深入解析 Linux 进程状态：从 task_struct 双链表到 R/S/D/Z 状态的内核奥秘

1. 进程状态

在进程的PCB（Linux下叫做task_struct）中的进程状态，它的本质上就是一个数字，数字是几就表明了进程是什么状态，改变状态就是修改PCB内部对应的值来达到目的。 进程状态，决定了进程接下来要做的工作。

下图为：一个操作系统实现进程状态变化时要符合的理论，也可以理解为指导思想。 进程状态图（图片来源于网络）

2. task_struct是如何管理的

task_struct通过双链表链接起来，但并不是直接在结构中存在两个类似*next *prev指针来完成，而是在结构中嵌入了一个双链表：

所以task_struct是这样来连接的：

通过源码可以知道，task_struct结构中内嵌了一个list_head结构体变量tasks，那么该如何通过这个双链表来拿到整个task_struct结构中的其他成员？

假设在地址0处存在一个task_struct，那么这个task_struct中的tasks地址不就是其在整个结构体中的偏移量吗，所以可以使用类似这种方法来拿到结构体的起始地址，从而拿到其他的成员。

C 复制代码

// 当前结构体起始地址 = 当前结构体中tasks地址 - 0地址中的tasks地址
// 这种方法在源码中被定义为一个宏
struct task_struct* start = &tasks - &((struct task_struct*)0->tasks)

这样做的好处在于，实现的双链表再也与类型无关。即使是其他结构体类型，也可以通过内置list_head连接起来。

更重要的在于：如果在task_struct中存在更多的list_head类型的成员，那么就可以使这个task_struct既属于链表，也可以同时属于其他的数据结构。并且在源码中也是这么做的。

所以当CPU中的运行队列也存在一个list_head类型成员，就可以做到即使不断链，也可以保证当前的PCB在全局链表管理的同时，将当前PCB链接到运行队列中。

3. 运行状态和新建状态

通过上面了解到了PCB是如何管理的后，就可以得到结论：当一个PCB也就是task_struct被创建出来，但没有被调度时，这种就叫做就绪状态或者也可以叫做新建状态 。而当一个PCB已经链入到运行队列中并且被调度时，这种就叫做运行状态。在Linux中可以弱化这个概念，因为在Linux中只有运行状态，没有就绪状态。

4. 阻塞状态

下面是一段最简单的代码，我们都知道当运行到scanf函数时，如果我们不做输入，系统就无法从键盘上读取数据，程序便不会继续运行，而是卡在这等待输入，这就是一种阻塞状态，那么该如何理解呢？

C 复制代码

int main()
{
    int a = 0;
    scanf("%d", &a);
    printf("%d\n", a);
    return 0;
}

已知操作系统的任务是管理软硬件资源，既然管理软件需要先描述再组织 ，那么管理硬件也是一样需要先描述再组织。所以在操作系统中，也有着一个管理硬件资源的结构。

当上面的程序运行到scanf函数时需要输入，但是键盘没有输入就绪，所以当前进程的PCB就需要从CPU调度队列断链，然后链接到外设的等待队列中。当键盘上输入后，再重新链接到CPU的调度队列。

进程竞争资源本质也就两类：CPU资源、外设资源 。在CPU调度队列当中就是竞争CPU资源，而在外设的等待队列中就是竞争外设资源。网卡、显示屏这些也是一样，当前进程需要哪个资源，就去哪个外设的等待队列中进行等待，当外设没有就绪时，就是阻塞状态。

所以阻塞和运行的本质就是让进程的task_struct：

更改task_struct状态属性。
链入到不同的队列中。

5. 挂起状态

当一个进程的PCB变为阻塞状态之后，并且此时内存资源严重不足，就会发生以下的对话：

内存："PCB啊，我看你跑键盘等待队列里去了，键盘准备好没啊？"

PCB："还没有呢，键盘还没理我呢！"

内存："那我这地方不够了，你看你这代码和数据还在我这呢，我得给后面的同志们腾出地方来啊！这么的，我给你代码和数据先放到磁盘里，等你回来了我再把你的代码和数据拿回来，虽说速度可能慢一点，总比大家都崩了好吧！"

所以当内存资源严重不足，操作系统换出进程的代码和数据，此时内存里只剩PCB，这种状态就叫做挂起状态 。而在磁盘中专门和内存用来交换的这块区域，叫做swap分区。

但是内存资源不足也是分等级的，当进程因为等待外设资源在阻塞状态中时，此时的内存因为资源严重不足，从而换出代码和数据这叫做阻塞挂起 ；但当这么做之后内存资源还是严重不足，此时CPU的调度队列中，还没有被调度的进程的代码和数据也会被换出，从而达到释放内存，这就叫做就绪挂起。

