操作系统一些空间，本质上是用时间换空间（因为换入换出的本质是IO，速度很慢，实际应用时不多见）

1.6.3阻塞挂起状态

所谓挂起状态，就是在磁盘中一块称为“swap分区”的位置，把内存中的代码和数据换出到磁盘的相应位置，换出后，因为一定是在阻塞状态下才有机会进入挂起状态，此时进程的状态称为“阻塞挂起状态”

回归运行：

当硬件中获取到数据，OS会先把状态改为运行，再从内存中换出代码和数据，然后再连入运行队列

二、Linux中进程的状态

2.1底层中状态定义的方式与各类状态

在Linux中，是用task_struct中的属性int status

通过一个类似于#define的方式将整形定义为为各类状态

R（running）：0

S（sleeping）：1

D（disk sleep）：2

T（stopped）：4

t（tracing stop）：8

X（dead）：16

Z（zombie）：32

①R

就是普通的运行状态

②S

是sleeping的缩写，为阻塞等待状态（可中断睡眠；又称浅睡眠，可以被kill杀进程）

③D

是disk sleeping磁盘睡眠的缩写，为阻塞等待状态的一种（不可中断睡眠；又称深睡眠）

④T

是stopping的缩写，也属于阻塞

⑤t

是tracing stop追踪暂停的缩写，当进程被追踪的时候（如gdb中断点停下，进程状态为t）也属于阻塞

⑥X

是dead的缩写，死亡状态

⑦Z

是zombie的缩写，僵尸状态

2.2D状态

disk sleeping，即磁盘睡眠

因为磁盘负责存取数据，这很重要，所以操作系统中的进程在磁盘当中等待的状态比较特殊，它的出现是因为要向磁盘当中写入数据是做IO操作，需要花很多时间

而且这段时间进程不能出任何问题，否则会造成数据的丢失，所以单独设置了一个深睡眠防止被杀进程

注：D状态大多的情况下是瞬时的状态，不会被查到；因为如果查到，那么大概率是磁盘出现了一些问题，如老化，空间不足等。

2.3S状态与S+状态的区别

他们的区别主要在是否是后台进程上：一般一个可执行程序启动后默认都是前台程序，状态对应S+；后台进程则对应状态S

实例：

假如运行起来一个可执行程序mycode

我们可以通过

./+[可执行程序] &

来启动后台进程

效果

查询结果：

后台进程的特点是什么？

无法被ctrl+C杀进程，只能通过kill -9来结束程序

前台进程：

后台进程：

用kill -9杀进程后：

2.4T状态的主动设置与取消以及其影响

T状态的设置有两种方式：

①当进程做了非法但是不致命的操作，被OS暂停

②可以利用kill的选项指定一个进程进入T状态

第19号选项SIGSTOP，可以使用第18号选项SIGCONT将进程继续

用法：

kill -19 +[PID]

2.4补：主动设置T状态后取消会影响到进程的前后台属性

主动设置T状态后再继续，会自动将前台程序切换到后台

2.5X状态与进程死亡

2.5.1进程退出时的返回信息

要了解进程退出时的返回顺序，那么必须要明确：进程为什么会被创建

进程被创建是为了完成用户的任务

既如此，在进程退出时，我们必须要明确任务是否被完成，那么该怎么做呢？

实际上，我们通过进程的执行结果，告知父进程/OS任务的完成情况

那么我们该如何查看进程的执行结果呢？

可以通过指令

echo $?

查看最近程序退出时的退出信息（例如ll之后运行，就会展示ll指令是否成功）

注：程序正常完成任务返回0，其余情况返回非0

2.5.1补：“程序正常完成任务返回0，其余情况返回非0”这种说法的实例

我们在写main函数的时候，会在最后一行写上return 0; 其实这一个返回值就是返回给OS进程的执行结果，返回0就是程序正常执行完毕

如果我们刻意main函数写返回10，$?结果也会变为10

2.6死亡状态X与僵尸状态Z

2.6.1通过现实例子理解二者对于进程结束的影响

正如在苹果从树上掉下腐烂后，我们研究它落地时间最后扔掉它的过程

苹果在树上成熟，它落地后腐烂，直到我们发现并对它进行检测研究结束，它的腐烂时间这一数据就被记录了下来，最后他才会被扔掉

这个过程类比就是：

在树上生长就相当于进程在运行

从树上落下相当于运行结束

结束后被我们发现并研究出腐烂时间，类比于“维持退出信息，方便父进程/操作系统来进行查询”

