眾所周知，現在的分時操作系統能夠在一個CPU上運行多個程序，讓這些程序表面上看起來是在同時運行的。linux就是這樣的一個操作系統。
在linux系統中，每個被運行的程序實例對應一個或多個進程。linux內核需要對這些進程進行管理，以使它們在系統中“同時”運行。linux內核對進程的這種管理分兩個方面：進程狀態管理，和進程調度。
進程狀態
在linux下，通過ps命令我們能夠查看到系統中存在的進程，以及它們的狀態：
R (TASK_RUNNING)，可執行狀態。
只 有在該狀態的進程才可能在CPU上運行。而同一時刻可能有多個進程處於可執行狀態，這些進程的task_struct結構（進程控制塊）被放入對應CPU 的可執行隊列中（一個進程最多只能出現在一個CPU的可執行隊列中）。進程調度器的任務就是從各個CPU的可執行隊列中分別選擇一個進程在該CPU上運 行。
只要可執行隊列不為空，其對應的CPU就不能偷懶，就要執行其中某個進程。一般稱此時的CPU“忙碌”。對應的，CPU“空閒”就是指其對應的可執行隊列為空，以致於CPU無事可做。
有 人問，為什麼死循環程序會導致CPU占用高呢？因為死循環程序基本上總是處於TASK_RUNNING狀態（進程處於可執行隊列中）。除非一些非常極端情 況（比如系統內存嚴重緊缺，導致進程的某些需要使用的頁面被換出，並且在頁面需要換入時又無法分配到內存……），否則這個進程不會睡眠。所以CPU的可執 行隊列總是不為空（至少有這麼個進程存在），CPU也就不會“空閒”。
很多操作系統教科書將正在CPU上執行的進程定義為RUNNING狀態、而將可執行但是尚未被調度執行的進程定義為READY狀態，這兩種狀態在linux下統一為 TASK_RUNNING狀態。
S (TASK_INTERRUPTIBLE)，可中斷的睡眠狀態。
處於這個狀態的進程因為等待某某事件的發生（比如等待socket連接、等待信號量），而被掛起。這些進程的task_struct結構被放入對應事件的等待隊列中。當這些事件發生時（由外部中斷觸發、或由其他進程觸發），對應的等待隊列中的一個或多個進程將被喚醒。
通過ps命令我們會看到，一般情況下，進程列表中的絕大多數進程都處於TASK_INTERRUPTIBLE狀態（除非機器的負載很高）。畢竟CPU就這麼一兩個，進程動辄幾十上百個，如果不是絕大多數進程都在睡眠，CPU又怎麼響應得過來。
D (TASK_UNINTERRUPTIBLE)，不可中斷的睡眠狀態。
與TASK_INTERRUPTIBLE狀態類似，進程處於睡眠狀態，但是此刻進程是不可中斷的。不可中斷，指的並不是CPU不響應外部硬件的中斷，而是指進程不響應異步信號。
絕 大多數情況下，進程處在睡眠狀態時，總是應該能夠響應異步信號的。否則你將驚奇的發現，kill -9竟然殺不死一個正在睡眠的進程了！於是我們也很好理解，為什麼ps命令看到的進程幾乎不會出現TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態，而總是 TASK_INTERRUPTIBLE狀態。
而TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態存在的意義就在於，內核的某些處理流程是不 能被打斷的。如果響應異步信號，程序的執行流程中就會被插入一段用於處理異步信號的流程（這個插入的流程可能只存在於內核態，也可能延伸到用戶態），於是 原有的流程就被中斷了（參見《linux異步信號handle淺析》）。
在 進程對某些硬件進行操作時（比如進程調用read系統調用對某個設備文件進行讀操作，而read系統調用最終執行到對應設備驅動的代碼，並與對應的物理設 備進行交互），可能需要使用TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態對進程進行保護，以避免進程與設備交互的過程被打斷，造成設備陷入不可控的狀 態。（比如read系統調用觸發了一次磁盤到用戶空間的內存的DMA，如果DMA進行過程中，進程由於響應信號而退出了，那麼DMA正在訪問的內存可能就 要被釋放了。）這種情況下的TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態總是非常短暫的，通過ps命令基本上不可能捕捉到。
