一口气看完45个寄存器，CPU核心技术大揭秘
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头图 | CSDN 下载自东方IC
序言
MIPS PowerPC x86/x64 IA64 ARM ······
CPU指令执行原理 内存寻址技术 软件调试技术原理 中断与异常处理 系统调用 CPU多任务技术
什么是寄存器？
通用寄存器 标志寄存器 指令寄存器 段寄存器 控制寄存器 调试寄存器 描述符寄存器 任务寄存器 MSR寄存器
通用寄存器
eax: 通常用来执行加法，函数调用的返回值一般也放在这里面 ebx: 数据存取 ecx: 通常用来作为计数器，比如for循环 edx: 读写I/O端口时，edx用来存放端口号 esp: 栈顶指针，指向栈的顶部 ebp: 栈底指针，指向栈的底部，通常用ebp+偏移量的形式来定位函数存放在栈中的局部变量 esi: 字符串操作时，用于存放数据源的地址 edi: 字符串操作时，用于存放目的地址的，和esi两个经常搭配一起使用，执行字符串的复制等操作
rax rbx rcx rdx rsp rbp rsi rdi
除了扩展原来存在的通用寄存器，x64架构还引入了8个新的通用寄存器：
r8-r15
在原来32位时代，函数调用时，那个时候通用寄存器少，参数绝大多数时候是通过线程的栈来进行传递（当然也有使用寄存器传递的，比如著名的C++ this指针使用 ecx 寄存器传递，不过能用的寄存器毕竟不多）。
进入x64时代，寄存器资源富裕了，参数传递绝大多数都是用寄存器来传了。寄存器传参的好处是速度快，减少了对内存的读写次数。
当然，具体使用栈还是用寄存器传参数，这个不是编程语言决定的，而是编译器在编译生成 CPU 指令时决定的，如果编译器非要在 x64 架构 CPU 上使用线程栈来传参那也不是不行，这个对高级语言是无感知的。
标志寄存器
标志寄存器，里面有众多标记位，记录了 CPU 执行指令过程中的一系列状态，这些标志大都由 CPU 自动设置和修改：
CF 进位标志 PF 奇偶标志 ZF 零标志 SF 符号标志 OF 补码溢出标志 TF 跟踪标志 IF 中断标志 ······
在 x64 架构下，原来的 eflags 寄存器升级为64位的 rflags，不过其高32位并没有新增什么功能，保留为将来使用。
指令寄存器
eip: 指令寄存器可以说是CPU中最最重要的寄存器了，它指向了下一条要执行的指令所存放的地址，CPU的工作其实就是不断取出它指向的指令，然后执行这条指令，同时指令寄存器继续指向下面一条指令，如此不断重复，这就是CPU工作的基本日常。
而在漏洞攻击中，黑客想尽办法费尽心机都想要修改指令寄存器的地址，从而能够执行恶意代码。
同样的，在 x64 架构下，32位的 eip 升级为64位的 rip 寄存器。
段寄存器
段寄存器与 CPU 的内存寻址技术紧密相关。
早在16位的8086 CPU 时代，内存资源宝贵，CPU 使用分段式内存寻址技术：
cs: 代码段 ds: 数据段 ss: 栈段 es: 扩展段 fs: 数据段 gs: 数据段
16个 bit 长度的段寄存器内容划分了三个字段：
PRL: 特权请求级，就是我们常说的ring0-ring3四个特权级。 TI: 0表示用的是全局描述符表GDT，1表示使用的是局部描述符表LDT。 Index: 这是一个表格中表项的索引值，这个表格叫内存描述符表，它的每一个表项都描述了一个内存分段。
这里提到了两个表，全局描述符表 GDT 和局部描述符表 LDT，关于这两个表的介绍，下面介绍描述符寄存器时再详述，这里只需要知道，这是 CPU 支持分段式内存管理需要的表格，放在内存中，表格中的每一项都是一个描述符，记录了一个内存分段的信息。
保护模式下的段寄存器和段描述符到最后的内存分段，通过下图的方式联系在一起：
通用寄存器、段寄存器、标志寄存器、指令寄存器，这四组寄存器共同构成了一个基本的指令执行环境，一个线程的上下文也基本上就是这些寄存器，在执行线程切换的时候，就是修改它们的内容。
控制寄存器
控制寄存器是 CPU 中一组相当重要的寄存器，我们知道 eflags 寄存器记录了当前运行线程的一系列关键信息。
那 CPU 运行过程中自身的一些关键信息保存在哪里呢？答案是控制寄存器！
32位 CPU 总共有cr0-cr4共5个控制寄存器，64位增加了 cr8。他们各自有不同的功能，但都存储了 CPU 工作时的重要信息：
cr0: 存储了CPU控制标记和工作状态 cr1: 保留未使用 cr2: 页错误出现时保存导致出错的地址 cr3: 存储了当前进程的虚拟地址空间的重要信息——页目录地址 cr4: 也存储了CPU工作相关以及当前人任务的一些信息 cr8: 64位新增扩展使用
