call指令返回后执行的指令的地址被推送到堆栈上。jump指令是相对于下一条指令的地址；但是也有反例（例如PowerPC VLE）。
32位x86 CPU（用于大多数台式机/笔记本电脑）call 直接读取EIP寄存器，只有跳转指令才会写入EIP。这足以使该寄存器成为CPU中的一些内部电路，如果有物理EIP寄存器的话，您也不一定知道它的内容。
(您可以将像int3或int 0x80这样的int指令视为读取CS:EIP，因为它们必须推送异常帧。但更有意义的是将它们视为触发异常处理机制。
高度可能不同的x86 CPU在内部工作方式上不同，因此EIP“寄存器”的实际内容在不同的CPU中是不同的。(现代高性能实现不会只有一个EIP寄存器，但它们会执行必要的操作以保持幻象，并在需要时推送正确的返回地址。)
(PC相对跳转是相对于下一条指令的地址。)
64位x86 CPU
这些CPU具有直接使用RIP寄存器的指令，例如mov eax，[rip+symbol_offset]，以进行静态数据的PC相对加载；使得共享库和ASLR的位置无关代码比32位x86更加高效。在这种情况下，“RIP”是下一条指令的地址。
68k
这些CPU也有可能直接使用PC寄存器的内容。在这种情况下，PC反映了当前指令加2的地址（我在这里不是绝对确定）。mov eax,[rip] 载入下一条指令的4个字节。我认为你的意思是 lea rax, [rip]，它只是 读取 RIP 而不是间接引用它。32位x86有 call，它将当前的IP/EIP/RIP作为返回地址推送，并且文档中有这样的说明。因此，x86具有PC=next insn。直接读取程序计数器。另请参阅为什么不能直接设置指令指针？，了解更多关于32位ARM如何将PC公开为16个通用寄存器之一的信息。 - Peter Cordes考虑内存中的这些（x86）指令，使用2字节指令来匹配您的书中的ISA（x86指令长度可变，从1到15个字节，包括可选/强制前缀字节）。我不明白持有当前地址和下一条指令地址之间的区别
a: 0x66 0x90 nop
c: 0x66 0x90 nop
objdump -d）。"指令的地址"是其在内存中第一个字节的地址，不管执行它之前/期间/之后体系结构PC将保留什么值。nop正在执行时，下一条指令的地址是c。"当前指令"是第一个nop，无论它执行时逻辑上的PC值是多少。
aupc 指令，将寄存器或立即数加到程序计数器中，并将结果放入另一个寄存器。所以他们有一个基于 PC 的 add，来产生一个可以用作寻址模式的指针。但实际上并没有区别。只要在指令执行期间 PC 的逻辑值有一致的规则，确切的规则并不重要。
PC = 当前指令的起始位置（例如，MIPS在逻辑上是这样工作的，而不管实际内部实现如何）。
MIPS相对分支是相对于PC + 4（即相对于下一条指令，因此在这个目的上它只是文档中的一个怪癖），但MIPS跳转替换PC的低28位，而不是PC+4的低28位（其高位潜在地不同）。另请参见http://www.cim.mcgill.ca/~langer/273/13-datapath1.pdf，其中介绍了MIPS指令获取/执行的逻辑操作。
PC = 下一条指令的起始位置（常见，例如x86）
PC = 两条指令后的起始位置（例如ARM）
为什么ARM PC寄存器指向要执行的下下条指令？ 简而言之：早期ARM设计中三级取指-译码-执行流水线前端的产物。（32位ARM将程序计数器公开为r15，其中之一为16个“通用”寄存器，因此您实际上可以使用or pc，r0，#4或类似方法进行跳转，以及在任何指令中读取它进行PC相对寻址）。
call指令的正常操作情况必须高效。）
拥有一个保存当前指令地址的PC是一种有效的设计。
对于超标量流水线设计，特别是乱序执行，这并没有什么真正的区别。流水线需要跟踪每个指令的地址（以及长度，如果可变），因为它可以在一个时钟周期内获取/解码/执行多个指令。它会获取大块数据，并从该块数据中解码出多达n条指令。例如，一些实现可能需要获取块对齐到16字节。(请参阅https://agner.org/optimize/了解各种x86微体系结构如何处理此问题，以及如何优化Pentium、Pentium Pro、Nehalem等处理器的前端获取/解码模式。幸运的是，现代x86 CPU具有解码-uop缓存，对于循环中的获取/解码问题的敏感度要小得多。)
（半相关：x86寄存器：MBR / MDR和指令寄存器现代）
对于一个简单的顺序非流水线CPU，只有一个物理PC寄存器，这意味着指令获取逻辑需要计算下一个PC，否则下一个指令甚至在执行当前指令时都无法获取。
在x86中，IP / EIP / RIP在当前指令执行时逻辑上保留了下一条指令的地址。这是有道理的，因为它起源于8086，该处理器只有约29k个晶体管。它从指令流中预取指令，而当前指令正在执行（预取到一个小的6字节缓冲区中，该缓冲区甚至不足以容纳一个带有额外前缀的完整指令，但能够容纳6个单字节指令）。但是，它甚至直到当前指令完成后才开始解码下一条指令。（即根本没有流水线化，或者如果将预取与执行分开计数，则可以认为是2级。我认为这一情况一直持续到486）
使用可变长度的ISA，指令长度要在解码时才能确定。将PC设置为当前指令的结尾可能更加重要，因为你不能像MIPS那样简单地计算PC+4，或者像你的玩具ISA那样计算PC+2。但是，如果不知道指令长度，也无法向后跳转，因此为了正确处理异常，8086必须跟踪指令的起始位置，或记住指令的长度。
