指令寄存器（InstructionRegister，IR）放置取到的指令。指令中包括肯定处理器要履行的操作位，处理器解释指令并履行对应的操作。大体上，这些操作可分为4类：
处理器-存储器：数据可以从处理器传送到存储器，或从存储器传送到处理器。
处理器-I/O：通过处理器和I/O模块间的数据传送，数据可以输出到外部装备，或从外部装备输入数据
数据处理：处理器可以履行很多与数据相干的算术操作或逻辑操作。
控制：某些指令可以改变履行顺序。例如，处理器从地址为149的存储单元中取出1条指令，该指令指定下1条指令应当从地址为182的存储单元中取，这样处理器要把程序计数器设置为182.因此，在下1个取址阶段中，将从地址为182的存储单元而不是地址为150的存储单元中取指令。
假定有1台机用具备图1.3中列出的所有特点，处理器包括1个称为累加器（AC）的数据寄存器，所有指令和数据长度均为16位，使用16位的单元或字来组织存储器。指令格式中有4位操作码，因此最多有16种不同的操作码（由1位106进制数字表示），操作码定义了处理器要履行的操作。通过指令格式的余下12位，可以直接访问的存储器大小为4096（4k）个字（用3位106进制数表示）。
图1.4描写了程序的部份履行进程，显示了存储器和处理器的寄存器的相干部份。给出的程序片断把地址为940的存储单元中的内容与地址为941的存储单元的内容相加，并将结果保存在后1个单元中。这需要3条指令，可用3个取址阶段和3个履行阶段描写：
PC中包括第1条指令的地址为300，该指令内容（值为106进制数1940）被送入指令寄存器IR中，PC增1。注意，此处理进程使用了存储器地址寄存器MAR和存储器缓存寄存器MBR。为简单起见，这些中间寄存器没有显示。
IR中最初的4位（第1个106进制数）表示需要加载AC,剩下的12位（后3个106进制数）表示地址为940.
从地址为301的存储单元中取下1个指令（5941），PC增1
AC中之前的内容和地址为941的存储单元中的内容相加，结果保存在AC中
从地址为302的存储单元取下1条指令（2941），PC增1
AC中的内容被存储在指令941的存储单元中。
I/O模块可以直接与处理器交换数据。正如处理器可以通过指定存储单元的地址来启动对存储器的读和写1样，处理器也能够从I/O模块中读取数据或向I/O模块写入数据。
在某些情况下，允许I/O模块直接与内存产生数据交换，以减轻在完成I/O任务进程中的处理器负担。此时，处理器允许I/O模块具有从存储器中读或向存储器中写的特权，这样I/O模块与存储器之间的数据传送无需通过处理器完成。I/O模块对存储器发出读或写的命令，而免去了处理器负责数据交换的任务，这个操作称为直接内存存取（Direct Memory Access，DMA）.
所有计算机都提供允许其他模块（I/O、存储器）中断处理器正常处理进程的机制。图表1.1列出最多见的中断种别。
这里给出个实例，假定1个1GHzCPU的PC机，大约每秒履行10亿条指令。1个典型的硬盘的速度是7200转/分，这样大约旋转半转的时间是4ms，处理比这要快4百万倍。
图1.5a显示了这类事件状态。用户程序在处理进程中交织着履行1系列WRITE调用。竖实线表示程序代码段，代码段1、2和3表示不触及I/O指令序列。WRITE调用要履行1个I/O程序，此I/O程序是1个系统工具程序，由它履行真实的I/O操作。此I/O程序由3部份组成：
图中标记为4的指令序列用于为实际的I/O操作做准备。这包括赋值将要输出到特定缓存区的数据，为装备命令准备参数。
实际的I/O指令。如果不使用中断，当履行此命令时，程序必须等待I/O装备履行要求的函数（或周期性地检查I/O装备的状态或轮询I/O装备）。程序可能通过简单地重复履行1个操作的方式进行等待，以肯定I/O操作是不是完成
图中标5的指令序列，用于完成操作。包括设置1个表示操作成功或失败的标记。
虚线代表处理器履行的路径；也就是说，这条线显示了指令履行的顺序。当遇到第1条WRITE指令以后，用户程序被中断，I/O程序开始履行。在I/O程序履行完成以后，WRITE指令以后的用户程序立即恢复履行。
处理器可以在I/O操作的履行进程中履行其他指令。斟酌图1.5b所示控制流，用户程序到达系统调用WRITE处，但触及的I/O程序仅包括准备代码和真实的I/O命令。在履行完指令后，控制返回到用户程序。在这期间，外部装备从计算机存储器接收数据并打印。这类I/O操作和用户程序中指令的履行是并发的。
