【Linux】进程状态(二)

目录

前言：

一、进程状态：

1.运行状态(时间片)

2.阻塞状态

3.阻塞挂起状态

二、Linux进程状态：

1.运行状态(R)和阻塞状态(S) 

2.深度睡眠状态(D)

3.停止状态(T)

3.1使进程在后台运行 

4.追踪暂停状态(t)

5.死亡状态(X)和僵尸状态(Z)

5.1进程退出信息

三、孤儿进程：

四、命令总结：

总结：

---

前言：

我们已经知道了进程的一些属性，和如何创建子进程，那么接下来我们需要了解更多关于进程的概念。

一、进程状态：

我们主要讲述Linux的进程状态。

 我们先来了解什么是并行和并发。

并发是指多个任务或者事件在一段时间内交替执行。它强调的是在宏观上看起来这些任务是同时在进行，但在微观层面，实际上在某个瞬间可能只有一个任务在执行。还是用交通来类比，在一个单车道的道路上，有多辆车（任务）需要通过。由于只有一个车道，车辆不能同时通过，但是通过合理的调度，让每辆车都有机会前进，在一段时间内，看起来所有的车辆都在前进。例如，在一个单核处理器的计算机系统中，同时运行多个程序。由于只有一个核心，这些程序不能真正同时执行。操作系统会在这些程序之间快速切换，在一段时间内，每个程序都能得到执行时间，就好像它们在同时运行一样。

并行是指多个任务或者多个事件在同一时刻同时执行。这就好比有多个车道的高速公路，不同的车辆（任务）可以在不同的车道上同时前进，它们在物理时间上是重叠的。例如，在一个拥有多核处理器的计算机系统中，不同的核心可以同时处理不同的计算任务。假设我们有一个四核处理器，当执行四个独立的计算任务（如对四个不同的数据集进行数学运算）时，这四个任务可以同时在四个核心上运行，它们真正地在同一时间点都在执行，这就是并行处理。

Linux/Windows民用级别的操作系统，都是分时操作系统(调度追求公平)。

实时操作系统，实时操作系统一般要将一个特定的进程彻底执行完(在特定的领域会使用)，不追求调度公平。

操作系统内会提供一个runqueue的运行队列：

而我们一般就是并发，也就是这样：

1.运行状态(时间片)

所以我们在理解运行状态时，就是当进程在运行队列中，该进程就处于运行状态。

此时CPU调度进程时，直接在runqueue队列中拿到一个进程的PCB即可。之后在CPU上运行完以后(也就是该进程的时间片到达以后)，直接根据FIFO算法(先进先出)将时间片到达的进程再尾插到进程链表最后即可。

2.阻塞状态

操作系统有时如何管理硬件的呢？——先描述，在组织！

struct device
int type;
//比如1代表键盘
int status;//状态
//管理时间
//其他属性
}struct device
{int type;//比如1代表键盘int status;//状态//管理时间//其他属性
}

此时如果有代码执行到了scanf时，CPU不可能一直让其在CPU上等待。其实struct device结构体中还有一个属性就是task struct* wait_queue:

所以当代码运行到scanf时，用户没有输入时，就会把该进程放入该设备的wait_queue中等待。当用户输入数据后，会再把该进程链入到runqueue中。

当进程在键盘的等待队列中，也被称为阻塞状态。所以进程都是在队列中的，状态只是看在那些队列中而已。

运行和阻塞的本质就是让不同的进程处在不同的队列中。等待的本质：链入目标外部设备，CPU不调度。

3.阻塞挂起状态

因为即使在等待队列中，也会占据内存，可此时内存已经严重不足了。此时操作系统为了自身的安全，会把该进程代码和数据换出到磁盘中，当然PCB还保留着。对于阻塞的进程，此时该用户又输入了内容，但是阻塞状态都是运行状态给定的，所以会直接把该进程再链入到运行状态的队列中，此过程为换入。

磁盘中有一个专门为此存在的分区——swap分区。当有很多这样处于阻塞的进程，操作系统内存严重不足时，可能会把所有处于阻塞状态的进程都换出到swap分区上。

以上是阻塞挂起状态。当然还有运行挂起，也就是正在运行时的进程加载到swap分区中。但是这个风险较大，一般操作系统不会开启。 

这个过程就会变慢，也就是时间换空间。swap分区一般设计为内存的等量大小，根据工程师分配。

一般云服务器swap功能会被禁用，系统一般对时间要求更高。如果此时操作系统内存快要占满，就会杀死正在运行的进程以保证自身安全，这也就是我们有时可能会遇到的闪退。

二、Linux进程状态：

我们之前说的都是进程的状态，但是接下来我们要说的是Linux进程的状态：

1.运行状态(R)和阻塞状态(S) 

