仮想メモリ

コンピューティングにおいて、仮想メモリ、または仮想ストレージ^[b]は、「特定のマシンで実際に利用可能なストレージリソースの理想的な抽象化」^[3]を提供し、「ユーザーに非常に大きな（メイン）メモリがあるという錯覚を生み出す」メモリ管理技術です。^[4]

コンピュータのオペレーティング システムは、ハードウェアとソフトウェアの組み合わせを使用して、プログラムが使用するメモリ アドレス( 仮想アドレス )をコンピュータ メモリの物理アドレスにマッピングします。プロセスまたはタスクから見ると、主記憶装置は、連続したアドレス空間または連続したセグメントの集合として表示されます。オペレーティング システムは、仮想アドレス空間と、実メモリの仮想メモリへの割り当てを管理します。^{[5] CPU 内のアドレス変換ハードウェア (}メモリ管理ユニット(MMU)と呼ばれることが多い) は、仮想アドレスを物理アドレスに自動的に変換します。オペレーティング システム内のソフトウェアは、たとえばディスク ストレージを使用してこれらの機能を拡張し、実メモリの容量を超える仮想アドレス空間を提供して、コンピュータに物理的に存在するよりも多くのメモリを参照することができます。

仮想メモリの主な利点としては、アプリケーションが共有メモリ領域を管理する必要がなくなる、ライブラリが使用するメモリをプロセス間で共有できる、メモリの分離によりセキュリティが強化される、ページングやセグメンテーションの手法を使用して物理的に使用可能なメモリよりも多くのメモリを概念的に使用できる、などが挙げられます。

仮想メモリは、物理メモリの断片化を隠し、メモリ階層の管理の負担をカーネルに委任することで（プログラムがオーバーレイを明示的に処理する必要がなくなる）、各プロセスが独自の専用アドレス空間で実行されるときにプログラム コードを再配置したり、相対アドレス指定でメモリにアクセスしたりする必要がなくなるため、アプリケーション プログラミングが容易になります。

メモリ仮想化は、仮想メモリの概念の一般化と考えることができます。

仮想メモリは現代のコンピュータアーキテクチャの不可欠な部分であり、実装には通常、CPUに組み込まれたメモリ管理ユニットの形でハードウェアサポートが必要です。必須ではありませんが、エミュレーターと仮想マシンは、仮想メモリ実装のパフォーマンスを向上させるためにハードウェアサポートを使用できます。^{[6] 1960年代のメイン}フレーム用のものや、1980年代前半から中期のパーソナルコンピュータ用のもの（DOSなど）などの古いオペレーティングシステム^[7]には、一般に仮想メモリ機能がありません^{[疑わしい-議論]}が、1960年代のメインフレームの注目すべき例外には以下が含まれます。

• アトラスのアトラススーパーバイザー
• Electrologica X8用のマルチプログラミング システム(ハードウェア サポートなしのソフトウェア ベースの仮想メモリ)
• Burroughs B5000のMCP
• IBM System/360 モデル 67用のMTS、TSS/360、CP/CMS
• GE 645用Multics
• RCA Spectra 70/46用タイムシェアリング オペレーティングシステム

1960 年代から 1970 年代初頭にかけて、コンピュータ メモリは非常に高価でした。仮想メモリの導入により、メモリを大量に必要とするソフトウェア システムを、実メモリの少ないコンピュータで実行できるようになりました。これにより節約できたコストは、すべてのシステムを仮想メモリに切り替える強い動機となりました。仮想アドレス空間を提供するという追加機能により、セキュリティと信頼性のレベルがさらに高まり、仮想メモリは市場にとってさらに魅力的なものとなりました。

仮想メモリをサポートする最近のオペレーティング システムのほとんどは、各プロセスを専用のアドレス空間で実行します。そのため、各プログラムは仮想メモリに単独でアクセスできるように見えます。ただし、一部の古いオペレーティング システム ( OS/VS1やOS/VS2 SVSなど) や最近のオペレーティング システム ( IBM iなど) は、単一アドレス空間のオペレーティング システムであり、すべてのプロセスを仮想化メモリで構成された単一のアドレス空間で実行します。

