Top Linux进程状态解析之R、S、D 、T、Z、X

Posted on 2016-06-30 18:37 bw_0927 阅读(14386) 评论(0) 收藏举报

http://os.51cto.com/art/201003/185722.htm

http://os.51cto.com/art/201003/185732.htm

http://www.cnblogs.com/seasonsluo/p/java_virt.html

VIRT：virtual memory usage 虚拟内存
1、进程“需要的”虚拟内存大小，包括进程使用的库、代码、数据等
2、假如进程申请100m的内存，但实际只使用了10m，那么它会增长100m，而不是实际的使用量

RES：resident memory usage 常驻内存
1、进程当前使用的内存大小，但不包括swap out
2、包含其他进程的共享
3、如果申请100m的内存，实际使用10m，它只增长10m，与VIRT相反
4、关于库占用内存的情况，它只统计加载的库文件所占内存大小

SHR：shared memory 共享内存
1、除了自身进程的共享内存，也包括其他进程的共享内存
2、虽然进程只使用了几个共享库的函数，但它包含了整个共享库的大小
3、计算某个进程所占的物理内存大小公式：RES – SHR
4、swap out后，它将会降下来

DATA
1、数据占用的内存。如果top没有显示，按 f 键可以显示出来。
2、真正的该程序要求的数据空间，是真正在运行中要使用的。

==================================

https://stackoverflow.com/questions/7594548/res-code-data-in-the-output-information-of-the-top-command-why

I'll explain this with the help of an example of what happens when a program allocates and uses memory. Specifically, this program:

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <errno.h>
#include <string.h>

int main(){

        int *data, size, count, i;

        printf( "fyi: your ints are %d bytes large\n", sizeof(int) );

        printf( "Enter number of ints to malloc: " );
        scanf( "%d", &size );
        data = malloc( sizeof(int) * size );
        if( !data ){
                perror( "failed to malloc" );
                exit( EXIT_FAILURE );
        }

        printf( "Enter number of ints to initialize: " );
        scanf( "%d", &count );
        for( i = 0; i < count; i++ ){
                data[i] = 1337;
        }

        printf( "I'm going to hang out here until you hit <enter>" );
        while( getchar() != '\n' );
        while( getchar() != '\n' );

        exit( EXIT_SUCCESS );
}

This is a simple program that asks you how many integers to allocate, allocates them, asks how many of those integers to initialize, and then initializes them. For a run where I allocate 1250000 integers and initialize 500000 of them:

$ ./a.out
fyi: your ints are 4 bytes large
Enter number of ints to malloc: 1250000
Enter number of ints to initialize: 500000

Top reports the following information:

  PID USER      PR  NI  VIRT  RES  SHR S %CPU %MEM    TIME+  SWAP CODE DATA COMMAND
<program start>
11129 xxxxxxx   16   0  3628  408  336 S    0  0.0   0:00.00 3220    4  124 a.out
<allocate 1250000 ints>
11129 xxxxxxx   16   0  8512  476  392 S    0  0.0   0:00.00 8036    4 5008 a.out
<initialize 500000 ints>
11129 xxxxxxx   15   0  8512 2432  396 S    0  0.0   0:00.00 6080    4 5008 a.out

The relevant information is:

                          DATA CODE  RES VIRT
before allocation:         124    4  408 3628
after 5MB allocation:     5008    4  476 8512           //malloc 5M, DATA和VIRT增加5M, RES不变
after 2MB initialization: 5008    4 2432 8512           //初始化 2M, DATA和VIRT不变， RES增加2M


//如果最后加上free(data),  DATA, RES, VIRT又都会相应的减少，回到最初的状态

After I malloc'd 5MB of data, both VIRT and DATA increased by ~5MB, but RES did not. RES did increase after I touched 2MB of the integers I allocated, but DATA and VIRT stayed the same.

VIRT is the total amount of virtual memory used by the process, including what is shared and what is over-committed.

DATA is the amount of virtual memory used that isn't shared and that isn't code-text. I.e., it is the virtual stack and heap of the process.

RES is not virtual: it is a measurment of how much memory the process is actually using at that specific time.

So in your case, the large inequality CODE+DATA < RES is likely the shared libraries included by the process. In my example (and yours), SHR+CODE+DATA is a closer approximation to RES.

