Linux 进程状态浅析

众所周知,现在的分时操作系统能够在一个CPU上运行多个程序,让这些程序表面上看起来是在同时运行的。linux就是这样的一个操作系统。

在linux系统中,每个被运行的程序实例对应一个或多个进程。linux内核需要对这些进程进行管理,以使它们在系统中“同时”运行。linux内核对进程的这种管理分两个方面:进程状态管理,和进程调度。本文主要介绍进程状态管理,进程调度见《linux进程调度浅析》。

进程状态

在linux下,通过ps命令我们能够查看到系统中存在的进程,以及它们的状态:

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。

只要可执行队列不为空,其对应的CPU就不能偷懒,就要执行其中某个进程。一般称此时的CPU“忙碌”。对应的,CPU“空闲”就是指其对应的可执行队列为空,以致于CPU无事可做。

有人问,为什么死循环程序会导致CPU占用高呢?因为死循环程序基本上总是处于TASK_RUNNING状态(进程处于可执行队列中)。除非一些非常极端情况(比如系统内存严重紧缺,导致进程的某些需要使用的页面被换出,并且在页面需要换入时又无法分配到内存……),否则这个进程不会睡眠。所以CPU的可执行队列总是不为空(至少有这么个进程存在),CPU也就不会“空闲”。

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。

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。

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(TASK_INTERRUPTIBLE状态)!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异步信号handle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。(比如read系统调用触发了一次磁盘到用户空间的内存的DMA,如果DMA进行过程中,进程由于响应信号而退出了,那么DMA正在访问的内存可能就要被释放了。)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:

编译运行,然后ps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。

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。

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:

编译运行,然后ps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。

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。

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