内存卸载¶

卸载把空闲实例的驻留 RAM 转为存储支撑，代价是下一次交互时需要读回数据。原 VMM 保持存活：CPU、设备、连接和时钟状态仍留在该进程中。

在架构中的位置¶

卸载的单位是单个实例，不是共享内存池，也不是可移植的 VM 镜像。在内存优化架构中，卸载解决等待期的驻留问题；本地压缩处理的是另一种 RAM 与 CPU 权衡。

同进程恢复继续原来的执行。只有 RAM backing 文件，不能在 VMM 退出后重启该执行、恢复历史 VM 或迁移到另一节点。完整环境快照有独立的捕获与恢复合同，还包括 CPU/设备状态、兼容性以及执行 profile 覆盖的文件系统。

普通暂停停止 vCPU，却仍允许设备访问内存；它既不能建立不可变 RAM epoch，也不会提交压缩存储。卸载需要更强的边界：停止 CPU 写入，关闭并排空设备 memory gate，再同步 backing 脏页。

卸载操作完成前，CPU 与设备保持静默。runner 的确认不是完成点：host 侧的压缩发布工作可能尚未结束。恢复时先重建必要的 hypervisor 映射，再打开设备 gate，最后重启 vCPU。

RAM 使用共享文件映射。稳定的 backing 身份，而不是某个路径名，使同一进程能够按需读回页面，无须更换宿主 RAM 地址或复制新镜像。当前路径发布使用指向原 inode 的硬链接；压缩 alias 链接的是 manifest，其对原 sidecar 目录的引用保持不变。

磁盘存储上的普通文件使干净页具备被回收、随后重新读取的条件。 tmpfs 文件或 memfd 仍由内存支撑：更换 backing 类型并不等于磁盘卸载。这些对象可用于共享或映射，但回收取决于宿主策略及可能使用的 swap；文件描述符本身不代表持久存储或 RAM 节约。

当前整实例回收拒绝私有 COW RAM。丢弃已修改的私有页会丢失 guest 写入，而不是把它们写进共享基底；需要新的完整捕获。不能把这条卸载路径无差别地应用到快照恢复的私有映射。

原始 backing 让内核直接把 RAM 字节写入文件，并处理后续缺页。压缩路径通过 FUSE 暴露逻辑 RAM 文件：写回先暂存原始页，卸载再将变化块提交到 base/delta bundle；读取时解码已提交块。卸载文件格式解释其存储与发布模型。

压缩可能减少存储字节，但增加编码、校验、staging I/O 和 FUSE 工作。恢复后的冷读取还需要块解码。不可压缩数据、频繁重写和合并可能抵消收益或延长暂停；应比较 CPU、I/O、存储峰值与恢复延迟。

现有路径是：创建 backing → 在共享映射上运行 → CPU 与设备静默 → 同步并请求回收 → 完成可选的压缩提交 → 恢复同一实例。回收是向宿主提出请求，不保证所有 RAM 消失；VMM/设备状态仍然存在，压缩本身还会在 runner 的驻留采样之后读取数据、分配内存。

当前支持的是实现附录描述的同进程原始/FUSE backing 路径，其平台要求与已知限制仍然适用。未来目标是以有界的卸载与冷恢复成本获得可预测的空闲实例密度；这不代表新增私有 COW 淘汰、持久 VM 恢复或迁移支持。