Linux x86-64 系统调用何时破坏 %r8、%r9 和 %r10？
When does Linux x86-64 syscall clobber %r8, %r9 and %r10?
我刚刚浏览了 Linux 内核源代码树并阅读了文件 tools/include/nolibc/nolibc.h。
我看到此文件中的 syscall 在 clobber 列表中使用了 %r8、%r9 和 %r10。
还有一条评论说：
rcx and r8..r11 may be clobbered, others are preserved.
据我所知，syscall 只会破坏 %rax、%rcx 和 %r11（以及记忆）。
有没有 syscall 破坏 %r8、%r9 和 %r10 的真实例子？
只有 64 位模式下的 32 位系统调用（例如，通过 int 0x80）才会对这些寄存器以及 R11 进行操作。 ().
syscall 正确地 saves/restores 所有 regs 包括 R8、R9 和 R10，因此使用它的用户 space 可以假设它们保持它们的值，除了 RAX return 价值。 （内核的系统调用入口点甚至保存了 RCX 和 R11，但此时它们已经被 syscall 指令本身用原始 RIP 和屏蔽前 RFLAGS 值覆盖。）
那些与 R11 一起，是在 函数 调用约定中被调用破坏的非遗留寄存器，因此编译器自然地为内核中的 C 函数生成代码保留 R12-R15，即使 asm 入口点没有保存它们。
目前，64 位 int 0x80 入口点只是将 0 推送到进程状态结构中的调用破坏 R8-R11 寄存器，它将从 return 之前恢复发送给用户 space，而不是原始寄存器值。
从历史上看，来自 32 位用户的 int 0x80 入口点 - space 根本没有 save/restore 这些寄存器。所以它们的值是编译器生成的内核代码。这被认为是无辜的，因为 32 位模式无法读取这些寄存器，直到意识到 user-space 可以远跳到 64 位模式，使用内核使用的相同 CS 值正常的 64 位用户 space 进程，选择系统范围的 GDT 条目。 因此存在内核数据的实际信息泄漏，通过将这些寄存器置零来修复。
IDK 64 位用户 space 与 32 位用户是否曾经或仍然存在单独的入口点，或者它们在 struct pt_regs 布局上有何不同。 int 0x80 泄露 r8..r11 的历史情况对 64 位用户来说没有意义-space；泄漏本来是显而易见的。所以如果他们现在统一了，他们一定不是过去。
根据 x86-64 ABI 关于系统调用部分 A.2 AMD64 Linux 内核
约定，A.2.1 调用约定 [1]:
User-level applications use as integer registers for passing the
sequence %rdi, %rsi, %rdx, %rcx, %r8 and %r9. The kernel interface
uses %rdi, %rsi, %rdx, %r10, %r8 and %r9.
A system-call is done via the syscall instruction. The kernel
destroys registers %rcx and %r11.
The number of the syscall has to be passed in register %rax.
System-calls are limited to six arguments, no argument is passed
directly on the stack.
Returning from the syscall, register %rax contains the result of
the system-call. A value in the range between -4095 and -1
indicates an error, it is -errno.
Only values of class INTEGER or class MEMORY are passed to the
kernel.
从 (2)、(5) 和 (6)，我们可以得出结论，Linux x86-64 系统调用破坏了 %rax、%rcx 和 %r11 (和 "memory").
Link: https://gitlab.com/x86-psABIs/x86-64-ABI/-/wikis/x86-64-psABI [1]
我刚刚浏览了 Linux 内核源代码树并阅读了文件 tools/include/nolibc/nolibc.h。
我看到此文件中的 syscall 在 clobber 列表中使用了 %r8、%r9 和 %r10。
还有一条评论说：
rcx and r8..r11 may be clobbered, others are preserved.
据我所知，syscall 只会破坏 %rax、%rcx 和 %r11（以及记忆）。
有没有 syscall 破坏 %r8、%r9 和 %r10 的真实例子？
只有 64 位模式下的 32 位系统调用（例如，通过 int 0x80）才会对这些寄存器以及 R11 进行操作。 (
syscall 正确地 saves/restores 所有 regs 包括 R8、R9 和 R10，因此使用它的用户 space 可以假设它们保持它们的值，除了 RAX return 价值。 （内核的系统调用入口点甚至保存了 RCX 和 R11，但此时它们已经被 syscall 指令本身用原始 RIP 和屏蔽前 RFLAGS 值覆盖。）
那些与 R11 一起，是在 函数 调用约定中被调用破坏的非遗留寄存器，因此编译器自然地为内核中的 C 函数生成代码保留 R12-R15，即使 asm 入口点没有保存它们。
目前，64 位 int 0x80 入口点只是将 0 推送到进程状态结构中的调用破坏 R8-R11 寄存器，它将从 return 之前恢复发送给用户 space，而不是原始寄存器值。
从历史上看，来自 32 位用户的 int 0x80 入口点 - space 根本没有 save/restore 这些寄存器。所以它们的值是编译器生成的内核代码。这被认为是无辜的，因为 32 位模式无法读取这些寄存器，直到意识到 user-space 可以远跳到 64 位模式，使用内核使用的相同 CS 值正常的 64 位用户 space 进程，选择系统范围的 GDT 条目。 因此存在内核数据的实际信息泄漏，通过将这些寄存器置零来修复。
IDK 64 位用户 space 与 32 位用户是否曾经或仍然存在单独的入口点，或者它们在 struct pt_regs 布局上有何不同。 int 0x80 泄露 r8..r11 的历史情况对 64 位用户来说没有意义-space；泄漏本来是显而易见的。所以如果他们现在统一了，他们一定不是过去。
根据 x86-64 ABI 关于系统调用部分 A.2 AMD64 Linux 内核 约定，A.2.1 调用约定 [1]:
User-level applications use as integer registers for passing the sequence
%rdi,%rsi,%rdx,%rcx,%r8and%r9. The kernel interface uses%rdi,%rsi,%rdx,%r10,%r8and%r9.A system-call is done via the
syscallinstruction. The kernel destroys registers%rcxand%r11.The number of the
syscallhas to be passed in register%rax.System-calls are limited to six arguments, no argument is passed directly on the stack.
Returning from the
syscall, register%raxcontains the result of the system-call. A value in the range between -4095 and -1 indicates an error, it is -errno.Only values of class INTEGER or class MEMORY are passed to the kernel.
从 (2)、(5) 和 (6)，我们可以得出结论，Linux x86-64 系统调用破坏了 %rax、%rcx 和 %r11 (和 "memory").
Link: https://gitlab.com/x86-psABIs/x86-64-ABI/-/wikis/x86-64-psABI [1]