序言

前段時間，我連續寫了十來篇CPU底層系列技術故事文章，有不少讀者私信我讓我寫一下CPU的暫存器。

暫存器這個太多太複雜，不適合寫故事，拖了很久，總算是寫完了，這篇文章就來詳細聊聊x86/x64架構的CPU中那些紛繁複雜的暫存器們。

長文預警，時速較快，請繫好安全帶～起飛~

自1946年馮·諾伊曼領導下誕生的世界上第一臺通用電子計算機ENIAC至今，計算機技術已經發展了七十多載。

從當初專用於數學計算的龐然大物，到後來大型機伺服器時代，從個人微機技術蓬勃發展，到網際網路浪潮席捲全球，再到移動網際網路、雲端計算日新月異的當下，計算機變的形態各異，無處不在。

這七十多年中，出現了數不清的程式語言，通過這些程式語言，又開發了無數的應用程式。

可無論什麼樣的應用程式，什麼樣的程式語言，最終的程式邏輯都是要交付給CPU去執行實現的（當然這裡有些不嚴謹，除了CPU，還有協處理器、GPU等等）。所以瞭解和學習CPU的原理都是對計算機基礎知識的夯實大有裨益。

在七十多年的漫長曆程中，也湧現了不少架構的CPU。

• MIPS
• PowerPC
• x86/x64
• IA64
• ARM
• ······

這篇文章就以市場應用最為廣泛的x86-x64架構為目標，通過學習瞭解它內部的100個暫存器功能作用，來串聯闡述CPU底層工作原理。

通過這篇文章，你將瞭解到：

• CPU指令執行原理
• 記憶體定址技術
• 軟體除錯技術原理
• 中斷與異常處理
• 系統呼叫
• CPU多工技術

什麼是暫存器？

暫存器是CPU內部用來存放資料的一些小型儲存區域，用來暫時存放參與運算的資料和運算結果以及一些CPU執行需要的資訊。

x86架構CPU走的是複雜指令集（CISC） 路線，提供了豐富的指令來實現強大的功能，與此同時也提供了大量暫存器來輔助功能實現。這篇文章將覆蓋下面這些暫存器：

• 通用暫存器
• 標誌暫存器
• 指令暫存器
• 段暫存器
• 控制暫存器
• 除錯暫存器
• 描述符暫存器
• 任務暫存器
• MSR暫存器

通用暫存器

首當其衝的是通用暫存器，這些的暫存器是程式執行程式碼最最常用，也最最基礎的暫存器，程式執行過程中，絕大部分時間都是在操作這些暫存器來實現指令功能。

所謂通用，即這些暫存器CPU沒有特殊的用途，交給應用程式“隨意”使用。注意，這個隨意，我打了引號，對於有些暫存器，CPU有一些潛規則，用的時候要注意。

• eax: 通常用來執行加法，函式呼叫的返回值一般也放在這裡面
• ebx: 資料存取
• ecx: 通常用來作為計數器，比如for迴圈
• edx: 讀寫I/O埠時，edx用來存放埠號
• esp: 棧頂指標，指向棧的頂部
• ebp: 棧底指標，指向棧的底部，通常用ebp+偏移量的形式來定位函式存放在棧中的區域性變數
• esi: 字串操作時，用於存放資料來源的地址
• edi: 字串操作時，用於存放目的地址的，和esi兩個經常搭配一起使用，執行字串的複製等操作

在x64架構中，上面的通用暫存器都擴充套件成為64位版本，名字也進行了升級。當然，為了相容32位模式程式，使用上面的名字仍然是可以訪問的，相當於訪問64位暫存器的低32位。

rax rbx rcx rdx rsp rbp rsi rdi

除了擴充套件原來存在的通用暫存器，x64架構還引入了8個新的通用暫存器：

r8-r15

在原來32位時代，函式呼叫時，那個時候通用暫存器少，引數絕大多數時候是通過執行緒的棧來進行傳遞（當然也有使用暫存器傳遞的，比如著名的C++ this指標使用ecx暫存器傳遞，不過能用的暫存器畢竟不多）。