非常に高速で非常に安定した応答時間を必要とする組み込みシステムやその他の特殊用途のコンピュータ システムでは、決定性が低下するため、仮想メモリを使用しないことを選択する場合があります。仮想メモリ システムは、予測不可能なトラップをトリガーし、特にトラップでデータを二次メモリからメイン メモリに読み込む必要がある場合は、入力に対する応答に望ましくない予測不可能な遅延が生じる可能性があります。仮想アドレスを物理アドレスに変換するハードウェアは、通常、実装にかなりのチップ領域を必要としますが、組み込みシステムで使用されるすべてのチップにそのハードウェアが含まれているわけではありません。これが、組み込みシステムの一部で仮想メモリが使用されないもう 1 つの理由です。

1950年代には、すべての大規模プログラムには、オーバーレイなどの一次記憶と二次記憶を管理するロジックが含まれている必要がありました。そのため、仮想メモリは一次記憶を拡張するだけでなく、プログラマがそのような拡張をできるだけ簡単に使用できるようにするために導入されました。^[8]マルチプログラミングとマルチタスクを可能にするために、多くの初期のシステムでは、レジスタを介してPDP-10の初期モデルのように仮想メモリを使用せずに複数のプログラム間でメモリを分割していました。

仮想記憶の概念は、1956年にベルリン工科大学のドイツの物理学者フリッツ・ルドルフ・ギュンチュが博士論文「複数の非同期回転ドラムと自動高速記憶操作を備えたデジタルコンピュータの論理設計」^{[9] [10]}の中で初めて開発したという主張は、注意深く精査すると納得できない。ギュンチュが提案した（しかし構築されることはなかった）コンピュータは、10 ⁵ワードのアドレス空間を持ち、それがドラムの10 ⁵ワード に正確にマッピングされていた。つまり、アドレスは実際のアドレスであり、仮想記憶の重要な機能である間接マッピングの形式はなかった。ギュンチュが発明したのはキャッシュメモリの一種であり、彼の高速メモリはドラムから取得したコードまたはデータのいくつかのブロックのコピーを格納することを意図していたためである。実際、彼は次のように書いている（翻訳^[11]の引用）。「プログラマーはプライマリーメモリの存在を意識する必要はない（存在すら知る必要はない）。なぜなら、アドレスは 1 種類しかないため、あたかもストレージが1 つしかないかのようにプログラムできるからだ。」これはキャッシュメモリを備えたコンピューターの状況とまったく同じで、その最も初期の商用例の 1 つが IBM System/360 Model 85 だった。[ ^12] Model 85 では、すべてのアドレスはメインコアストアを参照する実際のアドレスだった。ユーザーには見えない半導体キャッシュストアには、現在実行中のプログラムが使用しているメインストアの一部の内容が保持されていた。これは、マルチプログラミングに伴う問題を解決するためではなく、パフォーマンスを向上させる手段として設計された Güntsch のシステムとまったく同じである。

最初の真の仮想記憶システムは、マンチェスター大学でアトラスコンピュータの一部として1レベルストレージシステム^[13]を作成するために実装されたものでした。これは、プログラマが使用できる仮想アドレスを、16,384ワードのプライマリコアメモリと98,304ワードのセカンダリドラムメモリで構成される実メモリにマップするページングメカニズムを使用しました。^[14]アトラスに仮想記憶を追加したことで、主記憶と二次記憶間のデータ転送の計画とスケジュール、および主記憶のサイズが変更されるたびにプログラムを再コンパイルするという、差し迫ったプログラミングの問題も解消されました。^[15]最初のアトラスは1962年に委託されましたが、ページングの実用的なプロトタイプは1959年までに開発されていました。^{[8] : 2  [16] [17]}

