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》）。
通过下面的代码就能得到处于task_uninterruptible状态的进程： #include 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。 上面我们介绍了linux进程的r、s、d三种状态，这里接着上面的文章介绍另外三个状态。
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。
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，$?变量就保存了最后一个退出的前台进程的退出码，而这个退出码往往被作为if语句的判断条件。
当然，内核也可以将这些信息保存在别的地方，而将task_struct结构释放掉，以节省一些空间。但是使用task_struct结构更为方便，因为在内核中已经建立了从pid到task_struct查找关系，还有进程间的父子关系。释放掉task_struct，则需要建立一些新的数据结构，以便让父进程找到它的子进程的退出信息。 父进程可以通过wait系列的系统调用（如wait4、waitid）来等待某个或某些子进程的退出，并获取它的退出信息。然后wait系列的系统调用会顺便将子进程的尸体（task_struct）也释放掉。
子进程在退出的过程中，内核会给其父进程发送一个信号，通知父进程来“收尸”。这个信号默认是sigchld，但是在通过clone系统调用创建子进程时，可以设置这个信号。 通过下面的代码能够制造一个exit_zombie状态的进程： #include void main() { if (fork()) while(1) sleep(100); }
编译运行，然后ps一下： kouu@kouu-one:~/test$ ps -ax | grep a.out 10410 pts/0 s 0:00 ./a.out 10411 pts/0 z 0:00 [a.out] 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。
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。 具体查看的话 用ps aux | less
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.
r 正在运行，或在队列中的进程
s 处于休眠状态
t 停止或被追踪
z 僵尸进程
w 进入内存交换（从内核2.6开始无效）
x 死掉的进程
< 高优先级
n 低优先级
l 有些页被锁进内存
s 包含子进程
位于后台的进程组；
l 多线程，克隆线程 multi-threaded (using clone_thread, like nptl pthreads do)