2010-12-05 21:23:56 macrotea 阅读数 36
  • Linux0.11内核初始化讲解与调试

    结合bochs仿真调试工具边讲解边调试linux0.11版本内核初始化过程,通过该课程可以学习和理解关于linux内核在内存中的分布、分段及分页机制、逻辑地址线性地址及物理地址的区别,更系统的理解CPU实模式及保护模式等。课程会以下面几个部分逐次展开: 80386 CPU资源 80386 内存寻址机制 Linux多任务相关的TR寄存器和TSS任务状态段数据结构 中断和异常 Linux引导初始化--代码搬移过程 Bootsect代码详解 Bootsect代码详解续 bootsect里的设备号问题  bootsect代码解析之system模块搬移 setup.s程序详解 head.s程序详解 具体视频内容会根据讲解需要进行微调,详细内容参见csdn blog链接: https://blog.csdn.net/yuanfen5200/article/category/8692077

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Linux是一个多用户,多任务的系统,可以同时运行多个用户的多个程序,就必然会产生很多的进程,而每个进程会有不同的状态。

 

Linux进程状态解析之R、S、D

 

Linux进程状态: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。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。

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。

 

Linux进程状态: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)。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。

 

Linux进程状态: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。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。

 

Linux进程状态解析之T、Z、X

Linux进程状态: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。

 

Linux进程状态: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。

 

Linux进程状态:X (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。

2016-07-01 20:44:33 qq_21593899 阅读数 1888
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    结合bochs仿真调试工具边讲解边调试linux0.11版本内核初始化过程,通过该课程可以学习和理解关于linux内核在内存中的分布、分段及分页机制、逻辑地址线性地址及物理地址的区别,更系统的理解CPU实模式及保护模式等。课程会以下面几个部分逐次展开: 80386 CPU资源 80386 内存寻址机制 Linux多任务相关的TR寄存器和TSS任务状态段数据结构 中断和异常 Linux引导初始化--代码搬移过程 Bootsect代码详解 Bootsect代码详解续 bootsect里的设备号问题  bootsect代码解析之system模块搬移 setup.s程序详解 head.s程序详解 具体视频内容会根据讲解需要进行微调,详细内容参见csdn blog链接: https://blog.csdn.net/yuanfen5200/article/category/8692077

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Linux进程状态解析之R、S、D、T、Z、X;Linux是一个多用户,多任务的系统,可以同时运;众所周知,现在的分时操作系统能够在一个CPU上运;在linux系统中,每个被运行的程序实例对应一个;Linux进程状态:R(TASK_RUNNING;只有在该状态的进程才可能在CPU上运行;很多操作系统教科书将正在CPU上执行的进程定义为;Linux进程状态:S

Linux进程状态解析之R、S、D、T、Z、X

Linux是一个多用户,多任务的系统,可以同时运行多个用户的多个程序,就必然会产生很多的进程,而每个进程会有不同的状态。

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。linux就是这样的一个操作系统。

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。


【1】Linux进程状态: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。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。

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。 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”。


【2】Linux进程状态: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)。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。


【3】Linux进程状态: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。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。(参见《linux内核异步中断浅析》)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(参见《神奇的vfork》)。通过下面的代码就能得到处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的进程:

#include <unistd.h>

void main()

 {

        if (!vfork()) sleep(100);

}

编译运行,然后ps一下:

kouu@kouu-one:~/test$ ps -ax | grep a\.out

4371 pts/0 D+ 0:00 ./a.out

4372 pts/0 S+ 0:00 ./a.out

4374 pts/1 S+ 0:00 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。



【4】Linux进程状态: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。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。

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。



【5】Linux进程状态: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 <unistd.h>

void main() {

if (fork())

while(1) sleep(100);

}

编译运行,然后ps一下:

ps -ax | grep a\.out

10410 pts/0 S+ 0:00 ./a.out

10411 pts/0 Z+ 0:00 [a.out] <defunct>

10413 pts/1 S+ 0:00 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。


【6】Linux进程状态:X (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(进程?线程?参见《linux线程浅析》)。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。

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。)那么既然调用进程处于TASK_RUNNING状态(否则,它若不是正在运行,又怎么进行调用?),则子进程默认也处于TASK_RUNNING状态。另外,在系统调用调用clone和内核函数kernel_thread也接受CLONE_STOPPED选项,从而将子进程的初始状态置为 TASK_STOPPED。

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)。显然,这两种情况都只能发生在进程正在CPU上执行的情况下。

