在Solaris ZFS 中实现的ARC(Adjustable Replacement Cache)读缓存淘汰算法真是很有意义的一块软件代码。它是基于IBM的Megiddo和Modha提出的ARC（Adaptive Replacement Cache）淘汰算法演化而来的。但是ZFS的开发者们对IBM 的ARC算法做了一些扩展，以更适用于ZFS的应用场景。ZFS ARC的最早实现展现在FAST 2003的会议上，并在杂志《;Login:》的一篇文章中被详细描述。
注：关于杂志《；Login:》，可参考这个链接：https://www.usenix.org/publications/login/2003-08/index.html
ZFS ARC真是一个优美的设计。在接下来的描述中，我将尽量简化一些机制，以便于大家更容易理解ZFS ARC的工作原理。关于ZFS ARC的权威描述，可以参考这个链接：http://src.opensolaris.org/source/xref/onnv/onnv-gate/usr/src/uts/common/fs/zfs/arc.c。在接下来的段落中，我将试着给大家深入讲解一下ZFS 读缓存的内部工作原理。我将关注点放在数据如何进入缓存，缓存如何调整它自己以适应I/O模式的变化，以及“Adjustable Replacement Cache”这个名字是如何来的。
缓存
嗯,在一些文件系统缓存中实现的标准的LRU淘汰算法是有一些缺点的。例如，它们对扫描读模式是没有抵抗性的。但你一次顺序读取大量的数据块时，这些数据块就会填满整个缓存空间，即使它们只是被读一次。当缓存空间满了之后，你如果想向缓存放入新的数据，那些最近最少被使用的页面将会被淘汰出去。在这种大量顺序读的情况下，我们的缓存将会只包含这些新读的数据，而不是那些真正被经常使用的数据。在这些顺序读出的数据仅仅只被使用一次的情况下，从缓存的角度来看，它将被这些无用的数据填满。
另外一个挑战是：一个缓存可以根据时间进行优化（缓存那些最近使用的页面），也可以根据频率进行优化（缓存那些最频繁使用的页面）。但是这两种方法都不能适应所有的workload。而一个好的缓存设计是能自动根据workload来调整它的优化策略。
ARC的内部工作原理
在ARC原始的实现（IBM的实现）和ZFS中的扩展实现都解决了这些挑战，或者说现存问题。我将描述由Megiddo和Modha提出的Adaptive Replacement Cache的一些基本概念，ZFS的实现版本作为这个实现机制的一个扩展来介绍。这两种实现（原始的Adaptive Replacement Cache和ZFS Adjustable Replacement Cache）共享一些基本的操作原理，所以我认为这种简化是一种用来解释ZFS ARC切实可行的途径。
首先，假设我们的缓存中有一个固定的页面数量。简单起见，假设我们有一个8个页面大小的缓存。为了是ARC可以工作，在缓存中，它需要一个2倍大小的管理表。
这个管理表分成4个链表。头两个链表是显而易见的：
· 最近最多使用的页面链表 （LRU list）
· 最近最频繁使用的页面链表（LFU list）
另外两个链表在它们的角色上有些奇怪。它们被称作ghost链表。那些最近被淘汰出去的页面信息被存储在这两个链表中：
· 存储那些最近从最近最多使用链表中淘汰的页面信息 （Ghost list for LRU）
· 存储那些最近从最近最频繁使用链表中淘汰的页面信息（Ghost list for LFU）
这两个ghost链表不储存数据（仅仅储存页面信息，比如offset，dev-id），但是在它们之中的命中对ARC缓存工作的行为具有重要的影响，我将在后面介绍。那么在缓存中都发生了什么呢？
假设我们从磁盘上读取一个页面，并把它放入cache中。这个页面会放入LRU 链表中。
接下来我们读取另外一个不同的页面。它也会被放入缓存。显然，他也会被放入LRU 链表的最近最多使用的位置（位置1）：
好，现在我们再读一次第一个页面。我们可以看到，这个页面在缓存中将会被移到LFU链表中。所有进入LRU链表中的页面都必须至少被访问两次。无论什么时候，一个已经在LFU链表中的页面被再次访问，它都会被放到LFU链表的开始位置（most frequently used）。这么做，那些真正被频繁访问的页面将永远呆在缓存中，不经常访问的页面会向链表尾部移动，最终被淘汰出去。
随着时间的推移，这两个链表不断的被填充，缓存也相应的被填充。这时，缓存已经满了，而你读进了一个没有被缓存的页面。所以，我们必须从缓存中淘汰一个页面，为这个新的数据页提供位置。这个数据页可能刚刚才被从缓存中淘汰出去，也就是说它不被缓存中任何的非ghost链表引用着。
假设LRU链表已经满了：
这时在LRU链表中，最近最少使用的页面将会被淘汰出去。这个页面的信息会被放进LRU ghost链表中。
现在这个被淘汰的页面不再被缓存引用，所以我们可以把这个数据页的数据释放掉。新的数据页将会被缓存表引用。
随着更多的页面被淘汰，这个在LRU ghost中的页面信息也会向ghost链表尾部移动。在随后的一个时间点，这个被淘汰页面的信息也会到达链表尾部，LRU链表的下一次的淘汰过程发生之后，这个页面信息也会从LRU ghost链表中移除，那是就再也没有任何对它的引用了。
好的，如果这个页面在被从LRU ghost链表中移除之前，被再一次访问了，将会发生什么？这样的一个读将会引起一次幽灵（phantom）命中。由于这个页面的数据已经从缓存中移除了，所以系统还是必须从后端存储媒介中再读一次，但是由于这个幽灵命中，系统知道，这是一个刚刚淘汰的页面，而不是第一次读取或者说很久之前读取的一个页面。ARC用这个信息来调整它自己，以适应当前的I/O模式（workload）。
很显然，这个迹象说明我们的LRU缓存太小了。在这种情况下，LRU链表的长度将会被增加一。显然，LFU链表的长度将会被减一。
但是同样的机制存在于LFU这边。如果一次命中发生在LFU ghost 链表中，它会减少LRU链表的长度（减一），以此在LFU 链表中加一个可用空间。
利用这种行为，ARC使它自己自适应于工作负载。如果工作负载趋向于访问最近访问过的文件，将会有更多的命中发生在LRU Ghost链表中，也就是说这样会增加LRU的缓存空间。反过来一样，如果工作负载趋向于访问最近频繁访问的文件，更多的命中将会发生在LFU Ghost链表中，这样LFU的缓存空间将会增大。
进一步，这种行为开启了一个灵活的特性：假设你为处理log文件而读取了大量的文件。你只需要每个文件一次。一个LRU 缓存将会把所有的数据缓存住，这样也就把经常访问的数据也淘汰出去了。但是由于你仅仅访问这些文件一次，它们不会为你带来任何价值一旦它们填满了缓存。
一个ARC缓存的行为是不同的。显然这样的工作负载仅仅会很快填满LRU链表空间，而这些页面很快就会被淘汰出去。但是由于每个这样的页面仅仅被访问一次，它们基本不太可能在为最近访问的文件而设计的ghost链表中命中。这样，LRU的缓存空间不会因为这些仅读一次的页面而增加。
假如你把这些log文件与一个大的数据块联系在一起（为了简单起见，我们假设这个数据块没有自己的缓存机制）。数据文件中的数据页应该会被频繁的访问。被LFU ghost链表引用的正在被访问的页面就很有可能大大的高于LRU ghost链表。这样，经常被访问的数据库页面的缓存空间就会增加。最终，我们的缓存机制就会向缓存数据块页面优化，而不是用log文件来污染我们的缓存空间。