LFU缓存O(1)均摊复杂度的关键是minFreq的高效维护：不能每次get扫描，而应在频次桶变空且等于minFreq时才递增；新key插入时置minFreq=1；淘汰前需while循环跳过空桶。
LFU 缓存要真正达到 O(1) 均摊复杂度，关键不在“怎么存数据”，而在于「minFreq 怎么找、什么时候更新、为什么不能每次 get 都扫一遍」——绝大多数超时或淘汰错位问题，都卡在这一步。
为什么 minFreq 不能每次 get() 都重新扫描
扫描所有频次桶找最小非空频次，最坏是 O(F)（F 是历史最大频次），在高频访问场景下直接退化为线性；LeetCode 460 或压测中 TLE 的主因就是这里。正确做法是只在频次桶变空且它恰好等于当前 minFreq 时才推进。
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minFreq只会递增，不会下降：新 key 插入频次必为 1，所以put()新键时直接设minFreq = 1 -
get()提升频次后，若原频次链表变空 且old_freq == minFreq，才执行minFreq++ - 淘汰前不检查是否为空？不行——必须加
while (freqBuckets[minFreq].empty()) minFreq++，因为put()中删节点可能让minFreq桶空了但没来得及更新
freqBuckets 用 std::vector 还是 std::unordered_map？
用 std::vector<:list>> 更快，前提是频次分布不极端稀疏（比如不会出现 freq=1、freq=99999 同时存在）。下标即频次，freqBuckets[freq] 是 O(1) 直接寻址，彻底避开哈希查找开销。
- 初始化时
freqBuckets.resize(2)，freqBuckets[0]占位不用，freqBuckets[1]用于首次插入 - 扩容策略：每次要写入
freqBuckets[freq]但freq >= freqBuckets.size()时，freqBuckets.resize(freq + 1) - 防爆内存：设硬上限如
MAX_FREQ = 1000，超过的统一归入freqBuckets[MAX_FREQ]，不再细分
节点迁移时迭代器失效怎么破
别用 std::list::iterator 当长期句柄——跨链表移动后，旧迭代器不指向任何有效位置。真实高效的做法是让每个 Node 自带指针域，管理自身在所属链表中的位置。
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Node必须含字段：int key, value, freq、Node* prev, *next（双向链表指针） - 每个频次桶用裸指针双向链表（非
std::list），Node的prev/next就是它在该桶内的位置，无需额外查表 -
get()时：从freqBuckets[old_freq]中摘下节点（靠prev/nextO(1) 解链），freq++，再插到freqBuckets[freq]头部（同样 O(1)）
同频次淘汰选最久未用，为什么不用 std::chrono 时间戳
调用 std::chrono::steady_clock::now() 有可观开销，且纳秒精度对缓存淘汰无意义。更轻量的做法是全局单调序号。
- 声明
static std::atomicg_tick{0} - 每次
get()或put()访问节点时，执行node.tick = g_tick.fetch_add(1, std::memory_order_relaxed) - 同频桶内按
tick升序排：tick小的在尾，淘汰时取freqBuckets[minFreq].tail
最容易被忽略的是：minFreq 初始值设为 0 后，第一次 put() 必须显式置为 1；还有，淘汰前那个 while 循环不能省——它兜底处理了多个并发 put 导致同一频次桶被清空但 minFreq 没同步更新的情况。
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