程序查询方式与程序中断方式

2026 大纲 六（三）1 程序查询方式、六（三）2 程序中断方式（中断的基本概念、中断响应过程、中断处理过程、多重中断和中断屏蔽的概念）。

忙等不是停机，是空转

程序查询方式里，CPU 启动设备之后就守在那儿反复读状态位，直到设备说"好了"。这段时间常被说成"CPU 在等"，但机器里并不存在"等"这个动作——CPU 一刻没停，它在满负荷地取指、译码、执行，跑的是一个 读状态 → 没就绪 → 跳回去再读 的死循环。指令一条不少地执行了，对程序的贡献是零。

这一点决定了查询方式的病根不在"每次查询很贵"上。把查询程序优化到只剩三条指令，CPU 照样要在那儿转到设备就绪为止——根本问题是外设准备数据的那一整段时间里，CPU 与外设是串行工作的，而这段时间由设备的物理速度决定，软件优化不掉。

于是改进方向被逼了出来：别让 CPU 去问，让设备准备好了自己来说。 这就是程序中断方式。它把那条轮询循环整个删掉，CPU 启动设备后转去跑别的程序，设备就绪时主动发中断请求，CPU 在一条指令执行完毕时响应、搬走数据、再回到原来的地方。外设与 CPU 从串行变成并行——这是中断方式相对查询方式的全部收益。

这里有一处最容易记反：中断方式并没有减少 I/O 占用的 CPU 时间。两种方式算占比的公式骨架完全相同，分子只是把"每次查询的周期数"换成"每次中断的周期数"，而一次中断通常比一次查询更贵——它多出了保存断点、保护现场、恢复现场、中断返回这四段。省下来的是外设准备数据期间那一大段等待，不是每次介入的开销。

也正因为一次中断有固定的、压不下去的开销，中断方式有一条硬性的物理前提：

$$T_{\text{设备准备一个数据}}>T_{\text{中断响应}+\text{中断处理}}$$

违反它的后果不是"慢"，而是丢数据——上一个数据还没被中断服务程序搬走，设备已经把下一个覆盖上去了。设备越快，左边越小；而右边由中断机制本身决定，几乎不随设备变化。两条线一交叉，中断方式就彻底出局，只能改用 DMA。本篇最后一节就是在算这条线。

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一、程序查询方式

最简单的一类外设不需要问状态：开关、继电器、七段数码管、机械式传感器随时可读可写，程序在约定的时刻用 I/O 指令读写数据端口即可，这叫无条件传送。但绝大多数设备做不到"随时就绪"——打印机在打上一个字符，磁头还在移动，键盘等着人按下去。对这类设备传送之前必须先确认条件成立，于是接口里多出一个状态寄存器，程序先读状态、再决定动作，这就是条件传送，也就是程序查询方式。

一次完整的输入握手因此长成六步：

1. CPU 执行 I/O 指令送出"启动"命令，地址译码选中本接口 → 命令触发器置 1、状态触发器清 0
2. 接口通过电缆向外设发"启动设备"命令
3. 外设准备好一个数据，送入接口的数据缓冲寄存器
4. 外设回送"设备工作结束"信号 → 状态触发器置 1、命令触发器清 0
5. CPU 反复读状态端口，直到读到"准备就绪"
6. CPU 执行 I/O 指令，从数据端口把数据取走

第 5 步就是"查询"二字的全部含义：CPU 用执行指令的方式，反复去读一个位。

忙等循环长什么样：把"空转"落到具体是哪几条指令在跑（想弄清"忙等不是停机"这句话的字面含义时展开）

开始:
  CPU 向设备发出启动命令
循环:
  读状态端口
  if (未就绪)
    goto 循环          // 忙等待：执行了指令，但没有任何有效产出
  else
    从数据端口取一个数据
    if (还有数据)
      goto 循环
    else
      结束

注意那条 goto 循环：CPU 一直在取指、译码、执行，流水线满负荷运转，但产出为零。这就是"忙等不是停机，是空转"的字面含义——它和 CPU 停机（如停止 CPU 访存的 DMA 方式）在功耗与总线占用上完全不同，只是对程序的贡献同样为零。

