【Linux】进程状态
📝前言：
前两篇文章Linux进程概念（一），Linux进程概念（二）我们初步了解了Linux进程概念，这篇文章我们来讲讲Linux进程状态：
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目录
- 一，操作系统的进程状态
- 二，Linux进程状态
- （1）R 运行状态
- 1.1 运行队列
- （2）阻塞状态
- 设备等待队列
- PCB中如何存储指针
- 阻塞状态
- S 状态和 D 状态
- 挂起状态
- （3）X 死亡状态
- （4）T 状态和 t 状态
- （5）Z 僵尸状态
- 内存泄漏
- 内核结构申请
- （6）孤儿状态
- 终端，前台与后台
一，操作系统的进程状态
在操作系统这门学科（书本）里面，主要强调：进程在就绪、运行和阻塞三种状态之间转换：
下面先笼统的讲一下，这三中状态（在Linux的进程状态中再结合Linux系统具体讲Linux的进程状态）：
ready就绪状态：进程创建后，系统会为其分配必要的资源，并将其放入就绪队列，此时进程进入就绪状态。running运行状态：进程在运行或者在运行队列中blocked阻塞状态：进程因某一时间暂停执行，如：等待 I/O 事件（等待键盘输入，等待写入操作完成…）会从运行状态进入阻塞状态
二，Linux进程状态
操作系统学科中的进程状态是一个较为抽象和通用的概念，而 Linux 进程状态则是基于操作系统原理在 Linux 系统中的具体实现。
Linux的进程状态是用一个变量来表示的，这个变量是一个在task_struct里面的一个整型变量
下面是状态在kernel源代码里的定义：
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 */
};
- R运行状态（running）: 进程在运行中或在运行队列里
- S睡眠状态（sleeping)：意味着进程在等待事件完成，可中断睡眠
- D磁盘休眠状态（Disk sleep）：也是进程在等待事情完成，不可中断睡眠
- T停止状态（stopped）：主要是用户/操作系统暂停的，用户可以通过发送SIGSTOP 信号暂停进程，也可以通过发送SIGCONT信号，让进程继续运行
- t停止状态（(tracing stop)）：debug的时候，在断点处停止时，就是t状态
- X死亡状态（dead）：程序运行完，且资源回收了（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）：当程序运行完，但是资源还未回收时，处于的状态
（1）R 运行状态
当进程在运行中或在运行队列里，就是R状态
在运行中就是进程被加载到CPU了，那什么是运行队列呢？
1.1 运行队列
运行队列（调度队列）：是Linux操作系统用来管理后面几个要运行的进程的PCB的数据结构。CPU 通过从运行队列中获取进程的相关信息来决定下一步要执行的进程。
（2）阻塞状态
设备等待队列
首先，我们要知道，Linux里面的设备也是被描述了，然后把特性提取出来，用结构体储存，再用数据结构组织起来的。
并且，这些设备结构体中会有一个成员叫做：设备等待队列。当进程需要访问某个设备，但设备暂时不可用或处于忙碌状态时，进程（PBC）会被放入该设备的等待队列中。
看到这里你会不会思考，为什么PBC即可以在运行队列又可以在设备的等待队列中呢？
这就要谈谈PCB中的指针了。
PCB中如何存储指针
我们以前学的队列/链表中的节点：
结构体内直接存储指针变量，那当然一个结构体里面如果只有这一组pre和next，那就只能存放在一个数据结构体了。
除非你这样（再存一个指针变量，需要放在多少个不同的数据结构里，你就搞多少个不同的指针）：
但是这样有点挫，你不同数据结构的next和prev还得区分。为此，Linux内把prev和next先封装到了一个结构体list_head里面。
这个list_head就只存储next和prev指针，然后PCB里面存储的就是list_head这一个成员。
这时候，不同的list_head就相当于不同数据结构中的两个指针，实现了PBC存在不同数据结构里：
但是list_head不是一个指向结构体的指针，没有结构体指针，那我们怎么访问结构体成员呢？
别怕，我们已知，list_head成员的地址，自然可以获取到这个成员和结构体“开始地址”的偏移量。
&((struct struct_task* )0->list_head)：这样就可以得到list_head距离该结构体开始地址的偏移量。
C语言标准库 offsetof 宏就可以帮我们解决这个问题。
阻塞状态
我们通过一个程序执行的过程，感受什么时候出现阻塞状态
- 我们写了一个程序，程序里有一句
scanf - 当程序运行到
scanf的时候，就需要从键盘读取数据，进程就会等待用户输入 - 如果用户没有按下键盘，键盘就一直处于未就绪状态，原来在运行的进程（PCB）就会从运行队列中被移动到键盘设备的等待队列，这个时候，进程就从运行状态，变成了阻塞状态
- 直到用户输入完了，键盘就绪了，这个时候操作系统会立刻知道硬件的变化，然后操作系统就会查看就绪设备的节点，将PCB的进程状态更改（从阻塞状态改回运行状态），把PCB从设备等待队列移动回调度队列
