linux 等待进程(centos结束进程命令)

大家好，今天来为大家分享linux 等待进程的一些知识点，和centos结束进程命令的问题解析，大家要是都明白，那么可以忽略，如果不太清楚的话可以看看本篇文章，相信很大概率可以解决您的问题，接下来我们就一起来看看吧！

Linux启动新进程的几种方法及比较

有时候，我们需要在自己的程序（进程）中启动另一个程序（进程）来帮助我们完成一些工作，那么我们需要怎么才能在自己的进程中启动其他的进程呢？在Linux中提供了不少的方法来实现这一点，下面就来介绍一个这些方法及它们之间的区别。一、system函数调用 system函数的原型为：#include int system(const char*string);它的作用是，运行以字符串参数的形式传递给它的命令并等待该命令的完成。命令的执行情况就如同在shell中执行命令：sh-c string。如果无法启动shell来运行这个命令，system函数返回错误代码127；如果是其他错误，则返回-1。否则，system函数将返回该命令的退出码。注意：system函数调用用一个shell来启动想要执行的程序，所以可以把这个程序放到后台中执行，这里system函数调用会立即返回。可以先先下面的例子，源文件为new_ps_system.c，代码如下：#include#include int main(){ printf("Running ps with system\n");//ps进程结束后才返回，才能继续执行下面的代码 system("ps au");// 1 printf("ps Done\n"); exit(0);}该程序调用ps程序打印所有与本用户有关的进程，最后才打印ps Done。运行结果如下：如果把注释1的语句改为：system("ps au&");则system函数立即返回，不用等待ps进程结束即可执行下面的代码。所以你看到的输出，ps Done可能并不是出现在最后一行，而是在中间。一般来说，使用system函数不是启动其他进程的理想手段，因为它必须用一个shell来启动需要的程序，即在启动程序之前需要先启动一个shell，而且对shell的环境的依赖也很大，因此使用system函数的效率不高。二、替换进程映像——使用exec系列函数 exec系列函数由一组相关的函数组成，它们在进程的启动方式和程序参数的表达方式上各有不同。但是exec系列函数都有一个共同的工作方式，就是把当前进程替换为一个新进程，也就是说你可以使用exec函数将程序的执行从一个程序切换到另一个程序，在新的程序启动后，原来的程序就不再执行了,新进程由path或file参数指定。exec函数比system函数更有效。 exec系列函数的类型为：#include char**environ; int execl(const char*path, const char*arg0,...,(char*)0); int execlp(const char*file, const char*arg0,...,(char*)0); int execle(const char*path, const char*arg0,...,(char*)0, char*const envp[]); int execv(const char*path, char*const argv[]); int execvp(cosnt char*file, char*const argv[]); int execve(const char*path, char*const argv[], char*const envp[]);这类函数可以分为两大类，execl、execlp和execle的参数是可变的，以一个空指针结束，而execv、execvp和execve的第二个参数是一个字符串数组，在调用新进程时，argv作为新进程的main函数的参数。而envp可作为新进程的环境变量,传递给新的进程，从而变量它可用的环境变量。承接上一个例子，如果想用exec系统函数来启动ps进程，则这6个不同的函数的调用语句为：注：arg0为程序的名字，所以在这个例子中全为ps。 char*const ps_envp[]={"PATH=/bin:usr/bin","TERM=console", 0}; char*const ps_argv[]={"ps","au", 0}; execl("/bin/ps","ps","au", 0); execlp("ps","ps","au", 0); execle("/bin/ps","ps","au", 0, ps_envp); execv("/bin/ps", ps_argv); execvp("ps", ps_argv); execve("/bin/ps", ps_argv, ps_envp);下面我给出一个完整的例子，源文件名为new_ps_exec.c，代码如下：#include#include#include int main(){ printf("Running ps with execlp\n"); execlp("ps","ps","au",(char*)0); printf("ps Done"); exit(0);}运行结果如下：细心的话，可以发现，最后的ps Done并没有输出，这是偶然吗？