按"查询由谁触发、查完做什么"分成两种模型：

模型	含义	CPU 与外设的关系	CPU 占比
独占查询	设备一被启动，CPU 就一直查下去直到传送完成	完全串行	100%
定时查询	周期性地去查一次接口状态，条件满足就传一个数据然后返回	查询的那些瞬间串行	要算，见下式

两种模型的 CPU 开销完全不是一回事，而题面总会把用的是哪一种交代清楚——出现"CPU 循环等待直到就绪""期间不执行其他程序"就是独占查询，占比直接是 100%，没什么可算的；出现"每隔 $T$ 查询一次""每秒至少查询 $N$ 次""每次查询占 $c$ 个时钟周期"就是定时查询，才需要套公式。

定时查询的查询间隔由设备的数据传输率倒推：

$$\text{每秒查询次数}=\frac{R}{u},\text{CPU 占比}=\frac{(R/u)\times \text{单次查询周期数}}{f}$$

式子里 $R$ 是数据传输率、$u$ 是每次传送的字节数、$f$ 是主频。三个量里 $u$ 最容易出错：它由数据缓冲寄存器（数据端口）的位宽决定，不是默认的 1 字节。题面写"I/O 接口中有一个 32 位数据缓冲寄存器"或"每次传送一个 16 字节的数据块"，给的就是 $u$；按 1 字节算，答案会整整差 $u$ 倍。

还有两处方向性的口径要一并钉住。其一，查询间隔的不等号别写反：间隔必须 $\le$ 设备准备一个数据的时间，否则数据没被取走就被下一个覆盖——所以题目问的永远是"最长多久查询一次""至少每秒查询多少次"。其二，单次开销若以指令条数给出，要先把各项相加再乘 CPI：

$$m=(\text{服务程序指令数}+\text{其他开销折合的指令数})\times \text{CPI}$$

开销随设备速度线性上涨——设备快一倍，查询次数就翻一倍。改进方向也就被逼了出来：不要让 CPU 去问，让设备准备好了自己来说。

二、程序中断方式

中断方式对上面那条通路只改了一处：第五步的轮询被删掉了。CPU 启动设备后不再等待，直接切去执行别的程序（在操作系统看来是把发起 I/O 的进程阻塞、调度另一个进程上 CPU）。设备准备好一个数据后主动发中断请求，CPU 在当前指令执行结束时响应，转去执行中断服务程序，搬走数据并启动下一次传送，然后返回被打断的程序。

$$\underset{\text{CPU 跑别的程序}}{\underbrace{\text{设备准备数据}}}⟶\underset{\text{设备发起}}{\underbrace{\text{中断请求}}}⟶\underset{\text{CPU 介入}}{\underbrace{\text{ISR 搬一个数据}}}⟶\text{返回}$$

于是外设与 CPU 从串行变成并行。接口为此增加的是中断请求触发器与中断屏蔽触发器，以及送回中断类型号的电路；状态寄存器并没有消失，只是 CPU 不再靠"反复读它"来推进流程。开销公式的骨架与查询方式完全一样：

$$\text{每秒中断次数}=\frac{R}{u},\text{CPU 占比}=\frac{(R/u)\times m}{f}$$

其中 $m$ 是单次中断的总开销（响应 + 处理，含保存与恢复现场）。

三、一次中断从头走到尾

阶段	谁在做	做什么
中断请求	接口硬件	设备就绪 → 状态触发器置 1；若未被屏蔽（MASK $=0$），在指令执行阶段的结束时刻由 CPU 发出中断查询信号，把该设备的中断请求触发器 INTR 置 1
中断判优	排队器（硬件）或轮询程序（软件）	多个 INTR 同时为 1 时，按响应优先级选出一个
中断响应	硬件（中断隐指令）	关中断 → 保存断点 → 形成入口地址送 PC
中断服务	软件（中断服务程序 ISR）	保护现场 → 设备服务（把数据搬走）→ 恢复现场
中断返回	软件	一条中断返回指令回到断点，原程序继续

