程序查询与中断驱动I/O

考情分析

两条主线：中断响应过程（关中断→保存断点→识别中断源→转中断服务程序）要能默写并说清每步由硬件还是软件完成；程序查询和中断方式的 CPU 时间占用率要会算。

大纲定位

考纲第六章（三）「I/O 方式」第 1、2 条：程序查询方式、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）。

要求到什么程度：能默写中断响应与处理的完整步骤并分清硬件/软件分工，能做屏蔽字与嵌套顺序的走查，能算 CPU 时间占用率。

程序查询方式

工作原理

CPU 通过不断读取设备状态端口来判断设备是否就绪，就绪后再进行数据传输。

开始:
  CPU 向设备发出启动命令
循环:
  读取状态端口
  if (设备忙)
    goto 循环       // 忙等待
  else
    传输一个字/字节数据
    if (传输未完成)
      goto 循环
    else
      结束

性能分析

在设备准备数据期间，CPU 全部时间都消耗在轮询上——设备越慢，浪费越多。这是程序查询方式的根本缺陷。

具体怎么算 CPU 占比，见下文「例题」一节——先判是独占查询还是定时查询，两种模型公式不同。

适用场景

• I/O 操作很少且简单的嵌入式系统
• 对实时性要求极高、不能有中断延迟的特殊场合
• 设备速度与 CPU 速度差异不大时

中断驱动方式

基本思想

CPU 发出 I/O 命令后不再等待，转去执行其他程序。当设备完成操作后，通过中断请求通知 CPU，CPU 暂停当前程序，执行中断服务程序完成数据传输。

中断的分类

类型	来源	举例
外中断（硬件中断）	CPU 外部设备	I/O 完成、定时器、键盘
内中断（异常）	CPU 内部	见下面三类

I/O 中断属于外中断。内中断还要再分三类——判断题常拿第三类设陷阱：

内中断子类	触发原因	举例
故障（fault）	指令执行中可恢复的问题	缺页、段错误
终止（abort）	不可恢复的硬件错误	校验错、总线错
陷阱（trap）/自愿中断	程序主动执行特定指令请求服务	系统调用（访管指令）、断点指令 INT 3、溢出自陷

编者注（易错）："执行断点指令"属于陷阱，是内中断（异常），不是外部中断。判断题给一串事件让你挑"哪个是外部中断"，断点指令、系统调用、除零都要排除——它们全是当前程序自己引发的。判据是：这件事是不是由正在执行的这条指令引起的？是 → 内中断；不是（来自 CPU 之外）→ 外中断。

中断响应过程

什么时候检测——这一条是判断题的落点：

CPU 在每条指令执行结束时才去采样中断请求信号，不是在指令中间随时响应。

$$\cdots \text{取指}\to \text{执行}\to \boxed{{\displaystyle \text{查中断}}}\to \text{取指}\to \text{执行}\to \boxed{{\displaystyle \text{查中断}}}\cdots$$

为什么必须在指令边界：只有一条指令完整执行完，PC 和 PSW 才处于一个干净、可恢复的状态；在指令中途打断，保存的断点无法保证返回后能正确接着跑。

由此得到一条对照：

	检测时刻	与指令的关系
中断（外部/异步）	指令执行结束时	与当前指令无关，来自外设
异常（内部/同步）	指令执行过程中	由当前指令自己引发（除零、缺页、非法指令）

所以"外设一发中断请求 CPU 就立即暂停当前指令"是错的——要等这条指令做完。

当 CPU 检测到中断请求且允许响应时，执行以下步骤（由硬件自动完成）：

1. 关中断：将中断允许标志 IF 置 0，防止响应过程中被其他中断打断
2. 保存断点：将当前 PC（和 PSW）压入栈，记录返回地址
3. 识别中断源：确定是哪个设备发出的中断
4. 转中断服务程序：将中断服务程序的入口地址送入 PC

上述硬件自动完成的步骤统称为中断隐指令——它不是指令系统中的一条真实指令，而是硬件在中断响应时自动执行的一系列操作。

编者注（外延口径）：中断隐指令的三件核心事是 关中断、保存断点、送中断服务程序入口地址。上面第 3 步「识别中断源」是"送入口地址"的前置动作（要先知道是谁中断了，才知道该送哪个入口），不同教材有的把它单列、有的并进第 4 步。卷面按三件事答最稳：关中断 → 保存断点 → 送入口地址。

中断服务程序的执行过程（由软件完成）：

1. 保护现场：保存通用寄存器等 CPU 状态
2. 中断服务：执行实际的 I/O 数据传输
3. 恢复现场：恢复之前保存的寄存器
4. 开中断：把 IF 置回 1
5. 中断返回：执行中断返回指令（如 IRET），恢复 PC 和 PSW