1958年には早くも、シェル研究所に勤務していたロバート・S・バートンは、プログラマーが二次記憶からのオーバーレイ、つまり仮想記憶を気にするのではなく、主記憶は自動的に割り当てられるべきだと提案した。^{[18] : 49  [19]} 1960年までにバートンはバロウズB5000プロジェクトの主任設計者となった。1959年から1961年にかけて、WRロナーガンはバロウズ製品計画グループのマネージャーを務め、グループにはバートン、コンサルタントのドナルド・クヌース、そしてポール・キングがいた。1960年5月、UCLAは「巨大コンピュータの使用と活用」と題する2週間のセミナーを開催し、ポール・キングと他の2名が参加した。スタン・ギルはアトラスIコンピュータの仮想記憶についてのプレゼンテーションを行った。ポール・キングはそのアイデアをバロウズに持ち帰り、B5000のコア部分に仮想記憶を設計することが決定された。^{[18] : 3}。バローズ社は1964年に仮想メモリを搭載した最初の商用コンピュータとしてB5000をリリースした。^[20]

IBMはCP-40とCP-67でハイパーバイザーの概念を開発し^[c]、1972年にS/370にVirtual Machine Facility/370として提供しました。^[22] IBMは3081の370-XAの一部としてStart Interpretive Execution ( SIE )命令を導入し、それを活用するためにVMのVM/XAバージョンを導入しました。

仮想メモリが主流のオペレーティングシステムに実装されるまでには、多くの問題を解決する必要がありました。動的アドレス変換には、高価で構築が難しい専用ハードウェアが必要であり、初期の実装ではメモリへのアクセスがわずかに遅くなりました。^[8]二次記憶装置を利用するシステム全体の新しいアルゴリズムは、以前に使用されていたアプリケーション固有のアルゴリズムよりも効果が低いのではないかとの懸念がありました。 1969年までに、商用コンピュータの仮想メモリに関する議論は終了しました。 ^[8] David Sayre率いるIBMの研究チームは、仮想メモリオーバーレイシステムが、手動で制御される最良のシステムよりも一貫して優れていることを示しました。^[23] 1970年代を通じて、仮想ストレージベースのオペレーティングシステムを実行するIBM 370シリーズは、ビジネスユーザーに対して、複数の古いシステムを、価格性能比が向上した少数の強力なメインフレームに移行する手段を提供しました。 仮想メモリを導入した最初のミニコンピュータは、ノルウェー のNORD-1でした。

仮想メモリは、Intel 80286プロセッサの保護モードでx86アーキテクチャに導入されましたが、セグメント スワッピング技術は、セグメント サイズが大きい場合の拡張性が低かったです。Intel 80386では、既存のセグメンテーションレイヤーの下にページング サポートが導入され、ページ フォールト例外が二重フォールトなしで他の例外と連鎖できるようになりました。ただし、セグメント記述子の読み込みはコストのかかる操作であるため、オペレーティング システムの設計者は、ページングとセグメンテーションの組み合わせではなく、ページングのみに頼るようになりました。^{[引用が必要]}

現在の仮想メモリの実装のほぼすべてでは、仮想アドレス空間をページ（連続した仮想メモリアドレスのブロック）に分割しています。現代の^{[d]システムのページは通常4}キロバイト以上の大きさです。仮想アドレス範囲や実メモリの量が大きいシステムでは、通常、より大きなページサイズを使用します。^[24]

ページテーブルは、アプリケーションが参照する仮想アドレスを、ハードウェアが命令を処理するために使用する物理アドレスに変換するために使用されます。 ^[25]この特定の変換を処理するハードウェアは、メモリ管理ユニットと呼ばれることがよくあります。ページテーブルの各エントリは、対応するページが実メモリ内にあるかどうかを示すフラグを保持します。実メモリ内にある場合、ページテーブルエントリには、ページが格納されている実メモリアドレスが含まれます。ハードウェアによってページが参照されたときに、そのページのページテーブルエントリが現在実メモリ内にないことを示している場合、ハードウェアはページフォールト例外を発生させ、オペレーティングシステムのページングスーパーバイザコンポーネントを呼び出します。

