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前言
在操作系统中，进程是程序执行的基本单位。每个进程都有自己的状态，这些状态反映了进程在系统中的当前活动情况。理解进程状态对于系统编程、性能调优和问题排查至关重要。今天，我们将深入探讨Linux进程的各种状态，并结合实际例子分析它们的行为。
一、补充知识点
在上文中我们介绍了进程的属性与进程的创建（详细查看上文链接），在了解我们本篇文章的主题——进程状态之前，我们需要给大家先补充几个知识点概念：
1、并行与并发
单核CPU执行进程代码不是把进程代码执行完毕才开始执行下一个，而是给每一个进程预分配一个时间片，基于时间片进行调度轮转（单CPU下），这通常被称为并发。
所谓并发，就是多个进程在一个CPU下采用的进程切换的方式，在一段时间之内让多个进程都得以推进。
那么所谓并行呢？就是多个进程在多个CPU下分别同时进行运行，这称之为并行。
CPU切换和运行的速度非常快，站在我们对应的这个CPU看来呢，当前这一个物理CPU它切换了多个进程，但是因为它切换和运行的速度非常快，所以用户根本就感知不到，
所以这也就解释为什么我们平时的死循环把不会程序卡死的原因，CPU会直接在操作系统的指导下，他会按照时间片来进行我们对应的轮转和调度。
2、时间片
Linux /Windows民用级别的操作系统为分时操作系统。
就是我们整个操作系统它在帮你去执行任务时，是会给每一个任务给他分配上对应的一个时间片的，比如说是10毫秒或者是1毫秒。把时间片分好之后，每一个进程在CPU上去运行时，他把自己的时间片耗尽了，他就必须得从CPU上去剥离下来，剥离下来之后再把另一个任务再放上去。这就叫做分时操作系统。没有优先级的谁高谁低，特点：调度任务追求公平，这保证了保证用户操作的及时响应。
实时操作系统通常用于VxWorks、FreeRTOS、QNX（工业/嵌入式领域），主要特点是确定性调度，任务优先级严格分级，高优先级任务可抢占低优先级任务，支持硬实时（Hard Real-Time）和软实时（Soft Real-Time）
硬实时：必须在绝对截止时间内完成（如航天控制系统）
软实时：允许偶尔超时（如视频流处理）
3、 等待的本质
等待的本质：当进程需要访问外部设备（如键盘、磁盘、网络）时，若设备未就绪，CPU 不会持续轮询等待，而是将该进程移出运行队列，挂入设备的等待队列。
操作系统是怎么管理硬件的呢？也是：先描述，再组织
每个硬件设备（如键盘、磁盘）在内核中对应一个 struct device 结构体，包含：
struct device
{
unsigned int id; // 设备唯一标识
enum device_status status;// 设备状态（就绪/忙碌/错误）
struct list_head wait_queue; // 等待该设备的进程队列
// 其他驱动相关字段...
};
当进程需等待设备时，其 PCB 会被链入设备的 wait_queue（等待队列），直至设备触发中断通知就绪。
阻塞和运行本质上都是在等待。，只是一个在硬件的等待队列中等待，一个在CPU的运行队列中等待
当从键盘中输入数据后，操作系统会得到信息，随后又将该PCB连入运行队列。
本质上就是把一个PCB一会放在运行队列里，一会放在设备等待队列里，来回的去调用。
4、挂起
内存不足时，操作系统将非活跃进程的代码和数据换出到磁盘（Swap 分区），仅保留 PCB 在内存，这就叫做挂起。
特点是：用时间换空间：换入/换出操作增加延迟，但缓解内存压力。
在挂起后，进程变为进程变为阻塞挂起状态，挂起通常是在Swap分区里进行的。在云服务器中通常会禁掉Swap分区，这是为了防止频繁的进行换入与换出操作导致性能骤降。
二. 进程的基本状态
在Struct device中有一个status属性，这个通常记录了当前进程的状态。
我们经常在一些教科书上看见以下图片：
这样的图片肯定是无法让大家清楚的明白什么是进程的状态。
在Linux中，进程的状态通常可以通过 ps 或 top 命令查看，常见的有：
R（Running）： 并不意味着进程⼀定在运⾏中，它表明进程要么是在运⾏中要么在运⾏
队列⾥。S（Sleeping）：可中断睡眠（意味着进程在等待事件完成，如I/O）。
D（Uninterruptible Sleep）：不可中断睡眠（通常涉及硬件操作）。
T（Stopped）：进程被暂停，可以通过发送 SIGSTOP 信号（如
kill -19）给进程来停止（T）进程。这个被暂停的进程可以通过发送 SIGCONT 信号让进程继续运⾏。Z（Zombie）：僵尸进程（已终止但未被父进程回收）。