我们写一个代码：

#include<stdio.h>int main()
{int cnt = 0;while(1) {printf("hello world, cnt: %d\n", cnt++);}return 0;
}

运行该进程，在另外一个窗口中查看该进程的运行状态：

此时可以看到我们有时能查到S状态，有时能查到R状态(后面的+是指的在前台下跑的)。这是为什么？ 

其实S状态就是阻塞状态。你可能不相信，此时我们把代码更改一下：

#include<stdio.h>int main()
{int cnt = 0;while(1) {scanf("%d", &cnt);printf("hello world, cnt: %d\n", cnt);}return 0;
}

此时我们再修改代码，此时我们先把打印语句给注释掉再次观察状态：

此时为运行状态。 这是为什么？

一个进程的时间片是非常短的，而print是往显示器中写的，也就是IO，所以大部分时间都是阻塞状态，之后偶尔是R状态。

加入你使用的是云服务器，所以还要从你服务器所在地传入到你所在的地方，也就是网络IO，所以你可能会很难查到R状态。

在阻塞状态的进程，可以被kill发送信号给杀掉。这种可中断睡眠也称为浅睡眠。

2.深度睡眠状态(D)

阻塞等待状态的一种，不可中断睡眠，深度睡眠。

此时有10w条银行数据，需要往磁盘中写入，进程A会处于阻塞状态，知道在磁盘中写完这些数据。此时内存资源严重不足了，操作系统把这个进程A给干掉了。此时磁盘在写入第8w条数据时出现了错误，于是向进程A汇报错误，结果进程A已经挂掉了，于是磁盘就把这些数据清空了。

此时就出现了问题，因为这10w条数据很重要，于是操作系统就把向磁盘中写入数据进程状态的阻塞又分出了一种D状态，也就是不可终止的深度睡眠状态。

这里不做演示。当在公司中看到该状态，有两种可能：

• 磁盘可能要挂掉了，磁盘空间不足或者磁盘老化了
• 操作系统可能要挂掉了

3.停止状态(T)

我们再次修改code.c代码，让其死循环打印：

这里相当于发送暂停信号。 之后再对其发送-18SIGCONT继续信号：

可以看到刚才停止的程序又继续运行了。这时我们在程序运行的Xshell窗口上Ctrl+C发现无法终止程序，你可能也发现了，当我们查看code这个运行程序时，发现状态栏后面的+消失了，之前说过，这里的+代表在前台运行，此时已经转到后台运行了，而Ctrl+C只能杀死前台运行的程序，所以此时只能通过信号终止进程。

发送-9信号杀死code程序。

3.1使进程在后台运行 

我们当然也可以让进程在后台进行。先将code.c代码修改为每隔一秒打印一次：

在调用程序时在后面加上&即可让程序在后台运行， 也就是Windows上的最小化。但是此时还是在前台打印了，因为我们并没用和终端文件做脱离，如果脱离就看不到了。

T状态一般是进程做了非法但不致命的操作，被OS暂停了。

4.追踪暂停状态(t)

我们需要使用gdb来观察t状态，我们更改makefile，生成一个debug版本的可执行程序。

为了方便动态查询，我们编写一个简单的shell脚本，这里死循环每隔一秒打印关于code进程的信息。

while :; do ps ajx | head -1 && ps ajx | grep code | grep -v grep;sleep 1; done

此时运行代码，会在断点位置停下：

所以t（tracing stop追踪的暂停）状态的本质就是当前进程被暂停了。此时我们n执行一步程序。 

可以看到由t状态变为S+状态。 当进程被追踪的时候，断点停下，进程状态就是t。

5.死亡状态(X)和僵尸状态(Z)

dead状态和Z（zombie）状态。

我们首先要知道，进程为什么要被创建出来？进程创建出来是为了完成用户任务的。但是进程结束，任务到底完成没有？这是通过进程执行的结果告知父进程/操作系统的。

5.1进程退出信息

我们这里来了解一个命令：$?

