Linux程序狀态解析之R、S、D、T、Z、X

Linux是一個多使用者，多任務的系統，可以同時運作多個使用者的多個程式，就必然會産生很多的程序，而每個程序會有不同的狀态。

Linux程序狀态：R (TASK_RUNNING)，可執行狀态。

隻有在該狀态的程序才可能在CPU上運作。而同一時刻可能有多個程序處于可執行狀态，這些程序的task_struct結構（程序控制塊）被放入對應CPU的可執行隊列中（一個程序最多隻能出現在一個CPU的可執行隊列中）。程序排程器的任務就是從各個CPU的可執行隊列中分别選擇一個程序在該CPU上運作。

很多作業系統教科書将正在CPU上執行的程序定義為RUNNING狀态、而将可執行但是尚未被排程執行的程序定義為READY狀态，這兩種狀态在linux下統一為 TASK_RUNNING狀态。

Linux程序狀态：S (TASK_INTERRUPTIBLE)，可中斷的睡眠狀态。

處于這個狀态的程序因為等待某某事件的發生（比如等待socket連接配接、等待信号量），而被挂起。這些程序的task_struct結構被放入對應事件的等待隊列中。當這些事件發生時（由外部中斷觸發、或由其他程序觸發），對應的等待隊列中的一個或多個程序将被喚醒。

通過ps指令我們會看到，一般情況下，程序清單中的絕大多數程序都處于TASK_INTERRUPTIBLE狀态（除非機器的負載很高）。畢竟CPU就這麼一兩個，程序動辄幾十上百個，如果不是絕大多數程序都在睡眠，CPU又怎麼響應得過來。

Linux程序狀态：D (TASK_UNINTERRUPTIBLE)，不可中斷的睡眠狀态。

與TASK_INTERRUPTIBLE狀态類似，程序處于睡眠狀态，但是此刻程序是不可中斷的。不可中斷，指的并不是CPU不響應外部硬體的中斷，而是指程序不響應異步信号。

絕大多數情況下，程序處在睡眠狀态時，總是應該能夠響應異步信号的。否則你将驚奇的發現，kill -9竟然殺不死一個正在睡眠的程序了！于是我們也很好了解，為什麼ps指令看到的程序幾乎不會出現TASK_UNINTERRUPTIBLE狀态，而總是TASK_INTERRUPTIBLE狀态。

而TASK_UNINTERRUPTIBLE狀态存在的意義就在于，核心的某些處理流程是不能被打斷的。如果響應異步信号，程式的執行流程中就會被插入一段用于處理異步信号的流程（這個插入的流程可能隻存在于核心态，也可能延伸到使用者态），于是原有的流程就被中斷了。（參見《linux核心異步中斷淺析》）

在程序對某些硬體進行操作時（比如程序調用read系統調用對某個裝置檔案進行讀操作，而read系統調用最終執行到對應裝置驅動的代碼，并與對應的實體裝置進行互動），可能需要使用TASK_UNINTERRUPTIBLE狀态對程序進行保護，以避免程序與裝置互動的過程被打斷，造成裝置陷入不可控的狀态。這種情況下的TASK_UNINTERRUPTIBLE狀态總是非常短暫的，通過ps指令基本上不可能捕捉到。

linux系統中也存在容易捕捉的TASK_UNINTERRUPTIBLE狀态。執行vfork系統調用後，父程序将進入TASK_UNINTERRUPTIBLE狀态，直到子程序調用exit或exec（參見《神奇的vfork》）。

通過下面的代碼就能得到處于TASK_UNINTERRUPTIBLE狀态的程序：

#include   void main() {  if (!vfork()) sleep(100);  } 

編譯運作，然後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 

然後我們可以試驗一下TASK_UNINTERRUPTIBLE狀态的威力。不管kill還是kill -9，這個TASK_UNINTERRUPTIBLE狀态的父程序依然屹立不倒。

上面一篇文章中我們介紹了Linux程序的R、S、D三種狀态，這裡接着上面的文章介紹另外三個狀态。

Linux程序狀态：T (TASK_STOPPED or TASK_TRACED)，暫停狀态或跟蹤狀态。

向程序發送一個SIGSTOP信号，它就會因響應該信号而進入TASK_STOPPED狀态（除非該程序本身處于TASK_UNINTERRUPTIBLE狀态而不響應信号）。（SIGSTOP與SIGKILL信号一樣，是非常強制的。不允許使用者程序通過signal系列的系統調用重新設定對應的信号處理函數。）

向程序發送一個SIGCONT信号，可以讓其從TASK_STOPPED狀态恢複到TASK_RUNNING狀态。

當程序正在被跟蹤時，它處于TASK_TRACED這個特殊的狀态。“正在被跟蹤”指的是程序暫停下來，等待跟蹤它的程序對它進行操作。比如在gdb中對被跟蹤的程序下一個斷點，程序在斷點處停下來的時候就處于TASK_TRACED狀态。而在其他時候，被跟蹤的程序還是處于前面提到的那些狀态。

對于程序本身來說，TASK_STOPPED和TASK_TRACED狀态很類似，都是表示程序暫停下來。

而TASK_TRACED狀态相當于在TASK_STOPPED之上多了一層保護，處于TASK_TRACED狀态的程序不能響應SIGCONT信号而被喚醒。隻能等到調試程序通過ptrace系統調用執行PTRACE_CONT、PTRACE_DETACH等操作（通過ptrace系統調用的參數指定操作），或調試程序退出，被調試的程序才能恢複TASK_RUNNING狀态。

