stanford-oval/wikipedia huggingface dataset:
双数形
双数形を持つ言語の一覧

アフロアジア語族
エジプト語(コプト語含む)
セム語族
アッカド語 (アッシリア方言とバビロニア方言)
聖書ヘブライ語
古典アラビア語
ガルフ方言（名詞）
レヴァント方言
マルタ語
サバ語
ウガリット語
オーストロネシア語
タガログ語
セブアノ語
イロカノ語
ポリネシア諸語
マオリ語(代名詞のみ)
サモア語(代名詞のみ)
トンガ語(代名詞のみ)
タヒチ語(代名詞のみ)
ハワイ語(代名詞のみ)
チャモロ語(動詞)
印欧語族
アヴェスター語
古典ギリシア語
ゲルマン語族(一人称と二人称の代名詞及び動詞活用形のみ)
北フリジア語 (いくつかの方言の代名詞にのみ)
ゴート語族
古英語(代名詞のみ)
古ノルド語(代名詞のみ)
島嶼ケルト語
古アイルランド語
アイルランド語
スコットランドゲール語
古教会スラブ語
古西スラブ語
サンスクリット
スロヴェニア語
チャ方言
ソルブ語
低地ソルブ語
高地ソルブ語
パマニュンガン諸語
Woiwurrung–Taungurung
Yidiny
Barngarla
ウラル語族
カンティ語
マンスィー語
ネネツ語
サーミ語族
その他の自然言語
アメリカ手話
ドグリブ語 (一人称のみ)
ホピ語
モン語
イヌイット語
カムティ語
コエ語(Khoe)
コモ語Komo
クナマ語
ロカタ語
マプズングン語(
メラネシアピジン
ミクマク語
ナンダ語
サンタリ語
トンカワ語
シャヴァンテ語
ヤーガン語
人工言語
クウェンヤ(J.R.Rトールキンによって作られた言語)
文法化の経路

双数標識はしばしば「二」を表す数詞から文法化することが知られている。
サモア語
lua「二」 > -lua/- ́ua (人称代名詞の双数標識)
脚注・出典

1 2 3  亀井孝; 河野六郎; 千野栄一; 西田龍雄, ed. (1988), “双数”, 言語学大辞典 第6巻 術語編, 6, 三省堂, pp. 855-856, ISBN 4385152152
↑  亀井孝; 河野六郎; 千野栄一; 西田龍雄, ed. (1988), “数”, 言語学大辞典 第6巻 術語編, 6, 三省堂, pp. 765-767, ISBN 4385152152
1 2  松本 1996a, p. 1404.
↑  松本 1996b, p. 1426.
↑  千野 1996, p. 1707.
1 2  松田 1996, p. 469.
↑  Heine, Bernd; Kuteva, Tania (2002). World Lexicon of Grammaticalization. Cambridge University Press. pp. 302-303. doi:10.1017/cbo9780511613463. ISBN 978-0-521-00597-5
奈良佐保短期大学

| 奈良佐保短期大学 |
| --- | --- |
 
大学設置:  1965年
創立:  1931年
学校種別:  私立
設置者:  学校法人学校法人佐保会学園
本部所在地:  奈良県奈良市鹿野園町806
学部:  生活未来科 地域子ども学科
研究科:  なし
ウェブサイト:  https://www.narasaho-c.ac.jp/
テンプレートを表示
奈良佐保短期大学（ならさほたんきだいがく、英語: Nara saho College）は、奈良県奈良市鹿野園町806に本部を置く日本の私立大学。1931年創立、1965年大学設置。大学の略称は佐保短（さほたん）。
概観 > 大学全体

奈良県奈良市に所在する日本の私立短期大学で、設置主体は学校法人学校法人佐保会学園。
1965年に佐保女学院短期大学として開学。長年、女子を対象とした短大だったが2001年に男子にも門戸を開き、大学名を「奈良佐保女学院短期大学」から「奈良佐保短期大学」へ改めた。現在は男子学生が3割程度を占めるようになっている。
学科数は2。
2024年度の入学生を最後に、短期大学としての使命を終えることが決定した。
概観 > 建学の精神（校訓・理念・学是）

奈良佐保短期大学の教育理念は「専門の学術技芸を教授、研究し、情操を陶冶して、教養識見高く社会の進展に貢献する有能な人材を育成すること」となっている。
概観 > 教育および研究

奈良佐保短期大学には幼児教育者を養成する地域こども学科（元幼児教育科）、栄養士を養成する食物栄養コース、介護職を育てる生活福祉コース、ビジネスに関する人材を育てるビジネスキャリアコースから構成される生活未来科（元生活科学科）が設置されている。
当初は、家政管理学研究室が設けられていた。
概観 > 学風および特色