代表上一个进程退出时的退出信息，一般0代表程序正常退出，也就是完成任务；而其他就是任务就是出错的。

我们平时写的.c文件，在结尾都会有return，我们修改code.c代码，让其正常执行完并使用echo $?来查看退出结果(更加具体的细节会在环境变量和进程替换中讲解)。

关于X(dead)和Z(zombie)状态，我们先举一个例子：

有一个大爷，跑的很快，忽然倒下了。你在旁边经过，作为新时代的三好少年，你不会袖手旁观，于是你拨打了110，之后警察封锁了现场，法医进行了鉴定，之后对外宣布大爷是如何死亡的。这里我们就可以把大爷理解为进程，其状态如下：

对于Linux为什么有Z状态，因为我们要维持退出信息，方便父进程和操作系统来进行查询。 

当一个进程退出的时候：

1.代码不会执行---首先可以立即释放进程对应的程序信息数据
2.进程退出，要有退出信息(进程的退出码)保存在tastk_struct(int exit_code)内部
3.管理结构task_struct必须被OS维护起来，方便用户未进行获取进程退出的信息。

所以一个进程在创建的时候第一步是先创建内核数据结构(struct_task)，之后加载代码和结构。在销毁的时候先释放代码和结构，之后OS维护内核数据结构，最后根据情况释放。

接下来就用代码证明，我们先创建子进程，此时父子同时存在，之后让子进程退出，父进程什么都不做。

#include<stdio.h>
#include<unistd.h>int main()
{printf("父进程运行,pid: %d, ppid: %d\n\n",getpid(), getppid());pid_t id = fork();if (id == 0) {//子进程int cnt = 5;while(cnt){printf("我是子进程,我的pid: %d, ppid: %d, cnt: %d\n", getpid(), getppid(), cnt);sleep(2);cnt--;}}else {//父进程while(1){printf("我是父进程,我的pid: %d, ppid: %d\n", getpid(), getppid());sleep(1);}}return 0;
}

我们再次开启一个窗口，持续观察进程和进程状态，还是使用这个代码进行观察：

while :; do ps ajx | head -1 ; ps ajx | grep myprocess | grep -v grep; sleep 1; done

defunct : 失灵的，不再使用的，死的 

当然我们还可以使用另外一种方法观察僵尸状态，我们修改myprocess.c代码，将子进程代码修改为死循环：

我们再次新开一个窗口，发送信号将子进程杀掉：

僵尸状态的进程，也称僵尸进程，维护自己的task_struct，方便父进程读取状态。也就是说，没人管它，它就是一直僵尸，task_struct也就一直占用内存资源，即使对应的代码和数据已经释放。此时存在的问题就是内存泄漏。

我们以前一般写的程序存在内存泄露我们一般发不现问题。是因为我们很快就把程序执行完了，但是在一个大项目中，不会很快就执行完程序，所以我们要避免内存泄漏。

最后，我们要回收这个进程，需要父进程读取子进程信息，子进程才会自动退出，此时task_struct也就会释放。

此时我们已经将子进程杀掉了，再次发送信号是无法杀掉的，因为你无法杀掉一个在概念上已经死掉的进程。

如何回收？我们后面再讲，不过这里先抛砖引玉一下，wait方法回收(在2号系统调用手册中)。

X状态是瞬时状态，我们捕捉不到，但是确实存在。

三、孤儿进程：

我们已经知道了僵尸进程，也就是父在子退；而还有另一种情况，就是父退子在。我们还用刚才的代码进行演示，这次我们将父进程杀死。

我们可以看到子进程成为了后端进程，所以先发送信号将其杀死。

这就奇怪了，在之前我们把子进程杀掉，其会变成僵尸状态；而我们把父进程杀掉他却没有变成僵尸状态，这是为什么？因为父进程的父进程是bash，当我们杀死父进程时，bash会自动回收。而子进程没有了父亲，PID为1的进程会将其领养。

接下来我们看看PID为1的进程时谁。执行top命令，我们可以先将其理解为任务资源管理器。

因为操作体统必须对所有的进程进行管理，当一个子进程没有父亲时，系统进程就会将其领养。 

四、命令总结：

top命令：相当于任务资源管理器。

可执行程序 + &：该进程在后台运行。

echo $?：查看上次进程退出信息。

死循环查看进程信息脚本：

while :; do ps ajx | head -1 && ps ajx | grep code | grep -v grep;sleep 1; done

总结：

我们知道了进程的状态并且知道如何观察，但是这只是冰山一角，我们目前只是初窥门径，欲知后事如何，且听下回分解(记得追剧啊！)。