编者注（"开中断"的位置是考点）：它必须放在恢复现场之后、中断返回之前。

• 放在恢复现场之前：恢复寄存器的过程可能被新中断打断，现场就乱了
• 完全不放：靠 IRET 恢复 PSW 会把 IF 一起恢复——但这依赖具体机器，统考按"服务程序末尾显式开中断"作答

完整顺序：保护现场 → 中断服务 → 恢复现场 → 开中断 → 中断返回。选择题给你打乱的步骤让你排序，这一步的位置就是区分点。

中断源识别

两种方式：

软件查询法：CPU 逐一检查各设备的中断标志位，先查到的先处理。

硬件向量法（中断向量表）：每个中断源有唯一编号，对应中断向量表中的一个表项，表项存放中断服务程序的入口地址（即中断向量）。

$$\text{中断类型号}\stackrel{\text{查表}}{\to }\text{中断向量（入口地址）}\stackrel{}{\to }\text{执行中断服务程序}$$

使用中断向量表的方式称为向量中断（响应速度快，硬件自动定位 ISR 入口）；使用软件查询的方式称为非向量中断（速度慢，需逐一检查中断标志）。现代机器普遍采用向量中断。

信号方向别搞反——这是选择题的一个落点：

信号	方向	作用
INTR（中断请求）	外设 → 中断控制器 → CPU	请求中断服务
INTA（中断响应）	CPU → 中断控制器	允许中断，索要中断类型号
中断类型号	中断控制器/设备 → CPU，走数据线	告诉 CPU 是谁中断了
EOI（中断结束）	CPU → 中断控制器	服务程序结束时通知控制器，外部设备不参与

最后一条最容易判反：EOI 是 CPU 发给中断控制器的，不是设备发出的。

中断优先级

多个设备同时请求中断时，按优先级排队。优先级通常的排列：

$$\text{机器故障（硬件故障）}>\text{自愿中断（访管/系统调用）}>\text{程序性异常}>\text{外部 I/O 中断}$$

注意：DMA 请求不属于中断优先级体系，它通过总线仲裁机制处理（详见 DMA 章节）。硬件实现上，可通过中断屏蔽字设置每个中断源在被服务时屏蔽哪些中断。

多重中断（中断嵌套）

在处理一个中断的过程中，如果出现更高优先级的中断请求，CPU 可以暂停当前中断服务程序，转去处理更高优先级中断。

实现多重中断的条件：

1. 中断服务程序中开中断（否则所有新中断都被屏蔽）
2. 新中断的优先级高于当前正在处理的中断

中断屏蔽字的作用就是控制"哪些中断可以打断当前中断"：

$$\text{屏蔽字中第 }i\text{ 位为 1}\Rightarrow \text{中断源 }i\text{ 被屏蔽}$$

中断屏蔽字详解

中断屏蔽字用于调整中断的处理优先级。每个中断源在被服务时加载自己的屏蔽字，屏蔽字中某位为 1 表示屏蔽对应中断源（不允许打断），为 0 表示允许。

设置原则：

• 每个中断源至少屏蔽自身（防止同级中断重入）
• 处理优先级比自己低的中断源全部屏蔽
• 处理优先级比自己高的中断源允许通过（对应位为 0）

例 4：某机有 A、B、C、D 四个中断源，硬件响应优先级为 $A>B>C>D$。现要求将实际处理优先级调整为 $A>D>C>B$。

（1）写出每个中断源的中断屏蔽字。

动笔前的第 0 步：确认位序。本表按 左→右 = A B C D 排列。但真题常写成 $M_4{M}_3{M}_2{M}_1{M}_0$ 这种左→右是降序的形式，两者方向相反。把位序在草稿纸上标出来再填表——把屏蔽字读反是这类题的主要失分方式。

中断源	处理优先级	需屏蔽	屏蔽字（A B C D）
A	最高	A、B、C、D	1 1 1 1
D	第二	B、C、D	0 1 1 1
C	第三	B、C	0 1 1 0
B	最低	B	0 1 0 0

规律：屏蔽字中为 1 的位 = 自身 + 处理优先级比自己低的所有中断源。

（2）若 CPU 执行用户程序时 A、C、D 同时请求；随后在执行 C 的中断服务程序期间 B 请求。分析执行轨迹。

纵轴是嵌套深度——这才是多重中断的关键信息，画成一条直线会把"嵌套"看成"顺序执行"：

嵌套深度
  2 │                              ┌──D──┐
    │                              │     │
  1 │      ┌──A──┐      ┌──C───────┘     └──C──┐      ┌──B──┐
    │      │     │      │                      │      │     │
  0 │──用户┘     └─用户──┘                      └─用户─┘     └─用户──
    └──────────────────────────────────────────────────────→ 时间