奈良佐保短期大学は2007年、2014年と財団法人短期大学基準協会より適格認定を受けている。
中国やフィリピンからの外国人留学生を受け入れている。
沿革

1931年
4月1日 奈良女子高等師範学校（現・奈良女子大学）の同窓会佐保会によって佐保女学院（各種学校）が開設。
1965年
1月25日 左記を以て文部省より短期大学の設置が認可される。
4月1日 佐保女学院短期大学 （さほじょがくいんたんきだいがく）として以下の学科体制にて開学する。
家政科 入学定員100名
1965年
5月1日 学生数/定員
家政科 125/100
12月3日 1号館竣工。
1967年
3月21日 2号館竣工。
4月1日 家政科の入学定員を100→150に増員の上、以下の専攻課程に分離する。
家政専攻 入学定員100名
食物栄養専攻 入学定員50名
5月1日 学生数/定員
家政科 323250
1968年
7月29日 奈良佐保女学院短期大学に改称。
1973年
3月31日 3号館、4号館竣工。
4月1日 以下の学科を増設する。
初等教育学科 入学定員50名
同 上記と引き換えに、家政科家政専攻の入学定員を100→50に減員。
5月1日 学生数/定員
家政学科 202/250
初等教育学科 85/50
1976年
3月25日 5号館 竣工。
4月1日 初等教育学科の入学定員を50→100に増員。
5月1日 学生数/定員
家政学科 247/200
初等教育学科 558/150
1979年
4月30日 体育館竣工。
1981年
4月1日 2号館改築。
1986年
4月1日 学科の入学定員増を以下の通り行う。
家政学科
家政専攻 50→200
初等教育学科 100→150
5月1日 学生数/定員
家政学科 546/350
初等教育学科 374/250
1988年
4月1日 学科及び専攻の名称を以下の通り変更する。
家政学科→生活科学科
家政専攻→生活科学専攻
5月1日 学生数/定員
生活科学科 397/500
初等教育学科 448/300
1990年
3月31日 6号館 竣工。
1992年
5月1日 学生数/定員
生活科学科 806/500
初等教育学科 494/300
1993年
4月1日 生駒佐保幼稚園、河内長野佐保幼稚園、倉敷佐保幼稚園を奈良佐保女学院短期大学附属生駒幼稚園、同附属河内長野幼稚園、同附属倉敷幼稚園とする。
1999年
4月1日 生活科学科に以下の専攻課程を増設する。
生活福祉専攻 入学定員60名
同 生活科学専攻の入学定員を200→140に減員。
5月1日 学生数/定員
生活科学科 194/500
初等教育学科 160/300
2001年
4月1日 奈良佐保短期大学に改称し、共学化する。
同 この年度の入学生より初等教育学科を幼児教育科に改組し、入学定員を従来の150→100に減員。
同 生活科学科にある以下の専攻課程についてはこの年度で学生募集を最終とする。
2003年
3月31日 さきをもって生活科学科生活科学専攻を正式に廃止とする。
4月1日 専攻科の設置が認可され、以下の課程を設ける。
福祉専攻 入学定員30名
2008年
4月1日 入学定員を以下の通り変更する。
生活科学科
生活福祉専攻 60→50
幼児教育科 100→130
同 以下、生活科学科の各専攻別の学生募集はこの年度で最終とする。
2009年
4月1日 生活科学科を生活未来科に改称。
2010年
4月1日 幼児教育科を地域こども学科に名称を変更し、入学定員を130→100に減員。
同 以下の課程を設置する。
日本語教育別科 入学定員20名
2015年
4月1日 附属河内長野幼稚園を認定こども園奈良佐保短期大学附属河内長野としての認可をうける。
2020年
4月1日 生活未来科の入学定員を100→80に減員。
2024年
4月1日 この年度で学生募集を最終とする。
基礎データ > 所在地

奈良県奈良市鹿野園町806
基礎データ > 交通アクセス

JR奈良駅、近鉄奈良駅からそれぞれ奈良交通「奈良佐保短期大学」行き、「鹿野園町」行きバスに乗り「奈良佐保短期大学」下車。または、「藤原町」行き、「山村町」行きバスに乗車の場合は「護国神社」バス停留所下車。
基礎データ > 象徴

オリジナルカレッジマークは右記資料にあり。
教育および研究 > 組織 > 学科

地域こども学科 入学定員100名
こども保育コース
こども教育コース
生活未来科 入学定員80名
食物栄養コース
生活福祉コース
ビジネスキャリアコース
教育および研究 > 組織 > 学科 > 学科の変遷

初等教育学科→幼児教育科→地域こども学科
家政科→家政学科→生活科学科→生活未来科
家政専攻→生活科学専攻 入学定員40名
食物栄養専攻 入学定員50名
生活福祉専攻 入学定員50名
教育および研究 > 組織 > 専攻科

福祉専攻 入学定員30名
教育および研究 > 組織 > 別科

日本語教育別科 入学定員20名
教育および研究 > 組織 > 別科 > 取得資格について

保育士と幼稚園教諭二種免許状が地域こども学科こども保育コースにて取得できる。
保育士と 社会福祉士受験資格が地域こども学科こども保育ソーシャルワークコースにて取得できる。
栄養士資格が生活科学科食物栄養コースにて取得できる。
介護福祉士資格が生活未来科生活福祉コースにて取得できる。
介護福祉士資格が専攻科福祉専攻にて取得できる。
中学校教諭二種免許状（家庭）
小学校教諭二種免許状が、幼児教育科の前身である初等教育学科にて設置されていた。2014年度より、地域こども学科こども教育コースにて再び取得できるようになった。
教育および研究 > 組織 > 附属機関

地域・国際連携センター
情報メディアセンター
附属生駒幼稚園
認定こども園　奈良佐保短期大学附属河内長野幼稚園
附属倉敷幼稚園
教育および研究 > 研究

『奈良佐保女学院短期大学研究紀要』
『奈良佐保短期大学研究紀要』
学生生活 > 部活動・クラブ活動・サークル活動

奈良佐保短期大学のクラブ活動
体育系：バスケットボール・バレーボール・テニス・サッカー・野球ほか
文化系：軽音楽・園芸・「パティシエ」ほか
学生生活 > 学園祭

奈良佐保短期大学の学園祭は「佐保祭」と呼ばれ、2008年度は10月18日と19日に行われた。吉本芸人のサバンナ・アジアン・矢野・兵動・ストリークのほか湘南乃風によるライブが行われた。
学生生活 > スポーツ

奈良県下の大学や地域クラブ対抗のバスケットボール大会、短大の学科・専攻別対抗のスポーツ大会などに参加している。
大学関係者と組織 > 大学関係者組織

奈良佐保短期大学には、「あせび会」と称した同窓会組織がある。これは、旧来の奈良佐保女学院短期大学も含まれている。
施設 > キャンパス内

学生支援センター
図書館ほか
2006年3月までは放送大学奈良学習センターも置かれていた。
施設 > キャンパス周辺

本部キャンパスは、奈良駅からバスで20分という、市街からは離れた位置に置かれている。学生のほとんどはバス、自転車通学である。また、周囲には何もないため、学生は放課後近鉄奈良駅周辺まで降りて遊んでいることが多い。
対外関係 > 他大学との協定

奈良県立大学：単位互換に関する協定書を締結している。
種智院大学
桃山学院大学
放送大学※かつて構内に奈良学習センターがあった。
対外関係 > 関係校

奈良女子大学
社会との関わり

公開講座が行われている。
卒業後の進路について > 就職について

地域こども学科（元初等教育学科・幼児教育学科）：初等教育学科では、幼稚園への就職者が多く、小学校への就職者は少なめとなっていた。幼児教育科になってからは保育所や児童福祉施設への就職者も多くなっている。
生活未来科（元生活科学科）
生活科学専攻：一般企業への就職者が大半となっていた。
食物栄養専攻：栄養士として病院や福祉施設、学校などに勤務する人が多い傾向にある。
生活福祉専攻：介護職として福祉施設に勤務する人が大半となっている。
卒業後の進路について > 編入学・進学実績