X（Dead）：进程已完全终止（这个状态只是⼀个返回状态，你不会在任务列表⾥看到这个状态。）。
此外，还有一些特殊状态（以下并非全部）：
t（Tracing stop）：进程被调试器暂停（如
gdb断点）。<（高优先级） 和 N（低优先级）：调度优先级相关。
我们通常可以在终端中输入 ps ajx或ps aux来查看：
三、代码演示
我们用以下代码与指令操作给大家演示一下进程各种状态的查看：
1、R与S
在当前路径中我们有以下文件：
code.cpp:
#include<stdio.h>
#include<unistd.h>
int main()
{
int cnt=0;
while(1)
{
printf("hello world, cnt: %d,my pid : %d\n",cnt++ ,getpid());
}
return 0;
}Makefile：
# 定义编译器和编译选项
CXX = g++
CXXFLAGS = -Wall -std=c++11
# 定义目标文件和可执行文件名
TARGET = code
SRC = code.cpp
# 默认目标
all: $(TARGET)
# 直接生成可执行文件（不生成.o文件）
$(TARGET): $(SRC)
$(CXX) $(CXXFLAGS) -o $@ $<
# 清理生成的文件
clean:
rm -f $(TARGET)
# 运行程序
run: $(TARGET)
./$(TARGET)
.PHONY: all clean run首先我们调用make生成可执行文件code（exe），随后输入
./code运行code可执行文件：
随后在另外一个终端中输入
watch -n 1 '(ps ajx | head -n 1; ps ajx | grep -w "./code" | grep -v grep)'查看进程状态：
这里有两个code进程，第一个进程是bash创建的进程组，用于管理我们在前台运行的code程序，我们不用管它，通过pid 3825121我们可以知道第二个code就是我们运行的程序，可以看见，code的进程状态（就是STAT这一栏），一直在R与S中变换（+号表示 前台进程组，受终端控制，如Ctrl+C能终止它），这是为什么呢？
进程状态切换是由 CPU时间片调度 和 I/O等待 共同作用的结果：
R+（Running）：进程正在CPU上执行，或位于运行队列等待调度。
S+（Sleeping）：进程因等待I/O（如
printf到终端）被移出运行队列。
我们的code.cpp中有着printf这个函数，这会涉及到IO的相关操作，printf不是直接输出到屏幕，而是写入 标准输出缓冲区，最终通过 终端设备（如/dev/pts/0）显示。又因为终端I/O速度远慢于CPU，因此每次printf都可能触发进程阻塞（进入S状态）。
R → S：当进程调用阻塞式I/O（如printf、scanf）。
S → R：当I/O操作完成（如终端准备好接收输出）。
2、T
依旧是原来几个文件，我们继续运行code：
我们在创建一个终端，输入kill -19 +【对应进程PID】
此时我们透过之前的查看进程状态的终端可以发现，code进程已经变为了T状态：
若我们此时在输入kill -18：
又会发现：
程序又开始跑起来了，与之前不同的是，没有了+号，这是因为被中断后又继续后，进程默认变为了后台进程，此时在进程运行的终端上，输入strl c是不会终止进程的，这个时候就只能通过kill -9来杀死进程：
3、Z
在讲僵尸状态之前，我们先想一下，一个进程为什么会被创建出来呢？
一个进程会被创建出来是为了完成用户的某个任务，那么操作系统怎么知道这个任务是否完成成功了呢？
我们以前写代码，比如做题，可以通过打印信息来了解，如果打印信息无关呢？
我们更改code.cpp代码如下：
#include<stdio.h>
#include<unistd.h>
// int main()
// {
// int cnt=0;
// while(1)
// {
// printf("hello world, cnt: %d,my pid : %d\n",cnt++ ,getpid());
// }
// return 0;
// }
int main()
{
int cnt=0;
for(int i=0;i<10;i++)
{
cnt++;
}
return 0;
}code不再是一个无限循环代码，重新输入make生成可执行code文件并运行：
可以看见，如果没有打印信息，我们是无法知道任务完成成功了吗？
请大家在终端上输入：echo $?
