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

     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

    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

              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

            而 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”

           许多 将正在 CPU 上执行的进程定义为 RUNNING 状态、而 将可执行但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）

      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

        kill -9 竟然杀不死一个正在睡眠的进程了，所以 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

     TASK_UNINTERRUPTIBLE 状态存在的意义：内核的某些处理流程是不能被打断

         如 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

      进程对某些硬件进行操作时（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

       这种情况下的 TASK_UNINTERRUPTIBLE 状态总是非常短暂的，通过 ps 命令捕捉不到

     linux 系统中也存在容易捕捉的 TASK_UNINTERRUPTIBLE 状态：

           如 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

         下面的代码 能得到处于 TASK_UNINTERRUPTIBLE 状态的进程：

#include <unistd.h>
void main()
{
if(!vfork())
{
sleep(100);
}
}

  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

        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

         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

    内核会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 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

    只要父进程不退出，这个僵尸状态的子进程就一直存在

    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）

    可能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：

         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）

        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

        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

       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）

     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）

   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

     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

    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。

   进程从 TASK_RUNNING 状态变为非 TASK_RUNNING 状态：

       响应信号而进入 TASK_STOPED 状态、或 TASK_DEAD 状态

       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）

     只能发生在进程正在CPU上执行的情况

来自  https://blog.csdn.net/qq_44226094/article/details/105471239