考研笔记

异常和中断的分类

上一节把事件分成了异常和中断两大类。这一节把每一类再往下切一层。

切分的依据不是”事件本身像什么”，而是”处理完之后回到哪里”。 这个视角一旦立住，五个子类的名字就不必硬背了——它们是按返回地址的三种可能反推出来的分类。

机制

异常的三个子类

子类什么时候发生处理完之后典型
故障 Fault指令执行过程中发现问题，问题可能被修复重新执行当前这条指令缺页、除零、段错误、非法操作码
自陷 Trap指令有意触发，本身就是为了进内核执行下一条指令系统调用 INT n / syscall、断点 INT 3、单步调试
终止 Abort硬件出了无法恢复的错不返回，程序（甚至系统）终止校验错、总线错、机器检查

三个子类恰好对应”返回地址”的三种可能：当前指令、下一条指令、不返回。 这就是本节开头说的反推。

故障为什么要重新执行当前指令，用缺页解释最清楚：MOV EAX, [ADDR] 执行到一半发现 ADDR 所在的页不在内存，于是触发缺页故障；操作系统把页调进来（OS 3.2.2），然后必须让这条 MOV 重来一遍——因为它上次根本没取到数。若返回到下一条，这次访存就永久丢失了。

Fault能否修复后重执行常见处理
缺页通常能调页后重执行
除零通常不能自然修复终止/抛异常
非法操作码通常不能终止，也可能软件模拟
保护异常视原因而定修复或终止

自陷为什么返回下一条：INT 0x80 的语义就是”我要进内核办件事”，办完了当然继续往下走。它的行为和 CALL 极像——区别只在于它同时切换了特权级（OS 1.3.1）。

这里有一个必须点破的不对称：故障和自陷都由当前指令引起，但保存的断点不同。

故障：断点当前指令地址自陷：断点下一条指令地址

而 5.2.2 说过，PC 在取指周期就已经自增，所以硬件手里现成的那个值是”下一条”。于是：

  • 自陷：直接存 PC 的当前值即可，硬件不用做额外的事
  • 故障：必须把 PC 回退到当前指令的开头再保存——这需要硬件额外记住”当前指令有多长”或”当前指令的起始地址”

“故障要回退 PC”是本节最容易被忽略的一处实现代价，而它在变长指令集（4.1.4）上尤其麻烦：指令长度不定，回退多少字节不是常数，所以 x86 需要专门保存当前指令的起始地址。这是定长指令的又一个隐性好处。

中断的两个子类

子类能否被屏蔽走哪根线典型
可屏蔽中断能——CPU 关中断（IF=0）或设备被屏蔽时不响应INTR键盘、磁盘、打印机、时钟
不可屏蔽中断 NMI不能——任何情况下都响应NMI电源掉电、内存校验错、严重硬件故障

NMI 存在的理由是时间：掉电后靠电容供电只剩几毫秒，必须立刻保存现场，没有等待”开中断”的余地。所以它绕过 IF 这道总闸，直接进。

NMI 与可屏蔽中断走的是两根不同的物理引脚——这一点决定了它们的判优不在同一个队列里：NMI 的优先级永远高于任何可屏蔽中断，不需要参与排队。

完整分类表

事件异常（内中断，同步）故障重执行当前指令自陷执行下一条终止不返回中断（外中断，异步）可屏蔽中断（）不可屏蔽中断（）

中断（外中断）的返回位置只有一种：下一条指令。 因为它是在指令边界响应的，当前指令已经完整执行完了。

硬件与软件的分工

这张表在选择题里出现的频率极高，尤其是”下列哪些由硬件完成”这类问法。

阶段做什么谁做
检测每条指令末尾查中断请求线；执行中检查异常条件硬件
响应关中断、保存断点（PC）、保存 PSW、转入口地址硬件（中断隐指令）
保存现场保存通用寄存器软件（服务程序开头）
判断中断源确定是哪个设备 / 哪种异常硬件（向量方式）或软件（查询方式）
具体处理读扫描码、调页、打印错误……软件
恢复现场恢复通用寄存器软件
返回IRET 恢复 PC 和 PSW、开中断软件发起，硬件完成