これまでの実績では、・聖徳大学・創価大学・日本福祉大学・皇學館大学・鈴鹿国際大学・京都ノートルダム女子大学・種智院大学・常盤会学園大学・関西鍼灸大学・佛教大学・梅花女子大学・四天王寺大学・大阪人間科学大学・関西福祉科学大学・大阪樟蔭女子大学・追手門学院大学・大阪経済法科大学・羽衣国際大学・東大阪大学・聖和大学・兵庫大学・相愛大学・天理大学・奈良大学・帝塚山大学・中国学園大学・花園大学などが挙げられる。
附属学校

奈良佐保短期大学附属生駒幼稚園
奈良佐保短期大学同附属河内長野幼稚園
奈良佐保短期大学同附属倉敷幼稚園
ポール・シムノン

| ポール・シムノン |
| --- | --- |
 2007年ユーロケエンヌでのシムノン
基本情報
出生名:  ポール・ギュスターヴ・シムノン Paul Gustave Simonon
生誕:   (1955-12-15) 1955年12月15日（68歳） ロンドン、ブリクストン
出身地:  イングランド、ロンドン
ジャンル:  パンク・ロック レゲエ オルタナティブ・ロック
職業:  ベーシスト、ヴィジュアルアーティスト、ボーカリスト、作詞作曲家
担当楽器:  ベース
活動期間:  1976 - 1993, 2006 -
レーベル:  CBSレコード  キャピタル・レコード パーロフォン
共同作業者:  クラッシュ ハバナ3am ザ・グッド,ザ・バッド・アンド・ザ・クイーン
ポール・シムノン（Paul Simonon、1955年12月15日 - ）は、イギリスのミュージシャン。元ザ・クラッシュのベーシストとして知られる。最近では、2007年1月にデーモン・アルバーン、サイモン・トング、トニー・アレンと組んでアルバム『ザ・グッド,ザ・バッド・アンド・ザ・クイーン』をリリースした。
経歴

ロンドンのブリクストン出身。父のアンソニーことギュスターヴ・アントワーヌは公務員（後に書店主）で、母エレインは司書をしていた。8歳の時に両親が離婚。南ロンドン地区で育ち、約1年は音楽家だった継父の勉強の為、弟を含む家族4人でイタリアのシエーナとローマで過ごした。クラッシュに入る前は画家を志しており、ロンドンのアーチウェイにあったバイアム・ショー・アート・スクール（現在はセントラル・セント・マーチンズ・カレッジ・オブ・アート・アンド・デザインの一部になっている）に進んだ。
1976年にギタリストのミック・ジョーンズに誘われ、クラッシュに加入。ジョーンズはこの時、シムノンにギターを教えようとしていた。しかしこの楽器はシムノンには難しすぎると判明、ジョーンズはかわりにベースを教えることにした。シムノンはバンドの名前が上がるに連れ信用され、衣装やステージの垂れ幕といったヴィジュアル面を任された。彼はまた2枚組アルバム『ロンドン・コーリング』のジャケット写真でその名を不朽の物とした。ペニー・スミス (Pennie Smith) 撮影の、シムノンがベースを叩き壊すこの写真は、パンクの象徴となった。
1980年には、ダイアン・レイン主演の映画『en:Ladies and Gentlemen, The Fabulous Stains』に出演。パンクバンドのベーシストの役で、バンドの他のメンバーはレイ・ウィンストン、スティーヴ・ジョーンズ、ポール・クックが演じた。
シムノンは、クラッシュの曲中3曲を書いている。『ロンドン・コーリング』収録の「ブリクストンの銃」、『サンディニスタ!』収録の「歪んだビート」、そしてB面曲の「ロング・タイム・ジャーク」である。彼は『コンバット・ロック』の「レッド・エンジェル・ドラグネット」で歌ってもいるが、これはジョー・ストラマーが書いた曲である。
シムノンは、クラッシュのほぼ全ての曲でベースを弾いた。シムノンが弾いていないのは、
『サンディニスタ!』の「7人の偉人」と「ライトニング・ストライクス（電光一閃!おんぼろニューヨークを直撃）」 - ノーマン・ワット＝ロイ
『コンバット・ロック』の「ロック・ザ・カスバ」 - トッパー・ヒードン
『カット・ザ・クラップ』の「フィンガーポッピン」と「ライフ・イズ・ワイルド」 - ノーマン・ワット＝ロイ
『コンバット・ロック』でのベーストラックは、ジョーンズかエンジニアのエディー・ガルシアに捨てられたと考えられている。また、『サンディニスタ!』の初期レコーディングでは、ジョーンズかジョー・ストラマーがベースを担当し、シムノンは『Ladies and Gentlemen, The Fabulous Stains』の撮影終了後に数曲を録音し直した。
西インド諸島からの移民が多いブリクストンでジャマイカ音楽に親しんで育った為、ベースを弾き始めた頃はレゲエとラモーンズのコピーが主な練習法だった。彼の対位法によるレゲエに影響されたラインは、複雑さとバンドにおけるベースの役割という面において、彼をその時代のパンクベーシストの一群から一線を画した存在とした。また、指弾きを嫌っており、一貫してピックで演奏している。しかし、一部のライブ映像では指弾きでプレイしている姿が残されている。
1986年のクラッシュ解散後、シムノンはバンド「ハバナ3am (Havana 3am)」を始動。バンドは解散するまでに日本でアルバムを録音した。彼は、セックス・ピストルズのスティーヴ・ジョーンズと共にボブ・ディランのアルバム『ダウン・イン・ザ・グルーヴ (Down in the Groove)』のセッションにも参加した。
2007年現在、ブラーのデーモン・アルバーンと共にザ・グッド、ザ・バッド&ザ・クイーンを結成し活動している。また、シムノンはクラッシュに加わる前に目指していた画家としても活動している。何度か展覧会を開き、アルバーンとのプロジェクトのアルバム『ザ・グッド、ザ・バッド・アンド・ザ・クイーン』からの曲「Herculean」のカバーデザインのみならず、ミック・ジョーンズのバンドビッグ・オーディオ・ダイナマイトのアルバムのカバーデザインを手がけている。テレグラフ紙によると、彼の絵をリリー・アレンが23,500ポンドで買ったとのことである。
さらに、2010年にはゴリラズの客演ギタリストとして再びアルバーンとのコラボレーションを敢行、ミック・ジョーンズも参加し、久々にクラッシュの2人が顔を揃ったことでも話題となった。
家族

ザ・クラッシュとして活動していた一時期には、パール・ハーバー・アンド・ジ・エクスプロージョンズのボーカルだった「パール・ハーバー」ことパール・E・ゲイツと結婚していたが、後に別れている。
2009年、ザ・クラッシュのマネージャーであったトリシア（Tricia）との間に生まれた、ルイ（Louis）とクロード（Claude）の兄弟が、PRADAの春夏コレクションのキャンペーンに起用された。撮影したのは、以前から息子達と交友があったエディ・スリマン。クロード（Claude）はまだ14歳であった。また兄弟は、母親トリシア（Tricia）の友人でもあるジョン・ガリアーノの春夏コレクションでランウェイを歩いた。
使用機材