linux系統中也存在容易捕捉的TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態。執行vfork系統調用後，父進程將進入TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態，直到子進程調用exit或exec。
通過下面的代碼就能得到處於TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態的進程：
#include <unistd.h>
void main() {
if (!vfork()) sleep(100);
}
編譯運行，然後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
然後我們可以試驗一下TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態的威力。不管kill還是kill -9，這個TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態的父進程依然屹立不倒。
T (TASK_STOPPED or TASK_TRACED)，暫停狀態或跟蹤狀態。
向 進程發送一個SIGSTOP信號，它就會因響應該信號而進入TASK_STOPPED狀態（除非該進程本身處於TASK_UNINTERRUPTIBLE 狀態而不響應信號）。（SIGSTOP與SIGKILL信號一樣，是非常強制的。不允許用戶進程通過signal系列的系統調用重新設置對應的信號處理函 數。）
向進程發送一個SIGCONT信號，可以讓其從TASK_STOPPED狀態恢復到TASK_RUNNING狀態。
當進程 正在被跟蹤時，它處於TASK_TRACED這個特殊的狀態。“正在被跟蹤”指的是進程暫停下來，等待跟蹤它的進程對它進行操作。比如在gdb中對被跟蹤 的進程下一個斷點，進程在斷點處停下來的時候就處於TASK_TRACED狀態。而在其他時候，被跟蹤的進程還是處於前面提到的那些狀態。
對於進程本身來說，TASK_STOPPED和TASK_TRACED狀態很類似，都是表示進程暫停下來。
而 TASK_TRACED狀態相當於在TASK_STOPPED之上多了一層保護，處於TASK_TRACED狀態的進程不能響應SIGCONT信號而被喚 醒。只能等到調試進程通過ptrace系統調用執行PTRACE_CONT、PTRACE_DETACH等操作（通過ptrace系統調用的參數指定操 作），或調試進程退出，被調試的進程才能恢復TASK_RUNNING狀態。
Z (TASK_DEAD - EXIT_ZOMBIE)，退出狀態，進程成為僵屍進程。
進程在退出的過程中，處於TASK_DEAD狀態。
在這個退出過程中，進程占有的所有資源將被回收，除了task_struct結構（以及少數資源）以外。於是進程就只剩下task_struct這麼個空殼，故稱為僵屍。
之所以保留task_struct，是因為task_struct裡面保存了進程的退出碼、以及一些統計信息。而其父進程很可能會關心這些信息。比如在shell中，$?變量就保存了最後一個退出的前台進程的退出碼，而這個退出碼往往被作為if語句的判斷條件。
當 然，內核也可以將這些信息保存在別的地方，而將task_struct結構釋放掉，以節省一些空間。但是使用task_struct結構更為方便，因為在 內核中已經建立了從pid到task_struct查找關系，還有進程間的父子關系。釋放掉task_struct，則需要建立一些新的數據結構，以便讓 父進程找到它的子進程的退出信息。
父進程可以通過wait系列的系統調用（如wait4、waitid）來等待某個或某些子進程的退出，並獲取它的退出信息。然後wait系列的系統調用會順便將子進程的屍體（task_struct）也釋放掉。
子進程在退出的過程中，內核會給其父進程發送一個信號，通知父進程來“收屍”。這個信號默認是SIGCHLD，但是在通過clone系統調用創建子進程時，可以設置這個信號。
通過下面的代碼能夠制造一個EXIT_ZOMBIE狀態的進程：
