在第7篇详细介绍过为Java方法创建的栈帧，如下图所示。
调用完generate_fixed_frame()函数后一些寄存器中保存的值如下：
rbx：Method* ecx：invocation counter r13：bcp(byte code pointer) rdx：ConstantPool* 常量池的地址 r14：本地变量表第1个参数的地址
现在我们举一个例子，来完整的走一下解释执行的过程。这个例子如下：
package com.classloading;
public class Test {
public static void main(String[] args) {
int i = 0;
i = i++;
}
}
通过javap -verbose Test.class命令反编译后的字节码文件内容如下：
Constant pool:
#1 = Methodref #3.#12 // java/lang/Object."<init>":()V
#2 = Class #13 // com/classloading/Test
#3 = Class #14 // java/lang/Object
#4 = Utf8 <init>
#5 = Utf8 ()V
#6 = Utf8 Code
#7 = Utf8 LineNumberTable
#8 = Utf8 main
#9 = Utf8 ([Ljava/lang/String;)V
#10 = Utf8 SourceFile
#11 = Utf8 Test.java
#12 = NameAndType #4:#5 // "<init>":()V
#13 = Utf8 com/classloading/Test
#14 = Utf8 java/lang/Object
{
...
public static void main(java.lang.String[]);
descriptor: ([Ljava/lang/String;)V
flags: ACC_PUBLIC, ACC_STATIC
Code:
stack=1, locals=2, args_size=1
0: iconst_0
1: istore_1
2: return
}
如上实例对应的栈帧状态如下图所示。
现在我们就以解释执行的方式执行main()方法中的字节码。由于是从虚拟机调用过来的，而调用完generate_fixed_frame()函数后一些寄存器中保存的值并没有涉及到栈顶缓存，所以需要从iconst_0这个字节码指令的vtos入口进入，然后找到iconst_0这个字节码指令对应的机器指令片段。
现在回顾一下字节码分派的逻辑，在generate_normal_entry()函数中会调用generate_fixed_frame()函数为Java方法的执行生成对应的栈帧，接下来还会调用dispatch_next()函数执行Java方法的字节码，首次获取字节码时的汇编如下：
// 在generate_fixed_frame()方法中已经让%r13存储了bcp movzbl 0x0(%r13),%ebx // %ebx中存储的是字节码的操作码 // $0x7ffff73ba4a0这个地址指向的是对应state状态下的一维数组，长度为256 movabs $0x7ffff73ba4a0,%r10 // 注意%r10中存储的是常量，根据计算公式%r10+%rbx*8来获取指向存储入口地址的地址， // 通过*(%r10+%rbx*8)获取到入口地址，然后跳转到入口地址执行 jmpq *(%r10,%rbx,8)
注意如上的$0x7ffff73ba4a0这个常量值已经表示了栈顶缓存状态为vtos下的一维数组首地址。而在首次进行方法的字节码分派时，通过0x0(%r13)即可取出字节码对应的Opcode，使用这个Opcode可定位到iconst_0的入口地址。
%r10指向的是对应栈顶缓存状态state下的一维数组，长度为256，其中存储的值为Opcode，这在第8篇详细介绍过，示意图如下图所示。
现在就是看入口为vtos，出口为itos的iconst_0所要执行的汇编代码了，如下：
... // vtos入口 mov $0x1,%eax ... // iconst_0对应的汇编代码 xor %eax,%eax
汇编指令足够简单，最后将值存储到了%eax中，所以也就是栈顶缓存的出口状态为itos。
上图中绿色的部分是表达式栈，而紫色的部分是本地变量表，由于本地变量表的大小为2，所以我画了2个slot。