.进程的三种基本状态

进程在运行中不断地改变其运行状态。通常,一个运行进程必须具有以下三种基本状态。 就绪(Ready)状态

当进程已分配到除CPU以外的所有必要的资源,只要获得处理机便可立即执行,这时的进程状态称为就绪状态。

执行(Running)状态

当进程已获得处理机,其程序正在处理机上执行,此时的进程状态称为执行状态。 阻塞(Blocked)状态

正在执行的进程,由于等待某个事件发生而无法执行时,便放弃处理机而处于阻塞状态。引起进程阻塞的事件可有多种,例如,等待I/O完成、申请缓冲区不能满足、等待信件(信号)等。

2.进程三种状态间的转换

一个进程在运行期间,不断地从一种状态转换到另一种状态,它可以多次处于就绪状态和执行状态,也可以多次处于阻塞状态。图3_4描述了进程的三种基本状态及其转换。

(1) 就绪→执行处于就绪状态的进程,当进程调度程序为之分配了处理机后,该进程便由就绪状态转变成执行状态。

(2) 执行→就绪处于执行状态的进程在其执行过程中,因分配给它的一个时间片已用完而不得不让出处理机,于是进程从执行状态转变成就绪状态。

(3) 执行→阻塞正在执行的进程因等待某种事件发生而无法继续执行时,便从执行状态变成阻塞状态。

(4) 阻塞→就绪处于阻塞状态的进程,若其等待的事件已经发生,于是进程由阻塞状态转变为就绪状态。

例:

题目:某系统的状态转换图如图所示。

(1)分别说明引起状态转换1、2、3、4的原因,并各举一个事件。(2)为什么在转换图中没有就绪到阻塞和阻塞到运行的转换方向?(3)一个进程的状态变换能够引起另一个进程的状态变换,说明下列因果变迁是否可能发生,原因是什么?(a)3→1(b)2→1(c)3→2(d)3→4(e)4→1

答: (1)1:就绪->执行, 当前运行进程阻塞,调度程序选一个优先权最高的进程占有处理机;2:执行->就绪, 当前运行进程时间片用完;3:执行->阻塞,当前运行进程等待键盘输入,进入了睡眠状态。4:阻塞->就绪,I/O操作完成,被中断处理程序唤醒。

(2)就绪进程没有占有处理机,也即没有经过运行,其状态就不会改变。阻塞状态进程唤醒后先要进入就绪队列,才会被调度程序选中,进入了执行状态。

(3)(a) 3→1: 可能,当前运行进程阻塞,调度程序选一个优先级最高的进程占有处理机。(b)2→1:可能,当前运行进程优先级下降,调度程序选一个优先级最高的进程占有处理机。(c)3→2: 不可能,占有CPU的一个进程不能同时进入两个状态;在单CPU的系统中,状态3发生后,cpu没有执行进程,故不会发生状态转换2。(d)3→4:一般不可能,不相干的两个事件。状态转换3是由于运行进程等待资源而发生的,这并不会使得阻塞队列中的进程得到资源而进入就绪队列。但在Unix中,当系统的0#进程因runin标志而睡眠时,有(在内存)进程睡眠,就会唤醒0#进程,使其进入就绪状态,以便将该进程和在盘交换区就绪进程交换位置。(e)4→1:一般无关,但当就绪队列为空时,一个进程被唤醒转入就绪队列后,调度程序使该进程占有处理机(但是同一个进程)。


2019-08-17 00:34:32 weixin_43755584 阅读数 28
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linux进程概念(二)

进程状态:就绪,运行,阻塞
Linux进程状态:

运行态(R):
一个正在运行的进程,或者只要拿到时间片就可以运行的进程就叫做运行态

可中断睡眠态(S):
可中断的睡眠状态的进程会睡眠直到某个条件变为真,如产生一个硬件中断、释放进程正在等待的系统资源或是传递一个信号都可以是唤醒进程的条件。

不可中断睡眠态(D):
不可中断睡眠状态与可中断睡眠状态类似,但是它有一个例外,那就是把信号传递到这种睡眠状态的进程不能改变它的状态,也就是说它不响应信号的唤醒。

停止态(T):
指的是进程什么都没有执行,什么都不做的状态

僵尸(死)态(Z):
处于僵死的进程——进程退出后,资源没有完全释放(没有完全退出)

死亡态(X):
指的就是进程退出了,结束了。

在进程状态里面我主要学习了僵尸态,下面是僵尸态的一些概念
**僵尸进程:**处于僵死的进程——进程退出后,资源没有完全释放(没有完全退出)