シムノンは白いフェンダー・プレシジョンベースとアンペグの組み合わせで有名であるが、サンのアンプも使う。楽器をペンキやステッカーでデコレーションすることもよく知られており、ベースの上部ホーンにはよく文字が書かれている。
初期のベースには、どこを押さえれば何の音が出るかがネックに書かれたものもある。
安物ベース: 黒の上にペイント。ホーンには "POSITIVE" と短期書かれていた。ローズウッド指板で、クラッシュ初期、『白い暴動』レコーディング時に使用していた。
ヘフナー・セミアコースティック: サンバーストの上に黒いダクトテープ。ローズウッド指板で、『ロンドン・コーリング』、『サンディニスタ!』レコーディングに使用。
リッケンバッカー: 黒の上にペイント。ホーンには "POSITIVE" 。ローズウッド指板で、『白い暴動』レコーディングと、そのツアーに使用していた。
フェンダー・プレシジョンベース: 白の上にペイント。ホーンには "POSITIVE" 。黒ピックガードで指板はメイプル。あまり見かけないが、1978年のファースト・コンサートで使われていた。
ウォル: 赤、黒ピックガード、ローズウッド指板。『動乱（獣を野に放て）』のレコーディングに使用。
プレシジョン・ベース: 白。ボディに "PAUL" と刻まれている（一度ステッカーで覆われたが、後に剥がされた）。黒ピックガード（ペイントされていたこともあった）、ローズウッド指板（元はメイプル）。『動乱』のツアーでメイン/サブとして使われ、その後レコーディング、ライヴの両方でメインとして使用される。
プレシジョン・ベース: 白。ホーンには "PRESSURE" 。ペイントされた黒ピックガードにメープル指板。『ロンドン・コーリング』のレコーディングとツアーで使用。叩き壊されてアルバムのジャケットに載ったもの。
プレシジョン・ベース: 白。黒ピックガードにメープル指板。『ロンドン・コーリング』および『サンディニスタ!』のツアーでメイン/サブとして使用。
フレットレス・プレシジョン・ベース: 白。黒ピックガードにローズウッド指板。『サンディニスタ!』のレコーディングおよびツアーでメインとして使用。その後はサブに。
プレシジョン・ベース: 白。黒ピックガード、ローズウッド指板。『サンディニスタ!』のツアーでメイン/サブとして使用。その後はサブに。
プレシジョン・ベース: サンバースト。鼈甲ピックガード、ローズウッド指板。『カット・ザ・クラップ』のツアーでサブとして使用。ほとんど見られない。
オベーション・アコースティック・ベース: 白。エボニー指板。『ザ・グッド,ザ・バッド・アンド・ザ・クイーン』のレコーディングに使用。
ディスコグラフィ

クラッシュ
白い暴動、1977年、CBSレコード
動乱（獣を野に放て）、1978年、CBSレコード
ロンドン・コーリング、1979年、CBSレコード
サンディニスタ!、1980年、CBSレコード
コンバット・ロック、1982年、CBSレコード
カット・ザ・クラップ、1985年、CBSレコード
ハバナ3am
ハバナ3am (Havana 3am)、1991年、キャピタル・レコード
ザ・グッド,ザ・バッド・アンド・ザ・クイーン (The Good, the Bad and the Queen)
ザ・グッド,ザ・バッド・アンド・ザ・クイーン、2007年、EMI
"Paul"と刻まれたプレシジョンベース
華蔵院 (ひたちなか市)

| 華蔵院 |
| --- | --- |
 
所在地:  茨城県ひたちなか市栄町1-1-33
山号:  戒珠山
院号:  華蔵院
宗派:  真言宗智山派
本尊:  大日如来
創建年:  応保3年（1163年）
文化財:  華蔵院の梵鐘（茨城県指定文化財）
法人番号:  4050005002314 
 
テンプレートを表示
華蔵院（けぞういん）は、茨城県ひたちなか市にある真言宗智山派の寺院。
歴史

1163年（応保3年）に開山されたといわれている。1864年（元治元年）の天狗党の乱のあおりを受け焼失した。1881年（明治14年）に再建されている。
当院の梵鐘は、「華蔵院の猫」の民話でも知られているものである。元々は常陸国那珂郡上檜沢村（現・茨城県常陸大宮市）の浄因寺（現在は廃寺）にあったもので、水戸藩より大砲鋳造のために供出させられたが、なぜか鋳潰されずに残ったため、最終的に当院の所有に帰することになった。
仁王門
本堂
薬師堂
山門
文化財

華蔵院の梵鐘（茨城県指定文化財 昭和49年3月31日指定）
交通アクセス

那珂湊駅より徒歩12分。
Multi-Step Super-Resolution

Multi-Step Super-Resolution (MSSR)：多段超解像は、「機械学習を利用した超解像技術」（学習型超解像）を応用した技術である。
MSSRは、2段以上の学習型超解像を直列的に連結した手法であり、2段目以降の超解像処理部は、拡大処理を除く超解像処理部のみで構成される。
本手法では、主観品質の大幅な向上とともに、非参照画質評価指標 Blind/Referenceless Image Spatial Quality Evaluator（BRISQUE）値も改善されることが確認されている。
アントワン・ブロキシー

| --- | --- |
 
基本情報
英語:  Antoine Broxsie
国籍:   アメリカ合衆国
生年月日:   (1979-11-07) 1979年11月7日（44歳）
出身地:  フロリダ州
身長:  211cm (6 ft 11 in)
体重:  116kg (256 lb)
ポジション:  F/C
背番号歴:  21
アントワン・ブロキシー（Antoine Broxsie、1979年11月7日 - ）は、アメリカ合衆国フロリダ州出身のプロバスケットボール選手である。ポジションはフォワード・センター。背番号は21。211cm、116kg。
来歴