S 状态和 D 状态
S 状态和 D 状态都是阻塞状态，它们的区别是：S 可以被中断，D不可以。
怎么理解这个意义呢？讲个例子
假如现在有一个进程中有个操作要往磁盘里面写数据，那么磁盘写数据有成功也有失败，这个进程就需要等到磁盘写入完成后，才能继续下一步操作，在这个等待的过程中就是阻塞状态（假如就是 S 状态，可以被中断）
但是，假如现在的操作系统内存严重不足，操作系统就可能会把这个处于S 状态的进程直接杀掉来腾空间。直接杀掉以后，如果磁盘写入失败了，这时候磁盘回头看，已经找不到原来的进程了，那么要写入的这份数据，就会被磁盘丢弃，但是这个行为用户是不知道的，就造成了数据丢失。
为了解决这个问题，就出现了 D 状态。如，当执行写入这种高I/O的操作的时候，进程就会被设置成 D 状态，无法被杀掉。
状态演示：
S 状态：
myproc.c文件：
#include 运行并查看进程信息：
while true; do ps -axj | head -1; ps -axj | grep myproc; sleep 1; done
结果：
这里一直在输出printf所以是S。那为什么程序运行不显示R状态呢？
因为在这里printf的运行时间占程序的很大比重（比如99%），我们在这里每隔一秒钟打印，刚好遇到R的状态概率比较小，大部分时候都在IO
D 状态不容易观察，因为磁盘的写入速度其实也很快，如果出现秒级以上的D状态的显示出现，那可能是机器要挂了，或者磁盘出问题了。这里就不做演示了
挂起状态
这个状态Linux中没有具体的状态对应，因为挂起的操作是操作系统自己完成的，我们不用关心。
挂起分为阻塞挂起和运行挂起：
- 阻塞挂起就是：当操作系统内存不够了，OS把不会被调度的进程先交换到磁盘上（进程是数据和代码挂到磁盘上），腾出空间。后续换回操作就是：OS通过指针找到对应的数据和代码再换回来
- 运行挂起：内存实在不够了，把运行队列末端的进程也挂出去
（3）X 死亡状态
死亡状态就是指程序运行完毕退出了，且资源也被回收完了。X状态也无法被显示观察到。
（4）T 状态和 t 状态
T 状态和 t 状态都是暂停状态。
t 状态：在程序debug的时候，在断点位置处的暂停就会进入t状态
状态演示（在第8行打一个断点，然后运行）：
T 状态：主要是通过用户发信号的暂停，或者是操作系统的暂停。用户发信号的暂停就是通过：kill -信号编号 进程PID。系统的暂停的就是当操作系统怀疑程序有问题时，暂停程序（而不是直接结束），然后给用户，让用户自己排查问题，相当于一种“止损”操作。-19是暂停，-20是重新启动
状态演示：
我们让进程运行起来，然后手动暂停
状态变化：
（5）Z 僵尸状态
Z僵尸状态就是：当进程已经结束，但是还未回收资源（PCB）。
子进程在运行结束以后，代码和数据都会被释放，但是进程的运行结果信息会被保存在task_struct留给父进程（父进程需要知道子进程运行的怎么样）。【也就是说PCB是不会直接在结束的时候释放的，这时候就进入了僵尸状态】
父进程可以在这个状态内获取子进程的退出信息，并且需要回收子进程的PCB（如何回收先不讨论）
如果没有回收，那么子进程的PCB就一直不会被释放，就会造成内存泄漏
示例（我们让子进程运行完，然后父进程一直运行，使得父进程没办法回收子进程的PBC）：
myproc.c代码：
#include 运行效果：
当子进程运行结束，父进程还没有结束
状态变成了Z，< defunct >表示无用的
内存泄漏
简单聊一下内存泄漏：
如果进程X了，还会有内存泄漏吗？
答案是：如果程序退出了，那new/malloc的那些空间都会被自动回收，此时就不存在内存泄漏。
但是，大部分的软件都是一直运行的，是常驻内存的软件（比如操作系统），这时候就要考虑内存泄漏问题。
你可以会想到自己的电脑关机，然后操作系统也关了，但是服务器上的呢？
内核结构申请
Linux中有一个用来专门储存已经无用的task_struct的链表（相当于：数据结构对象的缓存），这样就可以加速未来申请同类对象的速度。
（6）孤儿状态
孤儿进程：当子进程没执行完，父进程已经执行完，先退出了。
这时候子进程的PPID变成1，这个1号进程就是操作系统，也就是说孤儿进程被操作系统领养了。
为什么要领养？因为不领养就没有父进程帮它释放PBC了，那就会内存泄漏。
同时注意：领养以后的子进程就变成后台进程了（Ctrl+c就杀不了了）
演示（让父进程运行完，子进程孩子还在运行）：
myproc.c文件代码：
#include 运行效果：
并且这时候，子进程被领养以后就跑后台去了，在终端Ctrl+c杀不掉
只能：kill -9 78793杀掉
终端，前台与后台
进程状态有+的是前台进程，当我们执行命令（进程）时，在后面+ &代表在后台执行。
- 终端：一个你与计算机的“对话窗口”
- 前台：前台进程是在终端前台运行的进程，它会占用当前终端的输入输出。
- 后台：一般与终端分离，即使关闭了启动它的终端，后台进程也可以继续运行。
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