システムには、例えば、システム全体に対して 1 つのページ テーブル、各アドレス空間またはプロセスに対して個別のページ テーブル、各セグメントに対して個別のページ テーブルなどがある場合があります。同様に、システムには、セグメント テーブルがない、システム全体に対して 1 つのセグメント テーブル、各アドレス空間またはプロセスに対して個別のセグメント テーブル、各アドレス空間またはプロセスに対する領域テーブルのツリー^[e]内の各領域に対して個別のセグメント テーブルなどがある場合があります。ページ テーブルが 1 つしかない場合、同時に実行される異なるアプリケーションは、単一の仮想アドレス範囲の異なる部分を使用します。ページ テーブルまたはセグメント テーブルが複数ある場合は、複数の仮想アドレス空間が存在し、個別のページ テーブルを持つ同時実行アプリケーションは、異なる実アドレスにリダイレクトされます。

SDS 940などの実メモリ サイズが小さい以前のシステムでは、アドレス変換にメモリ内のページ テーブルではなく ページ レジスタを使用していました。

オペレーティング システムのこの部分は、ページ テーブルと空きページ フレームのリストを作成し、管理します。ページ フォールトを迅速に解決するために十分な空きページ フレームを確保するために、システムは、 LRU ( Least Recently Used ) アルゴリズムなどのページ置換アルゴリズムを使用して、割り当てられたページ フレームを定期的に盗むことがあります。盗まれたページ フレームが変更された場合は、空きキューに追加される前に補助ストレージに書き戻されます。一部のシステムでは、ページング スーパーバイザーは、ページ テーブルから自動的にロードされない変換レジスタの管理も担当します。

通常、解決できないページ フォールトは、アプリケーションを異常終了させます。ただし、一部のシステムでは、アプリケーションがこのようなエラーの例外ハンドラを持つことができます。ページング スーパーバイザは、詳細に応じて、いくつかの異なる方法でページ フォールト例外を処理します。

• 仮想アドレスが無効な場合、ページング スーパーバイザーはそれをエラーとして扱います。
• ページが有効であり、ページ情報が MMU にロードされていない場合、ページ情報はページ レジスタの 1 つに格納されます。
• ページが初期化されていない場合は、新しいページ フレームが割り当てられ、クリアされることがあります。
• 目的のページを含む盗まれたページ フレームがある場合、そのページ フレームが再利用されます。
• 読み取り保護されたページへの書き込み試行による障害の場合、それがコピーオンライト ページであれば、空きページ フレームが割り当てられ、古いページの内容がコピーされます。それ以外の場合は、エラーとして扱われます。
• 仮想アドレスがメモリマップファイルまたはページングファイル内の有効なページである場合、空きページフレームが割り当てられ、ページが読み込まれます。

ほとんどの場合、ページ テーブルが更新され、その後にトランスレーション ルックアサイド バッファー (TLB) が消去され、システムは例外の原因となった命令を再起動します。

空きページ フレーム キューが空の場合、ページング スーパーバイザーは、ページ スチールと同じページ置換アルゴリズムを使用してページ フレームを解放する必要があります。

オペレーティング システムには、固定された (二次ストレージにスワップされない) メモリ領域があります。使用される他の用語には、ロックされたページ、固定されたページ、または固定されたページがあります。たとえば、割り込みメカニズムは、 I/O完了やページ フォールトなどのハンドラーへのポインターの配列に依存します。これらのポインターを含むページまたはそれらが呼び出すコードがページング可能であれば、割り込み処理ははるかに複雑になり、時間がかかるようになります。特にページ フォールト割り込みの場合です。したがって、ページ テーブル構造の一部はページングできません。

一部のページは短期間ピン留めされる可能性があり、他のページは長期間ピン留めされる可能性があり、さらに他のページは永続的にピン留めされる必要がある場合があります。例:

• ページが存在する二次記憶装置のページング スーパーバイザー コードとドライバーは永続的に固定する必要があります。そうしないと、必要なコードが利用できないため、ページングが機能しなくなります。
• タイミングに依存するコンポーネントは、可変ページング遅延を回避するために固定される場合があります。
• 直接メモリ アクセスまたはI/O チャネルを使用する周辺デバイスによって直接アクセスされるデータ バッファーは、I/O 操作の実行中は固定ページに存在する必要があります。これは、このようなデバイスと、それらに接続されているバスが、物理メモリ アドレスにあるデータ バッファーを見つけることを期待しているためです。バスにI/O 用のメモリ管理ユニットがあるかどうかに関係なく、ページ フォールトが発生した場合に転送を停止して、ページ フォールトが処理されたときに再開することはできません。たとえば、データは測定センサー ユニットから取得される可能性があり、ページ フォールトが原因で失われたリアルタイム データは回復できません。

