Linux 程式狀態淺析

眾所周知，現在的分時作業系統能夠在一個CPU上執行多個程式，讓這些程式表面上看起來是在同時執行的。linux就是這樣的一個作業系統。

在linux系統中，每個被執行的程式例項對應一個或多個程式。linux核心需要對這些程式進行管理，以使它們在系統中“同時”執行。linux核心對程式的這種管理分兩個方面：程式狀態管理，和程式排程。本文主要介紹程式狀態管理，程式排程見《linux程式排程淺析》。

程式狀態

在linux下，通過ps命令我們能夠檢視到系統中存在的程式，以及它們的狀態：

R(TASK_RUNNING)，可執行狀態。

只有在該狀態的程式才可能在CPU上執行。而同一時刻可能有多個程式處於可執行狀態，這些程式的task_struct結構（程式控制塊）被放入對應CPU的可執行佇列中（一個程式最多隻能出現在一個CPU的可執行佇列中）。程式排程器的任務就是從各個CPU的可執行佇列中分別選擇一個程式在該CPU上執行。

只要可執行佇列不為空，其對應的CPU就不能偷懶，就要執行其中某個程式。一般稱此時的CPU“忙碌”。對應的，CPU“空閒”就是指其對應的可執行佇列為空，以致於CPU無事可做。

有人問，為什麼死迴圈程式會導致CPU佔用高呢？因為死迴圈程式基本上總是處於TASK_RUNNING狀態（程式處於可執行佇列中）。除非一些非常極端情況（比如系統記憶體嚴重緊缺，導致程式的某些需要使用的頁面被換出，並且在頁面需要換入時又無法分配到記憶體……），否則這個程式不會睡眠。所以CPU的可執行佇列總是不為空（至少有這麼個程式存在），CPU也就不會“空閒”。

很多作業系統教科書將正在CPU上執行的程式定義為RUNNING狀態、而將可執行但是尚未被排程執行的程式定義為READY狀態，這兩種狀態在linux下統一為 TASK_RUNNING狀態。

S(TASK_INTERRUPTIBLE)，可中斷的睡眠狀態。

處於這個狀態的程式因為等待某某事件的發生（比如等待socket連線、等待訊號量），而被掛起。這些程式的task_struct結構被放入對應事件的等待佇列中。當這些事件發生時（由外部中斷觸發、或由其他程式觸發），對應的等待佇列中的一個或多個程式將被喚醒。

通過ps命令我們會看到，一般情況下，程式列表中的絕大多數程式都處於TASK_INTERRUPTIBLE狀態（除非機器的負載很高）。畢竟CPU就這麼一兩個，程式動輒幾十上百個，如果不是絕大多數程式都在睡眠，CPU又怎麼響應得過來。

D(TASK_UNINTERRUPTIBLE)，不可中斷的睡眠狀態。

與TASK_INTERRUPTIBLE狀態類似，程式處於睡眠狀態，但是此刻程式是不可中斷的。不可中斷，指的並不是CPU不響應外部硬體的中斷，而是指程式不響應非同步訊號。

絕大多數情況下，程式處在睡眠狀態時，總是應該能夠響應非同步訊號的。否則你將驚奇的發現，kill -9竟然殺不死一個正在睡眠的程式了（TASK_INTERRUPTIBLE狀態）！於是我們也很好理解，為什麼ps命令看到的程式幾乎不會出現TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態，而總是TASK_INTERRUPTIBLE狀態。

而TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態存在的意義就在於，核心的某些處理流程是不能被打斷的。如果響應非同步訊號，程式的執行流程中就會被插入一段用於處理非同步訊號的流程（這個插入的流程可能只存在於核心態，也可能延伸到使用者態），於是原有的流程就被中斷了（參見《linux非同步訊號handle淺析》）。

