jcmvbkbc

Когда эмулятор собирает и компилирует код jit, то как он этот код в машинных инструкциях составляет.

Если ты посмотришь на QEMU, то у него есть фронт-енды (https://github.com/qemu/qemu/tree/v8.1.0/target), каждый из которых транслирует инструкции эмулируемой машины в промежуточный код. И есть бэк-енды (https://github.com/qemu/qemu/tree/v8.1.0/tcg), каждый из которых транслирует инструкции промежуточного кода в инструкции хостовой машины. Каждая гостевая инструкция может превратиться во множество промежуточных, а каждая промежуточная -- во множество хостовых. У разработчиков есть правило, что если на гостевую инструкцию требуется больше 20 промежуточных, то вместо прямой трансляции такая инструкция реализуется как вызов функции на C. Инструкции транслируются базовыми блоками, с заданного адреса и до достижения одного из следующих условий: 1) встречена инструкция выполняющая переход (условный или безусловный, вызов функции, возврат из функции, сюда же относятся инструкции гарантированно вызывающие исключение), или 2) PC переходит через границу страницы виртуальной памяти, или 3) количество инструкций в базовом блоке превышает заданный предел. Вдобавок с каждым оттранслированным базовым блоком ассоциируется дополнительный набор флагов, определяемый фронт-ендом, который кодирует состояние, в котором была машина при трансляции этого кода. Это позволяет иметь несколько вариантов трансляции для кода начинающегося с одного и того же адреса, например для разных уровней привилегий. Оттранслированные базовые блоки помещаются в кеш с функцией поиска по комбинации адреса и дополнительного набора флагов. В цикле выполнения эмулятор ищет транслированный базовый блок кода в кеше (а если не находит его, то транслирует и помещает в кеш), запускает его и получает контроль после завершения его выполнения.

надо к примеру Перед выполнением каждой инструкции проверять наличие прерывания

Вовсе не каждой, даже в 100% точной эмуляции нужно проверять IRQ только когда прерывания разрешены. QEMU обычно проверяет запрос на прерывание только перед входом в оттранслированный базовый блок.

Или же есть несколько блоков, где линейно выполняется весь блок, а последняя инструкция прыгнет в другой блок.

Да, QEMU выполняет трансляцию базовыми блоками.

к примеру для вот такого примера графа, сколько базовых блоков можно построить?

В этом графе не обозначены безусловные переходы, если их нет, то QEMU мог бы выделить такие базовые блоки: 0-1-2-3, 4-5-6, 7-8-1-2-3, 9-10, 11-12-13, 14-15-16-2-3, 17, всего 7 блоков.
Если безусловные переходы -- это все переходы от узлов с бОльшими номерами к узлам с меньшими, то картина была бы такой: 0-1-2-3, 4-5-6, 7-8, 1-2-3, 9-10, 11-12-13, 14-15-16, 2-3, 17. Да, фрагмент 2-3 оттранслирован три раза: сам по себе и в составе других блоков.

В risc вроде там куча csr регистров

Вот на этом месте остановись. RISC -- это не конкретный набор инструкций и регистров, это принцип организации набора инструкций. RISC-процессоры все разные, возьми крнкретный и разбирайся с ним, не вали их все в одну кучу, не ставь на вопрос теги процессоров которые не имеют к нему отношения.

на разных компиляторах одна си операция ассемблируется то в комбинацию lui + addi, то в комбинацию auipc +addi

Ты указал ARM в тегах, но у ARM нет инструкций lui и auipc. Такие инструкции есть у RISC-V.
Если ты посмотришь в The RISC-V Instruction Set Manual, раздел 2.4 Integer Computational Instructions, то увидишь, что опкод lui загружает константу собранную из 20 битов непосредственного значения из инструкции и 12 нулевых младших битов в целевой регистр, а auipc прибавляет такую же точно константу к PC и загружает в целевой регистр результат сложения, и в этом вся разница между ними.

где какая используется не совсем понимаю.

lui используется для генерации констант, которые не зависят от того, где расположен код, а auipc для генерации констант, которые двигаются вместе с кодом. Т.е. Если ты хочешь вызвать функцию, которая находится дальше чем ±2К от точки вызова, ты можешь сгенерировать её адрес инструкцией auipc, и полученный код будет работать одинаково, независимо от того, по какому адресу он будет размещён. А если тебе надо поместить в регистр константу, например 0x12345678, то ты можешь это сделать парой инструкций lui rd, 0x12345 ; addi rd, rd, 0x678 и значение константы будет всегда одинаковым, вне зависимости от того, где будет этот код.