IBM のSystem/370および後継システム向けオペレーティング システムでは、用語は「固定」であり、このようなページは長期固定、短期固定、または非固定 (つまりページング可能) である可能性があります。システム制御構造は長期固定 (ウォールクロック時間で測定、つまり 1 秒の何分の 1 かの時間ではなく秒単位で測定) であることが多いのに対し、I/O バッファは通常短期固定 (通常はウォールクロック時間よりも大幅に短い時間で測定、場合によっては数十ミリ秒) です。実際、OS にはこれらの短期固定データ バッファを「高速固定」するための特別な機能があります (固定は時間のかかるスーパーバイザ コール命令に頼らずに実行されます)。

Multics では、「有線」という用語が使用されていました。OpenVMSとWindows では、一時的にページング不可能になったページ (I/O バッファなど) を「ロック」と呼び、ページング不可能なページを単に「ページング不可能」と呼びます。Single UNIX 仕様でも、の仕様で「ロック」という用語が使用されており 、多くのUnix 系システムのマニュアル ページでも同様に使用されています。 mlock()mlock()

OS/VS1および類似の OSでは、システム メモリの一部が「仮想実」モード (「V=R」と呼ばれる) で管理されます。このモードでは、すべての仮想アドレスが同じ実アドレスに対応します。このモードは、割り込みメカニズム、古いシステムのページング スーパーバイザとページ テーブル、および非標準の I/O 管理を使用するアプリケーション プログラムに使用されます。たとえば、IBM の z/OS には 3 つのモード (仮想-仮想、仮想-実、仮想-固定) があります。^{[引用が必要]}

ページングとページ スチールを使用すると、「スラッシング」^[27]と呼ばれる問題が発生する可能性があります。これは、コンピューターがページをバックアップ ストアとの間で転送するのに不適切に長い時間を費やし、有用な作業が遅くなる問題です。タスクのワーキング セットとは、タスクが効果的に進行するためにメモリ内に存在する必要があるページの最小セットです。スラッシングは、すべてのアクティブなプログラムのワーキング セットを格納するのに十分なメモリがない場合に発生します。実メモリを追加するのが最も簡単な対応ですが、アプリケーションの設計、スケジュール、およびメモリ使用法の改善も役立ちます。別の解決策は、システム上のアクティブなタスクの数を減らすことです。これにより、1 つまたは複数のプロセスのワーキング セット全体がスワップ アウトされ、実メモリの需要が削減されます。

システムスラッシングは、少数の実行中のプログラムからのページ需要の急増が原因であることが多い。スワップトークン^[28]は軽量で動的なスラッシング保護メカニズムである。基本的な考え方は、システムにトークンを設定し、スラッシングが発生したときにページフォールトが発生したプロセスにランダムに付与するというものである。トークンを持つプロセスには、ワーキングセットを構築するためにより多くの物理メモリページを割り当てる特権が与えられ、これにより、実行が迅速に終了し、メモリページが他のプロセスに解放されることが期待される。トークンを1つずつ引き渡すために、タイムスタンプが使用される。スワップトークンの最初のバージョンは、Linux 2.6で実装された。^[29] 2番目のバージョンは、プリエンプトスワップトークンと呼ばれ、Linux 2.6にもある。^[29]この更新されたスワップトークンの実装では、スワップアウトページの数を追跡するために、プロセスごとに優先度カウンタが設定される。トークンは常に、スワップアウトページ数が多い高優先度のプロセスに与えられる。タイムスタンプの長さは一定ではなく、優先度によって決まります。つまり、プロセスのスワップアウト ページの数が多いほど、タイムスタンプは長くなります。

