アドレス空間とアドレッシングモード ─ 物理/仮想/I/Oマップ

アドレス空間とは番地の集合である

アドレス空間とは、ある主体が指し示せる番地（アドレス）の全体集合です。n ビットのアドレスを使えば 0 から 2^n - 1 までの 2^n 個の番地を区別でき、これが空間のサイズになります。32 ビットなら 4 GiB、48 ビットなら 256 TiB です。ここで重要なのは、アドレス空間は「メモリの容量」ではなく「区別できる番地の範囲」だという点です。番地の先に DRAM があるとは限らず、デバイスのレジスタや何も存在しない穴（ホール）であることもあります。

主体が誰かによって空間は分かれます。CPU コアが命令で扱う仮想アドレス空間、メモリコントローラやデバイスがバス上で見る物理アドレス空間、そして x86 が持つ独立したI/O ポート空間です。これらは別々の番地体系で、変換や写像によって結び付けられます。

物理アドレス空間とメモリマップ

物理アドレス空間は、CPU の外側（バス）に出た番地が指す世界です。ここには DRAM がまるごと割り付けられますが、それだけではありません。同じ番地体系の中に、デバイスのレジスタ・ROM（ファームウェア）・フレームバッファなどが区間を割り当てられて同居します。この割り付けの設計図をメモリマップと呼びます。

物理アドレス空間（例: 下位4GiB付近）
0x0000_0000  ┌────────────┐
             │ DRAM        │ ← 通常の主記憶
0x8000_0000  ├────────────┤
             │ (ホール)     │ ← 何もない／予約
0xC000_0000  ├────────────┤
             │ MMIO        │ ← デバイスレジスタ
0xFEE0_0000  │ Local APIC  │
0xFFFF_0000  │ Boot ROM    │ ← リセットベクタ
0xFFFF_FFFF  └────────────┘

DRAM が 4 GiB あっても、その一部の番地が MMIO に取られていると、その範囲の DRAM は隠れて見えなくなります（メモリホール）。これが昔の 32 ビット機で「4 GB 積んでも 3.x GB しか使えない」現象の正体です。

MMIO とポートマップド I/O

CPU がデバイスのレジスタを読み書きする方式は、大きく2系統あります。

メモリマップド I/O は、デバイスレジスタを物理アドレス空間の一区画に写像し、普通の load/store でアクセスします。専用命令が要らず、ポインタ経由で扱えるのが利点で、Arm や RISC-V はこの方式に統一しています。

ポートマップド I/O は x86 固有で、メモリとは別の 16 ビット幅（0〜65535）のポート空間を持ち、IN／OUT 命令でのみアクセスします。バス上では専用の信号でメモリアクセスと区別されます。歴史的経緯で残るものの、PCIe など現代のデバイスは設定レジスタもデータ転送も MMIO に寄せており、PMIO は縮小傾向です。

仮想アドレス空間とカーネル/ユーザー分割

仮想アドレス空間は、各プロセスに独立して与えられる番地の集合です。プロセスはあたかも空間全体を独占しているかのように振る舞え、互いのアドレスは衝突しません。CPU が命令で扱う番地はすべて仮想で、MMU がページ単位でこれを物理へ変換します。詳細は仮想メモリとTLBの内部で扱いますが、ここでは空間の構成に注目します。

64 ビット機でも実装するのは全 64 ビットではなく、典型的には 48 ビット（256 TiB）や 57 ビット程度です。この空間を上位と下位に二分し、上位を全プロセス共通のカーネル空間、下位を各プロセス固有のユーザー空間に割り当てるのが定石です。

仮想アドレス空間（x86-64, 48bit実装の例）
0x0000_0000_0000_0000  ┌──────────────┐
                       │ ユーザー空間   │ ← プロセス固有
                       │ (コード/ヒープ/ │   下位アドレス
                       │  スタック)      │
0x0000_7FFF_FFFF_FFFF  └──────────────┘
        （非正準アドレスの穴）
0xFFFF_8000_0000_0000  ┌──────────────┐
                       │ カーネル空間   │ ← 全プロセス共通
0xFFFF_FFFF_FFFF_FFFF  └──────────────┘