看懂两处高低差：D 那一段压在 C 上面——C 并没有结束，它的现场还在栈里等着，这才叫嵌套；而 B 那一段回到了深度 1，说明它是 C 完全返回之后才开始的，与 C 无嵌套关系。

分析过程：

1. A、C、D 同时请求，按响应优先级 $A>C>D$，先响应 A
2. A 的屏蔽字 = 1111，所有中断被屏蔽，A 独占 CPU 直至完成
3. A 完成后返回用户程序，C 和 D 仍然有效。按响应优先级先响应 C
4. 进入 C 的服务程序，加载屏蔽字 0110。D 未被屏蔽（D 位 = 0），立即响应 D
5. D 完成后返回 C，继续执行。此时 B 请求到达，但 C 的屏蔽字中 B 位 = 1，B 被屏蔽
6. C 完成后返回用户程序，B 不再被屏蔽，CPU 响应 B
7. B 完成后返回用户程序

交互可视化

加载可视化中...

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例题

先分清两种查询模型——这决定用哪个公式

模型	题面怎么描述	CPU 占比
独占查询（忙等）	"CPU 循环等待直到设备就绪""不做其他事"	100%（定性结论，没什么可算的）
定时查询	"每隔 $T$ 查询一次""每次查询占用 $c$ 条指令/周期"	要算，见下式

408 的计算题一律是定时查询口径——因为只有它才有东西可算。看到题目给了"查询频率"或"查询间隔"，就走下面的公式：

$$\boxed{{\displaystyle \text{CPU 占比}=\frac{\text{每秒查询次数}\times \text{单次查询周期数}}{\text{主频}}}}$$

而每秒查询次数由设备决定：

$$\text{每秒查询次数}=\frac{\text{数据传输率}}{\text{每次传输的字节数}}$$

编者注（方向别写反）：查询间隔必须 $\le$ 设备准备一个数据的时间，否则数据还没被取走就被下一个覆盖。所以题目问的是"最多（最长）间隔多久查一次"、或者"至少多久查一次"——答"最少间隔"是要扣分的。

例 1：某 CPU 主频 500 MHz，每次查询 I/O 状态需要 50 个时钟周期。外设数据传输速率 100 KB/s，数据端口 8 位（每次传 1 B）。求 CPU 用于 I/O 查询的时间占比。

解：

$$\text{每秒查询次数}=\frac{100\times {10}^3\text{B/s}}{1\text{B/次}}={10}^5\text{次/秒}$$$$\text{占比}=\frac{{10}^5\times 50}{500\times {10}^6}=\frac{5\times {10}^6}{5\times {10}^8}=\mathbf{1}\mathbf{\%}$$

编者注（单位口径）：本文与真题解析统一取 $1\text{ KB/s}={10}^3\text{B/s}$、$1\text{ MB/s}={10}^6\text{B/s}$（I/O 速率的惯例）。按 $1024$ 展开会得到 1.024%，与标答对不上。

例 1-b（改成 32 位端口）：其余条件不变，数据端口 32 位（每次传 4 B）。

$$\text{每秒查询次数}=\frac{100\times {10}^3}{4}=25000\text{次/秒}\Rightarrow \text{占比}=\frac{25000\times 50}{5\times {10}^8}=\mathbf{0.25}\mathbf{\%}$$

每次传几个字节由数据端口/缓冲寄存器的宽度决定，不是默认 1 字节——这一步错了整题就错了。

中断方式的占比怎么算

同一套骨架，只是把"查询"换成"中断"：

$$\text{CPU 占比}=\frac{\text{每秒中断次数}\times \text{单次中断周期数}}{\text{主频}},\text{每秒中断次数}=\frac{\text{数据传输率}}{\text{每次传输字节数}}$$

单次中断周期数常常要自己折算——题目给的是指令条数：

$$\text{单次中断周期数}=(\text{服务程序指令数}+\text{其他开销折合指令数})\times \text{CPI}$$

例 1-c：主频 500 MHz，CPI = 5，外设 0.5 MB/s，数据端口 32 位。中断服务程序 18 条指令，其他开销折合 2 条指令。求 CPU 占比。

$$\text{单次开销}=(18+2)\times 5=100\text{周期}$$$$\text{每秒中断次数}=\frac{0.5\times {10}^6}{4}=125000\text{次/秒}$$$$\text{占比}=\frac{125000\times 100}{500\times {10}^6}=\frac{1.25\times {10}^7}{5\times {10}^8}=\mathbf{2.5}\mathbf{\%}$$