软硬件的分界画在第三与第四阶段之间，这条分界不是约定俗成——第三阶段要保存断点，而此刻软件根本还没拿到控制权，只能由硬件做。

	由什么决定	能否改	管的是什么
响应优先级	硬件排队器的连线次序	不能	同时提出请求时，先响应谁
处理优先级	中断屏蔽字	能，由软件改	已经在处理的中断，能被谁打断

这张表划出了一条常被跨过去的界线：中断屏蔽字改的是处理优先级，不是响应优先级。响应优先级焊在排队器的连线里，软件动不了；屏蔽字能做的是"我这段服务程序执行期间，允许谁打进来"。两者名字都带"优先级"，管的却是不同时刻的不同事。

另有两个东西不属于这套体系，别往里塞。其一是 DMA 请求——它争的不是 CPU 的处理时间而是总线使用权，走的是总线仲裁，与中断判优是两套完全独立的机制（见 DMA 方式）。其二是子程序调用——中断由外部设备随机发起、时刻不可预知、与被打断的程序是平行关系，且需要判优电路等硬件支持；子程序由 CALL 发起、位置在编译时就确定、专为主程序服务、纯软件实现。两者都会"转去执行一段程序再回来"，但发起方、可预知性、隶属关系三样全不同。

逐拍展开：三个响应条件、中断隐指令的三个动作、ISR 四大部分（想完整复述这条流程而不是只记结论时展开）

响应一个可屏蔽中断要同时满足三条：

#	条件	由什么表示
1	该中断源确实提出了请求且未被屏蔽	中断请求触发器 INTR $=1$，屏蔽触发器 MASK $=0$
2	CPU 处于开中断状态	允许中断触发器 EINT $=1$
3	一条指令执行完毕	CPU 在每条指令执行阶段结束前才发出中断查询信号

第 3 条就是"设备发出请求后最多要等当前这条指令做完"的来历：指令执行到一半时，中间结果散落在 MDR 和各暂存器里，此刻打断根本无法准确保存现场。与之相对，异常由当前指令自身引发，在指令执行过程中就被检测到。

三条都满足后，由硬件自动完成三个动作，合称中断隐指令——它叫"指令"，但指令系统里并没有这条指令，程序员也写不出它：

动作	为什么必须在这里做
关中断	保存断点这一步本身不能被新的中断打断，否则新断点会覆盖旧断点，原程序再也回不去
保存断点（PC、PSW）	断点不保存就回不去；此刻软件尚未接管，这一步只能由硬件做
形成中断服务程序入口地址并送 PC	交出控制权

入口地址具体怎么形成——中断类型号如何经数据线送回、向量地址与中断向量差在哪一层、向量中断与非向量中断的分别，见 异常和中断机制。

中断处理阶段的 ISR 分四大部分，不同设备的服务程序内容各异，但流程是同一个：

1. 保护现场——把通用寄存器和状态寄存器的内容存到存储器或压入堆栈。断点已由中断隐指令存好，这里存的是其余寄存器。
2. 中断服务——I/O 场景下就是从数据端口取走一个数据（或送出一个数据），必要时启动下一次传送。这是整段程序里唯一与"这台设备是什么"有关的部分。
3. 恢复现场——用取数指令或 POP 把保存的内容送回原寄存器，顺序与保护时相反。
4. 中断返回——最后一条指令是中断返回指令，从栈中取回 PC 与 PSW，回到断点。

单重与多重中断、中断屏蔽：为什么一切都取决于开中断放在哪一步（想弄清嵌套条件与两种优先级的分工时展开）

ISR 执行到一半时可能又有新的中断请求到来。按 CPU 理不理它分成两种，两者的服务程序流程只差一处：

	含义	ISR 里"开中断"的位置
单重中断	执行 ISR 期间对新请求一律不理，做完再说	放在中断返回之前，整个服务过程全程关中断
多重中断（中断嵌套）	允许处理优先级更高的中断打断当前 ISR，处理完再回来	提前到保护现场之后，此后就能被打进来