Burroughs B5500 ^[30]や現在の Unisys MCP システム^[31]などの一部のシステムでは、ページングの代わりにセグメンテーションを使用しており、仮想アドレス空間を可変長のセグメントに分割しています。セグメンテーションを使用すると、割り当てられたメモリ ブロックは、コンピュータの物理的なビューではなく、プログラムの論理的なニーズと要求に一致しますが、ページ自体はメモリ内の人工的な区分です。B5000 の設計者は、ページの人工的なサイズがプロクルステスの性質を持つことに気付いたでしょう。この話は、後にB1000の正確なデータ サイズにも使用されました。^[32]

Burroughs および Unisys システムでは、各メモリ セグメントはマスター記述子によって記述されます。マスター記述子は単一の絶対記述子であり、他の相対 (コピー) 記述子によって参照される可能性があり、プロセス内またはプロセス間で共有が行われます。記述子は、MCP システムにおける仮想メモリの動作の中心です。記述子には、セグメントのアドレスだけでなく、アドレスがメイン メモリ内のセグメントを指すのか、二次ストレージ ブロックを指すのかを示す「p ビット」または「プレゼンス ビット」によって示される仮想メモリ内のセグメント長とステータスが含まれます。非常駐セグメント (p ビットがオフ) にアクセスすると、指定されたアドレスの二次ストレージからセグメントをロードするための割り込みが発生するか、アドレス自体が 0 の場合は新しいブロックが割り当てられます。後者の場合、記述子の長さフィールドを使用して、その長さのセグメントが割り当てられます。

セグメント化方式を使用する場合のスラッシングのさらなる問題は、チェッカーボード化です。^[33]この場合、すべての空きセグメントが小さすぎて、新しいセグメントの要求を満たすことができません。解決策は、メモリ圧縮を実行して、すべての使用済みセグメントをまとめてパックし、さらにセグメントを割り当てることができる大きな空きブロックを作成することです。各セグメントには1つのマスター記述子があるため、すべてのコピーがマスター記述子を参照するため、新しいブロックアドレスは1つの記述子で更新するだけで済みます。

ページングは​​断片化から逃れられません。断片化はページ内部で発生します (内部断片化)。要求されたブロックがページより小さい場合、ページ内の一部のスペースが無駄になります。ブロックがページより大きいサイズを必要とする場合、別のページの小さな領域が必要になるため、大きなスペースが無駄になります。断片化は、このようにプログラマーに渡される問題となり、プログラマーは特定のページ サイズに合わせるためにプログラムを変更する可能性があります。セグメンテーションでは、断片化はセグメントの外部で発生します (外部断片化)。したがって、システムの問題になります。これが、そもそも仮想メモリの目的で、プログラマーがメモリに関する考慮をしなくて済むようにするものでした。マルチプロセッシング システムでは、システムの最適な動作は、いつでも独立したプロセスの組み合わせによって決まります。セグメンテーションとページングのハイブリッド スキームが使用される場合があります。

Intel 80286 はオプションとして同様のセグメンテーション スキームをサポートしていますが、ほとんど使用されません。

セグメンテーションとページングは​​、各セグメントをページに分割することで併用できます。MulticsやIBM System/38などのこのメモリ構造を持つシステムでは、通常、ページングが主流であり、セグメンテーションによってメモリが保護されます。^{[34] [35] [36]}

Intel 80386およびそれ以降のIA-32プロセッサでは、セグメントは32 ビットの線形のページ アドレス空間に存在します。セグメントはその空間に出入りできます。また、そこにあるページはメイン メモリに「ページ」インおよびページアウトできるため、2 つのレベルの仮想メモリが提供されます。これを実行するオペレーティング システムはほとんどなく、代わりにページングのみを使用します。初期のハードウェア支援のないx86 仮想化ソリューションでは、ページングとセグメンテーションを組み合わせていました。これは、x86 ページングでは 2 つの保護ドメインしか提供されないのに対し、VMM、ゲスト OS、またはゲスト アプリケーション スタックでは 3 つの保護ドメインが必要であるためです。^{[37] : 22}ページング システムとセグメンテーション システムの違いは、メモリの分割だけではありません。セグメンテーションは、メモリ モデル セマンティクスの一部として、ユーザー プロセスから認識されます。したがって、メモリは単一の大きな空間のように見えるのではなく、複数の空間に構造化されます。