Linux程序狀态：Z (TASK_DEAD - EXIT_ZOMBIE)，退出狀态，程序成為僵屍程序。

程序在退出的過程中，處于TASK_DEAD狀态。

在這個退出過程中，程序占有的所有資源将被回收，除了task_struct結構（以及少數資源）以外。于是程序就隻剩下task_struct這麼個空殼，故稱為僵屍。

之是以保留task_struct，是因為task_struct裡面儲存了程序的退出碼、以及一些統計資訊。而其父程序很可能會關心這些資訊。比如在shell中，$?變量就儲存了最後一個退出的前台程序的退出碼，而這個退出碼往往被作為if語句的判斷條件。

當然，核心也可以将這些資訊儲存在别的地方，而将task_struct結構釋放掉，以節省一些空間。但是使用task_struct結構更為友善，因為在核心中已經建立了從pid到task_struct查找關系，還有程序間的父子關系。釋放掉task_struct，則需要建立一些新的資料結構，以便讓父程序找到它的子程序的退出資訊。

父程序可以通過wait系列的系統調用（如wait4、waitid）來等待某個或某些子程序的退出，并擷取它的退出資訊。然後wait系列的系統調用會順便将子程序的屍體（task_struct）也釋放掉。

子程序在退出的過程中，核心會給其父程序發送一個信号，通知父程序來“收屍”。這個信号預設是SIGCHLD，但是在通過clone系統調用建立子程序時，可以設定這個信号。

通過下面的代碼能夠制造一個EXIT_ZOMBIE狀态的程序：

#include   void main() {  if (fork())  while(1) sleep(100);  } 

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 

隻要父程序不退出，這個僵屍狀态的子程序就一直存在。那麼如果父程序退出了呢，誰又來給子程序“收屍”？

當程序退出的時候，會将它的所有子程序都托管給别的程序（使之成為别的程序的子程序）。托管給誰呢？可能是退出程序所在程序組的下一個程序（如果存在的話），或者是1号程序。是以每個程序、每時每刻都有父程序存在。除非它是1号程序。

1号程序，pid為1的程序，又稱init程序。

linux系統啟動後，第一個被建立的使用者态程序就是init程序。它有兩項使命：

1、執行系統初始化腳本，建立一系列的程序（它們都是init程序的子孫）；

2、在一個死循環中等待其子程序的退出事件，并調用waitid系統調用來完成“收屍”工作；

init程序不會被暫停、也不會被殺死（這是由核心來保證的）。它在等待子程序退出的過程中處于TASK_INTERRUPTIBLE狀态，“收屍”過程中則處于TASK_RUNNING狀态。

Linux程序狀态：X (TASK_DEAD - EXIT_DEAD)，退出狀态，程序即将被銷毀。

而程序在退出過程中也可能不會保留它的task_struct。比如這個程序是多線程程式中被detach過的程序（程序？線程？參見《linux線程淺析》）。或者父程序通過設定SIGCHLD信号的handler為SIG_IGN，顯式的忽略了SIGCHLD信号。（這是posix的規定，盡管子程序的退出信号可以被設定為SIGCHLD以外的其他信号。）

此時，程序将被置于EXIT_DEAD退出狀态，這意味着接下來的代碼立即就會将該程序徹底釋放。是以EXIT_DEAD狀态是非常短暫的，幾乎不可能通過ps指令捕捉到。

程序的初始狀态

程序是通過fork系列的系統調用（fork、clone、vfork）來建立的，核心（或核心子產品）也可以通過kernel_thread函數建立核心程序。這些建立子程序的函數本質上都完成了相同的功能——将調用程序複制一份，得到子程序。（可以通過選項參數來決定各種資源是共享、還是私有。）

那麼既然調用程序處于TASK_RUNNING狀态（否則，它若不是正在運作，又怎麼進行調用？），則子程序預設也處于TASK_RUNNING狀态。

另外，在系統調用調用clone和核心函數kernel_thread也接受CLONE_STOPPED選項，進而将子程序的初始狀态置為 TASK_STOPPED。

程序狀态變遷

程序自建立以後，狀态可能發生一系列的變化，直到程序退出。而盡管程序狀态有好幾種，但是程序狀态的變遷卻隻有兩個方向——從TASK_RUNNING狀态變為非TASK_RUNNING狀态、或者從非TASK_RUNNING狀态變為TASK_RUNNING狀态。

也就是說，如果給一個TASK_INTERRUPTIBLE狀态的程序發送SIGKILL信号，這個程序将先被喚醒（進入TASK_RUNNING狀态），然後再響應SIGKILL信号而退出（變為TASK_DEAD狀态）。并不會從TASK_INTERRUPTIBLE狀态直接退出。

程序從非TASK_RUNNING狀态變為TASK_RUNNING狀态，是由别的程序（也可能是中斷處理程式）執行喚醒操作來實作的。執行喚醒的程序設定被喚醒程序的狀态為TASK_RUNNING，然後将其task_struct結構加入到某個CPU的可執行隊列中。于是被喚醒的程序将有機會被排程執行。

而程序從TASK_RUNNING狀态變為非TASK_RUNNING狀态，則有兩種途徑：

1、響應信号而進入TASK_STOPED狀态、或TASK_DEAD狀态；

2、執行系統調用主動進入TASK_INTERRUPTIBLE狀态（如nanosleep系統調用）、或TASK_DEAD狀态（如exit系統調用）；或由于執行系統調用需要的資源得不到滿足，而進入TASK_INTERRUPTIBLE狀态或TASK_UNINTERRUPTIBLE狀态（如select系統調用）。

顯然，這兩種情況都隻能發生在程序正在CPU上執行的情況下。

本文轉自 2012hjtwyf 51CTO部落格，原文連結：http://blog.51cto.com/hujiangtao/1717883，如需轉載請自行聯系原作者