Hope this helps. There's a lot of hand-waving and voodoo associated with top and ps. There are many articles (rants?) online about the descrepancies. E.g., this and this.

http://feiteyizu.iteye.com/blog/2396499

3. 什么是 VIRT

现代操作系统里面分配虚拟地址空间操作不同于分配物理内存。在64位操作系统上，可用的最大虚拟地址空间有16EB，即大概180亿GB。那么在一台只有16G的物理内存的机器上，我也能要求获得4TB的地址空间以备将来使用。例如：

void *mem = mmap(0, 4ul * 1024ul * 1024ul * 1024ul * 1024ul,

PROT_READ | PROT_WRITE, MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS | MAP_NORESERVE,

-1, 0);

当使用 mmap 并设置 MAP_NORESERVE 标志时，并不会要求实际的物理内存和swap空间存在。所以上述代码可以在top中看到使用了 4096g 的 VIRT 虚拟内存，这当然是不可能的，它只是表示使用了 4096GB 的地址空间而已。

4. 为什么会用这么多地址空间

那 Java 程序为什么会使用这么多的地址空间呢？使用“pmap -x”来查看一下:

…

00007ff638021000 65404 0 0 ----- [ anon ]

00007ff63c000000 132 36 36 rw--- [ anon ]

00007ff63c021000 65404 0 0 ----- [ anon ]

00007ff640000000 132 28 28 rw--- [ anon ]

00007ff640021000 65404 0 0 ----- [ anon ]

00007ff644000000 132 8 8 rw--- [ anon ]

00007ff644021000 65404 0 0 ----- [ anon ]

00007ff648000000 184 184 184 rw--- [ anon ]

00007ff64802e000 65352 0 0 ----- [ anon ]

00007ff64c000000 132 100 100 rw--- [ anon ]

00007ff64c021000 65404 0 0 ----- [ anon ]

00007ff650000000 132 56 56 rw--- [ anon ]

00007ff650021000 65404 0 0 ----- [ anon ]

00007ff654000000 132 16 16 rw--- [ anon ]

00007ff654021000 65404 0 0 ----- [ anon ]

…

发现有很多奇怪的64MB的内存映射，查资料发现这是 glibc 在版本 2.10 引入的 arena 新功能导致。CentOS 6/7 的 glibc 大都是 2.12/ 2.17 了，所以都会有这个问题。这个功能对每个线程都分配一个分配一个本地arena来加速多线程的执行。

在 glibc 的 arena.c 中使用的 mmap() 调用就和之前的示例代码类似：

p2 = (char *)mmap(aligned_heap_area, HEAP_MAX_SIZE, PROT_NONE,

MAP_NORESERVE | MAP_ANONYMOUS | MAP_PRIVATE, -1, 0)

之后，只有很小的一部分地址被映射到了物理内存中：

mprotect(p2, size, PROT_READ | PROT_WRITE)

因此在一个多线程程序中，会有相当多的 64MB 的 arena 被分配。这个可以用环境变量 MALLOC_ARENA_MAX 来控制。在64位系统中的默认值为 128。

VIRT高是因为分配了太多地址空间导致。

一般来说不用太在意VIRT太高，因为你有16EB的空间可以使用。

如果你实在需要控制VIRT的使用，设置环境变量MALLOC_ARENA_MAX，例如hadoop推荐值为4，因为YARN使用VIRT值监控资源使用。

top里有个RES的字段，它所显示的值是进程使用的、未被换出的物理内存大小，RES=CODE+DATA
CODE 可执行代码占用的物理内存大小，单位kb
DATA 可执行代码以外的部分(数据段+栈)占用的物理内存大小，单位kb

查看CODE DATA字段
top
f键设置字段，按r选择CODE,s选择DATA，回车返回统计列表

   q: RES  --  Resident size (kb)
      The non-swapped physical memory a task has used.

      RES = CODE + DATA.

   r: CODE  --  Code size (kb)
      The amount of physical memory devoted to executable code, also known as the 'text resident set' size or TRS.

   s: DATA  --  Data+Stack size (kb)
      The amount of physical memory devoted to other than executable code, also known as the 'data resident set' size or DRS.

http://os.51cto.com/art/200911/164410.htm

load average，显示了最近1-，5-，15分钟的负荷情况。它的值代表等待CPU处理的进程数，如果CPU没有时间处理这些进程，load average值会升高；反之则会降低。
load average的最佳值是1，说明每个进程都可以马上处理并且没有CPU cycles被丢失。对于单CPU的机器，1或者2是可以接受的值；对于多路CPU的机器，load average值可能在8到10之间。

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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。

上面一篇文章中我们介绍了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。

Process time

Linux是一个多任务的操作系统。这意味着，即使机器只有一个PCU，也能在同一个时间点运行多个进程。你可以通过SSH连接服务器查看 htop 输出，同时你的web服务也在通过网络传输博客内容给读者。

