不幸的是，您描述的CPU体系结构太局限了，无法通过所有中间步骤将其弄清楚。取而代之的是，我将编写伪C和伪x86汇编程序，希望以一种清晰的方式编写而不会非常熟悉C或x86。
编译后的JVM字节码可能看起来像这样：
ldc 0 # push first first constant (== 1)ldc 1 # push the second constant (== 2)iadd # pop two integers and push their sumistore_0 # pop result and store in local variable
解释器在数组中具有（这些指令的二进制编码）这些指令，以及一个引用当前指令的索引。它还有一个常量数组，一个存储区用作堆栈，一个存储区用作局部变量。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代码被编译为机器代码并运行。如您所见，它是高度动态的：每次执行该指令时，它都会检查每个字节码指令，并且所有值都会通过堆栈（即RAM）。
虽然实际的加法本身可能发生在寄存器中，但是加法周围的代码与Java到计算机的代码编译器发出的代码完全不同。这是C编译器可能将以上内容转换为（pseudo-x86）的摘录：
.ldc:incl %esi # increment the variable pc, first half of pc += 2;movb %ecx, program(%esi) # load byte after instructionmovl %eax, constants(,%ebx,4) # load constant from poolincl %edi # increment spmovl %eax, stack(,%edi,4) # write constant onto stackincl %esi # other half of pc += 2jmp .EndOfSwitch.addimovl %eax, stack(,%edi,4) # load first operanddecl %edi # sp -= 1;addl stack(,%edi,4), %eax # addincl %esi # pc += 1;jmp .EndOfSwitch
您可以看到，加法运算的操作数来自内存，而不是进行硬编码，即使对于Java程序而言，它们是恒定的。那是因为 对于解释器来说
，它们不是常数。解释器将被编译一次，然后必须能够执行各种程序，而无需生成专门的代码。
JIT编译器的目的就是这样做：生成专用代码。JIT可以分析使用堆栈传输数据的方式，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，它将为寄存器分配局部变量0，将常量表的访问替换为将常量移动到寄存器（
movl%eax, $1）中，并将堆栈访问重定向到正确的机器寄存器。忽略通常可以完成的其他一些优化（复制传播，常量折叠和无效代码消除），最终可能会得到如下代码：
movl %ebx, $1 # ldc 0movl %ecx, $2 # ldc 1movl %eax, %ebx # (1/2) addiaddl %eax, %ecx # (2/2) addi# no istore_0, local variable 0 == %eax, so we're done