ミネソタ大学、オクラホマ州立大学出身。
CBAのグランド・ラピッツ・フープスを皮切りに各国のバスケットボールリーグを転々とした後、メキシコリーグのドラドス・デ・チワワを経て、2008年に日本プロバスケットボールリーグ（bjリーグ）の埼玉ブロンコスに入団し、1シーズン所属。bjリーグ 2009-10シーズン開幕直後、高松ファイブアローズに加入。
シーズン終了後に高松を退団した後はベネズエラや台湾のチームでのプレーを経て、2012年2月、千葉ジェッツに入団。
ブロックショットを得意としていて、bjリーグ 2008-09シーズンランキング3位、2009-10ランキング1位、2011-2012ランキング3位。リバウンド2009-10ランキング4位。日本での愛称はポニョ、サザエ。ともに容姿、風貌が似ていることから来ている。
成績

| シーズン | チーム | GP | GS | MPG | FG% | 3P% | FT% | RPG | APG | SPG | BPG | TO | PPG |
| --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- | --- |
| bjリーグ 2008-09 | 埼玉 | 52 | 45 | 24.1 | .496 | .143 | .506 | 8.1 | 1.1 | 0.6 | 2.2 | 1.5 | 6.6 |
| bjリーグ 2009-10 | 高松 | 47 | 41 | 32.4 | .517 | .000 | .645 | 12.3 | 1.0 | 0.6 | 2.9 | 1.9 | 11.9 |
| bjリーグ 2011-12 | 千葉 | 26 | 26 | 23.5 | .493 | .000 | .767 | 7.0 | 1.1 | 0.5 | 2.5 | 1.3 | 6.3 |
ページング方式

ページング方式 (Paging) とは、コンピュータのオペレーティングシステムにおいて記憶装置をページと呼ばれる小さな単位に分割して割り当てを行うアルゴリズム群である。仮想記憶のベースとなる設計の一つ。
物理メモリ空間および論理メモリ空間を、基本的に一定サイズのページと呼ばれる単位に分割して管理を行う。論理メモリから物理メモリ空間への対応づけはページテーブルと呼ばれる構造体で実現され、この構造体はオペレーティングシステム (OS) によって管理される。物理メモリ空間に対応づけられていない論理メモリを参照した時にはページフォルトという例外によってOS側の例外処理ルーチンに制御が移行し、OS側の管理によって適宜対応したページを二次記憶等から読み込み、テーブルを更新してその参照した命令の実行に戻る。
これを実現するハードウエアであるメモリ管理ユニット (MMU) の中にはトランスレーション・ルックアサイド・バッファ (Translation Lookaside Buffer:TLB) と呼ばれる一種のキャッシュがあり、ユニット内部ではこの対応表に基づいてメモリアドレスの対応づけを行っている。このテーブルから参照出来なかったときをTLBミスと呼ぶ。このときの処理はMMUの設計によって異なり、MMU内にはTLBのみを持ちTLBミスが即例外を起こし、OSがページテーブルを引いてTLBに追加することによってTLBミスを解決するアーキテクチャや、ページテーブル自体のフォーマットがOSが使えるビットを含めた形でMMUによって定義されていて、TLBミス時にMMU自身が与えられた物理アドレスにあるページテーブルを参照するアーキテクチャもある。
利点

他の動的メモリアロケーションに比較して、ページング方式ではプログラムに割り当てるメモリが連続である必要がなく、大きなフラグメンテーション（外部断片化）がほとんど発生しないため、メモリを無駄にしない。
プログラムは、ある時点でそのコードとデータを全て使用するわけではない（参照の局所性）。そのため、必要に応じてページをディスクに書き込んだり、ページの内容をディスクから読み込んだりすることで仮想記憶のコンセプトを実装できる。この点もページング方式が他のメモリアロケーション手法よりも優れている点である。
欠点

ページング方式の主な問題点は、それを実装するコードが相対的に複雑になる点である。一般にシステム上のページ数はセグメント数に比べてはるかに多くなり、かつページ管理のためのデータ構造も複雑になるため、特に仮想記憶にあっては多数のページに対してスケールアウトする実装が求められる。また、ハードウェアからの対策として、一般的なサイズよりも大きなページをサポートすることにより、ページ数そのものを減らす方法もある。この場合、単純にページサイズを大きくすると後方互換性が失われたり、後述するメモリ断片化問題が深刻になるため、通常はページサイズを可変とする。
MMUが必須となるため、これを後付けできないマイクロプロセッサでページングを実装するのは困難である。例として、x86シリーズでは、i386以上でないとページングをサポートしていない。一方で、MIPSのようにMMUの機能を最小限にとどめることでアーキテクチャへの影響を抑制し、容易な後付け実装をサポートしたものもある。
ページ単位以下の小さなメモリを要求されてもページ単位でしか割り当てられないというフラグメンテーション（内部断片化）問題もある。これにあってはページングだけではなくシステム上のメモリ構成やCPUのキャッシュメモリ仕様等への依存性も少なくないことから、メモリアロケータの問題として取り扱うのが一般的である。
動作原理