我们再把code.cpp中main函数的返回值设定为11呢？
return 11;
再运行:
我们发现，这次打印出的数又变成11了。细心的同学可能就有所猜测了。
没错，我们每个程序的main函数最后都会有一个return 返回值，当我们重新正常运行结束后，会执行return语句，这个返回的数，就会被父进程接受，告诉父进程，该进程执行任务是否成功。
我们规定，返回0为执行任务成功，返回非0为失败。
进程退出时：
1、代码不会执行了，首先可以立即释放的就是进程对应的程序信息数据
2、进程退出要有退出信息，保存在自己的task_struct内部
3、管理该进程的task_struct必须被OS维护起来，方便用户未来进行获取进程退出的信息
那么这个跟Z僵尸状态有什么关联呢？大家不要着急，我们把code.cpp更改如下：
#include<stdio.h>
#include<unistd.h>
// int main()
// {
// int cnt=0;
// while(1)
// {
// printf("hello world, cnt: %d,my pid : %d\n",cnt++ ,getpid());
// }
// return 0;
// }
// int main()
// {
// int cnt=0;
// for(int i=0;i<10;i++)
// {
// cnt++;
// }
// return 11;
// }
int main()
{
pid_t id =fork();
if(id==0)
{
//子进程
int n=10;
while(n--)
{
printf("i am child, pid: %d, ppid: %d\n",getpid(),getppid());
sleep(1);
}
}
else
{
//父进程
while(1)
{
printf("i am parent, pid:%d\n",getpid());
sleep(1);
}
}
return 0;
}运行并输入
watch -n 1 '(ps ajx | head -n 1; ps ajx | grep -w "code" | grep -v grep)'
查看状态：
我们可以看见，在子进程未执行完毕时， 二者都是出现S+或者R+的状态，但是当我们子进程执行完毕后，可是父进程没执行完毕，就会出现僵尸状态：
僵尸状态的进程：如果没有人管我，我就会一直僵尸，task_struct会一直消耗内存→造成内存泄漏。
后面我们会讲到：一般需要父进程读取子进程信息，子进程才会自动退出。（调用waitpid），我们这里的代码没有调用waitpid，而是一直在循环，就不会去读取子进程的退出信息，导致子进程一直处于僵尸状态。
语言层面的内存泄漏的问题，如果在常驻的进程中出现，影响比较大：比如杀毒软件。
四、孤儿进程
刚刚的僵尸进程是子进程退出了，父进程还在。但如果是父进程死掉了，子进程还在呢？
更改code代码如下：
#include<stdio.h>
#include<unistd.h>
int main()
{
pid_t id =fork();
if(id==0)
{
//子进程
while(1)
{
printf("i am child, pid: %d, ppid: %d\n",getpid(),getppid());
sleep(1);
}
}
else
{
//父进程
while(1)
{
printf("i am parent, pid:%d\n",getpid());
sleep(1);
}
}
return 0;
}我们在第三个终端（用来输入其他指令kill时所使用的终端），输入kill指令杀死父进程：
我们可以发现：
此时的子进程3868637的父进程已经变为1了。
那么这个1进程是什么呢？
输入指令：
ps -fp 1
这个失去原本父进程的子进程，就被称为孤儿进程。如果父进程先退出了，子进程还在：子进程成为孤儿进程，会被系统领养（一般是systemd，我这台云服务器是属于例外） 。
总结：
本文着重介绍了进程的几个状态，并通过各种代码事例带大家见识了一下状态，并为各位介绍了什么是孤儿进程。这就是本篇博客进程状态的主要内容，希望对各位有所帮助。有疑问可以在评论区提出！！！