道理很直接：CPU 一旦响应中断，硬件已自动把 EINT 置 0（中断隐指令的第一步），此后若不执行开中断指令，任何新请求都进不来。开中断放得越早，能被打断的窗口越大。

$$\text{单重：保护现场}\to \text{服务}\to \text{恢复现场}\to \boxed{{\displaystyle \text{开中断}}}\to \text{返回}$$$$\text{多重：保护现场}\to \boxed{{\displaystyle \text{开中断}}}\to \text{服务}\to \text{关中断}\to \text{恢复现场}\to \text{开中断}\to \text{返回}$$

多重中断里，恢复现场之前要再关一次中断——恢复现场同样是一段不能被打断的操作，理由与中断隐指令里关中断排第一完全相同。多重中断成立要两条：当前 ISR 里已经开中断（EINT $=1$），且新来的中断处理优先级更高。每嵌套一层就多占一份栈空间保存断点与现场，所以嵌套深度受栈容量限制。

中断屏蔽是给"谁能打断谁"留的软件旋钮：每个中断源在接口里都有一个中断屏蔽触发器（MASK），MASK $=1$ 表示该设备的请求被挡在外面，MASK $=0$ 才放行；把所有中断源的屏蔽位排成一个字，就是中断屏蔽字。屏蔽字按什么规则逐位写出来，见 异常和中断机制。

从 I/O 的角度看，它解决的是一个很实际的问题：慢速设备的服务程序不该挡住快速设备。打印机的 ISR 可能要跑很久，如果它把磁盘的请求一直屏蔽着，磁盘就会丢数据；把磁盘的处理优先级调到打印机之上，磁盘就能在打印机的 ISR 执行途中打进来。这也正是两种优先级必须分开的原因：硬件排队器的次序是焊死的，而"谁更耽误不起"随设备配置而变。

四、什么时候中断方式根本不能用

把上一节那条流程整个走一遍是要花时间的，而设备不会等。中断方式成立因此有一个物理前提：

$$T_{\text{设备准备一个数据}}>T_{\text{中断响应}+\text{中断处理}}$$

违反它的后果不是"性能差"，而是丢数据。所以这类判断的起手式固定为算两个时间、比大小：

1. $T_{\text{准备}}=u÷R$（每次传输字节数 ÷ 数据传输率）
2. $T_{\text{中断}}=m÷f$（单次中断周期数 ÷ 主频）
3. 前者 $>$ 后者 → 中断方式可行；否则必须改用 DMA

两道量化演算：定时查询的占比、以及中断方式能不能成立（想核对自己会不会踩单位与位宽两个坑时展开）

（一）定时查询的 CPU 占比。 某机主频 800 MHz，采用定时查询方式，每次查询（读状态、判断、传送数据）共占 60 个时钟周期。外设数据传输率 200 KB/s，接口的数据缓冲寄存器为 16 位，要求不丢失任何数据。

数据缓冲寄存器 16 位，故每次传送 $u=2$ B：

$$\text{每秒至少查询次数}=\frac{200\times {10}^3}{2}={10}^5\text{次/秒}$$$$\text{占比}=\frac{{10}^5\times 60}{800\times {10}^6}=\frac{6\times {10}^6}{800\times {10}^6}=\mathbf{0.75}\mathbf{\%}$$

若误按 $u=1$ B 计算会得到 1.5%，正好差 2 倍。$u$ 永远从题面的端口位宽或传送单位里读。 单位口径：本文取 $1\text{KB/s}={10}^3\text{B/s}$、$1\text{MB/s}={10}^6\text{B/s}$，这是 I/O 速率的惯例。

（二）中断方式能否成立。 某机主频 1 GHz，某外设数据传输率 2 MB/s，接口数据缓冲寄存器 32 位，一次中断的响应与处理共需 1500 个时钟周期。先比时间，再算占比。