6. Linux中的进程状态

Linux中的进程状态，要和文章上面所讲述的操作系统状态，有一定程度的对应关系。下面来看Linux源代码怎么说：

C 复制代码

/*
 * 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 *task_state_array[] = {
	"R (running)",		/*  0 */
	"S (sleeping)",		/*  1 */
	"D (disk sleep)",	/*  2 */
	"T (stopped)",		/*  4 */
	"t (tracing stop)",	/*  8 */
	"Z (zombie)",		/* 16 */
	"X (dead)"		/* 32 */
};

6.1 R（running）和 S（sleeping）状态

使用下面代码测试一下：

运行命令打开监控，可以看到当前我的可执行程序名字叫做myfork。而在STAT这一列就是进程状态，R 就代表着当前是运行状态。

再来看这段代码：

运行后可以看到进程变成了S状态 ，称作浅度休眠 ，对应着就是阻塞状态 ，此时能够响应外部事件，比如在Linux中按ctrl+c就可以强制中止。

再来看另一种情况：

当运行后会发现还是S状态 ，这是因为printf函数会频繁调用显示器，而在阻塞状态等待显示器资源的时候是大多数，所以会显示是S状态 ，如果频繁来查看进程状态的话也会有概率看到显示R状态 。

6.2 D（disk sleep）状态

在Linux中D状态 叫做磁盘休眠，也叫做深度睡眠状态。和S状态都属于阻塞状态。因为配置原因不方便演示，这里引入一组对话来理解：

进程A："磁盘在吗？我要向你写入1GB数据。"

磁盘："好的，不过我可能会写入失败，你稍等我一下，成功与否我都会告诉你。"

此时发生内存空间严重不足的情况。

操作系统："进程A，现在内存严重不足，你不是S状态吗，我把你的代码和数据换出去了，但还是不够，我只能把你Kill掉了。"

这时磁盘写入失败回来找进程A，但没有找到，并且还要执行别的任务，所以只好把这1GB数据丢掉，造成了数据丢失。

管理者："现在造成了事故，所以我要追究你们三个：操作系统、进程、磁盘，的责任。"

磁盘："这件事情不能怪我啊，我让进程A等着我，但是我找他的时候他不在，我还需要继续执行任务，只能这样做了。"

操作系统："也不能怪我啊，我需要管理所有的资源，如果我不Kill掉进程A的话，整个系统都会崩掉，那时的损失就不止1GB了。"

进程A："更不能怪我了，我正在等着写完数据呢，内存不够就把我Kill掉了，我还冤呢！"

管理者看着它们三个觉得都有道理，于是想到了一个办法。

管理者："这件事就不追究了，但以后凡是在进行数据量较大或磁盘级I/O操作的进程，不要再使用S（浅度睡眠）状态了，全部表示自己为D（深度睡眠）状态；而操作系统你以后只能Kill掉S状态的进程。

处在D状态下的进程不对外部事件进行任何响应，操作系统也Kill不掉，除非进程自己醒来。如果感兴趣的话可以使用dd 命令模拟进程进入D状态（具体方法可以询问AI）。

6.3 T（stopped）状态

首先还是使用这段代码运行起来：

现在进程处于R状态：

这时可以使用kill命令发19信号，进程就变成了T状态（暂停状态）：

如果再次发送18信号，进程就会再运行起来：

但为什么此时的进程状态不是R+而是R了呢，这里先说一个比较简单的理解，后面文章会写到：

kill命令：

6.4 t（tracing stop）状态

当使用gdb 调试时，会发现只有一个gdb 进程，而在gdb 中打断点后输入r后开始调试，gdb 会为我们创建出一个进程，此时创建出来的myfork就是t状态。

所以在gdb 调试的场景中，进程就是t状态，表示进程因为被追踪，进程遇到断点停下来。

6.5 Z（zombie）和 X（dead）状态

在操作系统中进程只有结束一种状态，而在Linux中，进程结束有两种状态：

Z（zombie）：在进程结束的时候要先处于一种 "僵尸状态" ，将当前进程代码和数据释放掉，但会保留task_struct，记录进程的退出信息，从而方便父进程读取退出码，当父进程读取后，当前进程就会变为X状态 。但如果一直不读取，就会一直停在 "僵尸状态"。
X（dead）：表明进程真正结束，完成了所有工作。

使用这段代码进行测试，运行时通过ps命令来观察，可以看到当子进程退出的时候父进程没有读取退出信息，所以子进程变为Z状态。

如果将来父进程一直不处理，这个僵尸进程就会一直存在，当僵尸进程大量存在的时候，就会造成内存泄漏。

X状态这里不做演示，因为从Z到X（也就是父进程回收子进程）是一瞬间完成的，所以很难观察到。