僵尸进程是如何产生的呢?
由于子进程先于父进程退出,将自己的退出原因保存在pcb中,操作系统检测到子进程退出,因为父进程还没有退出,所以不敢随意退出释放资源,信号通知到父进程后,由于父进程在执行其他程序,没有时间指示子进程退出,导致子进程的资源一直没有释放,那么这个子进程就处于僵死态,称为僵尸进程。

僵尸进程的危害
僵尸进程的危害主要在于,会造成资源泄露,而且一个用户在操作系统下,能够创建的进程是有限的,而僵尸进程如果没有释放,那么可能导致新进程创建失败
销毁父进程就可以杀死僵尸进程

**孤儿进程:**父进程先于子进程退出,子进程成为孤儿进程,运行在后台,父进程成为1号进程

**守护进程/精灵进程:**孤儿进程长时间运行在后台,会演变成守护进程

2011-01-04 14:54:31 congfeng 阅读数 0
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  • 摘要: Linux是一个分时操作系统,能够在一个cpu上运行多个程序,每个被运行的程序实例对应一个或多个进程,这里介绍一下Linux进程状态。
  • 标签: Linux进程状态

Linux是一个多用户,多任务的系统,可以同时运行多个用户的多个程序,就必然会产生很多的进程,而每个进程会有不同的状态。

Linux进程状态: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。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。

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。

Linux进程状态: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)。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。

Linux进程状态: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。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。(参见《linux内核异步中断 浅析》)
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(参见《神奇的vfork》)。

 

#include   

void main() 
{  
   if (!vfork()) sleep(100);  
} 
 

 

通过下面的代码就能得到处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的进程:

kouu@kouu-one:~/test$ ps -ax | grep a\.out  
4371 pts/0    D+     0:00 ./a.out  
4372 pts/0    S+     0:00 ./a.out  
4374 pts/1    S+     0:00 grep a.out

 

编译运行,然后ps一下:
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。

2011-05-31 17:15:00 tianlesoftware 阅读数 39793
  • Linux0.11内核初始化讲解与调试

    结合bochs仿真调试工具边讲解边调试linux0.11版本内核初始化过程,通过该课程可以学习和理解关于linux内核在内存中的分布、分段及分页机制、逻辑地址线性地址及物理地址的区别,更系统的理解CPU实模式及保护模式等。课程会以下面几个部分逐次展开: 80386 CPU资源 80386 内存寻址机制 Linux多任务相关的TR寄存器和TSS任务状态段数据结构 中断和异常 Linux引导初始化--代码搬移过程 Bootsect代码详解 Bootsect代码详解续 bootsect里的设备号问题  bootsect代码解析之system模块搬移 setup.s程序详解 head.s程序详解 具体视频内容会根据讲解需要进行微调,详细内容参见csdn blog链接: https://blog.csdn.net/yuanfen5200/article/category/8692077

    280 人正在学习 去看看 靳庆庆

 

       Linux是一个多用户,多任务的系统,可以同时运行多个用户的多个程序,就必然会产生很多的进程,而每个进程会有不同的状态。  在下文将对进程的

RSDTZX 六种状态做个说明。

 

PROCESS STATE CODES

       Here are the different values that the s, stat and state output specifiers (header "STAT" or "S") will display to describe the state of a process.

       D    Uninterruptible sleep (usually IO)

       R    Running or runnable (on run queue)

       S    Interruptible sleep (waiting for an event to complete)

       T    Stopped, either by a job control signal or because it is being traced.

       W    paging (not valid since the 2.6.xx kernel)

       X    dead (should never be seen)

       Z    Defunct ("zombie") process, terminated but not

            reaped by its parent.

 

       For BSD formats and when the stat keyword is used,additional characters may be displayed:

       <    high-priority (not nice to other users)

       N    low-priority (nice to other users)

       L    has pages locked into memory (for real-time and custom IO)

       s    is a session leader

       l    is multi-threaded (using CLONE_THREAD, like NPTL pthreads do)

       +    is in the foreground process group

 

 

. 查看进程的状态

1.1 使用PS命令

[root@localhost]# ps -a -o pid,ppid,stat,command -u oracle

  PID  PPID STAT COMMAND

  637     1 Ss   oracleXEZF (LOCAL=NO)

  729     1 Ss   oracleXEZF (LOCAL=NO)

 1144  1103 S+   top

 1230     1 Ss   oracleXEZF (LOCAL=NO)