分界线在”保存断点”与”保存现场”之间，这两个词只差一个字，含义完全不同：

断点 = PC + PSW，由硬件保存——不保存它，程序回不来 现场 = 通用寄存器，由软件保存——不保存它，程序回来了但数据乱了

为什么硬件不顺手把通用寄存器也存了？ 因为不知道要存多少。中断服务程序可能只用两个寄存器，全存 32 个是浪费；而且不同 ISA 的寄存器数量不同，硬件把这件事交给软件，正是 ISA 抽象的一部分（4.3.4 里 caller/callee-saved 的划分是同一个思路：让软件按需决定存哪些）。

与操作系统的接口

跨到 OS 那边，这套分类原样复用，只是关注点变了：

CO 关心OS 关心
硬件怎样夺走控制权夺走之后由哪段内核代码接手
断点保存在哪进程的上下文保存到 PCB 的哪个字段
故障要重执行重执行前要把缺的页调进来
自陷返回下一条系统调用号怎样分发到具体的服务例程

三个必须记住的对应：

  • 系统调用 = 自陷类异常（OS 1.3.3）
  • 缺页 = 故障类异常（OS 3.2.2）
  • 时钟中断 = 可屏蔽中断，它是进程调度得以发生的硬件基础（OS 2.1.3）——没有时钟中断，一个死循环的用户程序就能永久占住 CPU

最后这一条值得停一下：抢占式调度之所以可能，完全是因为有一个 CPU 无法拒绝的外部事件在定期打断它。 这是”中断”这个机制对操作系统最根本的贡献，比 I/O 通知重要得多。

边界

层次辨析：故障 / 自陷 / 终止

判据是返回到哪：

  • 故障 → 重新执行当前指令（缺页、除零）
  • 自陷 → 执行下一条（系统调用、断点）
  • 终止 → 不返回（硬件故障）

反推记法：三个子类就是”返回地址的三种可能”。

边界辨析：断点 / 现场

  • 断点 = PC + PSW，硬件在中断隐指令中保存
  • 现场 = 通用寄存器，软件在服务程序开头保存

高频选择题：“下列由硬件完成的是”——答关中断、保存断点、转入口地址，不含保存通用寄存器。

边界辨析：可屏蔽 / 不可屏蔽

  • 可屏蔽（INTR）：受 IF 和设备屏蔽位控制，可以被暂时挡住
  • 不可屏蔽（NMI）：任何情况下都响应，优先级最高，不参与排队

NMI 的理由是时间紧迫（掉电只剩几毫秒），不是”更重要”这种模糊说法。

边界辨析：自陷是异常，不是中断

系统调用由指令主动触发，内部、同步、可复现——三条判据全指向异常。

“主动触发”不构成把它算作中断的理由。中文里”软中断”这个叫法是历史遗留，容易误导。

对照速查

事件类别返回到
缺页异常 - 故障当前指令
除数为 0异常 - 故障当前指令
非法操作码异常 - 故障当前指令
系统调用异常 - 自陷下一条
断点 INT 3异常 - 自陷下一条
校验错 / 总线错异常 - 终止不返回
键盘、磁盘、时钟中断 - 可屏蔽下一条
掉电中断 - NMI一般不返回
由硬件完成由软件完成
检测、关中断保存现场（通用寄存器）
保存断点（PC、PSW）判断中断源（查询方式时）
转中断服务程序入口具体处理
判断中断源（向量方式时）恢复现场、发起 IRET

考点

  • 给事件判子类 + 返回位置：本节最稳定的题型，靠上面那张速查表。
  • “下列哪些由硬件完成”：答关中断、保存断点、送入口地址。保存通用寄存器是软件做的。
  • 故障与自陷的断点差异：故障存当前指令地址，自陷存下一条。
  • NMI 的特点：不可屏蔽、优先级最高、走独立引脚、用于掉电等紧急故障。
  • 系统调用的归类：异常中的自陷。
  • 时钟中断与抢占式调度的关系：跨科高频，见 OS 2.1.3。

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