進入x64時代，暫存器資源富裕了，引數傳遞絕大多數都是用暫存器來傳了。暫存器傳參的好處是速度快，減少了對記憶體的讀寫次數。

當然，具體使用棧還是用暫存器傳引數，這個不是程式語言決定的，而是編譯器在編譯生成CPU指令時決定的，如果編譯器非要在x64架構CPU上使用執行緒棧來傳參那也不是不行，這個對高階語言是無感知的。

標誌暫存器

標誌暫存器，裡面有眾多標記位，記錄了CPU執行指令過程中的一系列狀態，這些標誌大都由CPU自動設定和修改：

• CF 進位標誌
• PF 奇偶標誌
• ZF 零標誌
• SF 符號標誌
• OF 補碼溢位標誌
• TF 跟蹤標誌
• IF 中斷標誌
• ······

在x64架構下，原來的eflags暫存器升級為64位的rflags，不過其高32位並沒有新增什麼功能，保留為將來使用。

指令暫存器

eip: 指令暫存器可以說是CPU中最最重要的暫存器了，它指向了下一條要執行的指令所存放的地址，CPU的工作其實就是不斷取出它指向的指令，然後執行這條指令，同時指令暫存器繼續指向下面一條指令，如此不斷重複，這就是CPU工作的基本日常。

而在漏洞攻擊中，黑客想盡辦法費盡心機都想要修改指令暫存器的地址，從而能夠執行惡意程式碼。

同樣的，在x64架構下，32位的eip升級為64位的rip暫存器。

段暫存器

段暫存器與CPU的記憶體定址技術緊密相關。

早在16位的8086CPU時代，記憶體資源寶貴，CPU使用分段式記憶體定址技術：

16位的暫存器能定址的範圍是64KB，通過引入段的概念，將記憶體空間劃分為不同的區域：分段，通過段基址+段內偏移段方式來定址。

這樣一來，段的基地址儲存在哪裡呢？8086CPU專門設定了幾個段暫存器用來儲存段的基地址，這就是段暫存器段的由來。

段暫存器也是16位的。

段暫存器有下面6個，前面4個是早期16位模式就引入了，到了32位時代，又新增了fs和gs兩個段暫存器。

• cs: 程式碼段
• ds: 資料段
• ss: 棧段
• es: 擴充套件段
• fs: 資料段
• gs: 資料段

段暫存器裡面儲存的內容與CPU當前工作的記憶體定址模式緊密相關。

當CPU處於16位實地址模式下時，段暫存器儲存段的基地址，定址時，將段暫存器內容左移4位（乘以16）得到段基地址+段內偏移得到最終的地址。

當CPU工作於保護模式下，段暫存器儲存的內容不再是段基址了，此時的段暫存器中存放的是段選擇子，用來指示當前這個段暫存器“指向”的是哪個分段。

注意我這裡的指向打了引號，段暫存器中儲存的並不是記憶體段的直接地址，而是段選擇子，它的結構如下：

16個bit長度的段暫存器內容劃分了三個欄位：

• PRL: 特權請求級，就是我們常說的ring0-ring3四個特權級。
• TI: 0表示用的是全域性描述符表GDT，1表示使用的是區域性描述符表LDT。
• Index: 這是一個表格中表項的索引值，這個表格叫記憶體描述符表，它的每一個表項都描述了一個記憶體分段。

這裡提到了兩個表，全域性描述符表GDT和區域性描述符表LDT，關於這兩個表的介紹，下面介紹描述符暫存器時再詳述，這裡只需要知道，這是CPU支援分段式記憶體管理需要的表格，放在記憶體中，表格中的每一項都是一個描述符，記錄了一個記憶體分段的資訊。