编者注（易错）：两部分开销先相加再乘 CPI，别只乘服务程序那部分。

能不能用中断方式：一道判断题的固定算法

中断方式成立的物理前提：

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

违反了不是"性能差"，而是物理上丢数据——上一个数据还没被搬走，设备已经把下一个覆盖上去了。

所以这类题的起手式是：算两个时间，比大小。

1. 设备准备一个数据的时间 $=$ 每次传输字节数 $÷$ 数据传输率
2. 单次中断的总耗时（响应 + 服务程序）
3. 前者 $>$ 后者 → 可以用中断；否则必须用 DMA

答题时要写出"会丢数据"这个结论，只答"CPU 占用率太高"不到位。

例 2：中断响应过程中，哪些操作由硬件完成？哪些由软件完成？

解：硬件完成：关中断、保存断点（PC/PSW 入栈）、识别中断源、送入口地址到 PC。软件完成：保护现场（保存通用寄存器）、中断服务、恢复现场、中断返回。

例 3：设有 A、B、C 三个中断源，优先级 A > B > C。C 正在被服务时 A 和 B 同时请求，CPU 如何响应？

解：A 和 B 的优先级都高于 C，可以打断 C。因为 A > B，CPU 先暂停 C → 处理 A。A 完成后执行中断返回，恢复到 C 的断点并重新开中断。此时 B 的请求仍然有效且 B > C，CPU 立即响应 B → 处理 B → B 完成后返回继续 C。最终执行顺序：C（部分）→ A → B → C（完成）。

注意：A 处理完返回 C 后，CPU 一旦开中断就会立即检测到 B 的请求并响应，不会真正执行 C 的代码。具体处理顺序也可能因中断屏蔽字的设置而不同。

易混淆知识点

0. 断点和现场，谁保存、存哪里？

这是选择题最爱挖的坑，必须分清两组概念：

	内容	谁来保存	存到哪
断点	PC（和 PSW）	硬件（中断隐指令，进入 ISR 前自动完成）	栈或指定单元
现场	通用寄存器等 ISR 会用到的寄存器	软件（ISR 开头的保护现场指令）	栈

判断口径：凡是"不保存就再也找不回来的"（下一条指令地址）由硬件兜底；凡是"ISR 自己知道会破坏哪些"（通用寄存器）由软件按需保存。题目说"保存断点由中断服务程序完成"是错的——那是隐指令（硬件）的活。

1. 向量中断、中断向量、向量地址有什么区别？

• 中断向量：中断服务程序的入口地址
• 向量地址：中断向量在中断向量表中的存储位置（由中断类型号 × 表项长度计算得出）
• 向量中断：一种中断处理方式，由硬件自动提供中断类型号并查表定位服务程序入口

三者关系：向量中断方式下，CPU 获取中断类型号 → 计算向量地址 → 从向量地址处取出中断向量 → 转入中断服务程序。

2. 响应优先级和处理优先级一样吗？

不一定。响应优先级由硬件排队电路固定，决定多个请求同时到达时谁先被识别。处理优先级由中断屏蔽字动态控制，决定谁能打断谁。二者可以不同（如本文例 4）。

3. 程序中断和子程序调用有什么区别？

子程序调用由 CALL 指令主动发起，时机确定；中断由外部事件随机触发，具有异步性。子程序为主程序服务（主从关系）；中断服务程序与主程序无关（平行关系）。子程序调用是纯软件行为，中断需要硬件支持（中断控制器、判优电路等）。

考点清单

• 程序查询方式 CPU 全程忙等，利用率最低
• 中断在每条指令执行结束时检测；异常在指令执行过程中检测
• 中断响应（硬件）：关中断 → 保存断点 → 识别中断源 → 送入口地址
• 中断隐指令 = 关中断 + 保存断点 + 送入口地址（硬件自动，非真实指令；识别中断源是送入口地址的前置动作）
• 中断服务程序（软件）：保护现场 → 中断服务 → 恢复现场 → 开中断 → 中断返回
• 占比 = 每秒次数 × 单次周期数 ÷ 主频；每秒次数 = 数据率 ÷ 每次传输字节数（由端口宽度定，不是默认 1B）
• 指令条数 × CPI 才是周期数；服务程序与其他开销先相加再乘
• 能否用中断：比 $T_{\mathrm{准}\mathrm{备}}$ 与 $T_{\mathrm{响}\mathrm{应}+\mathrm{处}\mathrm{理}}$，前者小则会丢数据，必须改 DMA
• 向量中断（查表定位 ISR）vs 非向量中断（软件轮询定位 ISR）
• 中断向量 = 入口地址；向量地址 = 入口地址在向量表中的位置
• 中断向量表存放的是中断服务程序的入口地址，不是中断服务程序本身
• 多重中断需要两个条件：开中断 + 新中断优先级更高
• 中断屏蔽字控制当前中断服务期间可以被哪些中断打断
• 响应优先级（硬件固定）和处理优先级（屏蔽字调整）可以不同

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