一、LRU鏈：
任何緩存的大小都是有限制的，並且總不如被緩存的數據多。就像Buffer cache用來緩存數據文件，數據文件的大小遠遠超過Buffer cache。因此，緩存總有被占滿的時候。當緩存中已經沒有空閒內存塊時，如果新的數據要求進入緩存，就只有從緩存中原來的數據中選出一個犧牲者，用新進入緩存的數據覆蓋這個犧牲者。這一點我們在共享池中曾提及過，這個犧牲者的選擇，是很重要的。緩存是為了數據可以重用，因此，通常應該挑選緩存中最沒有可能被重用的塊當作犧牲者。犧牲者的選擇，從CPU的L1、L2緩存，到共享池、Buffer cache池，絕大多數的緩存池都是采用著名的LRU算法，不過在Oracle中，Oracle采用了經過改進的LRU算法。具體的算法它沒有公布，不過LRU算法總的宗旨就是――“最近最少”，其意義是將最後被訪問的時間距現在最遠的內存塊作為犧牲者。比如說，現在有三個內存塊，分別是A、B、C，A被訪問過10次，最後一次訪問是在10:20，B被訪問過15次，最後一次訪問是10:18，C也被訪問10次，最後一次被訪問是在10:22。當需要選擇犧牲者時，B訪問次數最多，犧牲者肯定不是它。A、C訪問次數一樣，但A在10:20被訪問，而C在10:22被訪問，A最後被訪問的更早些，犧牲者就是A。注意，這就是LRU的宗旨，“將最後訪問時間距現在最遠的塊作為犧牲者”。
為了實現LRU的功能，Oracle在Buffer cache中創建了一個LRU鏈表，Oracle將Buffer cache中所有內存塊，按照訪問次數、訪問時間排序串在鏈表中。鏈表的兩頭我們分別叫做熱端與冷端， 如下圖
當你第一次訪問某個塊時，如果這個塊不在Buffer cache中，Oracle要選將它讀進Buffer cache。在Buffer cache中選擇犧牲者時，Oracle將從冷端頭開始選擇，在上圖的例子中，內存塊U將是犧牲者。
如上圖，新塊將會被讀入U，覆蓋U原來的內容。這裡，我們假設新塊是V。但是塊V不會被放在冷端頭，因為冷端頭的塊，會很快被當作犧牲者權覆蓋的。這不符合“將最後訪問時間距現在最遠的塊作為犧牲者”的宗旨。塊V是最後時間距當前時刻最近的，它不應該作為下一個犧牲者。Oracle是如何實驗LRU的，我們繼續看。
Oracle將LRU鏈從中間分為兩半，一半記錄熱端塊、一半記錄冷端塊。如上圖，而剛剛被訪問的塊V，如下圖：
如過再有新的塊進入Buffer cache，比如塊X被讀入Buffer cache，它將覆蓋T，並且會被移至塊V的前面，如下圖：
大家可以想像一下，如果按照這面的方式繼續下去，最右邊冷端頭處的塊，一定是最後一次訪問時間距現在最遠的塊。那麼，訪問次數多的塊是不會被選做犧牲者的，這一點Oracle是如何實現的？這很簡單，Oracle一般以2次為准，塊被訪問2次以上了，它就有機會進入熱端。
Oracle為內存中的每個塊都添加了一個記錄訪問次數的標志位，假設圖中每個塊的訪問次數如下：
如果現在又有新塊要被讀入Buffer cache，Oracle開始從冷端頭尋找犧牲者，冷端頭第一個塊S，它的訪問次數是2，那麼，它不能被覆蓋，只要訪問次數大於等於2的塊，Oracle會認為它可能會被經常訪問到，Oracle要把它移到熱端，它會選擇R做為本次的犧牲者：
塊S會被從冷端移到熱端，並且它的訪問次數會被清零。此時，塊R就是犧牲者了，因為它的訪問次數不到兩次。
新塊Y覆蓋了塊R，並被移到了冷端塊開始處，它的訪問次數是1。如果塊Y再被訪問了一次，它的訪問次數變為了2：
雖然Y的訪問次數達到了兩次，但它不會馬上被移到熱端，它仍然留在原來的位置，隨著不斷有新塊加入，被插入到它的前面，它會不斷的被向後推移。
如上圖，又加入了很多的新塊，Y又被推到了冷端頭，當再有新塊進入Buffer cache時，Y不會是犧牲者，它會被移到熱端頭S的前面，Y後面的Z，它的訪問次數沒有達到2，它將會是犧牲者。
好了，這就是Oracle中Buffer cache管理LRU的原理。按照這種方式運作，Oracle可以把常用的塊盡量長的保持在Buffer cache中。而且，每有新塊進入Buffer cache，Oracle都會從冷端頭處，從右向左搜索犧牲塊。因為越靠近冷端，塊的訪問次數有可能越少、最後的訪問時間離現在最遠。好了，LRU鏈還沒有講完，下面，我們再討論一下髒塊與髒LRU鏈的問題。
二、髒塊與髒LRU鏈：