并不是，因为我们并没有再一次返回到程序new_ps_exec.exe上，因为调用execlp函数时，new_ps_exec.exe进程被替换为ps进程，当ps进程结束后，整个程序就结束了，并没有回到原来的new_ps_exec.exe进程上，原本的进程new_ps_exec.exe不会再执行，所以语句printf("ps Done");根本没有机会执行。注意，一般情况下，exec函数是不会返回的，除非发生错误返回-1，由exec启动的新进程继承了原进程的许多特性，在原进程中已打开的文件描述符在新进程中仍将保持打开，但任何在原进程中已打开的目录流都将在新进程中被关闭。三、复制进程映像——fork函数1、fork函数的应用 exec调用用新的进程替换当前执行的进程，而我们也可以用fork来复制一个新的进程，新的进程几乎与原进程一模一样，执行的代码也完全相同，但新进程有自己的数据空间、环境和文件描述符。 fork函数的原型为：#include#include pid_t fork();注：在父进程中，fork返回的是新的子进程的PID，子进程中的fork返回的是0，我们可以通过这一点来判断父进程和子进程，如果fork调用失败，它返回-1.继承上面的例子，下面我给出一个调用ps的例子，源文件名为new_ps_fork.c，代码如下：#include#include#include#include int main(){ pid_t pid= fork(); switch(pid){ case-1: perror("fork failed"); exit(1); break; case 0://这是在子进程中，调用execlp切换为ps进程 printf("\n"); execlp("ps","ps","au", 0); break; default://这是在父进程中，输出相关提示信息 printf("Parent, ps Done\n"); break;} exit(0);}输出结果为：我们可以看到，之前在第二点中没有出现的ps Done是打印出来了，但是顺序却有点不对，这是因为，父进程先于子程序执行，所以先输出了Parent， ps Done，那有没有办法让它在子进程输出完之后再输出，当然有，就是用wait和waitpid函数。注意，一般情况下，父进程与子进程的生命周期是没有关系的，即便父进程退出了，子进程仍然可以正常运行。 2、等待一个进程 wait函数和waitpid函数的原型为：#include#include pid_t wait(int*stat_loc); pid_t waitpid(pid_t pid, int*stat_loc, int options);wait用于在父进程中调用，让父进程暂停执行等待子进程的结束，返回子进程的PID，如果stat_loc不是空指针，状态信息将被写入stat_loc指向的位置。 waitpid等待进程id为pid的子进程的结束（pid为-1，将返回任一子进程的信息），stat_loc参数的作用与wait函数相同，options用于改变waitpid的行为，其中有一个很重要的选项WNOHANG，它的作用是防止waippid调用者的执行挂起。如果子进程没有结束或意外终止，它返回0，否则返回子进程的pid。改变后的程序保存为源文件new_ps_fork2.c，代码如下：#include#include#include#include int main(){ pid_t pid= fork(); int stat= 0; switch(pid){ case-1: perror("fork failed"); exit(1); break; case 0://这是在子进程中，调用execlp切换为ps进程 printf("\n"); execlp("ps","ps","au", 0); break; default://这是在父进程中，等待子进程结束并输出相关提示信息 pid= wait(&stat); printf("Child has finished: PID=%d\n", pid);//检查子进程的退出状态 if(WIFEXITED(stat)) printf("Child exited with code%d\n", WEXITSTATUS(stat)); else printf("Child terminated abnormally\n"); printf("Parent, ps Done\n"); break;} exit(0);}输出为：可以看到这次的输出终于正常了，Parent的输出也在子进程的输出之后。总结——三种启动新进程方法的比较首先是最简单的system函数，它需要启动新的shell并在新的shell是执行子进程，所以对环境的依赖较大，而且效率也不高。同时system函数要等待子进程的返回才能执行下面的语句。 exec系统函数是用新的进程来替换原先的进程，效率较高，但是它不会返回到原先的进程，也就是说在exec函数后面的所以代码都不会被执行，除非exec调用失败。然而exec启动的新进程继承了原进程的许多特性，在原进程中已打开的文件描述符在新进程中仍将保持打开，但需要注意，任何在原进程中已打开的目录流都将在新进程中被关闭。 fork则是用当前的进程来复制出一个新的进程，新进程与原进程一模一样，执行的代码也完全相同，但新进程有自己的数据空间、环境变量和文件描述符，我们通常根据fork函数的返回值来确定当前的进程是子进程还是父进程，即它并不像exec那样并不返回，而是返回一个pid_t的值用于判断，我们还可以继续执行fork后面的代码。

