[Linux 进程(二)] Linux进程状态

Linux内核中，进程状态，就是PCB中的一个字段，是PCB中的一个变量，一般是宏定义出的一批数字。
为了弄明白正在运行的进程是什么意思，我们需要知道进程的不同状态。一个进程可以有几个状态（在Linux内核里，进程有时候也叫做任务）。下面是linux内核源码的状态定义。

/*
* The task state array is a strange "bitmap" of
* reasons to sleep. Thus "running" is zero, and
* you can test for combinations of others with
* simple bit tests.
*/
static const char * const task_state_array[] = {
"R (running)", /* 0 */
"S (sleeping)", /* 1 */
"D (disk sleep)", /* 2 */
"T (stopped)", /* 4 */
"t (tracing stop)", /* 8 */
"X (dead)", /* 16 */
"Z (zombie)", /* 32 */
};

再配上下面的图，我们看看各进程状态之间的转换：

状态的变化，本质就是修改整形变量。
看到这大家可能还是比较懵的，下面我们就来细看每一种状态。
首先我们先看教材上的进程状态，再具体到Linux下的进程状态。

1、进程各状态的概念

1.1 运行状态

每个CPU在系统层面都会维护一个运行队列。（n个CPU就会维护n个运行队列）

什么叫做运行状态？
只要在运行队列中的进程，状态都是运行状态。
只要是在运行队列中的进程，它的PCB中状态字段就是R，数据是准备就绪的，只等CPU运行了。

1.2 阻塞状态

进程 = 代码 + PCB（内核数据结构）。而我们的代码中，一定或多或少回访问系统中的某些资源（比如：磁盘、显示器、键盘、网卡等）。
我们下面举例来理解一下阻塞状态，下面是一整个链路，串起来理解：
1、当我们是C/C++代码，代码中有 scanf/cin，需要从键盘中输入时，我们用户就是不输入，键盘上的数据就是没有准备就绪的，这就是进程所要访问的数据没有就绪，即不具备访问条件，导致进程的代码无法向后执行。
2、访问的数据没有就绪，操作系统一定是最先知道的，因为操作系统是一款搞管理的软件，它管理计算机的所有软硬件。操作系统管理硬件，本质也是管理数据，“先描述，再组织”。
3、当进程在CPU中被运行的时候，用户一直不输入，这时访问的数据是没有就绪的，于是PCB就被操作系统从运行队列中放到硬件的等待队列中，PCB中状态字段就被改为 阻塞状态，然后去排队等待。一旦用户输入，数据状态立马就被改为了就绪状态，操作系统再将PCB放入到运行队列（将进程唤醒），并将PCB状态改为运行状态，CPU继续开始运行进程。

总结：
1、当PCB不在CPU所维护的运行队列，而在硬件的等待队列中，此时状态就是阻塞状态。
2、进程状态变化的本质：更改PCB中status整数变量； 将PCB链入到不同的列队中。
3、这里的所有过程，只和进程的PCB有关，与进程的数据代码都无关。
4、操作系统中，会有非常多的队列，运行队列、等待硬件的设备等待队列等。
这里我们也就不难想到，平时使用计算机时，启动了非常多的进程后，为什么会那么卡呢？
其实就是操作系统以我们能感知的时间里，将进程的状态不断在改变。

1.3 挂起状态

如果一个进程当前被阻塞了，这个进程等待的资源是没有就绪的，该进程就没有办法被调度。
如果此时，恰好 操作系统内的内存资源严重不足（前提） 了，怎么办？
此时我们阻塞进程的代码和数据就可以先写入磁盘中，等数据就绪后，再拷贝到内存中，这时就叫做 阻塞挂起状态（结果） 。这里将内存数据置换到磁盘，针对所有的阻塞进程。这个过程虽然慢了点，但是与资源严重不足将要宕机相比，慢点是可以接收的。