ページング方式では、実際のメモリアクセスはページテーブルを使用してメモリ管理ユニットがハードウェアレベルで制御する。前述の通り、物理メモリはページと呼ばれる小さなブロックに分割される。各ページにはページ番号が付与される。OSは未使用のページのリストを保持するか、メモリ使用要求があったときに毎回メモリを調べる（最近のOSでは前者の実装が一般的）。いずれにしても、プログラムがメモリを要求したとき、OSがそのプログラムに何ページかのメモリを割り当て、それをプログラム（プロセス）毎に割り当て中のページを管理するリストに入れておく（訳注:ページそのものはプログラムが使用するので、それをリストに入れるわけではなく、物理ページを管理するデータ構造を別途作成してリストに入れる）。具体例を以下に示す。
以下のような順番でページの割り当てが行われたときのページアロケーションリストをテーブルに示す。
プログラムAが3ページのメモリを要求
プログラムCが2ページのメモリを要求
プログラムDが2ページのメモリを要求
プログラムCが終了し、2ページが解放される
プログラムBが3ページのメモリを要求し、先にCが解放した2ページを割り当て、さらに残りの1ページを割り当てる
| ページ番号 | ページ割り当て先 | 物理メモリアドレス |
| --- | --- | --- |
| 0 | プログラム A.0 | 1000:0000 |
| 1 | プログラム A.1 | 1000:1000 |
| 2 | プログラム A.2 | 1000:2000 |
| 3 | プログラム B.0 | 1000:3000 |
| 4 | プログラム B.1 | 1000:4000 |
| 5 | プログラム D.0 | 1000:5000 |
| 6 | プログラム D.1 | 1000:6000 |
| 7 | プログラム B.2 | 1000:7000 |
結果として、各プログラムのページテーブルには、以下のようなマッピングが格納される（「プログラムのページ番号 → OSのページ番号」）。
プログラムA: 0 → 0、1 → 1、2 → 2
プログラムB: 0 → 3、1 → 4、2 → 7
プログラムD: 0 → 5、1 → 6
ここで、プログラムが自身に割り当てられたメモリにアクセスしようとしたときに何が起きるかを示す。プログラムA が "LOAD memory at 20FE"（20FE番地からロード）という命令を実行したとする。
20FE（16進数）を2進数表記すると（16ビットシステムでは） 0010000011111110 となる。ページサイズは4Kバイトとする。従って、20FE番地のメモリ参照要求を受けると MMU は以下のようにこのアドレスを見る。
0010000011111110         =   20FE
|__||__________|
 |       |
 |       v
 v       ページ内相対メモリアドレス (00FE)
ページ番号 (2)
ページサイズが4096バイトなので、MMUはアドレスの先頭（最上位桁ビット群）4ビットをページ番号、残りの12ビットをページ内相対メモリアドレスとして扱う。ページサイズが2048バイトなら、MMUは先頭5ビットをページ番号、残り11ビットをページ内相対メモリアドレスとして扱うだろう。つまり、ページサイズが小さければページ数が多くなる。
従って、このメモリアクセス要求がなされると、MMUはそのプログラムのページテーブルを参照してマッピングされているOSのページ番号を得る。この例の場合、プログラムAの2番目のページはOSの2番目のページにマップされている。次いで、OSページ番号に対応する物理マッピングを得る。2番目のOSページは物理メモリアドレス 1000:2000 に対応しており、プログラムが参照しようとしているアドレスのページ内相対アドレスは 00FE なので、MMU は物理アドレス 1000:20FE の位置のメモリにアクセスする。
以上はあくまでも概略である。最近のコンピュータ・アーキテクチャでは様々な手段でページングを高速化している。例えば、i386 系アーキテクチャのプロセッサも他のプロセッサと同様にTLBと呼ばれる特殊なキャッシュを持っていて、過去にアクセスした仮想アドレスと物理アドレスのマッピングを保持する。従って一度ページテーブルを参照してマッピング情報を得たら、スワップアウトされたりTLBのエントリが他のマッピングに転用されるまで、時間のかかるページテーブル参照をせずにマッピング情報が得られる。
ページングと仮想記憶

ページングの主たる機能は、プログラムがその時点で物理メモリ (RAM) のマッピングされていないページにアクセスしようとしたときに実行される。これをページフォールトと呼ぶ。オペレーティングシステムはページフォールトによって制御を得て、プログラムからは見えない形で処理を行う。その流れは次のようになる。
補助記憶装置内での要求されたデータの位置を特定する。
RAM上の空のページフレームを取得。
要求されたデータをそのページフレームにロードする。
ページテーブルを更新してそのページフレームをマッピングする。
要求元プログラムに制御を戻し、ページフォールトを発生した命令を透過的に再実行させる。
これを「ページイン」と呼ぶ。必要とされる全データを格納できるほどRAMがないという状態になるまで、空のページフレームを取得する処理はRAM上の使用中ページを奪う処理を伴わない。全ページフレームが使用中の場合、空のページフレームを得るには使用中のページフレームを選んで空にする処理が必要となる。選択したページフレーム内のデータが前回ロードされてから変更されている場合（いわゆる「ダーティ」状態）、二次記憶装置の対応する位置に書き戻さないと解放できない。これを「ページアウト」と呼ぶ。そうでない場合、選択したページフレームの内容は二次記憶装置の所定の位置にあるものと同じなので、書き戻す必要がない。そのように使用中のページを奪った場合、もともとそのページを使っていたプロセスがそのページにアクセスしようとした場合、同様に空のページフレームを取得して、ページインする必要がある。
効率的なページングシステムは、空にすべきページフレームとして、短期間では必要とされなさそうなページを選択しなければならない。そのためのページ置換アルゴリズムには様々なものがある。多くのオペレーティングシステムは Least Recently Used (LRU) アルゴリズムに類するものを使うか（LRUそのものは現行のハードウェアでの正確な実装は困難である）、ワーキングセットベースのアルゴリズムを使っている。
さらに応答性を向上させるため、ページングシステムはどのページがすぐに必要とされるかを予測する様々な戦略を活用する。プログラムが参照する前に先行的にページをロードするシステムもある。
ページ置換アルゴリズム

詳細は「ページ置換アルゴリズム」を参照
ページ置換アルゴリズム > デマンドページング

アクセスしようとしたときに物理メモリをページに割り当てる方式をデマンドページング (Demand Paging) と呼ぶ。換言すれば、ページフォールトが発生したときに物理メモリを割り当てる。プロセスが実行を開始したとき物理メモリは割り当てられておらず、プロセスのワーキングセットの大部分が物理メモリに置かれるまでページフォールトが発生し続けることになる。これは遅延ロード技法の一例である。
デマンドページングの利点:
アクセスされないページはロードされない。そのため、メモリ使用量が節約され、マルチプログラミング（マルチタスク）の度合いを向上させる。
プログラム実行開始前のロードによる遅延がない。
ページの読み込みが最小限なのでディスク負荷が少ない。
ページは更新されるまで複数のプログラムから共有され、コピーオンライトによってさらにリソースを節約できる。
実装メモリ量よりも巨大なプログラムを実行できる。オーバーレイという古い技術よりも優れている。
本来のページング方式が必要とする以上のハードウェア機構を必要としない。
欠点:
プログラムが任意の仮想ページに初めてアクセスする際、遅延が発生する。そこでプリページングという技法で以前に動作したときに使用していたページを覚えておき、スケジューリングによって実行される際にそれらのページを予め物理メモリにロードしておいて性能向上を図ることもある。また、特にアクセスしていたページを覚えておかなくとも、プログラムカウンタとスタックポインタの指している仮想ページだけでも予めロードしておけばある程度の性能向上は図れる。
ページ置換アルゴリズムに関わるメモリ管理は複雑化しつつある。
LinuxのようなUNIX系システムでは、mmap() システムコールもデマンドページングによって実装されている。それは新たなプログラムを実行する際にも適用される。OSは実行ファイル（とそれが依存するライブラリ群）をマッピングするが、そのときにファイルの中身を物理メモリ上に実際にロードすることはない。マッピングがリードオンリーで共有可能であれば、物理メモリに残っている内容をそのまま使って実行することもある。これをページキャッシュと呼ぶ。
使われていない物理ページには、スワップ領域以外のファイルに対応するページキャッシュと何とも対応していない完全な未使用ページがある。一般にページング方式では、新たに必要となったページがページキャッシュにあればそれを再利用し、なければ完全に未使用のページを使用する。使い終わったページは、その内容がスワップ領域以外に対応していればページキャッシュとしてそのまま内容が保持され、スワップ領域に対応していた匿名 (Anonymous) ページは完全な未使用ページに戻される。もちろん、完全な未使用ページを使い切った上でさらにメモリを使用しなければならないときにはページキャッシュが他の用途に利用される。このようにして、現に使用中でない物理メモリを有効活用してなるべくディスクアクセスを減らすように工夫している。ちなみに、ページキャッシュとして存在する領域をmmap() でマッピングするとページキャッシュがそのまま使われるが、read() システムコールで読む場合にはユーザーバッファへのコピーが発生する。
ページ置換アルゴリズム > プリページング

