不幸的是，您描述的 CPU 架构太受限制，无法通过所有中间步骤真正清楚地说明这一点。相反，我将编写伪 C 和伪 x86 汇编程序，希望以一种对 C 或 x86 不甚熟悉的方式清晰明了。
编译后的 JVM 字节码可能如下所示：
ldc 0 # push first first constant (== 1)
ldc 1 # push the second constant (== 2)
iadd # pop two integers and push their sum
istore_0 # pop result and store in local variable
解释器将这些指令（二进制编码）放在一个数组中，以及一个引用当前指令的索引。它还有一个常量数组，一个用作堆栈的内存区域和一个用于局部变量的内存区域。然后解释器循环如下所示：
while (true) {
switch(instructions[pc]) {
case LDC:
sp += 1; // make space for constant
stack[sp] = constants[instructions[pc+1]];
pc += 2; // two-byte instruction
case IADD:
stack[sp-1] += stack[sp]; // add to first operand
sp -= 1; // pop other operand
pc += 1; // one-byte instruction
case ISTORE_0:
locals[0] = stack[sp];
sp -= 1; // pop
pc += 1; // one-byte instruction
// ... other cases ...
}
}
该C 代码被编译成机器代码并运行。如您所见，它是高度动态的：每次执行指令时，它都会检查每个字节码指令，并且所有值都通过堆栈（即 RAM）。
虽然实际加法本身可能发生在寄存器中，但加法周围的代码与 Java 到机器代码编译器发出的代码有很大不同。以下是 C 编译器可能将上述内容转换为（伪 x86）的摘录：
.ldc:
incl %esi # increment the variable pc, first half of pc += 2;
movb %ecx, program(%esi) # load byte after instruction
movl %eax, constants(,%ebx,4) # load constant from pool
incl %edi # increment sp
movl %eax, stack(,%edi,4) # write constant onto stack
incl %esi # other half of pc += 2
jmp .EndOfSwitch
.addi
movl %eax, stack(,%edi,4) # load first operand
decl %edi # sp -= 1;
addl stack(,%edi,4), %eax # add
incl %esi # pc += 1;
jmp .EndOfSwitch
您可以看到加法操作数来自内存而不是硬编码，即使对于 Java 程序而言它们是常量。那是因为对于解释器，它们不是恒定的。解释器编译一次，然后必须能够执行各种程序，而无需生成专门的代码。
JIT 编译器的目的就是：生成专门的代码。JIT 可以分析堆栈用于传输数据的方式、程序中各种常量的实际值以及执行的计算顺序，以生成更有效地执行相同操作的代码。在我们的示例程序中，它会将局部变量 0 分配给一个寄存器，用将常量移入寄存器 ( movl %eax, $1) 代替对常量表的访问，并将堆栈访问重定向到正确的机器寄存器。忽略通常会进行的更多优化（复制传播、常量折叠和死代码消除），最终可能会得到如下代码：
movl %ebx, $1 # ldc 0
movl %ecx, $2 # ldc 1
movl %eax, %ebx # (1/2) addi
addl %eax, %ecx # (2/2) addi
# no istore_0, local variable 0 == %eax, so we're done