カーネル空間を高位に固定写像しておくと、システムコールや割り込みで特権モードへ入ったとき、ページテーブルを切り替えずにカーネルのコードとデータへ到達できます。ユーザーコードがカーネル領域を触ろうとすると、ページテーブルエントリの特権ビット（U/S）により保護違反となり、ページフォルトが上がります。実装上は 48 ビットの有効ビットを最上位まで符号拡張した正準（canonical）アドレスだけが有効で、中間の値はアクセス自体が例外になります。これにより上位・下位の二領域がきれいに分離されます。

アドレッシングモードと有効アドレス

命令がオペランドの在りかを指定する方法がアドレッシングモードです。CPU は指定から**有効アドレス（EA: effective address）**を計算し、それを仮想アドレスとして変換・アクセスに渡します。代表的なモードを示します。

即値とレジスタは番地計算を伴わず、オペランドが命令やレジスタの中にそのまま在ります。直接は絶対番地を命令に埋め込みます。実務で多用されるのはベース＋変位で、ベースレジスタに構造体の先頭ポインタ、変位にメンバのオフセットを置けば、構造体->メンバ が一発で表せます。

配列アクセスに効くのがインデックス＋スケールです。x86-64 の最も一般的な形は次の計算をハードウェアの**アドレス生成ユニット（AGU）**が1サイクルで行います。

有効アドレス = ベース + インデックス × スケール + 変位
EA = (B) + (I) * s + disp        ; s ∈ {1, 2, 4, 8}

たとえば int 配列[i]（要素 4 バイト）なら、ベースに配列先頭、インデックスに i、スケールに 4 を置けば arr + i*4 が一命令で求まります。スケールが要素サイズに対応するため、添字をバイト数へ変換する乗算が不要になります。PC 相対はプログラムカウンタを基準にした変位で、コードをどの番地に置いても正しく動く位置独立コード（PIC）や、近傍の定数・分岐先の参照に使われます。RISC では命令長を一定に保つため即値の幅が限られ、大きな定数は上位／下位に分けて2命令で合成します。

計算から実アクセスまでの流れ

一つのメモリ参照命令が実行される道筋を追うと、3つの空間がどう連なるかが見えます。

1. 有効アドレス計算: AGU がベース＋インデックス×スケール＋変位を加算し、仮想アドレスを得る。
2. アドレス変換: その仮想アドレスを TLB／ページテーブルで物理アドレスへ変換し、同時に特権・読み書き権限を検査する。
3. 空間の振り分け: 物理アドレスがメモリマップ上どの区画かで、DRAM・MMIO・ROM のどれへ向かうかが決まる。MMIO ならキャッシュを迂回してデバイスへ届く。

この一貫した流れがあるからこそ、プログラマは「ポインタを足し引きする」だけで、その先が主記憶でもデバイスレジスタでも同じ構文で扱えます。x86 の PMIO だけは2の変換を経ず、専用命令で I/O 空間へ直接向かう例外的な経路をたどります。

まとめ

• アドレス空間は番地の集合であり、物理空間には DRAM だけでなく MMIO・ROM がメモリマップで同居する。x86 はこれと別に I/O ポート空間を持つが、現代は MMIO 主流。
• 仮想アドレス空間はプロセスごとに独立し、上位をカーネル・下位をユーザーに固定写像して特権ビットで保護する。CPU が扱う番地はすべて仮想で、MMU が物理へ変換する。
• アドレッシングモードは即値・レジスタ・ベース＋変位・インデックス×スケールなどがあり、有効アドレスは「ベース＋インデックス×スケール＋変位」で計算してから変換・アクセスへ渡される。

メモリへ届いた後の挙動はメモリコントローラのスケジューリングが、デバイスへの大量転送がアドレス空間とどう関わるかはDMAとIOMMUの原理が掘り下げます。