① 设备准备一个数据的时间（$u=4$ B）：

$$T_{\text{准备}}=\frac{4\text{B}}{2\times {10}^6\text{B/s}}=2\mu \text{s}$$

② 一次中断的总耗时：

$$T_{\text{中断}}=\frac{1500}{1\times {10}^9\text{Hz}}=1.5\mu \text{s}$$

③ 判定：$2\mu \text{s}>1.5\mu \text{s}$，不会丢数据，中断方式在物理上成立。

④ 占比：

$$\frac{(2\times {10}^6/4)\times 1500}{1\times {10}^9}=\frac{5\times {10}^5\times 1500}{{10}^9}=\mathbf{75}\mathbf{\%}$$

成立不等于合适：CPU 有四分之三的时间在伺候这一台设备，只剩四分之一跑其他程序。再快一点（比如 3 MB/s）就会越过那条线开始丢数据，此时唯一的出路是 DMA。结论要写"会丢数据"，只写"CPU 占用率太高"没有触及问题的性质。同一台设备改用 DMA 后的占比只有 0.0488%，对照见 DMA 方式。

考点速记

1. 条件传送（程序查询）的根本缺陷是 CPU 与外设串行工作，忙等是空转而非停机，优化查询程序无法消除；独占查询占 CPU 100%，定时查询才有定量空间，且 $u$ 由数据端口位宽决定、查询间隔问的是"最长"。
2. 中断方式把"CPU 去问"换成"设备来报"，外设与 CPU 变成并行工作——这是它的全部收益；它没有减少 I/O 的 CPU 开销（单次反而更贵），减少的是等待时间。
3. 一次中断五阶段请求 → 判优 → 响应 → 服务 → 返回，软硬件分界画在响应与服务之间：断点由硬件（中断隐指令：关中断 → 保存断点 → 形成入口地址）保存，现场由软件（ISR）保存；单重与多重只差开中断指令的位置；中断方式成立的物理前提是 $T_{\text{准备}}>T_{\text{响应+处理}}$，违反就丢数据、必须改用 DMA。

这一节在真题里被考过的形式：

这是 co 全科考得最密的一节之一——近十五年几乎每年一道选择题，另有大题的分问。问法只有两类：算占比，或者挑出关于中断机制的错误叙述。

• 算 CPU 占比（定时查询）（2011-22、2018-43 第 1 问）。骨架永远是"每秒介入次数 $\times$ 单次周期数 $÷$ 主频"。2011-22 把两个因子直接给了（每秒至少查 200 次、每次至少 500 周期、主频 50 MHz），$200\times 500/(50\times {10}^6)=\mathbf{0.2}\mathbf{\%}$，几乎是套公式。2018-43 第 1 问要自己把因子先算出来：设备 A 传输率 2 MBps、数据缓冲寄存器 32 位（即 $u=4$ B），故准备一个数据要 $4/(2\times {10}^6)=2\mu \text{s}$，这就是"最多间隔 2 μs 查询一次"；每秒查 $5\times {10}^5$ 次、单次 $10\text{ 条}\times \text{CPI }4=40$ 周期，占比 $=5\times {10}^5\times 40/(500\times {10}^6)=\mathbf{4}\mathbf{\%}$。⚠️ 这一问把本篇三个坑一次踩全：$u$ 取位宽而非 1 字节、间隔问的是"最多"、单次开销要先乘 CPI。
• 算 CPU 占比（中断）与判断中断方式能否成立（2014-22、2018-43 第 2 问）。2014-22 给的是"每 400 ns 发一次请求、每次响应和处理 100 ns"，占比就是 $100/400=\mathbf{25}\mathbf{\%}$；题面那句"中断响应所允许的最长延迟时间为 50 ns"是干扰条件——它约束的是响应够不够及时，不进占比的分子分母。2018-43 第 2 问则是本篇那条物理前提的直接应用：设备 B 传输率 40 MBps、$u=4$ B，准备一个数据只要 $\mathbf{100}\mathbf{ns}$，而一次中断至少 $400/(500\times {10}^6)=\mathbf{800}\mathbf{ns}$，$800>100$，不能采用中断 I/O 方式，理由要写"会丢数据"——只写"CPU 占用率过高"没有答到性质上。
• 挑出关于中断 I/O 的错误叙述（2022-21、2024-21、2017-22、2018-22、2021-22、2025-22，六年六道）。这批题的错项高度集中在四处，逐条对照本篇即可：
  • 把物理前提写反（2022-21 的 C：外设准备数据的时间应"小于"中断处理时间）。必须是大于，否则丢数据。
  • 把两种优先级混为一谈（2024-21 的 A：中断屏蔽字用于确定中断"响应"优先级）。屏蔽字定的是处理优先级，响应优先级焊在硬件排队器里。
  • 把单重中断的性质套到多重中断上（2017-22 的 B：中断处理期间 CPU 处于关中断状态）。多重中断在保护现场之后就开中断了，这正是它能嵌套的原因。
  • 把响应的三个条件写漏或写错（2018-22、2021-22）。2018-22 的正确项 C 就是条件②"CPU 处于中断允许状态"；三个错项分别踩了判优依据（按优先级不是按先后次序）、中断隐指令的边界（它不保存通用寄存器）、响应时机（要等当前指令执行完，不是"立即暂停"）。2021-22 的错项 A 说"仅在用户态下 CPU 才能检测和响应中断"——内核态同样能响应，中断响应与 CPU 处于哪个状态无关。
  • 另有一道判断哪个事件触发外部中断（2025-22）。答 DMA 传送结束——它由 DMA 控制器这个外部部件发出。其余三项都在 CPU 内部：总线事务结束不产生中断请求，页故障与断点指令属于异常（由当前指令自身引发），不是外部中断。判据是"这个请求是不是由 CPU 之外的部件发出的"。

