又一新框架来袭，关系网络用于目标检测

如图，以一个32位虚拟地址的二级页表为例，将32位虚拟地址划分为10位的PT1域，10位的PT2域，以及12位的offset域，当一个虚拟地址被送入MMU时，MMU首先提取PT1域并把其值作为访问第一级页表的索引，之后提取PT2域把把其值作为访问第二级页表的索引，之后再根据offset找到对应的页框号。

32位的虚拟地址空间下：每个页面4KB，且每条页表项占4B：

一级页表：进程需要1M个页表项(4GB / 4KB = 1M, 2^20个页表项)，即页表(每个进程都有一个页表)占用4MB(1M * 4B = 4MB)的内存空间。

二级页表：一级页表映射4MB(2^22)、二级页表映射4KB，则需要1K个一级页表项(4GB / 4MB = 1K, 2^10个一级页表项)、每个一级页表项对应1K个二级页表项(4MB / 4KB = 1K)，这样页表占用4.004MB(1K * 4B + 1K * 1K * 4B = 4.004MB)的内存空间。

二级页表占用空间看着貌似变大了，为什么还说多级页表省内存呢?

每个进程都有4GB的虚拟地址空间，而显然对于大多数程序来说，其使用到的空间远未达到4GB，何必去映射不可能用到的空间呢?

也就是说，一级页表覆盖了整个4GB虚拟地址空间，但如果某个一级页表的页表项没有被用到，也就不需要创建这个页表项对应的二级页表了，即可以在需要时才创建二级页表。做个简单的计算，假设只有20%的一级页表项被用到了，那么页表占用的内存空间就只有0.804MB(1K*4B+0.2*1K*1K*4B=0.804MB)，对比单级页表的4M是不是一个巨大的节约?

那么为什么不分级的页表就做不到这样节约内存呢?我们从页表的性质来看，保存在主存中的页表承担的职责是将虚拟地址翻译成物理地址。假如虚拟地址在页表中找不到对应的页表项，计算机系统就不能工作了。所以页表一定要覆盖全部虚拟地址空间，不分级的页表就需要有1M个页表项来映射，而二级页表则最少只需要1K个页表项(此时一级页表覆盖到了全部虚拟地址空间，二级页表在需要时创建)。

二级页表其实可以不在内存中：其实这就像是把页表当成了页面。当需要用到某个页面时，将此页面从磁盘调入到内存;当内存中页面满了时，将内存中的页面调出到磁盘，这是利用到了程序运行的局部性原理。我们可以很自然发现，虚拟内存地址存在着局部性，那么负责映射虚拟内存地址的页表项当然也存在着局部性了!这样我们再来看二级页表，根据局部性原理，1024个第二级页表中，只会有很少的一部分在某一时刻正在使用，我们岂不是可以把二级页表都放在磁盘中，在需要时才调入到内存?

我们考虑极端情况，只有一级页表在内存中，二级页表仅有一个在内存中，其余全在磁盘中(虽然这样效率非常低)，则此时页表占用了8KB(1K*4B+1*1K*4B=8KB)，对比上一步的0.804MB，占用空间又缩小了好多倍!(这里参考的下面知乎链接中大佬的回答)

06 什么是缺页中断?

缺页中断就是要访问的页不在主存中，需要操作系统将页调入主存后再进行访问，此时会暂时停止指令的执行，产生一个页不存在的异常，对应的异常处理程序就会从选择一页调入到内存，调入内存后之前的异常指令就可以继续执行。
 

技术只是解决问题的手段

上周一个同学离职，问及原因，说是不想涉及业务，要去追求纯粹的技术。这种思路我非常理解，毕竟曾经也有过类似的想法。但是现在我的想法已经发生了很大的变化。

举个例子，某个明星创业公司，上线某个业务之后非常火爆，一时间访问量暴增，服务器访问压力太大，频频出现服务无响应甚至宕机的事情。怎么解决这个问题呢？ 重新开发性能更高，支持更高并发的服务？等你开发好，市场说不定早被其它公司抢走了。解决这个问题更高效的方法是什么呢？堆更多的服务器能不能解决问题？人肉运维能不能解决问题？

看到没有，技术本身、机海战术、人海战术本质上没有差别，都是一种解决问题的方式，是赢得商业市场的一种手段，在特定的场景下，这种手段甚至是低效的、不可忍受的。

所有的技术都是为解决某个问题而存在。技术是为人类服务的，是为市场服务的。脱离了这个原则，所有的技术都是扯淡。

仅仅技术好是无法成为技术专家

在商业公司中，大部分的发展路径可能都是这样的：

初期技术热情极大 -> 大量标志性技术项目 -> 转向综合性思考 -> 带团队/关注方法论

单纯关注某个技术领域对个人成长的危害极大。一个人技术能力再强，也很难干翻一个团队。一个人的经验和视野只有通过他人和团队才能迅速放大，才能在更大的领域做出更大的成就。

（编辑：潍坊站长网）

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