Oracle中修改塊的規則是只對Buffer cache中的塊進行修改，並不直接修改磁盤中的塊。如果要修改的塊不在Buffer cache中，Oracle會先將它讀入Buffer cache，再在Buffer cache中進行修改。當Buffer cache中的塊被修改後，Oracle會把它標記為“髒”塊。髒塊含有髒數據，髒數據就是用戶修改過的數據。Oracle會定期的將髒塊寫到磁盤中。有一個專門的後台進程就是專門負責寫髒塊到磁盤的，它就是DBWn。我們也把DBWn寫髒塊到磁盤這個過程叫做刷新髒塊，刷新過後，髒塊就不髒了，又變成了干淨塊。其實，有一個塊A，如果Buffer cache中此塊的數據和磁盤上塊中數據不一致，那麼，這個塊就是髒塊。否則，就是干淨塊。當修改完成後，因為Oracle只修改Buffer cache，因此，塊中數據和磁盤肯定不一致，這時塊就是髒塊。當塊被刷新後，塊被寫到磁盤，那麼，磁盤中塊數據和Buffer cache中塊的數據又是一致的，此時，塊就又變成了干淨塊。
髒塊在被寫回磁盤前，也就是在它還是髒塊時，它是不能被覆蓋的，因為，髒塊含有用戶修改過的數據，而這些數據還沒被寫到磁盤，如果此時覆蓋了髒塊，用戶的修改結果將會丟失。
設當前LRU鏈如上圖所示，其中V、L、O、P、Q是髒塊。當新的塊要進入Buffer cache時，Oracle從冷端頭開始選擇犧牲塊，Q、P和O都不能做作犧牲塊，因為它們是髒塊，N是這一次的犧牲者，新進入的塊將會覆蓋N，然後將N插入到Y之前。然後呢，下一次有塊進入Buffer cache時，Oracle從冷端頭開始搜索，它還要檢查一邊Q、P和O，發現它們都不能覆蓋，再將M定為犧牲者。等等，每一次都要檢查一邊O、P、Q，這太浪費時間了，Oracle不會這麼傻，Oracle有准備了一個髒LRU鏈，專門保存髒塊。當塊變髒時，塊不會馬上被移到髒LRU中，只有當Oracle從冷端頭開始，尋找犧牲者時，才會將發現的髒塊移動到髒LRU鏈中。這樣做的目的我們剛才已經快要講到了，就是下次再尋找犧牲者時，可以不用再檢查這些髒塊。好，讓我們繼續看圖，接著上圖，有新塊Z要進入Buffer cache：
如上圖，O、P、Q將被移到髒LRU鏈中。
冷端頭變成了N，N的訪問次數小於2，它就是本次的犧牲者了。這樣當下一次再需要從冷端頭開始尋找犧牲者時，就不用再檢查O、P、Q這三個髒塊了。當髒LRU鏈的長度，也就是髒LRU鏈中的髒塊達到一定數目時，DBWn會開始刷新髒塊。
通過上面所講述的LRU鏈與髒LRU鏈的原理，我們可以發現Oracle把很多工作，都留到了在LRU的冷端搜索犧牲者時。當塊的訪問次數增加的超過2時，塊在LUR鏈的位置不變；當塊變髒時，塊的LRU鏈位置也不變。只有當從LRU的冷端搜索犧牲者時，才會將發現的髒塊移到髒LRU鏈，將訪問次數超過2的，插入到熱端，這就是Oracle改進了的LRU算法。Oracle這樣做的目的，是為了讓我們平時的查詢、修改所需完成的操作盡量的少。對於用戶的查詢、修改操作，LRU算法幾乎沒有任何的影響，額外所做的工作只是改變了幾個標志位而已，查詢時增加訪問次數標志位，修改塊時設置髒塊標志位。LRU算法大部分的工作，都是在尋找犧牲者時完成的。因此，有時尋找犧牲者這個過程有可能會出現等待，等待事件是free buffer waits。
訪問次數大於2的塊太多，或髒塊太多，反正這些塊都是不能覆蓋的，Oracle不得不移動它們到它們該去的位置。當碰到的這樣的塊超過LRU中總塊數的40%時，也就是說搜索了一小半LRU鏈，還是沒有發現可以覆蓋的犧牲者，Oracle就不在找了，它會喚醒DBWn刷新髒塊。在DBWn刷新期間的等待，就會被記入到free buffer waits事件中。另外，在資料視圖中有一個資料free buffer inspected，它記錄了Oracle在所有次的尋找犧牲者的過程中，共計碰到了多少個不可覆蓋的塊。
在尋找犧牲者過程中發現髒塊，Oracle將其移動到髒LRU鏈，但是髒LRU鏈中髒塊數目達到限制，DBWn被喚醒開始刷新髒塊，Oracle必須等待刷新髒塊完畢，才能再繼續尋找犧牲者，這其間的等待事件，也會被記入free buffer inspected。
總之，free buffer waits事件發生的主要原因就是在LRU中尋找犧牲者的時間過長。如果這個等待事件頻繁出現，說明Buffer cache中髒塊太了，這通常是DBWn寫刷新速度慢造成的。我們應該將DBWn更頻繁的被喚醒去刷新髒塊，好讓它們變干淨、可以被選為犧牲者。我們不應該讓髒塊從髒LRU鏈中被刷新，因為這時通常會出現free buffer inspected。髒LRU鏈並不是為了將髒塊集中到一起，讓DBWn去刷新的，我們上面的圖例中已經講過，將髒塊移動到髒LRU鏈中，是為了減少下一次尋找犧牲者時，所需搜尋的塊。Oracle中另有一個鏈表，專門用來記錄髒塊，好讓DBWn定期刷新，這個鏈表是檢查點隊列。