其中，CR0 尤其重要，它包含了太多重要的 CPU 信息，值得单独关注一下：
一些重要的标记位含义如下：
PG: 是否启用内存分页
AM: 是否启用内存对齐自动检查
WP: 是否开启内存写保护，若开启，对只读页面尝试写入时将触发异常，这一机制常常被用来实现写时复制功能
PE: 是否开启保护模式
除了 CR0，另一个值得关注的寄存器是 CR3，它保存了当前进程所使用的虚拟地址空间的页目录地址，可以说是整个虚拟地址翻译中的顶级指挥棒，在进程空间切换的时候，CR3 也将同步切换。
调试寄存器
在x86/x64 CPU 内部，还有一组用于支持软件调试的寄存器。
调试，对于我们程序员是家常便饭，必备技能。但你想过你的程序能够被调试背后的原理吗？
程序能够被调试，关键在于能够被中断执行和恢复执行，被中断的地方就是我们设置的断点。那程序是如何能在遇到断点的时候停下来呢？
对于一些解释执行（PHP、Python、JavaScript）或虚拟机执行（Java）的高级语言，这很容易办到，因为它们的执行都在解释器/虚拟机的掌控之中。
而对于像C、C++这样的“底层”编程语言，程序代码是直接编译成CPU的机器指令来执行的，这就需要 CPU 来提供对于调试的支持了。
对于通常的断点，也就是程序执行到某个位置下就停下来，这种断点实现的方式，在x86/x64上，是利用了一条软中断指令：int 3来进行实现的。
注意，这里的 int 不是指高级语言里面的整数，而是表示 interrupt 中断的意思，是一条汇编指令，int 3则表示中断向量号为3的中断。
在我们使用调试器下断点时，调试器将会把对应位置的原来的指令替换为一个 int 3 指令，机器码为 0xCC。这个动作对我们是透明的，我们在调试器中看到的依然是原来的指令，但实际上内存中已经不是原来的指令了。
顺便提一句，两个 0xCC 是汉字【烫】的编码，在一些编译器里，会给线程的栈中填充大量的 0xCC，如果程序出错的时候，我们经常会看到很多烫烫烫出现，就是这个原因。
言归正传，CPU在执行这条int 3指令时，将自动触发中断处理流程（虽然这实际上不是一个真正的中断），CPU将取出IDTR寄存器指向的中断描述符表IDT的第3项，执行里面的中断处理函数。
而这个中断描述符表，早在操作系统启动之初，就已经提前安排好了，所以执行这条指令后，操作系统的中断处理函数将介入，来处理这一事件。
后面的过程就多了，简单来说，操作系统会把触发这一事件的进程冻结起来，随后将这一事件发送到调试器，调试器拿到之后就知道目标进程触发断点了。这个时候，咱们程序员就能通过调试器的UI交互界面或者命令行调试接口来调试目标进程，查看堆栈、查看内存、变量都随你。
如果我们要继续运行，调试器将会把之前修改的int 3指令给恢复回去，然后告知操作系统：我处理完了，把目标进程解冻吧！
上面简单描述了一下普通断点的实现原理。现在思考一个场景：我们发现一个bug，某个全局整数型变量的值老是莫名其妙被修改，但你发现有很多线程，很多函数都有可能会去修改这个变量，你想找出到底谁干的，怎么办？
这个时候上面的普通断点就没办法了，你需要一种新的断点：硬件断点。
这时候就该本小节的主人公调试寄存器登场表演了。
在x86架构CPU内部，提供了8个调试寄存器DR0~DR7。
DR0~DR3：这是四个用于存储地址的寄存器
DR4~DR5：这两个有点特殊，受前面提到的CR4寄存器中的标志位DE位控制，如果CR4的DE位是1，则DR4、DR5是不可访问的，访问将触发异常。如果CR4的DE位是0，则DR4和DR5将会变成DR6和DR7的别名，相当于做了一个软链接。这样做是为了将DR4、DR5保留，以便将来扩展调试功能时使用。
DR6：这个寄存器中存储了硬件断点触发后的一些状态信息
DR7：调试控制寄存器，这里面记录了对DR0-DR3这四个寄存器中存储地址的中断方式（是对地址的读，还是写，还是执行）、数据长度（1/2/4个字节）以及作用范围等信息
通过调试器的接口设置硬件断点后，CPU在执行代码的过程中，如果满足条件，将自动中断下来。
回答前面提出的问题，想要找出是谁偷偷修改了全局整形变量，只需要通过调试器设置一个硬件写入断点即可。
描述符寄存器
所谓描述符，其实就是一个数据结构，用来记录一些信息，‘描述’一个东西。把很多个描述符排列在一起，组成一个表，就成了描述符表。再使用一个寄存器来指向这个表，这个寄存器就是描述符寄存器。
在x86/x64系列CPU中，有三个非常重要的描述符寄存器，它们分别存储了三个地址，指向了三个非常重要的描述符表。
gdtr: 全局描述符表寄存器，前面提到，CPU现在使用的是段+分页结合的内存管理方式，那系统总共有那些分段呢？这就存储在一个叫全局描述符表（GDT）的表格中，并用gdtr寄存器指向这个表。这个表中的每一项都描述了一个内存段的信息。