 1289  1145 S+   vmstat 10

 1699     1 Ss   oracleXEZF (LOCAL=NO)

 1827  1294 R+   ps -a -o pid,ppid,stat,command -u oracle

 3410     1 Ss   ora_pmon_XEZF

 3412     1 Ss   ora_psp0_XEZF

 3414     1 Ss   ora_mman_XEZF

 3416     1 Ss   ora_dbw0_XEZF

 3418     1 Ss   ora_lgwr_XEZF

 3420     1 Ss   ora_ckpt_XEZF

 3422     1 Ss   ora_smon_XEZF

 3424     1 Ss   ora_reco_XEZF

 3426     1 Ss   ora_mmon_XEZF

 3428     1 Ss   ora_mmnl_XEZF

 3430     1 Ss   ora_d000_XEZF

 3432     1 Ss   ora_d001_XEZF

 3434     1 Ss   ora_s000_XEZF

 3436     1 Ss   ora_s001_XEZF

 3438     1 Ss   ora_s002_XEZF

 3488     1 Ssl  /home/oracle_app/bin/tnslsnr LISTENER -inherit

11167     1 Ss   oracleXEZF (LOCAL=NO)

11423     1 Ss   oracleXEZF (LOCAL=NO)

11425     1 Ss   oracleXEZF (LOCAL=NO)

11429     1 Ss   oracleXEZF (LOCAL=NO)

14867     1 Ss   oracleXEZF (LOCAL=NO)

19323     1 Ss   oracleXEZF (LOCAL=NO)

 

ps – l 选项,得到更详细的进程信息:

1F(Flag):一系列数字的和,表示进程的当前状态。这些数字的含义为:

       00:若单独显示,表示此进程已被终止。

       01:进程是核心进程的一部分,常驻于系统主存。如:schedvhandbdflush

       02Parent is tracing process.

       04 Tracing parent's signal has stopped the process; the parent is waiting ( ptrace(S)).

       10:进程在优先级低于或等于25时,进入休眠状态,而且不能用信号唤醒,例如在等待一个inode被创建时。

       20:进程被装入主存(primary memory

       40:进程被锁在主存,在事务完成前不能被置换。

 

2 进程状态:S(state)

       O:进程正在处理器运行,这个状态从来木见过.

       S:休眠状态(sleeping

       R:等待运行(runableR Running or runnable (on run queue) 进程处于运行或就绪状态

       I:空闲状态(idle

       Z:僵尸状态(zombie)   

       T:跟踪状态(Traced

       B:进程正在等待更多的内存页

       D:不可中断的深度睡眠,一般由IO引起,同步IO在做读或写操作时,cpu不能做其它事情,只能等待,这时进程处于这种状态,如果程序采用异步IO,这种状态应该就很少见到了

 

3C(cpu usage)cpu利用率的估算值

 

 

1.2 使用Top命令中的S 字段

pid user      pr  ni  virt  res  shr s %cpu %mem    time+  command                                

11423 oracle    16   0  627m 170m 168m R   32  9.0   4110:21 oracle                                

 3416 oracle    15   0  650m 158m 138m S    0  8.4   0:07.12 oracle                                 

11167 oracle    15   0  626m 151m 149m S    0  8.0 400:20.77 oracle                                

11429 oracle    15   0  626m 148m 147m S    0  7.9 812:05.71 oracle                                

 3422 oracle    18   0  627m 140m 137m S    0  7.4   1:12.23 oracle                                

 1230 oracle    15   0  639m 107m  96m S    0  5.7   0:10.00 oracle                                

  637 oracle    15   0  629m  76m  73m S    0  4.0   0:04.31 oracle                     

 

 

.  进程状态说明

2.1  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。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。

       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。

 

2.2  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)。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。

 

2.3  D (task_uninterruptible): 不可中断的睡眠状态

       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。但是uninterruptible sleep 状态的进程不接受外来的任何信号,因此无法用kill杀掉这些处于D状态的进程,无论是”kill”, “kill -9″还是”kill -15″,这种情况下,一个可选的方法就是reboot

 

       处于uninterruptible sleep状态的进程通常是在等待IO,比如磁盘IO,网络IO,其他外设IO,如果进程正在等待的IO在较长的时间内都没有响应,那么就被ps看到了,同时也就意味着很有可能有IO出了问题,可能是外设本身出了故障,也可能是比如挂载的远程文件系统已经不可访问了.