保護模式下的段暫存器和段描述符到最後的記憶體分段，通過下圖的方式聯絡在一起：

通用暫存器、段暫存器、標誌暫存器、指令暫存器，這四組暫存器共同構成了一個基本的指令執行環境，一個執行緒的上下文也基本上就是這些暫存器，在執行執行緒切換的時候，就是修改它們的內容。

控制暫存器

控制暫存器是CPU中一組相當重要的暫存器，我們知道eflags暫存器記錄了當前執行執行緒的一系列關鍵資訊。

那CPU執行過程中自身的一些關鍵資訊儲存在哪裡呢？答案是控制暫存器！

32位CPU總共有cr0-cr4共5個控制暫存器，64位增加了cr8。他們各自有不同的功能，但都儲存了CPU工作時的重要資訊：

• cr0: 儲存了CPU控制標記和工作狀態
• cr1: 保留未使用
• cr2: 頁錯誤出現時儲存導致出錯的地址
• cr3: 儲存了當前程序的虛擬地址空間的重要資訊——頁目錄地址
• cr4: 也儲存了CPU工作相關以及當前人任務的一些資訊
• cr8: 64位新增擴充套件使用

其中，CR0尤其重要，它包含了太多重要的CPU資訊，值得單獨關注一下：

一些重要的標記位含義如下：

PG: 是否啟用記憶體分頁

AM: 是否啟用記憶體對齊自動檢查

WP: 是否開啟記憶體防寫，若開啟，對只讀頁面嘗試寫入時將觸發異常，這一機制常常被用來實現寫時複製功能

PE: 是否開啟保護模式

除了CR0，另一個值得關注的暫存器是CR3，它儲存了當前程序所使用的虛擬地址空間的頁目錄地址，可以說是整個虛擬地址翻譯中的頂級指揮棒，在程序空間切換的時候，CR3也將同步切換。

除錯暫存器

在x86/x64CPU內部，還有一組用於支援軟體除錯的暫存器。

除錯，對於我們程式設計師是家常便飯，必備技能。但你想過你的程式能夠被除錯背後的原理嗎？

程式能夠被除錯，關鍵在於能夠被中斷執行和恢復執行，被中斷的地方就是我們設定的斷點。那程式是如何能在遇到斷點的時候停下來呢？

對於一些解釋執行（PHP、Python、JavaScript）或虛擬機器執行（Java）的高階語言，這很容易辦到，因為它們的執行都在直譯器/虛擬機器的掌控之中。

而對於像C、C++這樣的“底層”程式語言，程式程式碼是直接編譯成CPU的機器指令來執行的，這就需要CPU來提供對於除錯的支援了。

對於通常的斷點，也就是程式執行到某個位置下就停下來，這種斷點實現的方式，在x86/x64上，是利用了一條軟中斷指令：int 3來進行實現的。

注意，這裡的int不是指高階語言裡面的整數，而是表示interrupt中斷的意思，是一條彙編指令，int 3則表示中斷向量號為3的中斷。

在我們使用偵錯程式下斷點時，偵錯程式將會把對應位置的原來的指令替換為一個int 3指令，機器碼為0xCC。這個動作對我們是透明的，我們在偵錯程式中看到的依然是原來的指令，但實際上記憶體中已經不是原來的指令了。

順便提一句，兩個0xCC是漢字【燙】的編碼，在一些編譯器裡，會給執行緒的棧中填充大量的0xCC，如果程式出錯的時候，我們經常會看到很多燙燙燙出現，就是這個原因。

言歸正傳，CPU在執行這條int 3指令時，將自動觸發中斷處理流程（雖然這實際上不是一個真正的中斷），CPU將取出IDTR暫存器指向的中斷描述符表IDT的第3項，執行裡面的中斷處理函式。

而這個中斷描述符表，早在作業系統啟動之初，就已經提前安排好了，所以執行這條指令後，作業系統的中斷處理函式將介入，來處理這一事件。

後面的過程就多了，簡單來說，作業系統會把觸發這一事件的程序凍結起來，隨後將這一事件傳送到偵錯程式，偵錯程式拿到之後就知道目標程序觸發斷點了。這個時候，咱們程式設計師就能通過偵錯程式的UI互動介面或者命令列除錯介面來除錯目標程序，檢視堆疊、檢視記憶體、變數都隨你。

