デマンドページングとページフォルト処理

デマンドページングとは：確保と居住の分離

mmap や malloc でメモリを確保しても、その瞬間に物理ページが割り当てられるわけではありません。カーネルがやるのは、プロセスの仮想アドレス空間に どの範囲が何の用途か を記述した区間（Linux でいう VMA, virtual memory area）を登録するだけです。物理メモリ（フレーム）は そのページに実際にアクセスした瞬間 に初めて与えられます。これが デマンドページング（demand paging） で、「要求があってから（on demand）載せる」遅延戦略です。

狙いは二つあります。第一に 起動が速い：実行ファイルが数十 MB あっても、最初に触れる数ページだけ読み込めば動き出せます。第二に メモリを節約できる：確保したが一度も触らない領域には物理ページが付かないため、malloc の予約と実使用の差がメモリを食いません。鍵となるのは、ページテーブルのエントリ（PTE）を 「無効（not present）」 のままにしておき、CPU のアクセスでわざと例外を起こさせる点です。

ページフォルトの発生：ハードウェアからハンドラへ

CPU が仮想アドレスを物理アドレスへ変換しようとして、対応する PTE が無効、または許可されていないアクセス（読み取り専用ページへの書き込みなど）だった場合、MMU は ページフォルト例外 を上げます。これは同期例外（フォルト）で、命令の途中で発生し、原因を解決すれば 同じ命令をやり直せる ように設計されています。

ハードウェアはフォルト時に、フォルトを起こした アドレス（x86 なら CR2 レジスタ）と、エラーコード（読み/書き、ユーザ/カーネル、存在しない/権限違反 の別）をカーネルに渡します。カーネルのページフォルトハンドラはこれを入口に処理を始めます。アドレス変換の前提は 仮想記憶のアドレス変換とMMU/TLBの内部 を参照してください。

ハンドラの最初の仕事は 正当性の判定 です。フォルトアドレスがプロセスのどの VMA に属するかを探し、その VMA に記録された許可（読み/書き/実行）と照合します。ここで二つに分かれます。

• VMA が存在し、アクセスが許可と矛盾しない → 正当なフォルト。物理ページを用意して PTE を埋め、命令を再実行させる。
• VMA が無い、または許可違反（読み取り専用への書き込みで CoW でもない、実行不可領域の実行など）→ 不正アクセス。ユーザ空間なら SIGSEGV を送る。

マイナーフォルトとメジャーフォルト

正当なフォルトは、ディスク I/O を伴うか否か でさらに二分されます。この区別が性能を支配します。

マイナーフォルト（minor / soft fault） は、解決に必要なページがすでに物理メモリのどこかに居る場合です。たとえば他プロセスがロード済みの共有ライブラリページに自分が初めてマップするとき、中身は page cache にあるので 新しい I/O は要らず、自分の PTE をそのページへ向けるだけ で済みます。CoW による複製も、コピー元はメモリ上にあるためマイナーに分類されます。

メジャーフォルト（major / hard fault） は、必要なデータがメモリに無く ストレージから読み込む ケースです。プロセスは I/O 完了までブロックされるため、待ち時間がマイナーより桁違いに長くなります。つまり アプリの体感速度を決めるのはメジャーフォルトの発生回数 であり、チューニングの主目標になります。/proc/<pid>/stat の minflt/majflt、ps -o min_flt,maj_flt、vmstat などで両者を計測できます。

ハンドラの分岐：何を埋めるか

正当なフォルトと判定された後、ハンドラは VMA の種類とアクセス内容から 物理ページの中身をどう用意するか を分岐します。

page_fault(addr, error_code):
    vma = find_vma(addr)
    if vma が無い or 許可違反:
        → SIGSEGV（不正アクセス）

    if 書き込みフォルト and PTE が read-only:
        # 共有読み取り専用ページへの書き込み
        → CoWフォルト：ページを複製し、複製先を書込可で繋ぐ（マイナー）

    elif PTE が「スワップ済み」を示す:
        → スワップインI/Oを発行（メジャー）、復帰後にPTEを繋ぐ

    elif 匿名マッピング（ヒープ/スタック/MAP_ANONYMOUS）:
        → ゼロ初期化ページを割り当てPTEを繋ぐ（多くはマイナー）

    else:  # ファイルバックドマッピング
        if 該当ページが page cache に在る:
            → そのページに繋ぐ（マイナー）
        else:
            → ファイルから読み込み（メジャー）＋ 先読み

