Linux进程解析
Process
Abstract: 1.define and Discribe. 2.PCB. 3.Linux 进程与线程的区别与联系。
4.Linux 进程的创建。
5. 进程的 5 状态。
6. 进程的变迁。
1、DEFINE and Discrib
“In computing, a process is an instance of a c omputer program that is being executed. It contains the program code and its current activity. Depending on the operating system (OS), a process may be made up of multiple treads of execution that execute instructions concurrently.”
“A computer program is a passive collection of instructions, a process is the actual execution of those instructions. Several processes may be associated with the same program; for example, opening up several instances of the same program often means more than one process is being executed.”
“Multitasking is a method to allow multiple processes to share processors (CPUs ) and other system resources. Each CPU executes a single task at a time. However, multitasking allows each processor to switch between tasks that are being executed without having to wait for each task to finish. Depending on the operating system implementation, switches could be performed when tasks perform input/output operations, when a task indicates that it can be switched, or on hardware interrupts .”
“A common form of multitasking is time-sharing . Time-sharing is a method to allow fast response for interactive user applications. In time-sharing systems, context switches are performed rapidly. This makes it seem like multiple processes are being executed simultaneously on the same processor. The execution of multiple processes seemingly simultaneously is called concurrency .”
“For security and reliability reasons most modern operating systems prevent direct communication between independent processes, providing strictly mediated and controlled inter-process communication functionality.”
“In computer science , a call stack is a stack data structure that stores information about the active subroutines of a computer program . This kind of stack is also known as an execution stack , control stack , run-time stack , or machine stack , and is often shortened to just "the stack". Although maintenance of the call stack is important for the proper functioning of most software , the details are normally hidden and automatic in
high-level programming languages . A call stack is used for several related purposes, but the main reason for having one is to keep track of the point to which each active subroutine should return control when it finishes executing. An active subroutine is one that has been called but is yet to complete execution after which control should be handed back to the point of call. Such activations of subroutines may be nested to any level (recursive as a special case), hence the stack structure. If, for example, a subroutine DrawSquare calls a subroutine DrawLine from four different places, DrawLine must know where to return when its execution completes. To accomplish this, the address following the call instruction , the return address, is pushed onto the call stack with each call.”
2 、 PCB {
1. The identifier of the process (a process identifier , or PID) ;
2. Register values for the process including, notably, the program counter and stack pointer values for the process;
3. The address space for the process;
4. Priority (in which higher priority process gets first preference. eg., nice value on Unix operating systems);
5. Process accounting information, such as when the process was last run, how much CPU time it has accumulated, etc;
6. Pointer to the next PCB i.e. pointer to the PCB of the next process to run;
7. I/O Information (i.e. I/O devices allocated to this process, list of opened files, etc)
}
3 、 Linux 进程与线程的区别与联系：
Linux 是一个多任务，多线程的操作系统。但其实现的线程机制非常独特，从内核的角度来说，它并没有线程这个概念。 Linux 把所有的线程当作进程来实现，线程仅仅被视为一个与其他进程共享某些资源的进程。进程和线程都有自己的 task_struct, 在内核看来两者没有司马区别。
4 、 Linux 进程的创建：
Linux 进程的创建在传统 Unix 两阶段进程的方式上进行了改进，采用了写时拷贝（ copy-on-write ）技术。创建进程时，不是复制父进程的整个地址空间，而是让父进程与子进程共享同一个拷贝。当其中一个进程写数据时，数据才被复制，从而使得各个进程拥有自己的拷贝。当子进程需要执行另一段程序时，可调用 exec() 一族的系统调用。在一般的情况下，进程创建后会马上运行一个可执行文件，这种优化可以避免拷贝大量根本就不会使用的数据。
5 、 Linux 进程的五个状态：
TASK_RUNNING
TASK_INTERRUPTIBLE
TASK_UNINTERRUPTIBLE
TASK_STOPPED or TASK_TRACED
TASK_DEAD - > EXIT_ZOMBIE 、 TASK_DEAD - >EXIT_DEAD
(一 ) TASK_RUNNING，可执行状态。
只有在该状态的进程才可能在 CPU上运行。而同 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。
有人问，为什么死循环程序会导致 CPU占用高呢？因为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”。
很多操作系统教科书将正在 CPU上执行的进程定义为 RUNNING状态、而将可执行但是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。
（二） 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）。毕竟 CPU就这么一两个，进程动辄几十上百个，如果不是绝大多数进程都在睡眠， CPU又怎么响应得过来。
（三） 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。否则你将惊奇的发现， kill -9竟然杀不死一个正在睡眠的进程了！于是我们也很好理解，为什么 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。
而 TASK_UNINTERRUPTIBLE状态存在的意义就在于，内核的某些处理流程是不能被打断的。如果响应异步信号，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。
在进程对某些硬件进行操作时（比如进程调用 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命令基本上不可能捕捉到。
linux系统中也存在容易捕捉的 TASK_UNINTERRUPTIBLE状态。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。
通过下面的代码就能得到处于 TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的进程：
| #include |
编译运行，然后 ps一下：
| kouu@kouu-one:~/test$ ps -ax | grep a/.out |
然后我们可以试验一下 TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的威力。不管 kill还是 kill -9，这个 TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的父进程依然屹立不倒。
（四） 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。比如在 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。
TASK_STOPPED和 TASK_TRACED状态判断
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。
（五－ 1） 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息。比如在 shell中， $?变量就保存了最后一个退出的前台进程的退出码，而这个退出码往往被作为 if语句的判断条件。
当然，内核也可以将这些信息保存在别的地方，而将 task_struct结构释放掉，以节省一些空间。但是使用 task_struct结构更为 方便，因为在内核中已经建立了从 pid到 task_struct查找关系，还有进程间的父子关系。释放掉 task_struct，则需要建立一些新的数据 结构，以便让父进程找到它的子进程的退出信息。
父进程可以通过 wait系列的系统调用（如 wait4、 waitid）来等待某个或某些子进程的退出，并获取它的退出信息。然后 wait系列的系统调用会顺便将子进程的尸体（ task_struct）也释放掉。
子进程在退出的过程中，内核会给其父进程发送一个信号，通知父进程来“收尸”。这个信号默认是 SIGCHLD，但是在通过 clone系统调用创建子进程时，可以设置这个信号。
通过下面的代码能够制造一个 EXIT_ZOMBIE状态的进程：
| #include |
编译运行，然后 ps一下：
| kouu@kouu-one:~/test$ ps -ax | grep a/.out |
只要父进程不退出，这个僵尸状态的子进程就一直存在。那么如果父进程退出了呢，谁又来给子进程“收尸”？
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）。托管给谁呢？可能是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。它有两项使命：
1、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）；
2、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。
（五－ 2） TASK_DEAD - EXIT_DEAD，退出状态，进程即将被销毁。
而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。）
此时，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。
6 、 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。而尽管进程状态有好几种，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。
也就是说，如果给一个 TASK_INTERRUPTIBLE状态的进程发送 SIGKILL信号，这个进程将先被唤醒（进入 TASK_RUNNING状 态），然后再响应 SIGKILL信号而退出（变为 TASK_DEAD状态）。并不会从 TASK_INTERRUPTIBLE状态直接退出。
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。
而进程从 TASK_RUNNING 状态变为非 TASK_RUNNING 状态，则有两种途径：
1、响应信号而进入 TASK_STOPED状态、或 TASK_DEAD状态；
2 、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）。