仮想記憶（ページング）

なぜ仮想化するのか

もし全プロセスが物理メモリの番地を直接触っていたら、こうなります。

• あるプロセスのバグが、別プロセスや OS のメモリを 壊せてしまう
• プログラムを書く側が「自分がどの番地に置かれるか」を 毎回気にしないといけない
• 搭載メモリより大きいデータは そもそも扱えない

仮想記憶はこれらをまとめて解決します。各プロセスには 0 番地から始まる連続した広大な仮想アドレス空間（64bit なら理論上 16EB 規模）が与えられ、実際の物理配置は OS と MMU が裏で面倒を見ます。

仕組み：ページとページテーブル

仮想記憶は、メモリを ページ と呼ぶ 固定長のブロック（典型的には 4KB）に区切って管理します。物理側の同じ大きさの枠を ページフレーム と呼びます。

「どの仮想ページが、どの物理フレームに置かれているか」の対応表が ページテーブル です。アドレス翻訳はこう進みます。

仮想アドレス = [ ページ番号 | ページ内オフセット ]
                    │
                    ▼  ページテーブルを引く（MMUが実行）
              物理フレーム番号
                    │
                    ▼
物理アドレス = [ フレーム番号 | ページ内オフセット ]

オフセット（ページ内の位置）はそのまま使い、上位のページ番号だけを翻訳 します。実際の OS では、ページテーブルは数百万エントリにもなるため、多段（マルチレベル）ページテーブル で必要な部分だけを持つのが普通です。

MMU と TLB：翻訳を速くする

アドレス翻訳は メモリアクセスのたびに毎回 発生します。これを CPU 内蔵の MMU（Memory Management Unit） がハードウェアで行います。

ただし、翻訳のためにメモリ上のページテーブルを引くと、それ自体がメモリアクセスになり遅くなります。そこで MMU は、最近使った翻訳結果を TLB（Translation Lookaside Buffer） という小さなキャッシュに保持します。

• TLB ヒット：表を引かずに即座に物理アドレスが分かる（高速）
• TLB ミス：ページテーブルを実際に辿って翻訳し、結果を TLB に入れる

スワップとページフォルト：物理より大きく見せる

物理メモリに乗り切らないページは、OS が ディスク上の領域（スワップ領域 / ページファイル） に退避します。これにより「物理メモリより大きく見せる」が実現します。

プロセスが 物理メモリ上に存在しないページ に触ると、MMU は ページフォルト という例外を発生させ、OS に処理を委ねます。

1. プロセスがページ X にアクセス
2. ページテーブルに「物理に無い」フラグ → ページフォルト発生
3. OS が割り込んで、必要なら空きフレームを確保
   （空きが無ければ既存ページを1つ追い出す＝ページ置換）
4. ディスクからページ X を読み込む
5. ページテーブルを更新し、止めた命令を再実行 → 何事もなく続行

追い出すページの選び方を ページ置換アルゴリズム と呼び、LRU（最近最も使われていないものを優先）などが基本です。スワップ先がディスクのため、ここが頻発すると一気に遅くなります。

用語の対比

仮想記憶まわりは「対になる概念」を押さえると整理できます。

つまずきポイント

• 「仮想メモリ＝スワップ（ページファイル）」ではない。スワップは仮想記憶の一機能にすぎません。仮想記憶の本体は「アドレス翻訳によるプロセス分離」です。スワップを無効化しても仮想記憶は動いています。
• 物理メモリが余っていてもページフォルトは起きる。初回アクセス時に実フレームを割り当てる遅延確保（デマンドページング）があるためです。
• ページが大きいほど常に良い、わけではない。大きいページ（ヒュージページ）は TLB の効率を上げますが、使わない部分まで確保してしまう内部断片化が増えます。

まとめ

• 仮想記憶は 仮想アドレスを物理アドレスに翻訳 する仕組みで、ページ単位 で管理し ページテーブル で対応づける。
• 翻訳は MMU がハードウェアで実行し、TLB でキャッシュして高速化する。
• 物理に無いページは ページフォルト を契機に スワップ から読み込み、物理より大きく見せる。
• 最大の狙いは プロセス分離（互いのメモリを壊せない）と 大きく見せること の両立。

関連して、確保・解放の方針そのものは メモリ管理、複数プロセスの切り替えは プロセスとスレッド も合わせて読むと理解が深まります。