一、进程的状态：
1、操作系统中：
进程是一个动态的实体，所以他是有生命的。从创建到消亡，是一个进程的整个生命周期。在这个周期中，进程可能会经历各种不同的状态。一般来说，所有进程都要经历以下的3个状态：
(1)就绪态。指进程已经获得所有所需的其他资源，正在申请处理处理器资源，准备开始执行。这种情况下，称进程处于就绪态。
(2)阻塞态。指进程因为需要等待所需资源而放弃处理器，或者进程本不拥有处理器，且其他资源也没有满足，从而即使得到处理器也不能开始运行。这种情况下，进程处于阻塞态。阻塞状态也称休眠状态或者等待状态。
(3)运行态。进程得到了处理器，并不需要等待其他任何资源，正在执行的状态，称之为运行态。只有在运行态时，进程才可以使用所申请到的资源。
2、在Linux系统中，将各种状态进行了重新组织，由此得到了Linux进程的几个状态：
- R(runing)：进程处于运行或就绪状态。也就是上面提到的运行态和就绪态进程的综合。一个进程处于RUNNING状态，并不代表他一定在被执行。由于在多任务系统中，各个就绪进程需要并发执行，所以在某个特定时刻，这些处于RUNNING状态的进程之中，只有一个能得到处理器，而其他进程必须在一个就绪队列中等待。即使是在多处理器的系统中，Linux也只能同时让一个处理器执行任务。
- D(disk sleep)UNINTERRUPTABLE:不可中断阻塞状态。被阻断而等待一个事件，不会被信号激活,除了I/O信号，处于这种状态的进程正在等待队列中，当资源有效时，可由操作系统进行唤醒，否则，将一直处于等待状态。
- S(sleeping)INTERRUPTABLE：可中断阻塞状态。被阻断而等待一个事件，可能会被一个信号激活,与不可中断阻塞状态一样，处于这种状态的进程在等待队列中，当资源有效时，可以有操作系统进行唤醒。与不可中断阻塞状态有所区别的是，处于此状态中的进程亦可被其他进程的信号唤醒。
- T(stopped)：挂起状态。进程被暂停，需要通过其它进程的信号才能被唤醒。导致这种状态的原因有两种。其一是受到相关信号(SIGSTOP,SIGSTP,SIGTTIN或SIGTTOU)的反应。其二是受到父进程ptrace调用的控制，而暂时将处理器交给控制进程。
- t(tracing stop)：追踪停止
- 进程已经完全死掉, 这个永远看不见
- Z(zombie)：僵尸状态。表示进程结束但尚未消亡的一种状态。此时进程已经结束运行并释放掉大部分资源，但尚未释放进程控制块。
3、每个进程都把它的信息放在 task_struct 这个数据结构里，task_struct 包含了这些内容：
- 状态（任务状态，退出代码，退出信号。。。）
- 优先级
- 进程id（PID）
- 父进程id（PPID）
- 子进程
- 使用情况（cpu时间，打开的文件。。。）
- 跟踪信息
- 调度信息
- 内存管理信息
task_struct，并且可以在 include/linux/sched.h 里找到它。所有运行在系统里的进程都以 task_struct
关于D和Z一段有趣的解释：
有一类垃圾却并非这么容易打扫，那就是我们常见的状态为 D (Uninterruptible sleep) ，以及状态为 Z (Zombie) 的垃圾进程。这些垃圾进程要么是求而不得，像怨妇一般等待资源(D)，要么是僵而不死，像冤魂一样等待超度(Z)，它们在 CPU run_queue 里滞留不去，把 Load Average 弄的老高老高，没看过我前一篇blog的国际友人还以为这儿民怨沸腾又出了什么大事呢。怎么办？开枪！kill -9！看你们走是不走。但这两种垃圾进程偏偏是刀枪不入的，不管换哪种枪法都杀不掉它们。无奈，只好reboot，像剿灭禽流感那样不分青红皂白地一律扑杀！