复习优先级：这一节的分值密度在整个 I/O 章里最高，两类问法各占一半。算占比那半靠三个口径（$u$ 取位宽、间隔取"最多"、开销先乘 CPI）加一个不等式；挑错那半靠上面四处高频错项。中断响应的三个条件、中断隐指令的三个动作、单重与多重的差别这三组是错项的主要来源，值得逐字过一遍。

易错：把 $u$ 默认成 1 字节。它由数据缓冲寄存器的位宽决定，算错会差整整 $u$ 倍。

易错：把 $T_{\text{准备}}>T_{\text{中断}}$ 写反。这个不等式违反的后果是丢数据，不是变慢。

易错：以为中断方式减少了 I/O 的 CPU 开销。单次中断比单次查询更贵，它省的是等待时间。

易错：认为中断屏蔽字能改响应优先级。它改的是处理优先级。

易错：以为中断处理期间一律关中断。那只对单重中断成立。

易错：把中断隐指令说成"保存现场"。它只存断点（PC、PSW），通用寄存器由 ISR 用软件保存。

教材出处

• 程序直接控制 I/O 方式：无条件传送与条件传送（程序查询方式）、条件传送接口的六步握手过程：袁春风《计算机组成与系统结构》第 3 版 §8.4.1，印刷页 p288～p289
• 定时查询与独占查询的定义、独占查询下 CPU 花费 100% 时间在 I/O 上：同书 §8.4.1，印刷页 p290
• 中断控制 I/O 的基本思想（启动外设后阻塞当前进程、调度另一进程执行，外设与 CPU 并行工作）：同书 §8.4.2，印刷页 p292
• 高速外设中断请求频率高、响应与处理的额外开销大，因而不适合采用中断 I/O 方式：同书 §8.4.2，印刷页 p301
• CPU 响应中断的条件（EINT $=1$）与响应时间（每条指令执行阶段的结束时刻）、设备就绪且未被屏蔽（MASK $=0$）时才置中断请求触发器 INTR：唐朔飞《计算机组成原理》第 3 版 §5.5，印刷页 p197
• 一次中断处理归纳为中断请求、中断判优、中断响应、中断服务、中断返回五个阶段；中断服务程序流程的四大部分与"保护现场：断点由中断隐指令完成，通用寄存器和状态寄存器由中断服务程序完成"：同书 §5.5，印刷页 p198
• 中断嵌套（多重中断）与单重中断的定义、两者"区别在于开中断的设置时间不同"、响应中断后硬件自动关中断（EINT 置 0）：同书 §5.5，印刷页 p199～p200

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