那系统是如何做到在单个CPU上一个时间点只执行一个指令呢？答案是时间共享。

一个进程运行“一点时间”，然后挂起；这时另外一个等待的进程运行“一点时间”。进程运行的这“一点时间”称为时间片（time slice）。

时间片通常是几毫秒。所以只要服务器系统的负载不高，你是注意不到的。

这也就可以解释为什么平均负载（load average）是运行进程的平均个数了。

如果你的服务器只有一个核，平均负载是1.0，那CPU的利用率达到100%。

如果平均负载高于1.0，那意味着等待运行的进程数大于CPU能承载运行的进程数。所以会发现服务器宕机或者延迟。

如果负载小雨1.0，那意味着CPU有时会处于空闲状态，不做任何工作。

这也给你一个提示：为什么一个运行了10秒的进程的运行时间有时会高于或者低于准确的10秒。

Process niceness and priority

当运行的task数比可用的CPU核数要多时，你必须找个方法决定接下来哪个task运行，哪个task保持等待。这其实是 task scheduler的职责。

Linux内核的scheduler负责选择运行进程队列中哪个进程接下来运行，依赖于内核使用的scheduler算法。

一般你不能影响scheduler，但是让它知道哪个进程更重要。

Nice值(NI) 是表示用户空间进程优先级的数值，其代表静态优先级。Nice值的范围是-20~+19，拥有Nice值越大的进程的实际优先级越小（即Nice值为+19的进程优先级最小，为-20的进程优先级最大），默认的Nice值是0。

Nice值增加1，降低进程10%的CPU时间。

priority(优先级，PRI)是Linux内核级的优先级，其代表动态优先级。该优先级范围从0到139，0到99表示实时进程，100到139表示用户空间进程优先级。

你可以改变Nice值让内核考虑该进程优先级，但是不能改变priority。

Nice值和priority之间的关系如下：

1	PR = 20 + NI

所以 PR = 20 + (-20 to +19) 的值是0到39，映射为100到139。

在启动进程前设置该进程的Nice值：

1	nice -n niceness program

当程序已经正在运行，可用 renice改变其Nice值：

1	renice -n niceness -p PID

下面是CPU使用颜色代表的意义：

蓝色：低优先级线程（nice > 0）

绿色：常规优先级线程

红色：内核线程

内存使用 - VIRT/RES/SHR/MEM

进程给人的假象是只有一个进程使用内存，其实这是通过虚拟内存实现的。

进程没有直接访问物理内存，而是拥有虚拟地址空间，Linux内核将虚拟内存地址转换成物理内存或者映射到磁盘。这就是为什么看起来进程能够使用的内存比电脑真实的内存要多。

这里说明的是，想准确计算一个进程占用多少内存并不是那么直观。你也想计算共享内存或者磁盘映射内存吗？htop 显示的一些信息能帮助你估计内存使用量。

内存使用颜色代表的意义：

绿色：Used memory

蓝色：Buffers

橘黄色：Cache

VIRT/VSZ - 虚拟内存

task使用的虚拟内存总量。它包含代码、数据和共享内存（加上调出内存到磁盘的分页和已映射但未使用的分页）。

VIRT 是虚拟内存使用量。它包括所有的内存，含内存映射文件。

如果应用请求1GB内存，但是内存只有1MB，那 VIRT显示1GB。如果 mmap映射的是一个1GB 文件， VIRT也显示1GB。

大部分情况下， VIRT并不是一个太有用的数字。

RES/RSS - 常驻内存大小

task使用的非交换的物理内存。

RES是常驻内存使用量。

RES相比于 VIRT，能更好的表征进程的内存使用量：

不包含交换出的内存；

不包含共享内存

如果一个进程使用1GB内存，并调用fork()函数，fork的结果是两个进程的 RES 都是1GB，但是实际上只使用了1GB内存。因为Linux采用的是copy-on-write机制。

SHR - 共享内存大

task使用的共享内存总量。

简单的反应进程间共享的内存。

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
 
int main() {
printf("Started\n");
sleep(10);
 
size_t memory = 10 * 1024 * 1024; // 10 MB
char* buffer = malloc(memory);
printf("Allocated 10M\n");
sleep(10);
 
for (size_t i = 0; i < memory/2; i++)
buffer[i] = 42;
printf("Used 5M\n");
sleep(10);
 
int pid = fork();
printf("Forked\n");
sleep(10);
 
if (pid != 0) {
for (size_t i = memory/2; i < memory/2 + memory/5; i++)
buffer[i] = 42;
printf("Child used extra 2M\n");
}
sleep(10);
 
return 0;
}

1
2
3

fallocate -l 10G
gcc -std=c99 mem.c -o mem
./mem

Process Message VIRT RES SHR
main Started 4200 680 604
main Allocated 10M 14444 680 604
main Used 5M 14444 6168 1116
main Forked 14444 6168 1116
child Forked 14444 5216 0
main Child used extra 2M 8252 1116
child Child used extra 2M 5216 0

MEM% - 内存使用量占比

task当前使用的内存占比。

该值为 RES 除以RAM总量。

如果 RES 是400M，你有8GB的RAM，MEM% 是 400/8192*100 = 4.88%。

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