当外部装备准备好从处理器接收更多的数据时，该外部装备的I/O模块给处理器发送1个中断要求信号。这时候处理器做出响应，暂停当前程序，转去处理服务于特定I/O装备的程序，这个程序称作中断处理程序。在对该装备的服务响应完成后，处理器恢复本来的履行。图1.5b中“X”表示产生中断的点。PS：中断可以在主程序中的任何位置产生，而不是在1条特定的指令处。
从用户程序的角度看，中断打断了正常履行的序列。当中断处理完后，在恢复履行（见图1.6）。用户程序其实不需要为中断添加任何特殊的代码，处理器和操作系统负责挂起用户程序，然后在同1个地方恢复履行。
为适应中断产生的情况，在指令周期中要增加1个中断阶段，如图1.7所示（与图1.2对比）。
在中断阶段中，处理器检查是不是有中断产生，即检查是不是出现中断信号。如果没有中断，处理器继续运行，并在取指周期取当前程序的下1条指令；如果有中断，处理器挂起当前程序的履行，并履行1个中断处理程序。这个中断程序通常是操作系统的1部份，它肯定中断的性质，并履行所需要的操作。
为进1步理解在效力上的提高，图1.8，它是关于图1.5a和图1.5b中控制流的时序图。图1.5b和图1.8假定I/O操作的时间相当短，小于用户程序中写操作之间完成指令的时间。2更典型的情况是，特别是对照较慢的装备如打印机来讲，I/O操作比履行1系列用户指令的时间要长的多，图1.5c显示了这类时间状态。这类情况，用户程序在由第1次调用产生的I/O操作完成之前，就到达了第2次WRITE调用。如果使用户在这1点挂起，当前面的I/O操作完成后，才能继续新的WRITE调用，也才能开始1次新的I/O操作。图1.9给出了在这类情况下使用中断和不使用中断的时序图，可以看到I/O操作在未完成时与用户指令的履行有所堆叠。
中断激活了很多事件，包括处理器硬件中的事件和软件中的事件。图1.10显示经典型的序列，当I/O装备完成1次I/O操作时，产生以下硬件事件：
装备给处理器发出1个中断信号
处理器在响应中断前结束当前指令的履行，如图1.7
处理器对中断进行测定，肯定存在未响应的中断，并给提交中断的装备发送确认信号，确认信号允许该装备取消它的中断信号
处理器需要为把控制权转移到中断程序中去做准备。首先，需要保存从中断点恢复当前程序所需要的程序，要求的最少信息包括程序状态字（PSW）和保存在程序中的程序计数器中的下1条要履行的指令地址（PC），它们被压入系统控制栈中。
处理器把响应此中断的中断处理程序入口地址装入程序计数器中。可以针对每类中断有1个中断处理程序，也能够针对每一个装备和每类中断各有1个中断处理程序，这取决于计算机系统结构和操作系统设计。如果有多个中断处理程序，处理器就必须决定调用哪个，这个信息可能已包括在最初的中断信号中，否则处理器必须给发中断的装备发送要求，以获得含有所需信息的响应。
1旦完成程序计数器的装入，处理器则继续到下1个指令周期，该指令周期也是从取指开始。由于取指是由于程序计数器的内容决定的，因此控制被转移到中断处理程序，该程序的履行引发1下操作：
与被中断程序相干的程序计数器和PSW被保存到系统栈中，另外，还有1些其他信息被当作正在履行程序的状态的1部份。特别需要保存处理器寄存器的内容，由于中断处理程序可能会用到这些寄存器，因此所有这些值和任何其他的状态信息都需要保存。在典型情况下，中断处理程序1开始就在栈中保存所有寄存器内容。图1.11a给出了1个简单的例子。在这个例子中，用户程序在履行地址为N的存储单元中的指令以后被中断，所有寄存器的内容和下1条指令的地址（N+1）,1共M个字，被压入控制栈中。栈指针被更新指向新的栈顶，程序计数器被更新指向中断服务程序的开始。
中断处理程序现在可以开始处理中断，其中包括检查与I/O操作相干的状态信息或其他引发中断的事件，还可能包括I/O装备发送附加命令或应对。
当中断处理结束后，被保存的寄存器值从栈中释放并恢复到寄存器中，如图1.11b
最后的操作时从栈中恢复PSW和程序计数器的值，其结果是下1条要履行的指令来自前面被中断的程序。
保存被中断程序的所有状态信息并在以后恢复这些信息，非常重要，由于中断其实不是程序调用的历程，它可以在任什么时候候产生，可以在用户程序履行进程中的任何1点上产生，它的产生是不可预测的。
处理多个中断有两种方法。第1种方法是当正在处理1个中断时，制止再产生中断。制止中断的意思是处理器将对任何新的中断要求信号不予理会。如果在这期间产生了中断，通常中断保持挂起，当处理器再次允许中断时，再由处理器检查。因此，当用户程序正在履行并且有1个中断产生时，立即制止中断；当中断处理程序完成后，在恢复用户程序之前再允许中断，并且由处理器检查是不是还有中断产生。这类方法所有中断都严格按顺序处理（图1.12a）。