进程等待状态

你好!

进程的三种基本状态

进程在运行中不断地改变其运行状态。通常，一个运行进程必须具有以下三种基本状态。

就绪(Ready)状态

当进程已分配到除CPU以外的所有必要的资源，只要获得处理机便可立即执行，这时的进程状态称为就绪状态。

执行（Running）状态

当进程已获得处理机，其程序正在处理机上执行，此时的进程状态称为执行状态。

阻塞(Blocked)状态

正在执行的进程，由于等待某个事件发生而无法执行时，便放弃处理机而处于阻塞状态。引起进程阻塞的事件可有多种，例如，等待I/O完成、申请缓冲区不能满足、等待信件(信号)等。

2.进程三种状态间的转换

进程状态变迁图

一个进程在运行期间，不断地从一种状态转换到另一种状态，它可以多次处于就绪状态和执行状态，也可以多次处于阻塞状态。图3_4描述了进程的三种基本状态及其转换。

(1)就绪→执行

处于就绪状态的进程，当进程调度程序为之分配了处理机后，该进程便由就绪状态转变成执行状态。

(2)执行→就绪

处于执行状态的进程在其执行过程中，因分配给它的一个时间片已用完而不得不让出处理机，于是进程从执行状态转变成就绪状态。

(3)执行→阻塞

正在执行的进程因等待某种事件发生而无法继续执行时，便从执行状态变成阻塞状态。

(4)阻塞→就绪

处于阻塞状态的进程，若其等待的事件已经发生，于是进程由阻塞状态转变为就绪状态。

进程运行状态

一个进程在其生存期内，可处于一组不同的状态下，称为进程状态，如下图所示。进程状态保存在进程任务结构的state字段中。当进程正在等待系统中的资源而处于等待状态时，则称其处于睡眠等待状态。在Linux系统中，睡眠等待状态分为可中断的和不可中断的等待状态。

（1）运行状态（TASK_RUNNING）。当进程正在被CPU执行，或已经准备就绪随时可由调度程序执行，则称该进程为处于运行状态（running）。若此时进程没有被CPU执行，则称其处于就绪运行状态。见图5-21中3个标号为0的状态。进程可以在内核态运行，也可以在用户态运行。当一个进程在内核代码中运行时，我们称其处于内核运行态，或简称为内核态；当一个进程正在执行用户自己的代码时，我们称其为处于用户运行态（用户态）。当系统资源已经可用时，进程就被唤醒而进入准备运行状态，该状态称为就绪态。这些状态（图中中间一列）在内核中表示方法相同，都被称为处于TASK_RUNNING状态。当一个新进程刚被创建出后就处于本状态中（最下一个0处）。

（2）可中断睡眠状态（TASK_INTERRUPTIBLE）。当进程处于可中断等待（睡眠）状态时，系统不会调度该进程执行。当系统产生一个中断或者释放了进程正在等待的资源，或者进程收到一个信号，都可以唤醒进程转换到就绪状态（即可运行状态）。

（3）不可中断睡眠状态（TASK_UNINTERRUPTIBLE）。除了不会因为收到信号而被唤醒，该状态与可中断睡眠状态类似。但处于该状态的进程只有被使用wake_up()函数明确唤醒时才能转换到可运行的就绪状态。该状态通常在进程需要不受干扰地等待或者所等待事件会很快发生时使用。

（4）暂停状态（TASK_STOPPED）。当进程收到信号SIGSTOP、SIGTSTP、SIGTTIN或SIGTTOU时就会进入暂停状态。可向其发送SIGCONT信号让进程转换到可运行状态。进程在调试期间接收到任何信号均会进入该状态。在Linux0.12中，还未实现对该状态的转换处理。处于该状态的进程将被作为进程终止来处理。

（5）僵死状态（TASK_ZOMBIE）。当进程已停止运行，但其父进程还没有调用wait()询问其状态时，则称该进程处于僵死状态。为了了让父进程能够获取其停止运行的信息，此时子进程的任务数据结构信息还需要保留着。一旦父进程调用wait()取得了子进程的信息，则处于该状态进程的任务数据结构就会被释放。

当一个进程的运行时间片用完，系统就会使用调度程序强制切换到其他的进程去执行。另外，如果进程在内核态执行时需要等待系统的某个资源，此时该进程就会调用sleep_on()或interruptible_sleep_on()自愿地放弃CPU的使用权，而让调度程序去执行其他进程。进程则进入睡眠状态（TASK_UNINTERRUPTIBLE或TASK_INTERRUPTIBLE）。

只有当进程从"内核运行态"转移到"睡眠状态"时，内核才会进行进程切换操作。在内核态下运行的进程不能被其他进程抢占，而且一个进程不能改变另一个进程的状态。为了避免进程切换时造成内核数据错误，内核在执行临界区代码时会禁止一切中断。

求高手,linux系统几乎所有进程处于sleep状态是否正常

你的sleep进程基本上都是java相关的。可能是由于某个进程长期得不到响应，比如nfs造成的IO中断，应用一直在等待响应，等的都睡着了。。所以也看不到报错，呵呵。具体的也看不出到底是哪个进程引起的。建议就是重启相关的java应用。或者重启机器。

进程为什么会被置于uninterruptible sleep状态呢？处于uninterruptible sleep状态的进程通常是在等待IO，比如磁盘IO，网络IO，其他外设IO，如果进程正在等待的IO在较长的时间内都没有响应，那么就很会不幸地被 ps看到了，同时也就意味着很有可能有IO出了问题，可能是外设本身出了故障，也可能是比如挂载的远程文件系统已经不可访问了，我以前遇到的问题就是由 down掉的NFS服务器引起的。

正是因为得不到IO的相应，进程才进入了uninterruptible sleep状态，所以要想使进程从uninterruptible sleep状态恢复，就得使进程等待的IO恢复，比如如果是因为从远程挂载的NFS卷不可访问导致进程进入uninterruptible sleep状态的，那么可以通过恢复该NFS卷的连接来使进程的IO请求得到满足，除此之外，要想干掉处在D状态进程就只能重启整个Linux系统了。