第1章：预备知识

从“CPU 不执行 C++ 源码”开始

CPU 取指、译码、执行的是 machine instructions。C/C++ source 表达程序员意图，compiler 把它转换为特定 ISA 的 instructions，再由 linker 组织成 executable image；operating system loader 建立进程地址空间和线程上下文，CPU 才获得第一条可执行指令地址。

先预测 return 0; 在目标平台会修改哪个 return-value register，再让工具给出 evidence；不要把某次 x86-64 输出误写成所有 ABI 的语言规则。

1.1 工具介绍：Compiler Explorer

Compiler Explorer 把 source line 与 generated assembly 用颜色关联，可切换 compiler/version、optimization flags、target architecture，并查看 binary bytes 或直接运行程序。

int add(int left, int right) {
    return left + right;
}

同一函数至少比较 -O0 与 -O2：前者便于看 stack frame 和局部变量，后者展示 register allocation、dead-code elimination 与 inline 后的真实 optimized path。

工具输出不是语言规范

x86-64 SysV 常用 eax/rax 放整数 return value，但 Windows x64、ARM64 和不同类型有各自规则。实验记录必须包含 compiler、version、target、flags 和 source；否则 assembly screenshot 无法复现。

1.2 可执行文件保存了什么

compiler/linker 把 instructions、initialized data、symbols/relocations 与 metadata 组织到 executable。source 中硬编码的 plaintext secret 很可能直接出现在 binary data 中，删除 variable name 或 debug info 不会自动隐藏 value。

const char* password = "do-not-embed-secrets";

可用 strings/hex viewer 验证 binary 是否含 literal。真正 secret 应来自受控 runtime configuration/credential service，而不是依赖编译隐藏。

loader 建立虚拟地址空间

现代 OS 不要求把整个 executable 连续复制到一块 physical memory。loader 按 segment permissions 把 file-backed pages 映射进 process virtual address space；MMU/page tables 在访问时把 virtual addresses 转换到 physical frames。

code、data、BSS、heap 与 stack

functions 通常位于 executable code/text mapping；initialized globals 位于 data；zero/uninitialized globals 用 BSS 描述，文件不必存一大段零。heap 与 stack 是 runtime 可增长区域，局部变量、global、dynamic allocation 和 function address 因而相距很远。

int globalValue;
 
int main() {
    int localValue = 1;
    auto* heapValue = new int(2);
    delete heapValue;
}

地址实验只展示一次 process layout；ASLR 会改变绝对地址。应比较 region 和 mapping permissions，而不是背固定数值。

从 thread context 开始执行

OS scheduler 保存/恢复 thread context。x86-64 的 rip 指向下一条 instruction，rsp 指向当前 stack top；当 context 被恢复，CPU 从 rip 所在 virtual address fetch。

书中用 main 首地址解释入口很直观，但真实 native process 常先进入 runtime startup code，由它准备 arguments/runtime，再调用 main。教学模型与真实入口层次要区分。

1.3 汇编阅读：先追踪状态

不需要背完整 ISA。先把 instruction 翻译成“读哪个 register/memory、写哪个位置、哪些 flags 改变”。mov 搬运，add 做 read-modify-write，brackets 表示 dereference effective address。

QWORD PTR [rbp-8] 可读作：以 rbp-8 为 address，访问 8-byte object。它对应高级语言中基址加偏移后的 dereference，而不是“变量天生住在 rbp”。

push/pop 与 stack frame

在典型未优化 frame-pointer code 中，push rbp 保存 caller frame base 并移动 rsp，mov rbp,rsp 建立 current frame anchor；epilogue 恢复 rbp/rsp 并返回。

为什么简单加法仍有大量 memory traffic

-O0 为可调试性把 locals 频繁 spill 到 stack，一次 a += 2 可能包含多次 loads/stores；-O2 可把 a 保留 register，甚至 constant-fold。CPU 视角的重要洞察是 data movement 常比 arithmetic 更支配成本，但必须在 optimized representative code 上测量。

最小实验协议

1. 固定 source、compiler version、target ABI 与 flags。
2. 先预测 return register、memory regions 和 frame changes。
3. 对比 -O0/-O2，标出被删除、合并、inline 的 operations。
4. 用 binary/strings 检查 instructions 与 literals。
5. 用 debugger/maps 验证 addresses 所属 region，不背绝对地址。
6. 每条结论注明“language guarantee”或“implementation evidence”。

小结

• Compiler Explorer 用 source-linked assembly 比较 compiler/version/flags，但输出不是语言规范
• executable 保存 loadable instructions/data；hard-coded secret 可直接暴露在 binary
• loader 建立 process virtual memory，code/data/BSS/heap/stack 具有不同来源与 lifetime
• virtual address 空白不等于等量 physical memory 已占用，MMU/page tables 按需映射
• thread context 的 instruction pointer/stack pointer 让 scheduler 恢复执行
• 汇编先追踪 register/memory 状态；brackets 表示 indirect addressing
• push/pop frame 是常见未优化模型，优化可省略 frame、spill 或整个 call
• 所有实验同时保留 configuration 与 language/implementation 边界