"...要执行。在我们的演示机器中，所有指令占用正好2个字节，因此PC通常会随着每个指令增加两个。这里的重要概念是...。" 这是我也没有写的最后一行。"当执行指令时，机器首先从指定地址获取实际指令，然后执行它"。你猜对了，正如你所说的两件事不兼容，这帮助了我很多，因为我至少朝着正确的方向思考。 - Bishnu这是一组真实的指令集，但这并不重要，我对这些指令如何工作不感兴趣——它将用于展示问题。
2000: 0b 12 push r11
2002: 3b 40 21 00 mov #33, r11
2006: 3b 41 pop r11
2008: 30 41 ret
如前所述，当涉及到程序计数器时会有时间的概念。
可以将超级简单的处理器、旧的8位处理器和其它类似处理器看作是这种方式，而新的处理器则不同。
当我们输入此代码时，无论是怎样进入这里的，程序计数器都是0x2000。这告诉我们从哪里提取指令，我们必须提取、解码并执行它，然后重复这个过程。
这些是16位指令，即2个字节，处理器从pc指向的指令开始提取，也就是指令的地址。处理器读取0x2000地址（0x0b）处的两个字节，处理器将程序计数器递增为0x2001，并使用该值获取指令的第二个半部分，即地址0x2001（0x12），然后将程序计数器递增为0x2002。因此，在我所描述的这个虚构的处理器中，对于每次提取操作，您都需要使用程序计数器作为地址来获取数据，然后再将程序计数器递增。
before data after
0x2000 0x0b 0x2001
0x2001 0x12 0x2002
现在我们解码指令，程序计数器当前显示为0x2002，我们看到这是一个push r11的指令，因此我们继续执行。
在执行此指令期间，程序计数器保持为0x2002。寄存器r11的值被推送到堆栈中。
现在我们开始获取下一条指令。
before data after
0x2002 0x3b 0x2003
0x2003 0x40 0x2004
当处理器执行指令 (pc == 0x2004) mov #immediate,r11 时，我们需要解码该指令。由于该指令需要一个立即数，因此处理器需要再获取两个字节。
before data after
0x2004 0x21 0x2005
0x2005 0x00 0x2006
它确定现在可以通过将值0x0021写入寄存器r11来执行指令（小端序0x0021 = 33十进制）。 在执行过程中，该指令的程序计数器为0x2006。
下一步
before data after
0x2006 0x3b 0x2007
0x2007 0x41 0x2008
解码并执行一个pop r11指令。
从上面可以看出程序计数器实际上包含至少两个值。在获取指令之前，它包含指令的地址；在获取和解码指令后，在我们开始执行之前，它包含此指令后面一个字节的地址，如果这不是跳转，则为另一个指令。如果这是无条件跳转，那么该字节可能是指令、一些数据或未使用的内存。但我们说它“指向下一条指令”，在这种情况下意味着在执行之前，通常有另一个指令的地址在此指令之后。但是，接下来我们将看到pc可以被指令修改。但在执行结束时，它始终（对于这个类似于许多简单的8位处理器的简单虚构处理器）指向要执行的下一条指令。
最后
before data after
0x2008 0x30 0x2009
0x2009 0x41 0x200A
解码ret指令，这一条指令在该处理器规则下执行时会修改程序计数器。如果调用地址0x2000的指令为0x1000，并且是一个两字节指令，则在获取和解码过程中程序计数器将在地址0x1002处。执行期间，地址0x1002会根据指令集规则存储在某个位置，程序计数器将取值0x2000以调用此子例程。当我们到达ret指令并开始执行它时，程序计数器包含0x200A，但ret指令会将调用后的下一条指令地址（即在调用过程中存储的值）放在程序计数器中，因此在这条指令结束时，程序计数器将包含值0x1002，下一次获取将从该地址进行。
因此，在执行最后一条指令之前，程序计数器指向通常是不分支或跳转或调用的指令的下一条指令。也就是0x200A。但是在执行期间，程序计数器已更改，以使“下一个”指令是将我们带到此处的调用后的指令。
还有一些内容。
c064: 0a 24 jz $+22 ;abs 0xc07a
c066: 4e 5e rla.b r14
在获取指令之前，程序计数器为0xC064。在获取并解码指令后，程序计数器变为0xC066。该指令表示如果零标志位为零，则跳转到地址0xc07a。因此，如果零标志未设置，则程序计数器保持在0xC066处，并从那里开始执行下一条指令，但如果Z标志被设置，则程序计数器将修改为0xc07a，下一条要执行的指令也会相应地改变。因此，最终程序计数器可能是0xc064、0xc066或0xc07a。
一个指令的“后”是下一条指令的“前”。
无条件跳转
c074: c2 4d 21 00 mov.b r13, &0x0021
c078: ee 3f jmp $-34 ;abs 0xc056
获取0xc07a之前，执行0xc07A之前，执行后为0xc056。
对于这个指令来说，PC至少在一条指令中保持了三个值（如果一次只获取一个字节，则它将保持0xc078、0xc079、0xc07a，并以0xc056结束）。
是的，它可以并且确实会保持多个值，但不会同时保持，每个阶段在执行时都只有一个值。
最初，PC（寄存器）保持当前值，但随着时钟信号的变化，它会改为PC（以前的地址+值），并且它将包含相同的值，直到下一个时钟周期，并在添加值后将地址存储在寄存器中。