スワッピングとページング機構の内部

スワップの役割：匿名ページの退避先

物理メモリが逼迫したとき、カーネルは当面使われそうにないページを ストレージへ追い出して（スワップアウト） フレームを空けます。ここで対象になるのは主に 匿名ページ（anonymous page） です。ヒープ・スタック・MAP_ANONYMOUS のように、ディスク上に元データを持たない ページがそれにあたります。

対比すると分かりやすいです。実行ファイルや mmap したファイルの ファイルバックドページ は、元データがファイルにあるため、ダーティでなければ単に捨てるだけで回収でき（再アクセス時はファイルから読み直す）、ダーティならファイルへ書き戻せば済みます。これは ページキャッシュとライトバックの仕組み の領域です。一方、匿名ページは捨てると中身が永久に失われるため、退避先＝スワップ領域 が必要になります。これがスワップの存在理由です。

スワップアウトの手順とスワップエントリ

ページをスワップアウトする流れは次の通りです。

swap_out(page):
    slot = スワップ領域から空きスロットを確保
    if page がダーティ:
        ストレージ(slot)へpage内容を書き出す   # I/O
    各PTEを「スワップエントリ」に書き換える       # not present + slotを記録
    対応するTLBエントリを無効化(flush)
    物理フレームを解放してフリーリストへ返す

鍵は PTE（ページテーブルエントリ）の書き換え です。スワップアウト後、その仮想ページの PTE は not present（無効） になりますが、空にするのではなく スワップエントリ を埋め込みます。これは「どのスワップデバイスのどのスロットに退避したか」を符号化した値で、present ビットが立っていないので CPU から見れば通常の無効ページですが、フォルトハンドラはこのビット列を読んで スワップインすべきだ と判定できます。

再アクセスが起きると、無効 PTE へのアクセスとして ページフォルト が発生します。ハンドラはスワップエントリを解読してスロットを特定し、空きフレームを割り当てて スワップイン I/O を発行、読み終わったら PTE を present に戻して命令を再実行させます。このスワップインは必ずストレージ I/O を伴うため メジャーフォルト です。フォルト処理の全体像は デマンドページングとページフォルト処理 を参照してください。

スワップキャッシュ：二重 I/O と競合の回避

スワップ周りで見落とされがちなのが スワップキャッシュ（swap cache） です。これは page cache の一部を使い、スワップスロットと物理ページの対応 を一時的に保持する仕組みです。目的は二つあります。

第一に 共有ページの整合性。同じ匿名ページを fork 後に親子で共有している場合など、複数の PTE が同一スワップスロットを指すことがあります。一方がスワップインしたとき、その物理ページをスワップキャッシュに登録しておけば、もう一方がフォルトしたときに 再度 I/O せず同じページに繋ぐ だけで済みます。

第二に 書き戻しの省略。スワップインしてもスワップスロットを即解放せず、ページとスロットの対応をキャッシュに残しておくと、その後ページが変更されないまま再びスワップアウトされる場合に 既にスロット上にある内容と同一 なので書き戻し I/O を省けます。ページがダーティになった時点でこの「スロットと同一」の前提が崩れ、スロットは無効化されて次回は書き戻しが必要になります。

kswapd とリクレイム：背景回収と直接回収

空きフレームを作る作業を リクレイム（reclaim, ページ回収） と呼びます。これは二つの経路で起こります。

• kswapd（バックグラウンドリクレイム）：各 NUMA ノードに常駐するカーネルスレッド。空きメモリが low ウォーターマーク を下回ると起床し、high ウォーターマーク まで回復するまで非同期にページを回収します。割り当て要求とは別スレッドで進むため、アプリを止めません。
• direct reclaim（直接回収）：それでも間に合わず、割り当て要求の最中に空きが足りないと、要求したスレッド自身 がその場で回収を行います。これは割り当てパスを 同期的にブロック するので、レイテンシスパイクの主因になります。

空きメモリ
  high ───────────────── kswapd 停止（十分空いている）
  low  ───────────────── kswapd 起床（背景回収開始）
  min  ───────────────── 直接回収＋緊急予約（前景でブロック）
                          ↓ それでも作れない
                        OOM killer

回収対象の選別には LRU 近似 が使われます。Linux はページを active リスト と inactive リスト に分け、さらに 匿名（anon） と ファイル（file） で別管理します。新しく参照されたページは active 側へ昇格し、しばらく参照されないと inactive 側へ降格、inactive の末尾から回収候補になります。この二段構成は厳密 LRU の近似で、スキャンと参照ビット確認のコストを抑えます。アルゴリズムの背景は ページ置換アルゴリズム（LRU・Clock・WSClock） を参照してください。

swappiness：匿名とファイル、どちらを削るか

リクレイム時の根本的な判断は 「ファイルページを捨てるか、匿名ページをスワップアウトするか」 です。これを左右するのが vm.swappiness（0〜200、既定 60）です。

直感的には 大きいほど匿名ページのスワップアウトに積極的、小さいほどファイルページの回収を優先します。重要なのは、これが「スワップする/しない」のオンオフではなく、回収時に anon と file のどちらの LRU をどれだけスキャンするかの重み だという点です。カーネルは swappiness に加えて、両者の 最近の回収コスト（refault 距離＝追い出した直後に再要求された度合い） も観測し、無駄の多い側を避けるよう配分を動的に調整します。

zswap と zram：圧縮スワップの原理

スワップの弱点は ストレージ I/O の遅さ です。これを メモリ内の圧縮 に置き換えるのが圧縮スワップで、二つの方式があります。役割が異なるので混同しないでください。

zram は、メモリの一部を 圧縮された仮想ブロックデバイス として見せ、それをスワップ領域に指定します。ページをスワップアウトすると、ストレージへ書くのではなく LZ4 や zstd で圧縮してメモリ内に格納 します。スワップインは伸長（解凍）するだけで、ディスク I/O は発生しません。実質「メモリを圧縮して詰め込み直す」操作なので、I/O 待ちが消える代わりに CPU 時間と圧縮率分の実効容量増 を得ます。

zswap は、ディスクスワップの 手前に置く圧縮キャッシュ です。スワップアウト対象をまず圧縮してメモリ上のプール（zswap pool）に溜め、プールが一杯になったり圧縮率が悪いページは 背後の本物のスワップデバイスへ書き出します。多くのページがプール内で完結すれば遅いディスク I/O を避けられ、あふれた分だけディスクに逃がす、という二段構えです。

まとめ

• スワップは 匿名ページの退避先。スワップアウト時に PTE を スワップエントリ に書き換え、再アクセス時の メジャーフォルト でスワップインする。
• スワップキャッシュ はスロットと物理ページの対応を保持し、共有ページの二重 I/O と無変更ページの再書き戻しを省く。
• リクレイムは kswapd（背景・非同期） と direct reclaim（前景・同期でブロック） の二経路。active/inactive × anon/file の LRU で候補を選ぶ。
• swappiness は匿名とファイルの回収配分の重み。zram は圧縮 RAM をスワップ先にし、zswap はディスクスワップ前段の圧縮キャッシュとして I/O をメモリ内圧縮へ置き換える。

前提として 仮想記憶のアドレス変換とMMU/TLBの内部 と デマンドページングとページフォルト処理、回収の選別は ページ置換アルゴリズム（LRU・Clock・WSClock）、ファイルページ側の挙動は ページキャッシュとライトバックの仕組み も合わせて読むと全体像が繋がります。