如果我們要繼續執行，偵錯程式將會把之前修改的int 3指令給恢復回去，然後告知作業系統：我處理完了，把目標程序解凍吧！

上面簡單描述了一下普通斷點的實現原理。現在思考一個場景：我們發現一個bug，某個全域性整數型變數的值老是莫名其妙被修改，但你發現有很多執行緒，很多函式都有可能會去修改這個變數，你想找出到底誰幹的，怎麼辦？

這個時候上面的普通斷點就沒辦法了，你需要一種新的斷點：硬體斷點。

這時候就該本小節的主人公除錯暫存器登場表演了。

在x86架構CPU內部，提供了8個除錯暫存器DR0~DR7。

DR0~DR3：這是四個用於儲存地址的暫存器

DR4~DR5：這兩個有點特殊，受前面提到的CR4暫存器中的標誌位DE位控制，如果CR4的DE位是1，則DR4、DR5是不可訪問的，訪問將觸發異常。如果CR4的DE位是0，則DR4和DR5將會變成DR6和DR7的別名，相當於做了一個軟連結。這樣做是為了將DR4、DR5保留，以便將來擴充套件除錯功能時使用。

DR6：這個暫存器中儲存了硬體斷點觸發後的一些狀態資訊

DR7：除錯控制暫存器，這裡面記錄了對DR0-DR3這四個暫存器中儲存地址的中斷方式（是對地址的讀，還是寫，還是執行）、資料長度（1/2/4個位元組）以及作用範圍等資訊

通過偵錯程式的介面設定硬體斷點後，CPU在執行程式碼的過程中，如果滿足條件，將自動中斷下來。

回答前面提出的問題，想要找出是誰偷偷修改了全域性整形變數，只需要通過偵錯程式設定一個硬體寫入斷點即可。

描述符暫存器

所謂描述符，其實就是一個數據結構，用來記錄一些資訊，‘描述’一個東西。把很多個描述符排列在一起，組成一個表，就成了描述符表。再使用一個暫存器來指向這個表，這個暫存器就是描述符暫存器。

在x86/x64系列CPU中，有三個非常重要的描述符暫存器，它們分別儲存了三個地址，指向了三個非常重要的描述符表。

gdtr: 全域性描述符表暫存器，前面提到，CPU現在使用的是段+分頁結合的記憶體管理方式，那系統總共有那些分段呢？這就儲存在一個叫全域性描述符表（GDT）的表格中，並用gdtr暫存器指向這個表。這個表中的每一項都描述了一個記憶體段的資訊。

ldtr: 區域性描述符表暫存器，這個暫存器和上面的gdtr一樣，同樣指向的是一個段描述符表（LDT）。不同的是，GDT是全域性唯一，LDT是區域性使用的，可以建立多個，隨著任務段切換而切換（下文介紹任務暫存器會提到）。

GDT和LDT中的表項，就是段描述符，描述了一個記憶體分段的資訊，其結構如下：

一個表項佔據8個位元組（32位CPU），裡面儲存了一個記憶體分段的諸多資訊：基地址、大小、許可權、型別等資訊。

除了這兩個段描述符暫存器，還有一個非常重要的描述符暫存器：

idtr: 中斷描述符表暫存器，指向了中斷描述符表IDT，這個表的每一項都是一箇中斷處理描述符，當CPU執行過程中發生了硬中斷、異常、軟中斷時，將自動從這個表中定位對應的表項，裡面記錄了發生中斷、異常時該去哪裡執行處理函式。

IDT中的表項稱為Gate，中文意思為門，因為這是應用程式進入核心的主要入口。雖然表的名字叫中斷描述符表，但表中儲存的不全是中斷描述符，IDT中的表項存在三種類型，對應三種類型的門：

