只有在該狀態的程序才可能在cpu上執行。而同一時刻可能有多個程序處於可執行狀態，這些程序的task_struct結構（程序控制塊）被放入對應cpu的可執行佇列中（乙個程序最多只能出現在乙個cpu的可執行佇列中）。程序排程器的任務就是從各個cpu的可執行佇列中分別選擇乙個程序在該cpu上執行。
很多作業系統教科書將正在cpu上執行的程序定義為running狀態、而將可執行但是尚未被排程執行的程序定義為ready狀態，這兩種狀態在linux下統一為 task_running狀態。
處於這個狀態的程序因為等待某某事件的發生（比如等待socket連線、等待訊號量），而被掛起。這些程序的task_struct結構被放入對應事件的等待佇列中。當這些事件發生時（由外部中斷觸發、或由其他程序觸發），對應的等待佇列中的乙個或多個程序將被喚醒。
通過ps命令我們會看到，一般情況下，程序列表中的絕大多數程序都處於task_interruptible狀態（除非機器的負載很高）。畢竟cpu就這麼一兩個，程序動輒幾十上百個，如果不是絕大多數程序都在睡眠，cpu又怎麼響應得過來。
與task_interruptible狀態類似，程序處於睡眠狀態，但是此刻程序是不可中斷的。不可中斷，指的並不是cpu不響應外部硬體的中斷，而是指程序不響應非同步訊號。
絕大多數情況下，程序處在睡眠狀態時，總是應該能夠響應非同步訊號的。否則你將驚奇的發現，kill -9竟然殺不死乙個正在睡眠的程序了！於是我們也很好理解，為什麼ps命令看到的程序幾乎不會出現task_uninterruptible狀態，而總是task_interruptible狀態。
而task_uninterruptible狀態存在的意義就在於，核心的某些處理流程是不能被打斷的。如果響應非同步訊號，程式的執行流程中就會被插入一段用於處理非同步訊號的流程（這個插入的流程可能只存在於核心態，也可能延伸到使用者態），於是原有的流程就被中斷了。（參見《linux核心非同步中斷**》）
在程序對某些硬體進行操作時（比如程序呼叫read系統呼叫對某個裝置檔案進行讀操作，而read系統呼叫最終執行到對應裝置驅動的**，並與對應的物理裝置進行互動），可能需要使用task_uninterruptible狀態對程序進行保護，以避免程序與裝置互動的過程被打斷，造成裝置陷入不可控的狀態。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。
向程序傳送乙個sigstop訊號，它就會因響應該訊號而進入task_stopped狀態（除非該程序本身處於task_uninterruptible狀態而不響應訊號）。（sigstop與sigkill訊號一樣，是非常強制的。不允許使用者程序通過signal系列的系統呼叫重新設定對應的訊號處理函式。）
向程序傳送乙個sigcont訊號，可以讓其從task_stopped狀態恢復到task_running狀態。
當程序正在被跟蹤時，它處於task_traced這個特殊的狀態。「正在被跟蹤」指的是程序暫停下來，等待跟蹤它的程序對它進行操作。比如在gdb中對被跟蹤的程序下乙個斷點，程序在斷點處停下來的時候就處於task_traced狀態。而在其他時候，被跟蹤的程序還是處於前面提到的那些狀態。
對於程序本身來說，task_stopped和task_traced狀態很類似，都是表示程序暫停下來。
而task_traced狀態相當於在task_stopped之上多了一層保護，處於task_traced狀態的程序不能響應sigcont訊號而被喚醒。只能等到除錯程序通過ptrace系統呼叫執行ptrace_cont、ptrace_detach等操作（通過ptrace系統呼叫的引數指定操作），或除錯程序退出，被除錯的程序才能恢復task_running狀態。
程序在退出的過程中，處於task_dead狀態。
在這個退出過程中，程序占有的所有資源將被**，除了task_struct結構（以及少數資源）以外。於是程序就只剩下task_struct這麼個空殼，故稱為殭屍。
之所以保留task_struct，是因為task_struct裡面儲存了程序的退出碼、以及一些統計資訊。而其父程序很可能會關心這些資訊。比如在shell中，$?變數就儲存了最後乙個退出的前台程序的退出碼，而這個退出碼往往被作為if語句的判斷條件。
當然，核心也可以將這些資訊儲存在別的地方，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，因為在核心中已經建立了從pid到task_struct查詢關係，還有程序間的父子關係。釋放掉task_struct，則需要建立一些新的資料結構，以便讓父程序找到它的子程序的退出資訊。
父程序可以通過wait系列的系統呼叫（如wait4、waitid）來等待某個或某些子程序的退出，並獲取它的退出資訊。然後wait系列的系統呼叫會順便將子程序的屍體（task_struct）也釋放掉。
子程序在退出的過程中，核心會給其父程序傳送乙個訊號，通知父程序來「收屍」。這個訊號預設是sigchld，但是在通過clone系統呼叫建立子程序時，可以設定這個訊號。
而程序在退出過程中也可能不會保留它的task_struct。比如這個程序是多執行緒程式中被detach過的程序（程序？執行緒？參見《linux執行緒**》）。或者父程序通過設定sigchld訊號的handler為sig_ign，顯式的忽略了sigchld訊號。（這是posix的規定，儘管子程序的退出訊號可以被設定為sigchld以外的其他訊號。）
此時，程序將被置於exit_dead退出狀態，這意味著接下來的**立即就會將該程序徹底釋放。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。
程序是通過fork系列的系統呼叫（fork、clone、vfork）來建立的，核心（或核心模組）也可以通過kernel_thread函式建立核心程序。這些建立子程序的函式本質上都完成了相同的功能——將呼叫程序複製乙份，得到子程序。（可以通過選項引數來決定各種資源是共享、還是私有。）
那麼既然呼叫程序處於task_running狀態（否則，它若不是正在執行，又怎麼進行呼叫？），則子程序預設也處於task_running狀態。
另外，在系統呼叫呼叫clone和核心函式kernel_thread也接受clone_stopped選項，從而將子程序的初始狀態置為 task_stopped。
程序自建立以後，狀態可能發生一系列的變化，直到程序退出。而儘管程序狀態有好幾種，但是程序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，如果給乙個task_interruptible狀態的程序傳送sigkill訊號，這個程序將先被喚醒（進入task_running狀態），然後再響應sigkill訊號而退出（變為task_dead狀態）。並不會從task_interruptible狀態直接退出。
程序從非task_running狀態變為task_running狀態，是由別的程序（也可能是中斷處理程式）執行喚醒操作來實現的。執行喚醒的程序設定被喚醒程序的狀態為task_running，然後將其task_struct結構加入到某個cpu的可執行佇列中。於是被喚醒的程序將有機會被排程執行。
而程序從task_running狀態變為非task_running狀態，則有兩種途徑：
1、響應訊號而進入task_stoped狀態、或task_dead狀態；
2、執行系統呼叫主動進入task_interruptible狀態（如nanosleep系統呼叫）、或task_dead狀態（如exit系統呼叫）；或由於執行系統呼叫需要的資源得不到滿足，而進入task_interruptible狀態或task_uninterruptible狀態（如select系統呼叫）。
顯然，這兩種情況都只能發生在程序正在cpu上執行的情況下。
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