这类方法的缺点是没有斟酌相对优先级和时间限制的要求。例如，当来自通讯线的输入到达时，可能需要快速接收，以便为更多的输入让出空间。如果在第2批输入到达时第1批还没有处理完，就有可能由于装备的缓冲区装满或溢出2丢失数据。
第2种方法是定义中断优先级，允许高优先级的中断打断低优先级的中断处理程序的运行（图1.12b）。例如，假定1个系统有3个I/O装备：打印机、磁盘和通讯线，优先级顺次为2、4和5，图1.13给出了可能的顺序[TANE06]。用户程序在t=0时开始，在t=10时产生1个打印机中断；用户信息被放置到系统栈中并开始履行打印机中断服务例程（Iterrrupt
Service Routine，IRS）；当这个例程仍在履行时，t=15时产生了1个通讯中断，由于通讯线的优先级高于打印机，必须处理这个中断，打印机ISR被打断，其状态被压入栈中，并开始履行通讯IRS；当这个程序正在履行时，又产生了1个磁盘中断（t=20），由于这个中断的优先级比较低，它被挂起，通讯ISR运行直到结束。
当通讯ISR完成后（t=25），恢复之前关于履行打印机ISR的处理状态。但是，在履行这个例程中的任何1条指令前，处理器必须完成高优先级的磁盘中断，这样控制权转移给磁盘ISR。只有当这个例程也完成时（t=35），才恢复打印机ISR。当打印机ISR完成时（t=40），控制终究返回到用户程序。
假定处理器履行两道程序。1道程序从存储器中读数据并放入外部装备中，另外一道是包括大量计算的利用程序。处理器开始履行输出程序，给外部装备发送1个写命令，接着开始履行其他利用程序。当处理器处理很多程序时，履行顺序取决于它们的相对优先级和它们是不是在等待I/O。当1个程序被中断时，控制权转移给中断处理程序，1旦中断处理程序完成，控制权可能其实不立即返回到用户程序，而可能转移到其他待运行的具有高优先级的程序。终究，当本来被中断的用户程序变成最高的优先级时，它将被重新恢复履行。这类多道程序轮番履行的概念称作多道程序设计。
计算机存储器的设计目的可以归纳成3个问题：多大的容量？多快的速度？多贵的价格？“多大的容量”的问题从某种意义上来讲是无止境的，存储器有多大的容量，便可能开发出相应的利用程序使用它。“多快的速度”的问题相对易于回答，为到达最好的性能，存储器的速度必须能够跟得上处理器的速度。当处理器正在履行指令时，我们不希望它会由于等待指令或操作数而暂停。最后1个问题，对1个实际的计算机系统，存储器的价格与计算机其他部件的价格相比应当是公道的。
在任什么时候候，实现存储器系统会用到各种各样的技术，但各种技术之间常常存在着以下关系：
存取时间越快，每个“位”的价格越高。
容量越大，每个“位”的价格越低。
容量越大，存取速度越慢。
设计者面临的困难时很明显的，由于需求是较大的容量和每个“位”较低的价格，因此设计者通常希望使用能够提供大容量存储的存储器技术。但是为满足性能要求，又需要使用昂贵的、容量相对照较小而具有快速存取时间的存储器。
解决这个困难的方法是，不依赖于单1的存储组件或技术，而是使用存储器的层次结构。1种典型的层次结构如图1.14所示：
当沿着这个层次结构从上往下看，会得到以下情况：
每个“位”的价格递减
容量递增
存取时间递增
处理器访问存储器的频率递减
因此，容量较大、价格较便宜的慢速存储器是容量较小、价格较贵的快速存储器的后备。这类存储器的层次结构能够成功的关键在于低层访问频率递减。
假定处理器存取两级存储器，第1级存储器的容量为1000个字节，存取时间为0.1μs；第2级存储器包括100000个字节，存取时间为1μs。假设需要存取第1级存储器中的1个字节，则处理器可以直接存取此字节；如果这个字节位于第2级存储器，则此字节首先需要转移到第1级存储器中，然后再由处理器存取。为简单起见，我们疏忽了处理器用于肯定这个字节是在第1级存储器还是在第2级存储器所需时间。如图1.15给出反应这类模型的1般曲线模型。
此图表示了2级存储器的平均存取时间是命中率H的函数，H定义为对较快存储器（如高速缓存）的访问次数与对所有存储器的访问次数的比值，T1是访问第1级存储器的存取时间，T2是访问第2级存储器的存取时间。可以发现，当第1级存储器的存取次数所占比例较高时，总的平均存取时间更接近于第1存储器的存取时间而不是第2级存储器的存取时间。
例如，假定有95%的存储器存取（H=0.95）产生在高速缓存中，则访问1个字节的平均存取时间可表示为：
此结果非常接近于快速存储器的存取时间。因此仅当条件a）到d）使用时，原则上可以实现该策略。通过使用各种技术手段，现有的存储器系统满足条件a）到c），而且条件d）通常也是有效的。
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