スワップ・プリフェッチとも呼ばれる技法で、（参照の局所性を利用して）近い将来参照されると予測したページを事前にロードしておく。プロセスが経験するページフォールト回数を減らす試みである。例えば、ある参照でページフォールトが発生したとき、連続する数ページにもすぐに参照するだろうと予測してまとめてロードしておく、といった戦略がある。また、ある大きなプログラムが終了して多くのメモリを解放したとき、ページアウトされていた他のプログラムがメモリを必要とするだろうと予測して、事前にページインしておくといった戦略もある。
ページ置換アルゴリズム > フリーページのキュー

フリーページのキューは、ページフォールト時に使用可能なページフレームのリストである。一部のオペレーティングシステムはページの再利用をサポートしている。すなわち、かつて奪われたが他に再割当てされていないページに対してページフォールトが発生した場合、ページイン処理をせずにフリーとなっている当該ページフレームをそのまま再利用するものである。
ページ置換アルゴリズム > ページの事前解放

一部のオペレーティングシステムは、定期的に最近使われていないページを探し、それらをフリーページのキューに追加し、当該ページが更新されていたら（ダーティな場合）、ページアウト処理を行っておく。すると、ページフォールト時に空のページフレームがないということがなく、ページアウトを行う必要がなくなる。
ページ置換アルゴリズム > 事前クリーニング

UNIXでは、sync（英語版） を使って定期的に全ダーティページを書き戻してクリーンな状態にする。Windowsでは、"modified page writer" というスレッドが同じことを行っている。
事前クリーニングにより、プログラムの起動や新たなファイルのオープンが高速化される。
スラッシング

詳細は「スラッシング」を参照
多くのプログラムは、ある程度動作すると参照の局所性によって命令フェッチでもデータアクセスでもページフォールトが発生しない安定状態になる。この安定状態で使用しているメモリ量は、そのプログラムが必要とする全メモリ量よりも少ないのが一般的である。この安定状態をワーキングセットなどと呼び、そのプログラムが最も頻繁にアクセスするメモリページ群を意味する。
仮想記憶システムは、物理メモリの総ページ数に対してワーキングセットとして必要とされるページ数が小さいほど効率的であり、ページフォールト処理にかかる時間は性能の支配的要因ではなくなる。非常に巨大なデータ構造を必要とするプログラムはワーキングセットも巨大となる傾向にあり、ページフォールトがコンスタントに発生するためシステム性能が劇的に低下することがある。そのような状況をスラッシングという。
スラッシングの興味深い特性として、ワーキングセットが大きくなってもページフォールト回数はある臨界点まではあまり増えない。その臨界点を越えるとページフォールト回数が劇的に増え、システム性能がそれに支配されるようになる。
その種の極端な例として、IBMの System/360 Model 67 と System/370 で、データ転送命令の機械語がページ境界をまたぎ、データ転送元もページ境界をまたぎ、データ転送先もページ境界をまたいだ場合がある。そのとき、その命令を実行するには8ページがメモリ上になければならない。したがって、最大8回のページフォールトが連続的に発生する可能性があり、スラッシングが発生するといつまでたっても8ページが揃わないという状態になる。
スラッシングを解決する手段として、次のような対策が考えられる。
RAMを増設する（長期的解決策）
同時に実行するプログラムの数を減らす。
ページカラーリング

キャッシュメモリでのスラッシングを防ぐ、あるいは積極的にキャッシュヒット率を向上させようとする物理ページ管理手法をページカラーリングと呼ぶ。ページカラーリングはまた、仮想インデックスキャッシュのエイリアス問題への回避策としても使われた。
キャッシュは年々巨大化しているが、ページサイズは4Kバイトが一般的でこれはページング方式が一般化してから変わっていない。物理アドレスをインデックスとするキャッシュでは、物理ページと仮想ページのマッピングによってはキャッシュ上で現に使用中のページの対応する位置が衝突してしまい、巨大なキャッシュを生かしきれない事態が発生することがある。例えば、キャッシュサイズが16Kバイトでページサイズが4Kバイトであれば、ページはそのアドレスによってキャッシュ上で4種類の位置に対応することが考えられる。この場合、ページのカラー（色）が4種類存在すると称する。
物理インデックスキャッシュでは同時にアクセスする物理ページ群のカラーがばらばらであればスラッシングが発生せず、キャッシュヒット率が向上する。ページカラーリングの実装上の問題は、仮想ページと物理ページのマッピングは一度なされると変更されることがなく、マッピング時点でどのようなメモリアクセスパターンとなるかを予測できない点にある。一般的には仮想ページのカラーと物理ページのカラーが一致するようにマッピングを行う。こうすることで、仮想空間上連続な領域へのアクセスでスラッシングが発生するのを防ぐ。
ただし、そのような実装をした場合に新たな問題が発生する。実行ファイルのテキストとデータの領域は仮想空間上きりのよいアドレスに配置されることが多い。そして、そのアドレスはキャッシュのカラーで言えば同じカラーとなる。従ってページカラーリングを行うシステムでは、カラーによって物理ページの使用率に偏りが発生することがある。するとシステム全体としては未使用メモリが十分であるにもかかわらず、特定のカラーの空きページがないためにページ置換アルゴリズムが起動してしまい性能低下するといった問題が発生する。これに対処する方法は様々である。
仮想インデックスキャッシュでは、ある物理ページが複数のプロセスに共有されているとき、そのマッピング先の仮想ページのカラーが異なっていると困った状態となる。同じ物理ページでありながら、キャッシュ上の複数個所に内容が置かれてしまうのである。これをエイリアス問題とかシノニム問題と呼ぶ。この状態をハードウェアが検出せずに放置すると、一方のマッピング経由で更新した内容が他方のマッピング経由では観測できないという事態が発生する。もちろん、ほとんどのシステムではハードウェアが自動的にこの状態を検出して対処するが、その対処による性能低下もある(キャッシュミス時に他のカラーの位置をチェックしてエイリアスがあればそれらのキャッシュラインを全てフラッシュして無効化する)。一時期のシステムでは、この性能低下が無視できないレベルであったため、OSがなるべくエイリアス問題を発生させないようにすることで性能低下を防ぐ必要があった。その際に使用されたのがページカラーリングである。ちなみにR4000では二次キャッシュと一次キャッシュの間の矛盾状態をエイリアス検出に利用していたため、二次キャッシュのないシステムではエイリアス状態を検出することすらできなかった(検出した場合も対処はOS任せである)。最近のシステムではキャッシュの性能向上によってペナルティが無視できるレベルになっているため、エイリアス問題への対策としてページカラーリングを行う必要性は小さくなっている。
可変ページサイズ

