関数呼び出しの仕組み

C言語で関数を呼び出すとき、コンパイラはどのようなアセンブラ命令を生成しているのか。このページでは関数呼び出しに関わる一連の仕組みを順に説明します。

1. 「呼び出し」で解決しなければならない問題

次の C コードを例に考えます。

int add(int a, int b) {
    return a + b;
}

int main(void) {
    int result = add(3, 5);
    return 0;
}

main が add(3, 5) を呼び出すとき、CPU は以下の3つの問題を解決しなければなりません。

1. 引数をどう渡すか — 3 と 5 を add に届ける
2. どこに戻ってくるか — add が終わったら main の続きに戻れる
3. 戻り値をどう受け取るか — add の計算結果を main で使える

これらの取り決めを 呼び出し規約（Calling Convention / ABI） と呼びます。アーキテクチャごとに標準が決まっており、コンパイラはこの規約に従ってコードを生成します。

2. 引数の渡し方（呼び出し規約）

引数は レジスタ を使って渡します。スタックへの書き込みではなくレジスタを使うのは、メモリアクセスより高速だからです。

mov r0, #3   ; 第1引数 a = 3
mov r1, #5   ; 第2引数 b = 5
bl  add

mov edi, 3   ; 第1引数 a = 3
mov esi, 5   ; 第2引数 b = 5
call add

3. 戻り先アドレスの保存

関数が呼び出される前の main の「続き」のアドレスを 戻り先アドレス（Return Address） と呼びます。

CPU がプログラムのどこを実行しているかは プログラムカウンタ（PC / RIP） に記録されています。call や bl 命令はこのカウンタを呼び出し先に書き換えます。そのとき、戻り先アドレスをどこかに保存しておかないと、関数終了後に元の場所に戻れません。

bl add      ; LR ← 戻り先アドレス
            ; PC ← add のアドレス

; add 内での return
bx lr       ; PC ← LR（main に戻る）

call add    ; [rsp] ← 戻り先アドレス
            ; rsp  -= 8
            ; RIP  ← add のアドレス

; add 内での return
ret         ; RIP ← [rsp]（main に戻る）
            ; rsp += 8

4. スタックフレーム

関数が実行される間、ローカル変数や一時データを置くためにスタック上に確保した領域を スタックフレーム と呼びます。

スタックは高アドレス側から低アドレス側に向かって成長します。

「解放」とはスタックポインタを動かすだけ

スタックフレームは関数が終わると 解放 されます。ただし、これはメモリ上の値を消去しているわけではありません。

スタックの確保も解放も、スタックポインタ（SP / RSP）を動かすだけで実現されます。

確保: sub rsp, 16    ; SP を 16 下げる → その領域が「使用中」になる
解放: add rsp, 16    ; SP を 16 上げる → その領域が「空き」になる
                     ; ※ メモリ上の値は残ったまま（次に使う関数が上書きするまで）

フレームの作り方（プロローグ）

push {r7, lr}     ; 呼び出し元の r7（FP）と LR を待避
sub  r7, sp, #0   ; r7（FP）← 現在の SP
sub  sp, sp, #8   ; ローカル変数分のスタック確保

push rbp          ; 呼び出し元の rbp を待避
mov  rbp, rsp     ; rbp ← 現在の rsp（フレーム基点）
sub  rsp, 16      ; ローカル変数分のスタック確保

r7（ARM）・rbp（x86）は フレームポインタ（FP / Base Pointer） と呼ばれ、フレームの基点アドレスを保持します。 ローカル変数へのアクセスは「フレームポインタ ± オフセット」で行います。

; x86-64 の例：ローカル変数 a を [rbp-4] に配置
mov DWORD PTR [rbp-4], edi    ; a = 第1引数（スタックに保存）
mov eax, DWORD PTR [rbp-4]   ; eax = a（読み出し）

フレームの解放（エピローグ）

pop {r7, pc}   ; r7 復元 + PC ← LR（return）

pop rbp        ; rbp 復元
ret            ; RIP ← [rsp]（return）、rsp += 8
; ※ GCC は leave 命令で pop rbp の代わりに使うことがある

スタックの状態（x86-64 の例）

高アドレス
┌──────────────────────────────┐
│  ...（main のフレーム）       │
│  戻り先アドレス（call が積む）  │ ← call add 実行直後
│  保存された rbp               │ ← push rbp で積む
│  ローカル変数 a = 3           │ ← [rbp-4]
│  ローカル変数 b = 5           │ ← [rbp-8]
│  ...（空き）                  │ ← rsp が指す位置
低アドレス

  ↑ pop rbp / ret が実行されると rsp が上に戻り、
    add のフレーム領域は「空き」扱いになる（値は消えない）

5. 関数戻り値の返し方

戻り値（return value）は決まったレジスタに格納して返します。

; x86-64 の add 関数の末尾
mov edx, DWORD PTR [rbp-4]   ; edx = a
mov eax, DWORD PTR [rbp-8]   ; eax = b
add eax, edx                  ; eax = a + b（関数戻り値）
pop rbp
ret                           ; main に戻る。eax に結果が残っている

6. 全体の流れ

main から add(3, 5) を呼び出して戻るまでの一連の流れです。