%ignore_a_1%进程有6种状态：1、R可执行状态，只有该状态的进程才可能在CPU上运行；2、S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，而被挂起；3、D不可中断的睡眠状态，进程处于睡眠状态，但是此刻进程是不可中断的；4、T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T状态；5、Z僵尸状态，表示一个进程即将死亡的状态；6、X死亡状态。
本教程操作环境：linux7.3系统、Dell G3电脑。
在 Linux 中，一个进程有6种状态，即：可执行状态、可中断的睡眠状态、不可中断的睡眠状态、暂停状态或跟踪状态、僵尸状态和我死亡状态。
Linux进程状态详解
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。
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。
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。
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。
T(TASK_STPPED 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。
Z(TASK_DEAD – EXIT_ZOMBIE) 僵尸状态，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。
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：
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) 死亡状态，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。
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：
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）。
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。
Linux进程状态说明
RTASK_RUNNING可执行状态&运行状态(在 run_queue 队列里的状态)STASK_INTERRUPTIBLE可中断的睡眠状态, 可处理 signalDTASK_UNINTERRUPTIBLE不可中断的睡眠状态, 可处理 signal, 有延迟TTASK_STOPPED or TASK_TRACED暂停状态或跟踪状态, 不可处理 signal, 因为根本没有时间片运行代码ZTASK_DEAD – EXIT_ZOMBIE退出状态，进程成为僵尸进程。不可被 kill, 即不响应任务信号, 无法用 SIGKILL 杀死
扩展知识：什么是等待队列，什么是运行队列，什么是挂起/阻塞，什么叫唤醒进程
我们把从运行状态的task_struct(run_queue),放到等待队列中，就叫做挂起等待(阻塞)从等待队列，放到运行队列，被CPU调度就叫做唤醒进程
当一个进程在运行的过程中，由于其某些运行条件还没就绪（比如要网络但是网卡了，或者需要等待IO，也就是需要使用外设了），就会被放到等待队列中，并且task_struct里面的状态位也会被改变为S/D。
当进程处于S/D状态的时候，在一个等待队列里面等着使用外设（比如网卡，磁盘显示器等）
等CPU的队列叫做运行队列，等外设的设备叫做等待队列
所谓的进程,在运行的时候，有可能因为运行需要，可以会在不同的队列里
在不同的队列里，所处的状态是不一样的
当一个进程在R状态的时候，如果需要某种外设，但是外设在被使用，我就把你的状态变成S/D，然后把你的task_struct放到等待队列里面去
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以上就是linux进程有几种状态的详细内容，更多请关注创想鸟其它相关文章！
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