怨妇 D，往往是由于 I/O 资源得不到满足，而引发等待，在内核源码 fs/proc/array.c 里，其文字定义为“ "D (disk sleep)", /* 2 */ ”（由此可知 D 原是Disk的打头字母），对应着 include/linux/sched.h 里的“ #define TASK_UNINTERRUPTIBLE 2 ”。举个例子，当 NFS 服务端关闭之时，若未事先 umount 相关目录，在 NFS 客户端执行 df 就会挂住整个登录会话，按 Ctrl+C 、Ctrl+Z 都无济于事。断开连接再登录，执行 ps axf 则看到刚才的 df 进程状态位已变成了 D ，kill -9 无法杀灭。正确的处理方式，是马上恢复 NFS 服务端，再度提供服务，刚才挂起的 df 进程发现了其苦苦等待的资源，便完成任务，自动消亡。若 NFS 服务端无法恢复服务，在 reboot 之前也应将 /etc/mtab 里的相关 NFS mount 项删除，以免 reboot 过程例行调用 netfs stop 时再次发生等待资源，导致系统重启过程挂起。
冤魂 Z 之所以杀不死，是因为它已经死了，否则怎么叫 Zombie（僵尸）呢？冤魂不散，自然是生前有结未解之故。在UNIX/Linux中，每个进程都有一个父进程，进程号叫PID（Process ID），相应地，父进程号就叫PPID（Parent PID）。当进程死亡时，它会自动关闭已打开的文件，舍弃已占用的内存、交换空间等等系统资源，然后向其父进程返回一个退出状态值，报告死讯。如果程序有 bug，就会在这最后一步出问题。儿子说我死了，老子却没听见，没有及时收棺入殓，儿子便成了僵尸。在UNIX/Linux中消灭僵尸的手段比较残忍，执行 ps axjf 找出僵尸进程的父进程号（PPID，第一列），先杀其父，然后再由进程天子 init（其PID为1，PPID为0）来一起收拾父子僵尸，超度亡魂，往生极乐。注意，子进程变成僵尸只是碍眼而已，并不碍事，如果僵尸的父进程当前有要务在身，则千万不可贸然杀之。
二、进程调度的算法：
1、进程调度的基本状态
1.等待态：等待某个事件的完成；
2.就绪态：等待 系统分配处理器以便运行；
3.运行态：占有 处理器正在运行。
运行态→等待态 往往是由于等待外设，等待主存等资源分配或等待人工干预而引起的。
等待态→就绪态 则是等待的条件已满足，只需分配到处理器后就能 运行。
运行态→就绪态 不是由于自身原因，而是由外界原因使运行状态的进程让出处理器，这时候就变成就绪态。例如时间片用完，或有更高优先级的进程来抢占处理器等。
就绪态→运行态 系统按某种策略选中就绪队列中的一个进程占用处理器，此时就变成了运行态
2、处理机
高级、中级和 低级调度作业从提交开始直到完成，往往要经历下述三级调度：
高级调度：(High-Level Scheduling)又称为 作业调度，它决定把后备作业调入内存运行；
低级调度：(Low-Level Scheduling)又称为进程调度，它决定把就绪 队列的某进程获得CPU；
中级调度：(Intermediate-Level Scheduling)又称为在 虚拟存储器中引入，在内、外存 对换区进行进程对换。
3、方式
非剥夺方式
分派程序一旦把 处理机 分配给某进程后便让它一直运行下去，直到进程完成或发生 某事件而阻塞时，才把处理机分配给另一个进程。
剥夺方式
当一个进程正在运行时，系统可以基于某种原则，剥夺已分配给它的 处理机，将之分配给其它进程。剥夺原则有：优先权原则、短进程优先原则、 时间片原则。
4、算法
衡量进程调度性能的指标有：周转时间、响应时间、CPU-I/O执行期。
<1>先来先服务和短作业(进程)优先调度算法
1．先来先服务调度算法(FCFS)
先来先服务(FCFS)调度算法是一种最简单的调度算法，该算法既可用于作业调度，也可用于进程调度。当在作业调度中采用该算法时，每次调度都是从后备作业队列中选择一个或多个最先进入该队列的作业，将它们调入内存，为它们分配资源、创建进程，然后放入就绪队列。在进程调度中采用FCFS算法时，则每次调度是从就绪队列中选择一个最先进入该队列的进程，为之分配处理机，使之投入运行。该进程一直运行到完成或发生某事件而阻塞后才放弃处理机。（评价：）FIFO算法服务质量不佳，容易引起作业用户不满，常作为一种辅助调度算法。
