2.2 寄存器组全景

2.2 寄存器组全景

本节摘要：AArch64 的编程模型可以压缩成一张名册：三十一个通用寄存器 x0 至 x30（各可按 64 位 x 或 32 位 w 访问）、恒零寄存器 xzr、按异常级别换影子的 sp、几乎不可直接寻址的 pc、携带条件标志的 pstate，以及一大片以 msr 与 mrs 访问的系统寄存器。本节按"通用、专用、系统"三层把名册过一遍，并做一个寄存器现场核对实验。

上一节我们从时间轴看完了楼层怎么加盖，本节回到空间轴：走进今天的楼，把房间里每一张牌认一遍。认牌是后面一切章节的前提——第 3 章的编码字段全是寄存器编号，第 5 章的栈帧手推全程围着 sp、x29、x30 转。先说清一个阅读口径：教材与手册里"通用寄存器"与"特殊寄存器"的分界略有出入，本节采用"通用、专用、系统"三分法，把旧教材里分开讲的两组合并到一张图上看，因为它们本来就长在同一套编号体系里。

通用寄存器：三十一张牌与两个马甲

三十一个通用寄存器按调用约定划成四段。参数与返回值段 x0 至 x7：函数调用时前八个参数从这里进，返回值从 x0 出，这是第 5 章 AAPCS 的主角。临时寄存器段 x8 至 x15：可以随手用，但跨函数调用不保证存活——准确说 x8 有个间接结果寄存器的副业，x16、x17 被链接器与虚拟平台动用保留。被调方保存段 x19 至 x28：谁想用谁负责保存，函数序言里成排的 stp x19, x20, [sp, -16]! 就是在安顿它们。帧指针与链接寄存器 x29、x30：一个给栈帧当锚，一个存返回地址。

每个寄存器有两个马甲：x 名按 64 位访问，w 名按 32 位访问。写 w0 只改 x0 的低 32 位，高 32 位清零而不是保留——这是 AArch64 与许多旧架构不同的地方，也是初学者高频踩坑点：想在循环里对 64 位计数器用 w 后缀做加法，等于每次把高位清掉。另有第 32 号"编外"寄存器 xzr：读它得零，写它等于丢进下水道，mov x0, xzr 因此是清零的惯用法。

图 2-2：AArch64 通用寄存器版图

专用与系统寄存器：不占编号的一圈

sp、pc、pstate 这三位是"专用寄存器"。sp 值得单独说：它按异常级别各有一份影子（sp_el0 至 sp_el3），且 AArch64 允许 EL0 用户态选用 x30 之外的独立栈指针，切换时用 mov sp, x29 这类指令搬运。pc 则最特殊——它不能作为普通操作数参与运算，读它的间接办法是 adr x0, .（取当前地址）之类，改它的唯一正路是跳转与 ret、eret。这与 x86 可以把 rip 当数据用截然不同，是从"你能拿到 PC"到"你只能按规矩走"的收紧。

pstate 是处理器状态的总包：NZCV 四个条件标志（负、零、进位、溢出）、中断屏蔽位、当前异常级别等都在里面。日常打交道最多的是 NZCV，第 5 章条件码一节会逐个标志做实验；访问它的指令不是 mov 而是 mrs x0, nzcv（读）与 msr daifset, #2（改中断屏蔽）这类专用通道。

系统寄存器是最大的一圈：页表基址、异常向量基址、计时器、性能计数器、缓存配置……每一个都有编号如 sctlr_el1、ttbr0_el1、vbar_el1。它们只能用 mrs 与 msr 访问，且多数要求 EL1 以上权限——这正是 2.3 节异常级别的用武之地。

实验：一次寄存器现场核对

纸上认牌不如现场点名。用上一章的调试环境，在调试器里把关键寄存器逐个核对：

(gdb) info registers
x0  0x7ffffff000   x1  0x5        x2  0x0        x29 0x7ffffff0a0
x30 0x4007c4                                      sp  0x7ffffff0a0
pc  0x400780       cpsr 0x60000000        // 此行即 pstate 的传统视角
(gdb) p/x $x0 & 0xffffffff          // 演示 w0 口径：低 32 位
$1 = 0xfffff000
(gdb) set $x2 = $xzr
(gdb) p/d $x2
$2 = 0                             // xzr 读零验证
​

三处值得盯住：x29 与 sp 恰好相等——函数序言刚把帧指针设成栈顶，这是标准 prologue 的指纹；cpsr 显示 0x60000000，二进制下正是 Z 标志与 C 标志同时为 1 的形态，说明此前某条比较指令比较出了"相等"；pc 停在 sum 入口而 x30 指向调用方，返回路径已经铺好。变式实验：在函数中途打断点再看 sp，数一数它与入口值的差，再对照反汇编里的 stp 指令条数——你会亲手推出栈帧大小，这正是第 5 章 5.2 节手推栈帧的预热。

延伸案例：一次 w 口径清零引发的真实事故

把"w 写入清零高位"这条规矩再钉一次，用一段真实事故。某驱动里有个 64 位地址累加循环，原作者为省事写了 add w2, w2, #16——他心想"增量只有 16，32 位够了"。单步调试时一切正常，跑到第 4 GiB 之后地址突然折返：w2 的写入把 x2 高 32 位清零，而 x2 里存的是完整地址。症状是"跑一段时间后设备读写错位"，日志里看不到任何越权，因为根本没有越权——地址被合法地算错了。

排查这套路数值得记住：在调试器里对地址寄存器设 watchpoint（watch x2），捕获到清零发生的那一条指令，反汇编对准 w 后缀，事故定性只用了十分钟。变式：反过来利用这个特性也是合法技巧——mov w0, #1 正是"构造低 32 位为 1、高 32 位归零"的最短写法，很多库代码靠它省一条 movk。规矩本身无所谓好坏，关键是写的人要清楚它同时在干两件事。

常见问答

问：xzr 既然恒零，为什么寄存器编号还要占用一个编号位？ 答：它不占——31 个通用寄存器用满 1 到 31 的五位编号，编号 31 在指令里按上下文解释成 xzr 或 sp：多数数据处理指令里是 xzr，访存与部分系统指令里是 sp。同一个编号两副面孔，这正是把两个"特殊值"塞进有限编码空间的巧办法，第 3 章拆编码时会再碰到它。

问：调试器里怎么一次看清所有寄存器的两种口径？ 答：info registers 默认按 x 口径显示；要看 w 口径，逐个打印 p/x $w3 即可——理解了"w 只是低 32 位的视图"，两种显示就都成了同一份数据的不同切面。

本节要点回顾

• 四段分工：x0 至 x7 传参返回、x8 至 x15 随手用、x19 至 x28 用完要还、x29 与 x30 管栈帧与返回。
• w 口径清零：写 w 寄存器把高 32 位清零，不保留——与直觉相反的硬规定。
• xzr 与 sp：恒零寄存器是清零惯用法的来源；sp 按异常级别有影子副本。
• pc 不可算：程序计数器不能当数据运算，只能被跳转指令改变。
• 系统寄存器走专用门：mrs 与 msr 是唯一通道，多数门禁在 EL1 及以上。

名册认完，还剩最后一问：这么大的权限差，处理器靠什么分桌管理？下一节讲异常级别与运行模式，把 EL0 到 EL3 的权限台阶搭起来。