这里数据会被置换到swap分区。一般swap分区大小与内存大小差不多大，如果很大，swap分区很难被写满，内存稍微不足，操作系统就会将数据换出到swap分区，频繁的换出就会导致效率变慢。因此设置小点就会倒逼操作系统自己来处理，而不是频繁使用置换算法，提高效率。
当进程被os调度，曾经被置换出去的进程代码和数据，又要被重新加载到内存。

具体还有就绪挂起，在运行队列中，但是还没有被调度的进程，代码和数据被换出，等调度的时候再换入，这就是就绪挂起，这样会导致效率变低。

2、Linux进程状态

2.1 运行状态 R

• R运行状态（running） : 并不意味着进程一定在运行中，它表明进程要么是在运行中要么在运行队列里。
  我们写一段C语言代码来跑一下，看看进程是什么状态。

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/types.h>

int main()
{
    while(1)
    {
        printf("Hello Linux, pid:%d\n", getpid());
    	sleep(1);
    }
    
    return 0;
}

我们编译完代码后运行，并用 ps ajx 命令查进程，看看进程状态：

ps ajx | head -1 && ps ajx | grep mytest | grep -v "grep"

这里明明是运行着呢，为什么状态是S呢？
这是因为CPU跑代码很快，但是外设显示器的速度很慢，大多时间都是在等待显示器。这就是访问了外设，外设数据没有就绪，进程是阻塞状态。

我们去掉 printf 语句，不让代码去访问外设，直接运行，看到的就是R 运行状态了。

大家一定还有疑问，我们说的是R与S状态，但是查出来的却是R+与S+，这是怎么回事呢？
+表示的是前台进程的意思，所谓前台进程就是推在前台的，一旦启动我们的bash(命令行解释器)就无法在使用了，前台进程可以使用 ctrl+c 终止掉的。

后台进程就是跑在后台的，不影响我们bash的工作（输入命令可以执行），只能使用 kill -9 pid 来终止。后台进程的状态就没有+。
后台进程的启动：./exe &

2.2 睡眠状态 S

• S睡眠状态（sleeping): 意味着进程在等待事件完成浅度睡眠，可以被终止掉，会对外部信号做出响应。（这里的睡眠有时候也叫做可中断睡眠（interruptible sleep））。
  我们写一段C语言代码，编译后运行：
  
  
  此时我们不输入，进程就阻塞了，在Linux中具体的状态就是S。
  
  S状态可以被终止掉，或者可以再换到运行状态。

2.3 深度睡眠 D

• D磁盘休眠状态（Disk sleep）有时候也叫不可中断睡眠状态（uninterruptible sleep），在这个状态的进程通常会等待IO的结束。
  D状态我们不好演示，我们举例讲一下，什么时候是深度睡眠状态。
  如果我们的进程是往磁盘中做写入操作的时候，写入的数据量很大，这时是磁盘在工作了，进程就休眠了，但是写入成功与否，磁盘还要给进程反馈。恰巧此时内存资源严重不足，置换算法也解决不了时，（Linux下）操作系统是可以杀进程的，它肯定是不会杀掉运行状态的进程，所以它会杀掉睡眠中的进程，此时这个进程被杀掉了。这时磁盘没有将数据写入成功，后面还有进程需要向磁盘写数据，此时磁盘想给进程返回没有成功时，进程被杀掉了，磁盘只好将数据丢弃掉做后面的工作，进程也不知道是否写入成功。如果这是具体的银行10万条存款记录，这就是一次重大事故。
  因此，防止向磁盘写入重要数据时进程被终止掉，就有一个深度睡眠状态 D，深度睡眠状态下的进程是不可以被杀掉的。一般情况下，我们用户要是可以查到D状态，内存就很忙了，也就意味着几乎要宕机。

2.4 停止状态 T

• T停止状态（stopped）： 可以通过发送 SIGSTOP 信号给进程来停止（T）进程。这个被暂停的进程可以通过发送 SIGCONT 信号让进程继续运行。
  我们先来看看一些信号：
  
  这些数字对应的信号，在Linux内核中其实是宏定义出来的。
  我们以下面的例子来看看，试一下暂停：
  
  编译后运行：
  
  我们发送信号让进程暂停了，此时我们发现，bash提示符在闪烁等待我们输入，一暂停进程就被改为后台进程了，不影响我们其他的操作。这时我们想要进程再运行起来，我们做下面的操作：
  
