圖解CPU執行一段程式
程式執行
從打印出 Hello World 開始，程式如何執行起來，大家都很清楚。那麼底層如何執行的呢，讓我們一探究竟。
long main(){
long a = 1;
long b = 2;
return a + b;
}
來一段 C 語言作為例子， gcc -S 生成彙編程式碼，簡化如下。
pushq %rbp movq %rsp, %rbp movq $1, -8(%rbp) movq $2, -16(%rbp) movq -16(%rbp), %rax movq -8(%rbp), %rdx addq %rdx, %rax popq %rbp ret
有點暈，讓我們補個知識。在所有 cpu 體系架構中，每個暫存器通常都是有建議的使用方法的，而編譯器也通常依照CPU架構的建議來使用這些暫存器，因而我們可以認為這些建議是編譯器都遵守的。
- %rax 通常用於儲存函式呼叫的返回結果，同時也用於乘法和除法指令中。在imul 指令中，兩個64位的乘法最多會產生128位的結果，需要 %rax 與 %rdx 共同儲存乘法結果，在div 指令中被除數是128 位的，同樣需要%rax 與 %rdx 共同儲存被除數。
- %rsp 是堆疊指標暫存器，通常會指向棧頂位置，堆疊的 pop 和push 操作就是通過改變 %rsp 的值即移動堆疊指標的位置來實現的。
- %rbp 是棧幀指標，用於標識當前棧幀的起始位置
- %rdi, %rsi, %rdx, %rcx,%r8, %r9 六個暫存器用於儲存函式呼叫時的6個引數（如果有6個或6個以上引數的話）。
- 被標識為 “miscellaneous registers” 的暫存器，屬於通用性更為廣泛的暫存器，編譯器或彙編程式可以根據需要儲存任何資料。
這裡還要區分一下 “Caller Save” 和 ”Callee Save” 暫存器，即暫存器的值是由”呼叫者儲存“ 還是由 ”被呼叫者儲存“。當產生函式呼叫時，子函式內通常也會使用到通用暫存器，那麼這些暫存器中之前儲存的呼叫者(父函式）的值就會被覆蓋。為了避免資料覆蓋而導致從子函式返回時暫存器中的資料不可恢復，CPU 體系結構中就規定了通用暫存器的儲存方式。
如果一個暫存器被標識為”Caller Save”， 那麼在進行子函式呼叫前，就需要由呼叫者提前儲存好這些暫存器的值，儲存方法通常是把暫存器的值壓入堆疊中，呼叫者儲存完成後，在被呼叫者（子函式）中就可以隨意覆蓋這些暫存器的值了。如果一個寄存被標識為“Callee Save”，那麼在函式呼叫時，呼叫者就不必儲存這些暫存器的值而直接進行子函式呼叫，進入子函式後，子函式在覆蓋這些暫存器之前，需要先儲存這些暫存器的值，即這些暫存器的值是由被呼叫者來儲存和恢復的。
看了這些文件介紹，回想下 圖解CPU為何要亂序執行。CPU 執行單元並沒有函式概念，只要指令和取值都準備好了，就可以執行。不過我們寫程式一般都是一段程式（比如一個函式），外加資訊作為上下文。翻譯成指令，那肯定茫茫多，因此作業系統為了更好管理，設計了 Frame 用來封裝一段相關聯的程式碼。那麼現在執行邏輯抽象如下。
程式執行模擬棧呼叫，我們結合圖在看看剛才程式碼。
- 先把當前幀的資訊儲存起來， pushq %rbp
- 接著把要執行的幀賦給 %rpb， movq %rsp, %rbp
- 處理引數，先把引數讀取入棧，然後再賦值給暫存器
- 取存和指令都滿足了，那麼就可以執行
- 把返回結果放入暫存器 %rax，和上一步可以一起完成， addq %rdx, %rax
- 執行完畢，把原來的棧資訊取出，再放入 %rpb， popq %rbp
- 最後 ret 指令相當於 popq %rip，指向下一條指令
從棧呼叫來看，結合棧地址是從高到低，棧內參數位數對齊，緊密排布，那麼相對的偏移量也是固定的。因此直接通過 %rbp 執行偏移取值，就可以完成變數的處理，因此我們也可以得出一個抽象棧內分佈圖如下。
總結
棧執行主要看 %rbp 指向誰，而 %rbp 又是通過 %rsp 賦值的，因此只要我們想辦法把 %rsp 切換了就相當於換了執行單元的上下文環境。現在協程很流行，按照這個思路，大家是不是可以構思一下協程如何實現了~