在程式對某些硬體進行操作時（比如程式呼叫read系統呼叫對某個裝置檔案進行讀操作，而read系統呼叫最終執行到對應裝置驅動的程式碼，並與對應的物理裝置進行互動），可能需要使用TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態對程式進行保護，以避免程式與裝置互動的過程被打斷，造成裝置陷入不可控的狀態。（比如read系統呼叫觸發了一次磁碟到使用者空間的記憶體的DMA，如果DMA進行過程中，程式由於響應訊號而退出了，那麼DMA正在訪問的記憶體可能就要被釋放了。）這種情況下的TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態總是非常短暫的，通過ps命令基本上不可能捕捉到。

linux系統中也存在容易捕捉的TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態。執行vfork系統呼叫後，父程式將進入TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態，直到子程式呼叫exit或exec（參見《神奇的vfork》）。

通過下面的程式碼就能得到處於TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態的程式：

編譯執行，然後ps一下：

然後我們可以試驗一下TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態的威力。不管kill還是kill -9，這個TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態的父程式依然屹立不倒。

T(TASK_STOPPED or TASK_TRACED)，暫停狀態或跟蹤狀態:

向程式傳送一個SIGSTOP訊號，它就會因響應該訊號而進入TASK_STOPPED狀態（除非該程式本身處於TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態而不響應訊號）。（SIGSTOP與SIGKILL訊號一樣，是非常強制的。不允許使用者程式通過signal系列的系統呼叫重新設定對應的訊號處理函式。）

向程式傳送一個SIGCONT訊號，可以讓其從TASK_STOPPED狀態恢復到TASK_RUNNING狀態。

當程式正在被跟蹤時，它處於TASK_TRACED這個特殊的狀態。“正在被跟蹤”指的是程式暫停下來，等待跟蹤它的程式對它進行操作。比如在gdb中對被跟蹤的程式下一個斷點，程式在斷點處停下來的時候就處於TASK_TRACED狀態。而在其他時候，被跟蹤的程式還是處於前面提到的那些狀態。

對於程式本身來說，TASK_STOPPED和TASK_TRACED狀態很類似，都是表示程式暫停下來。

而TASK_TRACED狀態相當於在TASK_STOPPED之上多了一層保護，處於TASK_TRACED狀態的程式不能響應SIGCONT訊號而被喚醒。只能等到除錯程式通過ptrace系統呼叫執行PTRACE_CONT、PTRACE_DETACH等操作（通過ptrace系統呼叫的引數指定操作），或除錯程式退出，被除錯的程式才能恢復TASK_RUNNING狀態。

Z(TASK_DEAD – EXIT_ZOMBIE)，退出狀態，程式成為殭屍程式。

程式在退出的過程中，處於TASK_DEAD狀態。

在這個退出過程中，程式佔有的所有資源將被回收，除了task_struct結構（以及少數資源）以外。於是程式就只剩下task_struct這麼個空殼，故稱為殭屍。

之所以保留task_struct，是因為task_struct裡面儲存了程式的退出碼、以及一些統計資訊。而其父程式很可能會關心這些資訊。比如在shell中，$?變數就儲存了最後一個退出的前臺程式的退出碼，而這個退出碼往往被作為if語句的判斷條件。

當然，核心也可以將這些資訊儲存在別的地方，而將task_struct結構釋放掉，以節省一些空間。但是使用task_struct結構更為方便，因為在核心中已經建立了從pid到task_struct查詢關係，還有程式間的父子關係。釋放掉task_struct，則需要建立一些新的資料結構，以便讓父程式找到它的子程式的退出資訊。

父程式可以通過wait系列的系統呼叫（如wait4、waitid）來等待某個或某些子程式的退出，並獲取它的退出資訊。然後wait系列的系統呼叫會順便將子程式的屍體（task_struct）也釋放掉。

子程式在退出的過程中，核心會給其父程式傳送一個訊號，通知父程式來“收屍”。這個訊號預設是SIGCHLD，但是在通過clone系統呼叫建立子程式時，可以設定這個訊號。