 

       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。

 

       我们通过vmstat 命令中procs下的b 可以来查看是否有处于uninterruptible 状态的进程。 该命令只能显示数量。

 

       In computer operating systems terminology, a sleeping process can either be interruptible (woken via signals) or uninterruptible (woken explicitly). An uninterruptible sleep state is a sleep state that cannot handle a signal (such as waiting for disk or network IO (input/output)).

 

       When the process is sleeping uninterruptibly, the signal will be noticed when the process returns from the system call or trap.

       -- 这句是关键。 当处于uninterruptibly sleep 状态时,只有当进程从system 调用返回时,才通知signal

 

       A process which ends up in “D” state for any measurable length of time is trapped in the midst of a system call (usually an I/O operation on a device — thus the initial in the ps output).

 

       Such a process cannot be killed — it would risk leaving the kernel in an inconsistent state, leading to a panic. In general you can consider this to be a bug in the device driver that the process is accessing.

 

2.4  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)。(sigstopsigkill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。

      

       对于进程本身来说,task_stoppedtask_traced状态很类似,都是表示进程暂停下来。
      
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_contptrace_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。

 

 

2.5 Z (task_dead - exit_zombie):退出状态,进程成为僵尸进程

       Linux进程的状态中,僵尸进程是非常特殊的一种,它是已经结束了的进程,但是没有从进程表中删除。太多了会导致进程表里面条目满了,进而导致系统崩溃,倒是不占用其他系统资源。    

       它已经放弃了几乎所有内存空间,没有任何可执行代码,也不能被调度,仅仅在进程列表中保留一个位置,记载该进程的退出状态等信息供其他进程收集,除此之外,僵尸进程不再占有任何内存空间

      

       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pidtask_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。

 

       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 父进程可以通过wait系列的系统调用(如wait4waitid)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。

       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。

       如果他的父进程没安装SIGCHLD信号处理函数调用waitwaitpid()等待子进程结束,又没有显式忽略该信号,那么它就一直保持僵尸状态,子进程的尸体(task_struct)也就无法释放掉。

 

       如果这时父进程结束了,那么init进程自动会接手这个子进程,为它收尸,它还是能被清除的。但是如果如果父进程是一个循环,不会结束,那么子进程就会一直保持僵尸状态,这就是为什么系统中有时会有很多的僵尸进程。

 

       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)。托管的进程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,pid1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。

 

Unix/Linux 处理僵尸进程的方法:

       找出父进程号,然后kill 父进程,之后子进程(僵尸进程)会被托管到其他进程,如init进程,然后由init进程将子进程的尸体(task_struct)释放掉。

 

除了通过ps 的状态来查看Zombi进程,还可以用如下命令查看:

[oracle@rac1 ~]$ ps -ef|grep defun

oracle   13526 12825  0 16:48 pts/1    00:00:00 grep defun

oracle   28330 28275  0 May18 ?        00:00:00 [Xsession] <defunct>

 

僵尸进程解决办法:

1)改写父进程,在子进程死后要为它收尸。

       具体做法是接管SIGCHLD信号。子进程死后,会发送SIGCHLD信号给父进程,父进程收到此信号后,执行 waitpid()函数为子进程收尸。这是基于这样的原理:就算父进程没有调用wait,内核也会向它发送SIGCHLD消息,尽管对的默认处理是忽略,如果想响应这个消息,可以设置一个处理函数。

2)把父进程杀掉。

       父进程死后,僵尸进程成为"孤儿进程",过继给1号进程initinit始终会负责清理僵尸进程.它产生的所有僵尸进程也跟着消失。如:

       kill -9 `ps -ef | grep "Process Name" | awk '{ print $3 }'`
      
其中,“Process Name”为处于zombie状态的进程名。

3)杀父进程不行的话,就尝试用skill -t TTY关闭相应终端,TTY是进程相应的tty(终端号)但是,ps可能会查不到特定进程的tty号,这时就需要自己判断了。
4)重启系统,这也是最常用到方法之一。

 

 

2.6 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handlersig_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。

 

. 进程状态变化说明

3.1 进程的初始状态

       进程是通过fork系列的系统调用(forkclonevfork)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。)
      
那么既然调用进程处于task_running状态(否则,它若不是正在运行,又怎么进行调用?),则子进程默认也处于task_running状态。
      
另外,在系统调用调用clone和内核函数kernel_thread也接受clone_stopped选项,从而将子进程的初始状态置为 task_stopped

 

3.2 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——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)。
显然,这两种情况都只能发生在进程正在cpu上执行的情况下。

 

 

 

 

整理自网络

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