前述の通り、ページングとはメモリ空間を一定サイズのページに分けるのが基本であるが、TLBミスが多発すると実行効率が落ち、またTLBミスをソフトウエアで扱う時TLBフォールトハンドラをどう置くかという問題がある。このため、いくつかのMMUの設計では、最小ページサイズの倍数（多くは2の冪乗倍）サイズのページをサポートしている。OSのメモリ管理に可変ページサイズをサポートさせると、断片化等の関係で設計が複雑になるため、サポートされない事があるが（このサポートのことをスーパーページと言う）、その場合でもOS自身を巨大なページに置く事によって実行効率を上げる事が出来るので、そのような設計になっている事が多い。また、後者の問題の解決の一つとしても使用される事がある（その場合は、あるページをTLBから追い出されない事を保証出来るようになっている）。また、OS用にアドレス変換されない領域を用意するMMUの設計も存在する。
共有

マルチタスクまたはマルチユーザー環境では、複数のユーザーが同じプログラムを実行するということがよくある。そのプログラムのコピーを各ユーザー用に作成するのはメモリの無駄遣いとなる。解決策としては、それらページ群をプロセス間で共有すればよい。
共有する場合、あるプロセスがデータを更新した際に別のプログラムがその更新されたデータにアクセスしないよう注意深く制御しなければならない。これをコピーオンライトと呼ぶ。
用語

歴史的には、「ページング」という用語は可変長のセグメントではなく固定長のページによるメモリ管理を指すこともあり、仮想記憶や二次記憶装置への転送などといった技法を含まないこともある。しかし近年ではそのような用法は稀である。
最近の一部システムでは、「ページング」と同時に「スワッピング」という用語を使っている。歴史的には「スワッピング」はプログラム全体を二次記憶に転送（あるいは二次記憶から主記憶に転送）することを意味する。
1960年代にセグメント方式とページング方式の仮想記憶の概念が登場すると、「スワッピング」という用語はセグメント単位およびページ単位の二次記憶と主記憶間の転送を意味するようになった。今日の仮想記憶はほとんどがページング方式となったため、「スワッピング」は「ページング」とほぼ同義に使われることもある。また、スワップファイルとの間のページインとページアウトのみを「スワッピング」と称することもある。
Unix系OSにあっては、初期の仮想記憶技術としてカーネル内で長期間スリープ中のプロセスを対象にPCBおよびカーネルスタックを二次記憶へ追い出しており、これを「スワッピング」と呼んでいる。スワップされたプロセスは、PCBおよびカーネルスタックをメモリへ読み戻さなければ実行が再開できない。伝統的にスワッピングの処理はプロセスIDが0のプロセスが担当しており、このプロセスはswapperと呼ばれている。現在ではプロセスのアドレス空間全体がページングの対象となったためスワッピングの効果は小さくなったが、swapperの名称は多くのUnix系OSにて残っている。また、Unix系OSにて仮想記憶の二次記憶領域を「スワップ領域」「スワップパーティション」などと呼ぶ由来ともなっている。
性能

仮想記憶のバッキングストアはRAMに比べると何十倍も遅い。しかも機械的可動部分があるとさらに遅延が生じ、ハードディスクでは数ミリ秒単位の遅延になることもある。したがってスワッピング（ページアウト）は発生させないに越したことはない。OSによってはカーネルのそのあたりの動作に影響する設定が可能なものもある。
Linuxでは /proc/sys/vm/swappiness というパラメータがあり、値を大きく設定するほど積極的なページアウト（空きページフレームを作る）を行う。
Windowsでは DisablePagingExecutive というレジストリ設定があり、カーネルモードのコードやデータをページアウトの対象外とするか否かを指定できる。
メインフレームでは、シーク時間を除去すべくトラック毎にヘッドのある磁気ディスクや磁気ドラムをページングに使用し、回転レイテンシを削減すべく同一デバイスに複数の要求を同時に発行する技法を使っている。
フラッシュメモリは消去・書き込み回数が有限であり、一度に消去する範囲が大きく（例えば、Intel X25-M SSD では128KiB）、ページサイズの何倍ということもある。したがって、フラッシュメモリをメモリ容量に余裕がない状況でスワップファイルに使用するとすぐに消耗するかもしれない。しかし、ハードディスクに比べて遅延が極めて小さく、RAMのように揮発性でないという点は魅力的である。ReadyBoost や Intel Turbo Memory といった方式はそういった利点を利用したものである。
Unix系OSの多く（例えば、AIX、Linux、Solaris）は複数のデバイスを並列にスワップスペースとして使用でき、性能を向上させることができる。
32ビットハードウェアでのアドレッシングの限界

ページングは、プロセスが使用するアドレス範囲（仮想アドレス空間または論理アドレス空間）をコンピュータに実際に搭載されている物理メモリ（物理アドレス空間）とは異なる大きさにする手段でもある。
32ビットハードウェアでのアドレッシングの限界 > 仮想アドレス空間より主記憶が小さい場合

多くのシステムでは、プロセスの仮想アドレス空間は利用可能な主記憶よりもずっと大きい。
そのようなシステムでは、プロセスが利用可能な主記憶容量は、実装している主記憶容量より少ない。実装可能な主記憶容量はCPUと主記憶を接続するアドレスバスのビット数で制限されており、例えば、MC68000やi386SXは内部的には32ビットの仮想アドレスを使用していたが、アドレスバスは24ビットぶんのピンしかなく、物理的に接続可能な主記憶容量は16MBに制限されていた。
たとえ物理アドレスのビット数が仮想アドレスのビット数と同じかそれ以上であっても、実際に実装可能な物理主記憶容量はそれより小さいことが多い。それはたとえばコスト的な問題のためだったり、I/O用にアドレス空間がハード的に予約されていたりするためである。