• 任務門
• 陷阱門
• 中斷門

三種描述符中都儲存了處理這個中斷/異常/任務時該去哪裡處理的地址。三種門用途不一，其中中斷門是真正意義上的中斷，而像前面提到的除錯指令int 3以及老式的系統呼叫指令int 2e/int 80都屬於陷阱門。任務門則用的較少，要了解任務門，先了解下任務暫存器。

任務暫存器

現代作業系統，都是支援多工併發執行的，x86架構CPU為了順應時代潮流，在硬體層面上提供了專門的機制用來支援多工的切換，這體現在兩個方面：

• CPU內部設定了一個專用的暫存器——任務暫存器TR，它指向當前執行的任務。

 

 

• 定義了描述任務的資料結構TSS，裡面儲存了一個任務的上下文（一系列暫存器的值），下圖是一個32位CPU的TSS結構圖：
• 

   

   

x86CPU的構想是每一個任務對應一個TSS，然後由TR暫存器指向當前的任務，執行任務切換時，修改TR暫存器的指向即可，這是硬體層面的多工切換機制。

這個構想其實還是很不錯的，然而現實卻打了臉，包括Linux和Windows在內的主流作業系統都沒有使用這個機制來進行執行緒切換，而是自己使用軟體來實現多執行緒切換。

所以，絕大多數情況下，TR暫存器都是指向固定的，即便執行緒切換了，TR暫存器仍然不會變化。

注意，我這裡說的的是絕大多數情況，而沒有說死。雖然作業系統不依靠TSS來實現多工切換，但這並不意味著CPU提供的TSS作業系統一點也沒有使用。還是存在一些特殊情況，如一些異常處理會使用到TSS來執行處理。

下面這張圖，展示了控制暫存器、描述符暫存器、任務暫存器構成的全貌：

模型特定暫存器

從80486之後的x86架構CPU，內部增加了一組新的暫存器，統稱為MSR暫存器，中文直譯是模型特定暫存器，意思是這些暫存器不像上面列出的暫存器是固定的，這些暫存器可能隨著不同的版本有所變化。這些暫存器主要用來支援一些新的功能。

隨著x86CPU不斷更新換代，MSR暫存器變的越來越多，但與此同時，有一部分MSR暫存器隨著版本迭代，慢慢固化下來，成為了變化中那部分不變的，這部分MSR暫存器，Intel將其稱為Architected MSR，這部分MSR暫存器，在命名上，統一加上了IA32的字首。

這裡選取三個代表性的MSR簡單介紹一下：

• IA32_SYSENTER_CS
• IA32_SYSENTER_ESP
• IA32_SYSENTER_EIP

這三個MSR暫存器是用來實現快速系統呼叫。

在早期的x86架構CPU上，系統呼叫依賴於軟中斷實現，類似於前面除錯用到的int 3指令，在Windows上，系統呼叫用到的是int 2e，在Linux上，用的是int 80。

軟中斷畢竟還是比較慢的，因為執行軟中斷就需要記憶體查表，通過IDTR定位到IDT，再取出函式進行執行。

系統呼叫是一個頻繁觸發的動作，如此這般勢必對效能有所影響。在進入奔騰時代後，就加上了上面的三個MSR暫存器，分別儲存了執行系統呼叫後，核心系統呼叫入口函式所需要的段暫存器、堆疊棧頂、函式地址，不再需要記憶體查表。快速系統呼叫還提供了專門的CPU指令sysenter/sysexit用來發起系統呼叫和退出系統呼叫。

在64位上，這一對指令升級為syscall/sysret。

總結

以上就是全部要介紹的暫存器了，需要說明一下的是，這並不是x86CPU全部所有的暫存器，除了這些，還存在XMM、MMX、FPU浮點數運算等其他暫存器。

這篇文章以x86/x64架構CPU為目標，通過對CPU內部暫存器的闡述，串講了CPU執行程式碼機制、記憶體定址技術、中斷與異常處理、多工管理、系統呼叫、除錯原理等多種計算機底層知識。

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