从掉下到研究完毕，即从进程结束到维持完退出信息，称之为僵尸状态

扔掉后，即进程死亡状态

2.6.2进程退出时发生的事情

进程=内核数据结构（task_struct）+代码和数据

①进程退出时，代码就不会再被执行了，首先可以立即释放的就是程序代码和数据

②进程退出时需要有退出信息，这些信息就保存在自己的task_struct中

③虽然退出，但它的task_struct依旧要被OS维护起来，方便用户未来获取进程退出信息

2.6.3退出信息的存储位置：task_struct中

task_struct中存储内容之一就是“进程退出信息”，对应的形式是int类型，名为exit_code

以及一些其他的信息

2.6.4进程创建/释放时，内核数据结构和代码数据出现的先后顺序

进程创建：先创建内核数据结构task_struct（没加载代码数据之前称为新建状态），再创建代码和数据

进程释放：先释放代码和数据，此时称之为僵尸状态，task_struct暂时被维护起来

2.6.5结合例子观察僵尸状态（死亡状态为瞬时状态，无法观察）及系统层面的内存泄漏

首先需要一个代码：可以展示父子进程同时进行，且子进程进行十次以后停止，但父进程一直运行

 4 int main()5 {6     printf("父进程开始执行;我的PID:%d，我的PPID：%d\n",getpid(),getppid());7 8     pid_t pi=fork();9     if(pi==0)10     {11         int cnt=10;12         while(cnt > 0)13         {14         printf("我是子进程，我的PID:%d，我的PPID：%d,当前cnt：%d\n",getpid(),getppid(),cnt);15         sleep(1);16         cnt--;17         } 18     }19     else {20         while(1)21         {22         printf("我是父进程，我的PID:%d，我的PPID：%d\n",getpid(),getppid());                                                                             23         sleep(1);24         25         }26     }27 28 29     return 0;30 }

我们编辑出一个名为“status”的可执行程序

为了可以实时监控进程的状态，我们需要使用“循环执行指令”的方式（暂不展开讲述循环方法）

while :;do ps axj |head -1;ps axj | grep status;sleep 1;done

执行结果：

在刚开始执行./status程序时，进程的状态一直是“S+”

在子进程循环十次以后，状态发生了改变，成为了“Z+”

从这个结果我们可以看出：子进程执行完了以后，程序进入僵尸状态；这个状态是为了维护自己的task_struct，方便未来父进程读取退出状态（父进程不读，子进程PCB不退），对于此时的子进程来说，OS和父进程都不会直接回收他

其中“defunct”意为“失效的”，即表示进程已经开始退出

系统层面的内存泄漏：

在例子中，如果没有人管子进程，他会一直处于僵尸状态，而task_struct是一个不小的对象，他一直在消耗内存，这就是内存泄漏（系统层面）

解决：

一般需要父进程主动读取子进程退出信息，子进程就会自动退出

2.6补：我们malloc/new出来的空间会随着进程结束而自动释放吗（语言层面内存泄漏）

会的，malloc/new出来的空间属于“代码和数据”中的“数据”这部分，进程退出，代码和数据自动释放

所以内存泄漏（语言层面）主要怕一直不退的常驻进程，这样new出来的空间一直不还

2.7孤儿进程

2.7.1对比2.6.5中的例子，理解孤儿进程的出现

父在子退会出现僵尸进程，而父退子在就会出现孤儿进程

修改例子中的代码：

  4 int main()5 {6     printf("父进程开始执行;我的PID:%d，我的PPID：%d\n",getpid(),getppid());7 8     pid_t pi=fork();9     if(pi==0)10     {11         int cnt=10;12         while(cnt > 0)13         {14         printf("我是子进程，我的PID:%d，我的PPID：%d,当前cnt：%d\n",getpid(),getppid(),cnt);15         sleep(1);16 17         }18     }19     else {20         int cnt=10;21         while(cnt > 0)22         {                                                                                                                                                23         printf("我是父进程，我的PID:%d，我的PPID：%d,当前cnt：%d\n",getpid(),getppid(),cnt);24         sleep(1);25         cnt--;26         }27     }28 29 30     return 0;31     }

我们让父进程只执行10次，而子进程无限循环

效果：

我么不难发现：子进程的PPID变为了1，那么这里的1究竟是什么呢？

2.7.2利用top可以快速查看当前所以进程，寻找PID为1的是谁

从中可以读出：PID为1对应的是“systemd”，即内存中加载的操作系统

父进程退出后，子进程会被“系统”（部分OS下名为initd）自动领养

2.7.3孤儿进程的影响：转到后台

被“领养”的子进程会自动装到后台去运行，它不能被ctrl+c杀进程，需要kill -9来进行中止