通過下面的程式碼能夠製造一個EXIT_ZOMBIE狀態的程式：

編譯執行，然後ps一下：

只要父程式不退出，這個殭屍狀態的子程式就一直存在。那麼如果父程式退出了呢，誰又來給子程式“收屍”？

當程式退出的時候，會將它的所有子程式都託管給別的程式（使之成為別的程式的子程式）。託管給誰呢？可能是退出程式所在程式組的下一個程式（如果存在的話），或者是1號程式。所以每個程式、每時每刻都有父程式存在。除非它是1號程式。

1號程式，pid為1的程式，又稱init程式。

linux系統啟動後，第一個被建立的使用者態程式就是init程式。它有兩項使命：

1、執行系統初始化指令碼，建立一系列的程式（它們都是init程式的子孫）；
2、在一個死迴圈中等待其子程式的退出事件，並呼叫waitid系統呼叫來完成“收屍”工作；

init程式不會被暫停、也不會被殺死（這是由核心來保證的）。它在等待子程式退出的過程中處於TASK_INTERRUPTIBLE狀態，“收屍”過程中則處於TASK_RUNNING狀態。

X(TASK_DEAD – EXIT_DEAD)，退出狀態，程式即將被銷燬。

而程式在退出過程中也可能不會保留它的task_struct。比如這個程式是多執行緒程式中被detach過的程式（程式？執行緒？參見《linux執行緒淺析》）。或者父程式通過設定SIGCHLD訊號的handler為SIG_IGN，顯式的忽略了SIGCHLD訊號。（這是posix的規定，儘管子程式的退出訊號可以被設定為SIGCHLD以外的其他訊號。）

此時，程式將被置於EXIT_DEAD退出狀態，這意味著接下來的程式碼立即就會將該程式徹底釋放。所以EXIT_DEAD狀態是非常短暫的，幾乎不可能通過ps命令捕捉到。

程式的初始狀態

程式是通過fork系列的系統呼叫（fork、clone、vfork）來建立的，核心（或核心模組）也可以通過kernel_thread函式建立核心程式。這些建立子程式的函式本質上都完成了相同的功能——將呼叫程式複製一份，得到子程式。（可以通過選項引數來決定各種資源是共享、還是私有。）

那麼既然呼叫程式處於TASK_RUNNING狀態（否則，它若不是正在執行，又怎麼進行呼叫？），則子程式預設也處於TASK_RUNNING狀態。

另外，在系統呼叫clone和核心函式kernel_thread也接受CLONE_STOPPED選項，從而將子程式的初始狀態置為 TASK_STOPPED。

程式狀態變遷

程式自建立以後，狀態可能發生一系列的變化，直到程式退出。而儘管程式狀態有好幾種，但是程式狀態的變遷卻只有兩個方向——從TASK_RUNNING狀態變為非TASK_RUNNING狀態、或者從非TASK_RUNNING狀態變為TASK_RUNNING狀態。也就是說，如果給一個TASK_INTERRUPTIBLE狀態的程式傳送SIGKILL訊號，這個程式將先被喚醒（進入TASK_RUNNING狀態），然後再響應SIGKILL訊號而退出（變為TASK_DEAD狀態）。並不會從TASK_INTERRUPTIBLE狀態直接退出。

程式從非TASK_RUNNING狀態變為TASK_RUNNING狀態，是由別的程式（也可能是中斷處理程式）執行喚醒操作來實現的。執行喚醒的程式設定被喚醒程式的狀態為TASK_RUNNING，然後將其task_struct結構加入到某個CPU的可執行佇列中。於是被喚醒的程式將有機會被排程執行。

而程式從TASK_RUNNING狀態變為非TASK_RUNNING狀態，則有兩種途徑：

1、響應訊號而進入TASK_STOPED狀態、或TASK_DEAD狀態；
2、執行系統呼叫主動進入TASK_INTERRUPTIBLE狀態（如nanosleep系統呼叫）、或TASK_DEAD狀態（如exit系統呼叫）；或由於執行系統呼叫需要的資源得不到滿足，而進入TASK_INTERRUPTIBLE狀態或TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態（如select系統呼叫）。

顯然，這兩種情況都只能發生在程式正在CPU上執行的情況下。