如下：
特点：（1）有利于长作业，不利于短作业；
2．短作业(进程)优先调度算法SJ(P)F
该算法虽可获得较好的调度性能，但难以准确地知道下一个CPU执行期，而只能根据每一个进程的执行历史来预测。
如下：
<2>高优先权优先调度算法
1．优先权调度算法的类型(FPF)
操作系统中的进程调度算法，还可用于实时系统中。当把该算法用于作业调度时，系统将从后备队列中选择若干个优先权最高的作业装入内存。当用于进程调度时，该算法是把处理机分配给就绪队列中优先权最高的进程，这时，又可进一步把该算法分成如下两种。
1) 非抢占式优先权算法
在这种方式下，系统一旦把处理机分配给就绪队列中优先权最高的进程后，该进程便一直执行下去，直至完成；或因发生某事件使该进程放弃处理机时，系统方可再将处理机重新分配给另一优先权最高的进程。这种调度算法主要用于批处理系统中；也可用于某些对实时性要求不严的实时系统中。
2) 抢占式优先权调度算法
在这种方式下，系统同样是把处理机分配给优先权最高的进程，使之执行。但在其执行期间，只要又出现了另一个其优先权更高的进程，进程调度程序就立即停止当前进程(原优先权最高的进程)的执行，重新将处理机分配给新到的优先权最高的进程。因此，在采用这种调度算法时，是每当系统中出现一个新的就绪进程i 时，就将其优先权Pi与正在执行的进程j 的优先权Pj进行比较。如果Pi≤Pj，原进程Pj便继续执行；但如果是Pi>Pj，则立即停止Pj的执行，做进程切换，使i 进程投入执行。显然，这种抢占式的优先权调度算法能更好地满足紧迫作业的要求，故而常用于要求比较严格的实时系统中，以及对性能要求较高的批处理和分时系统中。
2．高响应比优先调度算法
在批处理系统中，短作业优先算法是一种比较好的算法，其主要的不足之处是长作业的运行得不到保证。如果我们能为每个作业引入前面所述的动态优先权，并使作业的优先级随着等待时间的增加而以速率a 提高，则长作业在等待一定的时间后，必然有机会分配到处理机。该优先权的变化规律可描述为：
由于等待时间与服务时间之和就是系统对该作业的响应时间，故该优先权又相当于响应比RP。据此，又可表示为：
由上式可以看出：
(1) 如果作业的等待时间相同，则要求服务的时间愈短，其优先权愈高，因而该算法有利于短作业。
(2) 当要求服务的时间相同时，作业的优先权决定于其等待时间，等待时间愈长，其优先权愈高，因而它实现的是先来先服务。
(3) 对于长作业，作业的优先级可以随等待时间的增加而提高，当其等待时间足够长时，其优先级便可升到很高，从而也可获得处理机。简言之，该算法既照顾了短作业，又考虑了作业到达的先后次序，不会使长作业长期得不到服务。因此，该算法实现了一种较好的折衷。当然，在利用该算法时，每要进行调度之前，都须先做响应比的计算，这会增加系统开销。
<3>基于时间片的轮转调度算法
1．时间片轮转法
（评价：） 前几种算法主要用于 批处理系统 中，不能作为 分时系统 中的主 调度算法 ，在分时系统中，都采用 时间片轮转 法。
1) 基本原理
在早期的时间片轮转法中，系统将所有的就绪进程按先来先服务的原则排成一个队列，每次调度时，把CPU 分配给队首进程，并令其执行一个时间片。时间片的大小从几ms 到几百ms。当执行的时间片用完时，由一个计时器发出时钟中断请求，调度程序便据此信号来停止该进程的执行，并将它送往就绪队列的末尾；然后，再把处理机分配给就绪队列中新的队首进程，同时也让它执行一个时间片。这样就可以保证就绪队列中的所有进程在一给定的时间内均能获得一时间片的处理机执行时间。换言之，系统能在给定的时间内响应所有用户的请求。
如下：
2．多级反馈队列调度算法
<4>各种算法的比较：
（1）