#include <unistd.h>
void main() {
if (fork())
while(1) sleep(100);
}
編譯運行，然後ps一下：
kouu@kouu-one:~/test$ 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
只要父進程不退出，這個僵屍狀態的子進程就一直存在。那麼如果父進程退出了呢，誰又來給子進程“收屍”？
當進程退出的時候，會將它的所有子進程都托管給別的進程（使之成為別的進程的子進程）。托管給誰呢？可能是退出進程所在進程組的下一個進程（如果存在的話），或者是1號進程。所以每個進程、每時每刻都有父進程存在。除非它是1號進程。
1號進程，pid為1的進程，又稱init進程。
linux系統啟動後，第一個被創建的用戶態進程就是init進程。它有兩項使命：
1、執行系統初始化腳本，創建一系列的進程（它們都是init進程的子孫）；
2、在一個死循環中等待其子進程的退出事件，並調用waitid系統調用來完成“收屍”工作；
init進程不會被暫停、也不會被殺死（這是由內核來保證的）。它在等待子進程退出的過程中處於TASK_INTERRUPTIBLE狀態，“收屍”過程中則處於TASK_RUNNING狀態。
X (TASK_DEAD - EXIT_DEAD)，退出狀態，進程即將被銷毀。
而 進程在退出過程中也可能不會保留它的task_struct。比如這個進程是多線程程序中被detach過的進程。或者父進程通過設置SIGCHLD信號 的handler為SIG_IGN，顯式的忽略了SIGCHLD信號。（這是posix的規定，盡管子進程的退出信號可以被設置為SIGCHLD以外的其 他信號。）
此時，進程將被置於EXIT_DEAD退出狀態，這意味著接下來的代碼立即就會將該進程徹底釋放。所以EXIT_DEAD狀態是非常短暫的，幾乎不可能通過ps命令捕捉到。
進程的初始狀態
進程是通過fork系列的系統調用（fork、clone、vfork）來創建的，內核（或內核模塊）也可以通過kernel_thread函數創建內核進 程。這些創建子進程的函數本質上都完成了相同的功能——將調用進程復制一份，得到子進程。（可以通過選項參數來決定各種資源是共享、還是私有。）
那麼既然調用進程處於TASK_RUNNING狀態（否則，它若不是正在運行，又怎麼進行調用？），則子進程默認也處於TASK_RUNNING狀態。
另外，在系統調用調用clone和內核函數kernel_thread也接受CLONE_STOPPED選項，從而將子進程的初始狀態置為 TASK_STOPPED。
進程狀態變遷
進程自創建以後，狀態可能發生一系列的變化，直到進程退出。而盡管進程狀態有好幾種，但是進程狀態的變遷卻只有兩個方向——從TASK_RUNNING狀態變為非TASK_RUNNING狀態、或者從非TASK_RUNNING狀態變為TASK_RUNNING狀態。
也 就是說，如果給一個TASK_INTERRUPTIBLE狀態的進程發送SIGKILL信號，這個進程將先被喚醒（進入TASK_RUNNING狀態）， 然後再響應SIGKILL信號而退出（變為TASK_DEAD狀態）。並不會從TASK_INTERRUPTIBLE狀態直接退出。
進程從非TASK_RUNNING狀態變為TASK_RUNNING狀態，是由別的進程（也可能是中斷處理程序）執行喚醒操作來實現的。執行喚醒的進程 設置被喚醒進程的狀態為TASK_RUNNING，然後將其task_struct結構加入到某個CPU的可執行隊列中。於是被喚醒的進程將有機會被調度 執行。
而進程從TASK_RUNNING狀態變為非TASK_RUNNING狀態，則有兩種途徑：
1、響應信號而進入TASK_STOPED狀態、或TASK_DEAD狀態；
2、 執行系統調用主動進入TASK_INTERRUPTIBLE狀態（如nanosleep系統調用）、或TASK_DEAD狀態（如exit系統調用）；或 由於執行系統調用需要的資源得不到滿足，而進入TASK_INTERRUPTIBLE狀態或TASK_UNINTERRUPTIBLE狀態（如 select系統調用）。
顯然，這兩種情況都只能發生在進程正在CPU上執行的情況下。