  这很简单，但是我们为什么要将状态设置为停止状态呢？
  当进程访问软件资源的时候，可能暂时不让进程进行访问，就将进程设置为STOP。
  而 t 状态，是我们使用gdb调试代码时，追踪程序，遇到断点，进程就暂停了。
  

这里我们能看到，当我们打了断点后，去运行程序，走到断点处状态变成了t，t表示tracing追踪的意思。
所以，不管是 T/t 都是阻塞状态，这里没有等待硬件资源，而是等待用户的指令，这就叫做 等待软件条件就绪。 因此在具体的os中这些都叫做阻塞状态。

2.5 僵尸状态 Z 与 死亡状态 X

• X死亡状态（dead）：这个状态只是一个返回状态，你不会在任务列表里看到这个状态。
• Z 僵尸状态（zombie）：一个比较特殊的状态。当进程退出并且父进程/OS（使用wait()系统调用,后面讲）没有读取到子进程退出的返回代码时就会产生僵死(尸)进程（父进程要知道子进程把任务完成的怎么样）。
• 僵死进程会以终止状态保持在进程表（PCB）中，并且会一直在等待父进程读取退出状态代码。
• 所以，只要子进程退出，父进程还在运行，但父进程没有读取子进程状态，子进程进入Z状态。 如果不及时回收，就会造成内存泄漏（字段会申请资源）。
  我们写一段C语言代码来验证一下 Z 状态，我们父进程不回收子进程：

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>

int main()
{
    pid_t id = fork();
    if(id < 0) return 1;
    else if(id == 0)
    {
        // child
        int cnt = 5;
        while(cnt)
        {
            printf("I am child, run times: %d\n", cnt--);
            sleep(1);
        }
        printf("I am child, dead: %d\n", cnt--);
        exit(2);
    }
    else                                                    
    {
        // father
        while(1)
        {
    		printf("I am father, running any time!\n");
            sleep(1);
	    }

        // 回收操作
    }
 
    return 0;
}

父进程没有回收子进程，子进程从S状态变为Z状态，defunct就是死者，死亡的意思。
僵尸进程的危害：

• 进程的退出状态必须被维持下去，因为他要告诉关心它的进程（父进程），你交给我的任务，我办的怎么样了。可父进程如果一直不读取，那子进程就一直处于Z状态？是的！
• 维护退出状态本身就是要用数据维护，也属于进程基本信息，所以保存在task_struct(PCB)中，换句话说， Z状态一直不退出， PCB一直都要维护？是的！
• 那一个父进程创建了很多子进程，就是不回收，是不是就会造成内存资源的浪费？是的！因为数据结构对象本身就要占用内存，想想C中定义一个结构体变量（对象），是要在内存的某个位置进行开辟空间！
• 内存泄漏 ？是的！

孤儿进程

刚我们讲的是子进程先退出，父进程不回收，导致子进程僵尸状态，那如果子进程不退出，而父进程先退出呢？
我们写一段这样的C语言代码来看看：

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>

int main()
{
    pid_t id = fork();
    if(id < 0) return 1;
    else if(id == 0)
    {
        // child
        while(1)
        {
    		printf("I am child ...\n");
            sleep(1);
	    }
    }
    else                                                    
    {
        // father
    	int cnt = 5;
        while(cnt)
        {
            printf("I am father, run times: %d\n", cnt--);
            sleep(1);
        }
        printf("I am father, dead: %d\n", cnt--);
        exit(2);
        // 回收操作
    }
 
    return 0;
}

当父进程退出时，是由bash回收的，但是子进程是要被父进程回收的，但是父进程先退出了，子进程要被领养，变成孤儿进程。
一般孤儿进程是要被1号进程领养，如果不领养就无法回收，导致内存泄漏。
那1号进程是谁呢？我们查一下：

这里一号进程叫做systemd，它其实就是操作系统。