Каким образом одинаковые адреса различаются. Или они просто не могут быть одинаковыми(типа ос позаботиться)?

Если есть MMU и он используется ОС, то есть и виртуальные адреса и они могут быть одинаковыми у разных процессов. Если MMU нет или он не используется, то ОС размещает все процессы в одном адресном пространстве, нет смысла говорить отдельно о виртуальных адресах, поскольку они равны физическим, адреса выделяемые ОС разным процессам могут быть как одинаковыми (например несколько процессов запущенных из одного исполняемого образа могут использовать один и тот же код и константные данные), так и разными (например изменяемые данные разные у всех процессов, а стеки разные у всех потоков).

Как они в tlb обрабатываются, если вдруг они реально могут быть одинаковыми, и там нету ни каких дополнительных индексов процесса)

Выбери конкретную процессорную архитектуру -- обсудим. у многих RISC-архитектур есть ASID, который идентифицирует адресное пространство и записывается вместе с виртуальным адресом в TLB. Но в любом случае ASID -- это просто оптимизация для повышения производительности, когда он отсутствует или переполняется ОС должна сбрасывать содержимое TLB при переключении адресного пространства.

У ARM есть регистры TTBR с примерно той же функцией, что и cr3 в x86.
У RISC-V есть CSR satp, содержащий ASID и базовый адрес корневого каталога страничных таблиц. Об этом можно прочитать в разделе 4.1.12 Supervisor Address Translation and Protection (satp) Register спецификации The RISC-V Instruction Set Manual Volume II: Privi....

Почему нужно 512-356 байт нулями заполнять, почему нельзя продолжить дальше. Ведь следующая после 86*4 байт инструкция(или переменная) будет выровнена

А вот еслы бы ты тупо взял и прочитал документацию на директиву .p2align, то у тебя таких вопросов не было бы. Потому что никто не заполняет 512-356 байт после. .p21lign выравнивает текущий адрес по заданной степени двойки. Обычно для этого есть аппаратные причины, например базовый регистр таблицы векторов прерываний может иметь 9 младших бит зафиксированных в 0. Или вот по границе страницы MMU выравнивают данные в ELF-файлах, чтобы можно было установить отдельно разрешения RX для кода и констант и RW для изменяемых данных.

для получения элемента допустим table[index_nBit] можно применять операцию ИЛИ вместо сложения. Что быстрее. В этом ли дело

Нет, не в этом.

Почему компиляторы не используют инструкции повторения REP movs?

чего это "не используют"? Используют.

Она должна быть в миллиард раз быстрее

Инструкция которую не нужно читать из памяти, но которая сама лезет в память дважды на каждом цикле своего выполнения не может быть "в миллиард раз быстрее" других реализаций той же логики.

как получить доступ к этому регистру?

lea (%rip), %rax (в синтаксисе at&t) получает адрес следующей инструкции

Как реализовать на с или assembler асинхронную выборку из RAM?

Например так. Это часть реализации memcpy для MIPS. Этот код не выглядит асинхронным, но написан именно так (сначала групповая загрузка в разные регистры, потом изменение базового адреса загрузки, потом групповое сохранение, потом изменение базового адреса сохранения) с рассчётом на то, что процессор сможет, в том числе, перекрыть во времени операции загрузки, арифметики и сохранения данных.

Допустим, значение счетчика равно 0000, я должен записать байт 10h. Как я понял, команду нужно указать через пульта управления на RAM (слева). Например, указал 10h, то получается что во все 3 защелки записывается 10h (То есть 10h 10h 10h) ???

Нет, не получается. Если значение счётчика равно 0000, то байт 10h ты запишешь только по адресу 0. А машина будет извлекать три байта по адресам 0000, 0001 и 0002 в защёлки:

В нашем сумматоре каждая ко-
манда занимает по 3 байта и извлекается из памяти побайто-
во. Выборка одной команды занимает три цикла синхронизи-
рующего сигнала, а полный командный цикл — четыре цикла
синхронизирующего сигнала.

А как записать команду 10h 00 00??

Надо перейти к адресу 0001 и записать байт 00, затем к адресу 0002 и записать байт 00.
В предыдущей главе написано, как можно программировать такую память.