抖动与内存负载控制

少一帧，可能不只是多一次缺页 ​

单进程循环访问三个页a、b、c，只给两帧。读a、b后帧满；读c淘汰a；下一步读a又淘汰b。程序每次都把稍后要用的页换走，形成持续循环。替换器每次都执行了合法动作，整个配置仍然低效。

若能给三帧，第一次装入a、b、c后就不再换出它们。额外一帧改变的是能否容纳整个循环的内容，因此收益可以远大于“多一帧少一次缺页”。这也是只看已用内存百分比，难以推断应用进展的原因。

十二次访问的时间账本 ​

分别从空驻留集重放 a b c 四轮。假定每次引用最终带来1毫秒有用CPU工作；每次缺页在此前额外等待5毫秒I/O。只有一个运行进程，不预取、不重叠I/O，也不额外收费页表、调度或脏页写回。

串行总历时为 $T=12+5f$，有用CPU比例为 $12/T$，分别是 $1/6$ 与 $4/9$。三帧情况下比例还没接近1，是因为这个短观察窗口仍包含3次冷启动缺页。若执行 $m$ 轮，三帧总历时 $3m+15$，有用比例趋近1；两帧则每轮缺页3次，始终为 $1/6$。

这里的“有用CPU比例”特意不把内核处理开销算进分子。实际监控中的CPU利用率可能包括内核回收与缺页处理，因此CPU很忙也不必然表示应用推进得好。要核算业务进展，至少要另看完成引用、请求或作业的数量。

为什么低CPU利用率有时不能再加任务 ​

一般情况下，一个进程等待I/O时运行另一个进程，可以隐藏等待。但若新增进程又带来一份装不下的工作集，它会挤走旧进程的热页，使后者下一次恢复时继续缺页。于是可能出现：换页等待增加，CPU有用工作减少，系统误以为空闲而继续增加活跃任务，换页压力又更大。

这是一条可能的正反馈链，不是“增加并发总会更慢”的定理。若新任务工作集很小或访问不共享紧张资源，它也可能填满CPU空档。判断关键在联合需求和瓶颈资源，不在任务计数本身。

把准入决定算成容量不等式 ​

另起快照：MEM-16中只有8帧可供本组进程使用。P、Q、R各有3页不共享且稳定的工作集，总需求 $3+3+3=9>8$。若只让其中两个维持活跃，估计需求降为6，留出2帧余量。每个活跃进程有3帧配额并进入重复阶段后，都能避免前例的循环替换。

第三个进程不能因此被宣称“已经完成”，也不能无限期遗忘。可以先暂停它参与新的引用，等一批工作完成或预算增加后再恢复。选择谁等待需兼顾截止时间、交互需求和公平；只按工作集最小者优先，可能长期排挤大任务。容量条件解决能否装下，不能独自决定服务次序。

暂停CPU与释放页框是两项操作 ​

仅把R移出运行集合，不会自动释放它的驻留页。如果R仍占3帧不让出，P与Q依旧可能拿不到所需6帧。控制器必须明确将哪些R页移出预算，保存必要内容，完成映射撤销和相关TLB失效，再把可安全复用的帧交给其他进程。

清洁且有可靠后备副本的页可以不写回；已修改且无当前副本的页必须先保全内容。页被锁定或正在I/O时还可能暂时不能回收。恢复R时，重新调入又有成本，因此频繁在“全放进来”和“全赶出去”之间切换，可能制造新的开销。

控制需要观察窗口和迟滞 ​

可同时观察每进程缺页次数、因换页阻塞的时间、活跃需求估计和单位时间完成的工作。连续多个窗口表现出过载时减少准入，恢复到更宽松阈值并稳定一段时间后再扩大活跃集合，能避免对偶发冷启动立即作大幅调整。具体窗口和阈值必须在目标负载下验证，本页不提供脱离成本模型的通用数值。

把帧数、窗口、页大小与准入变化分开试验，才能知道改善来自哪里。例如把基本页换成大页理路大页与TLB覆盖范围Huge pages · Superpages · TLB reach在数据全部驻留的模型中复算大页减少TLB未命中的条件，分开翻译覆盖、物理连续性、内部碎片与权限变更粒度。可以减少翻译未命中，却不会自动解决这里9页活跃内容塞不进8页容量的问题；某些稀疏访问还会因大页内部碎片更占空间。

最终复算应交出两层证据：先用引用轨迹证明缺页数，再用声明的时间合同把缺页换算成历时。若允许多进程隐藏I/O，72与27的加法账本就需重建，不能继续当作整机吞吐答案。