この違いは重要な意味を持つ。セグメントは可変長のページではなく、アドレス空間を長くする単純な方法でもない。プロセスメモリとファイルシステムを区別しない単一レベルのメモリモデルを提供できるセグメンテーションは、プロセスの潜在的なアドレス空間にマップされたセグメント（ファイル）のリストのみで構成される。^[38]

これは、 mmapやWin32の MapViewOfFileなどの呼び出しによって提供されるメカニズムとは異なります。これは、ファイルを半任意の場所にマッピングするときにファイル間ポインタが機能しないためです。Multics では、ファイル (または複数セグメント ファイルのセグメント) はアドレス空間内のセグメントにマッピングされるため、ファイルは常にセグメント境界にマッピングされます。ファイルのリンケージ セクションには、ポインタをレジスタにロードしようとしたり、ポインタを介して間接参照を行おうとするとトラップが発生するポインタを含めることができます。未解決のポインタには、ポインタが参照するセグメントの名前とセグメント内のオフセットが含まれます。トラップのハンドラーは、セグメントをアドレス空間にマッピングし、セグメント番号をポインタに入れ、ポインタのタグ フィールドを変更してトラップが発生しないようにし、トラップが発生したコードに戻って、トラップの原因となった命令を再実行します。^{[39]これにより}リンカーの必要性が完全になくなり^[8]、異なるプロセスが同じファイルをプライベートアドレス空間内の異なる場所にマップする場合でも機能します。^[40]

一部のオペレーティング システムでは、ページングとセグメント化の機能に加えて、アドレス空間全体のスワップも提供しています。スワップが行われると、OS は現在実メモリにあるページとセグメントをスワップ ファイルに書き込みます。スワップインでは、OS はスワップ ファイルからデータを読み取りますが、スワップ アウト操作時にページ アウトされたページを自動的には読み取りません。

IBM のMVS は、OS/VS2 リリース 2からz/OSまで、アドレス空間をスワップ不可としてマークする機能を備えています。この方法では、アドレス空間のページは固定されません。これは、スワップ不可フラグ付きのプログラム プロパティ テーブルに適切な^[41]メイン プログラムの名前を入力することで、ジョブの実行中は実行できます。さらに、特権コードは、SYSEVENTスーパーバイザ コール命令(SVC) を使用して、アドレス空間を一時的にスワップ不可にすることができます。アドレス空間プロパティの特定の変更^[42]では、OS が SYSEVENT TRANSWAP を使用してアドレス空間をスワップアウトしてから、再びスワップインする必要があります。^[43]

たとえば、複数のジョブが同じストレージ領域にスワップインおよびスワップアウトされる場合、スワッピングには必ずしもメモリ管理ハードウェアは必要ありません。

• ヘネシー、ジョン L.、パターソン、デビッド A.、コンピュータ アーキテクチャ、定量的アプローチ( ISBN 1-55860-724-2 ) 

Wikisource にはこの記事に関連する原文があります:

ページングゲーム

• オペレーティング システム: 3 つの簡単な部分、Remzi H. Arpaci-Dusseau および Andrea C. Arpaci-Dusseau 著。Arpaci-Dusseau Books、2014 年。関連章: アドレス空間、アドレス変換、セグメンテーション、ページング入門、TLB、高度なページ テーブル、スワッピング: メカニズム、スワッピング: ポリシー
• 「タイムシェアリング スーパーバイザ プログラム」(PDF)。2012 年 11 月 1 日時点のオリジナル(PDF)からアーカイブ。Michael T. Alexander 著の「Advanced Topics in Systems Programming 」、ミシガン大学工学夏季会議 1970 (1971 年 5 月改訂) では、 CP-67、TSS/360、MTS、Multicsの 4 つのメインフレーム オペレーティング システムで使用される、仮想メモリとページングを含むスケジューリングとリソース割り当てのアプローチを比較しています。
• LinuxMM: Linux メモリ管理。
• Linux カーネルの誕生、メーリング リストでの議論。
• Windows NT の仮想メモリ マネージャー、Randy Kath、Microsoft Developer Network Technology Group、1992 年 12 月 12 日、Wayback Machine (2010 年 6 月 22 日アーカイブ)