ldtr: 局部描述符表寄存器，这个寄存器和上面的gdtr一样，同样指向的是一个段描述符表（LDT）。不同的是，GDT是全局唯一，LDT是局部使用的，可以创建多个，随着任务段切换而切换（下文介绍任务寄存器会提到）。
GDT和LDT中的表项，就是段描述符，描述了一个内存分段的信息，其结构如下：
一个表项占据8个字节（32位CPU），里面存储了一个内存分段的诸多信息：基地址、大小、权限、类型等信息。
除了这两个段描述符寄存器，还有一个非常重要的描述符寄存器：
idtr: 中断描述符表寄存器，指向了中断描述符表IDT，这个表的每一项都是一个中断处理描述符，当CPU执行过程中发生了硬中断、异常、软中断时，将自动从这个表中定位对应的表项，里面记录了发生中断、异常时该去哪里执行处理函数。
IDT中的表项称为Gate，中文意思为门，因为这是应用程序进入内核的主要入口。虽然表的名字叫中断描述符表，但表中存储的不全是中断描述符，IDT中的表项存在三种类型，对应三种类型的门：
任务门 陷阱门 中断门
三种描述符中都存储了处理这个中断/异常/任务时该去哪里处理的地址。三种门用途不一，其中中断门是真正意义上的中断，而像前面提到的调试指令int 3以及老式的系统调用指令int 2e/int 80都属于陷阱门。任务门则用的较少，要了解任务门，先了解下任务寄存器。
任务寄存器
现代操作系统，都是支持多任务并发运行的，x86架构CPU为了顺应时代潮流，在硬件层面上提供了专门的机制用来支持多任务的切换，这体现在两个方面：
CPU 内部设置了一个专用的寄存器——任务寄存器 TR，它指向当前运行的任务。
定义了描述任务的数据结构 TSS，里面存储了一个任务的上下文（一系列寄存器的值），下图是一个32位 CPU 的 TSS 结构图：
x86CPU 的构想是每一个任务对应一个 TSS，然后由 TR 寄存器指向当前的任务，执行任务切换时，修改 TR 寄存器的指向即可，这是硬件层面的多任务切换机制。
这个构想其实还是很不错的，然而现实却打了脸，包括 Linux 和 Windows 在内的主流操作系统都没有使用这个机制来进行线程切换，而是自己使用软件来实现多线程切换。
所以，绝大多数情况下，TR 寄存器都是指向固定的，即便线程切换了，TR 寄存器仍然不会变化。
注意，我这里说的的是绝大多数情况，而没有说死。虽然操作系统不依靠 TSS 来实现多任务切换，但这并不意味着 CPU 提供的 TSS 操作系统一点也没有使用。还是存在一些特殊情况，如一些异常处理会使用到 TSS 来执行处理。
下面这张图，展示了控制寄存器、描述符寄存器、任务寄存器构成的全貌：
模型特定寄存器
从80486之后的x86架构 CPU，内部增加了一组新的寄存器，统称为 MSR 寄存器，中文直译是模型特定寄存器，意思是这些寄存器不像上面列出的寄存器是固定的，这些寄存器可能随着不同的版本有所变化。这些寄存器主要用来支持一些新的功能。
随着x86 CPU 不断更新换代，MSR 寄存器变的越来越多，但与此同时，有一部分 MSR 寄存器随着版本迭代，慢慢固化下来，成为了变化中那部分不变的，这部分 MSR 寄存器，Intel 将其称为 Architected MSR，这部分 MSR 寄存器，在命名上，统一加上了 IA32 的前缀。
这里选取三个代表性的 MSR 简单介绍一下：
IA32_SYSENTER_CS IA32_SYSENTER_ESP IA32_SYSENTER_EIP
这三个MSR寄存器是用来实现快速系统调用。
在早期的x86架构 CPU 上，系统调用依赖于软中断实现，类似于前面调试用到的int 3指令，在 Windows 上，系统调用用到的是 int 2e，在 Linux 上，用的是 int 80。
软中断毕竟还是比较慢的，因为执行软中断就需要内存查表，通过 IDTR 定位到 IDT，再取出函数进行执行。
系统调用是一个频繁触发的动作，如此这般势必对性能有所影响。在进入奔腾时代后，就加上了上面的三个 MSR 寄存器，分别存储了执行系统调用后，内核系统调用入口函数所需要的段寄存器、堆栈栈顶、函数地址，不再需要内存查表。快速系统调用还提供了专门的 CPU 指令 sysenter/sysexit 用来发起系统调用和退出系统调用。
在64位上，这一对指令升级为 syscall/sysret。
总结
以上就是全部要介绍的寄存器了，需要说明一下的是，这并不是 x86 CPU 全部所有的寄存器，除了这些，还存在 XMM、MMX、FPU 浮点数运算等其他寄存器。
这篇文章以 x86/x64 架构 CPU 为目标，通过对 CPU 内部寄存器的阐述，串讲了 CPU 执行代码机制、内存寻址技术、中断与异常处理、多任务管理、系统调用、调试原理等多种计算机底层知识。