一、LRU产生的原因
1.首先，你要知道什么是缺页中断
百度：
缺页中断就是要访问的页不在主存，需要操作系统将其调入主存后再进行访问。在这个时候，被内存映射的文件实际上成了一个分页交换文件。
简书：
缺页本身是一种中断，与一般的中断一样，需要经过4个处理步骤：
- 保护CPU现场
- 分析中断原因
- 转入缺页中断处理程序进行处理
- 恢复CPU现场，继续执行
但是缺页中断时由于所要访问的页面不存在与内存时，有硬件所产生的一种特殊的中断，因此，与一般的中断存在区别：
- 在指令执行期间产生和处理缺页中断信号
- 一条指令在执行期间，可能产生多次缺页中断
- 缺页中断返回时，执行产生中断的那一条指令，而一般的中断返回时，执行下一条指令
程序执行需要许多的资源，当申请使用电脑的内存的时候，会分配一定的内存额度（单位：页）给程序使用，如果这些页面是空的，就需要为这个页写入数据，这就产生一次中断，但由于多个程序的同时运行，可能之前申请的页由于某种原因，比如该页在内存中已被某程序使用，导致内容可能发生变化，这就需要重新申请分配（这个页数据发生变化导致重新写入，引起的原因很啰嗦，不好描述）。
此时需要重新将这一页加载进内存（重新分配），而分配在内存哪里，如何分配能保证某些常用页（已缓存数据）不被踢出内存，这就产生了算法，LRU就是其中一种。
页面分配如图：
二、LRU使用场景
Redis,目的在于快速命中程序本身需要的页，加快程序执行流程，减少因为中断次数引起的等待写入时间。（其实就是说，常用的数据缓存所在的页，尽量不做清除处理，下次访问直接使用就对了，减少写入内存的时间，减少中断次数引起的各种等待时间）
三、LRU算法介绍
在固定的分配页数下（A,B,C,D,E,F），将每个页的使用次数做一个记录，认为使用次数多的页（起个别名A），默认最近也有可能被使用，使用次数少的页（起个别名B），默认最近不可能被使用，别的页使用次数一样.
那么，产生产生新序列（A,C,D,E,F,B），当需要新的数据（起个别名G）写入，就把G替换掉B,。
此时，新序列（A,C,D,E,F,G）
然后疯狂使用G，导致G的使用记录狂升，直至超过A，序列变化为（G,A,C,D,E,F）
然后不断乱序循环以上，这就是LRU的概念。
给个数组逻辑图片：
四、LRU优缺点
1.命中率,当存在热点数据时,LRU的效率很好,但偶发性的,周期性的批量操作会导致LRU命中率急剧下降,缓存污染情况比较严重
2,实现相对简单（数组，链表都可以）
3,命中时需要遍历链表,找到命中的数据块索引,然后需要将数据移到头部（每次命中都会导致使用次数的值引起变化，而页面的淘汰基于该数值大小）
五、如何实现：
1.用一个数组来存储数据，给每一个数据项标记一个访问时间戳，每次插入新数据项的时候，先把数组中存在的数据项的时间戳自增，并将新数据项的时间戳置为0并插入到数组中。每次访问数组中的数据项的时候，将被访问的数据项的时间戳置为0。当数组空间已满时，将时间戳最大的数据项淘汰。
2.利用一个链表来实现，每次新插入数据的时候将新数据插到链表的头部；每次缓存命中（即数据被访问），则将数据移到链表头部；那么当链表满的时候，就将链表尾部的数据丢弃。
3.利用链表和hashmap。当需要插入新的数据项的时候，如果新数据项在链表中存在（一般称为命中），则把该节点移到链表头部，如果不存在，则新建一个节点，放到链表头部，若缓存满了，则把链表最后一个节点删除即可。在访问数据的时候，如果数据项在链表中存在，则把该节点移到链表头部，否则返回-1。这样一来在链表尾部的节点就是最近最久未访问的数据项。
对于第一种方法，需要不停地维护数据项的访问时间戳，另外，在插入数据、删除数据以及访问数据时，时间复杂度都是O(n)。对于第二种方法，链表在定位数据的时候时间复杂度为O(n)。所以在一般使用第三种方式来是实现LRU算法。
ps:个人能力有限，只做个人学习参考使用，如有错误请指教，盼共同进步