要点を順に押さえます。

• 匿名ページ（anonymous）：ヒープやスタック、MAP_ANONYMOUS の初回アクセス。中身の出所が無いので ゼロで初期化 したページを与えます。多くの OS は読み取りの初回フォルトを 共有のゼロページ に読み取り専用で繋ぐ最適化を持ち、書き込みが来て初めて専用ページを割り当てます（これも CoW の一形態でマイナー）。
• ファイルバックドページ（file-backed）：実行ファイルや mmap したファイル。該当オフセットのページが page cache にあればマイナー、無ければファイルからの読み込みでメジャーになります。仕組みは メモリマップトファイル（mmap） を参照。
• スワップ済みページ：以前 ページ置換アルゴリズム によって追い出されたページ。PTE にスワップの位置が記録されており、スワップインの I/O（メジャー）で復帰させます。

CoW フォルトとの関係

CoW（コピーオンライト）は、ページフォルト機構の上に成り立つ典型例です。fork 直後、親子は同じ物理ページを 読み取り専用 で共有します。どちらかが書き込もうとすると、読み取り専用ページへの書き込みとして ページフォルトが発生 し、ハンドラが「これは権限違反ではなく CoW だ」と判定して そのページだけを複製、書き込み側の PTE を新しいページに書込可で繋ぎ直します。

ここで重要なのは分類です。CoW フォルトはマイナーフォルト です。コピー元のページは必ずメモリ上にあるため、ディスク I/O が発生しないからです。コストはページ複製（memcpy）とページ割り当てであり、メジャーのような I/O 待ちはありません。詳細な動作は コピーオンライト（CoW） を参照してください。

先読み（readahead）：メジャーフォルトをまとめる

メジャーフォルトは I/O 待ちが重いので、1 回の I/O でまとめて多くのページを取り込む ことが効きます。これが 先読み（readahead） です。フォルトしたページの周辺（後続のオフセット群）を、まだ要求されていなくても投機的に読み込んでおきます。

効く理由は 空間的局所性 と I/O の固定コスト にあります。ディスク（特に回転体）では、シークなどの固定コストが 1 回の I/O に乗るため、1 ページずつ N 回読むより連続した N ページを 1 回で読むほうが圧倒的に速い。先読みが当たれば、後続ページは到達時点で page cache に居るので メジャーが起きずマイナーで済む、あるいはフォルトすら起きません。

逐次アクセス時の効果:
  先読みなし:  fault→read(1) … fault→read(1) … fault→read(1)   ← 毎回I/O待ち
  先読みあり:  fault→read(N) ………………………                ← 1回のI/Oで後続Nページを充填
               以降は cache ヒット（メジャーが消える）

カーネルはアクセスパターンを観測して 先読みの量を適応的に調整 します。逐次アクセスを検知すると先読み窓（read-ahead window）を広げ、ヒットが続く限り拡大します。逆にランダムアクセスを検知すると先読みを縮小・停止します。無駄な先読みは page cache を汚し、本当に要るページを追い出して逆効果になるためです。madvise の MADV_SEQUENTIAL/MADV_RANDOM/MADV_WILLNEED でアプリ側からヒントを与え、この挙動を制御できます。

まとめ

• デマンドページング は、確保時には PTE を無効のままにし、初回アクセスのページフォルトで初めて物理ページを埋める 遅延戦略。起動を速くし、確保量に対して RSS を小さく保つ。
• ハンドラはまず VMA 照合で正当性を判定 し、不正なら SIGSEGV。正当なフォルトは 匿名・ファイル・スワップ・CoW に分岐して中身を用意する。
• フォルトは マイナー（I/Oなし） と メジャー（I/Oあり） に分かれ、体感性能を支配するのはメジャーの回数。CoW フォルトはコピー元がメモリ上にあるためマイナー。
• 先読み（readahead） は周辺ページを投機的に読み、メジャーをまとめて減らす。逐次では有効、ランダムでは逆効果になりうるため適応制御される。

前提は 仮想記憶のアドレス変換とMMU/TLBの内部 と メモリマップトファイル（mmap）、追い出し側の論理は ページ置換アルゴリズム、書き込み時複製は コピーオンライト（CoW） も合わせて読むと全体像が繋がります。