执行下一个字节码指令istore_1，所以也会执行字节码分派相关的逻辑。这里需要提醒下，其实之前在介绍字节码指令对应的汇编时，只关注去介绍了字节码指令本身的执行逻辑，其实在为每个字节码指令生成机器指令时，一般都会为这些字节码指令生成3部分机器指令片段：
（1）不同栈顶状态对应的入口执行逻辑；
（2）字节码指令本身需要执行的逻辑；
（3）分派到下一个字节码指令的逻辑。
对于字节码指令模板定义中，如果flags中指令有disp，那么这些指令自己会含有分派的逻辑，如goto、ireturn、tableswitch、lookupswitch、jsr等。由于我们的指令是iconst_0，所以会为这个字节码指令生成分派逻辑，这些生成的逻辑如下：
movzbl 0x1(%r13),%ebx // %ebx中存储的是字节码的操作码 movabs itos对应的一维数组的首地址,%r10 jmpq *(%r10,%rbx,8)
我们注意到了，如果要让%ebx中存储istore_1的Opcode，则%r13需要加上iconst_0指令的长度，即1。由于iconst_0执行后的出口栈顶缓存为itos，所以要找到入口状态为itos，而Opcode为istore_1的机器指令片段执行。如下图所示。
mov %eax,-0x8(%r14)
代码将栈顶的值%eax存储到本地变量表下标索引为1的位置处。通过%r14很容易定位到本地变量表的位置，执行完成后的栈状态如下图所示。
执行iconst_0和istore_1时，整个过程没有向表达式栈（上图中sp/rsp开始以下的部分就是表达式栈）中压入0，实际上如果没有栈顶缓存的优化，应该将0压入栈顶，然后弹出栈顶存储到局部变量表，但是有了栈顶缓存后，没有压栈操作，也就有弹栈操作，所以能极大的提高程序的执行效率。
return指令判断的逻辑比较多，主要是因为有些方法可能有synchronized关键字，所以会在方法栈中保存锁相关的信息，而在return返回时，退栈要释放锁。不过我们现在只看针对本实例要运行的部分代码，如下：
// 将JavaThread::do_not_unlock_if_synchronized属性存储到%dl中 0x00007fffe101b770: mov 0x2ad(%r15),%dl // 重置JavaThread::do_not_unlock_if_synchronized属性值为false 0x00007fffe101b777: movb $0x0,0x2ad(%r15) // 将Method*加载到%rbx中 0x00007fffe101b77f: mov -0x18(%rbp),%rbx // 将Method::_access_flags加载到%ecx中 0x00007fffe101b783: mov 0x28(%rbx),%ecx // 检查Method::flags是否包含JVM_ACC_SYNCHRONIZED 0x00007fffe101b786: test $0x20,%ecx // 如果方法不是同步方法，跳转到----unlocked---- 0x00007fffe101b78c: je 0x00007fffe101b970
main()方法为非同步方法，所以跳转到unlocked，在unlocked逻辑中会执行一些释放锁的逻辑，对于我们本实例来说这不重要，我们直接看退栈的操作，如下：
// 将-0x8(%rbp)处保存的old stack pointer(saved rsp)取出来放到%rbx中 0x00007fffe101bac7: mov -0x8(%rbp),%rbx // 移除栈帧 // leave指令相当于： // mov %rbp, %rsp // pop %rbp 0x00007fffe101bacb: leaveq // 将返回地址弹出到%r13中 0x00007fffe101bacc: pop %r13 // 设置%rsp为调用者的栈顶值 0x00007fffe101bace: mov %rbx,%rsp 0x00007fffe101bad1: jmpq *%r13
这个汇编不难，这里不再继续介绍。退栈后的栈状态如下图所示。
这就完全回到了调用Java方法之前的栈状态，接下来如何退出如上栈帧并结束方法调用就是C++语言的事儿了。
推荐阅读：
第2篇-JVM虚拟机这样来调用Java主类的main()方法
第13篇-通过InterpreterCodelet存储机器指令片段
第20篇-加载与存储指令之ldc与_fast_aldc指令（2）
第21篇-加载与存储指令之iload、_fast_iload等（3）
