過程運轉時，若其拜訪的頁面不在內存而需將其調入，但內存已無閒暇空間時，就需求從內存中調出一頁程序或數據，送入磁盤的對調區。
選擇調出頁面的算法就稱爲頁面置換算法。好的頁面置換算法應有較低的頁面改換頻率，也就是說，應將今後不會再拜訪或許今後較長工夫內不會再拜訪的頁面先調出。
罕見的置換算法有以下四種。
1. 最佳置換算法(OPT)
最佳(Optimal, OPT)置換算法所選擇的被鐫汰頁面將是今後永不運用的，或許是在最長工夫內不再被拜訪的頁面,如許可以包管取得最低的缺頁率。但因爲人們今朝無法預知過程在內存下的若千頁面中哪個是將來最長工夫內不再被拜訪的，因此該算法無法完成。
最佳置換算法可以用來評價其他算法。假定零碎爲某過程分派了三個物理塊，並思索有以下頁面號援用串：
7, 0, 1, 2, 0, 3, 0, 4, 2, 3, 0, 3, 2, 1, 2, 0, 1, 7, 0, 1
過程運轉時，先將7, 0, 1三個頁面順次裝入內存。過程要拜訪頁面2時，發生缺頁中綴，依據最佳置換算法，選擇第18次拜訪才需調入的頁面7予以鐫汰。然後，拜訪頁面0時，由於已在內存中所以不用發生缺頁中綴。拜訪頁面3時又會依據最佳置換算法將頁面1鐫汰……依此類推，如圖3-26所示。從圖中可以看出釆用最佳置換算法時的狀況。
可以看到，發作缺頁中綴的次數爲9，頁面置換的次數爲6。
| 拜訪頁面 | 7 | 0 | 1 | 2 | 0 | 3 | 0 | 4 | 2 | 3 | 0 | 3 | 2 | 1 | 2 | 0 | 1 | 7 | 0 | 1 |
| 物理塊1 | 7 | 7 | 7 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 | 7 | |||||||||||
| 物理塊2 | 0 | 0 | 0 | 0 | 4 | 0 | 0 | 0 | ||||||||||||
| 物理塊3 | 1 | 1 | 3 | 3 | 3 | 1 | 1 | |||||||||||||
| 缺頁否 | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ |
圖3-26 應用最佳置換算法時的置換圖
2. 先輩先出(FIFO)頁面置換算法
優先鐫汰最早進入內存的頁面，亦即在內存中駐留工夫最久的頁面。該算法完成複雜，只需把調入內存的頁面依據先後次第鏈接成隊列，設置一個指針總指向最早的頁面。但該算法與過程實踐運轉時的紀律不順應，由於在過程中，有的頁面常常被拜訪。
| 拜訪頁面 | 7 | 0 | 1 | 2 | 0 | 3 | 0 | 4 | 2 | 3 | 0 | 3 | 2 | 1 | 2 | 0 | 1 | 7 | 0 | 1 |
| 物理塊1 | 7 | 7 | 7 | 2 | 2 | 2 | 4 | 4 | 4 | 0 | 0 | 0 | 7 | 7 | 7 | |||||
| 物理塊2 | 0 | 0 | 0 | 3 | 3 | 3 | 2 | 2 | 2 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | ||||||
| 物理塊3 | 1 | 1 | 1 | 0 | 0 | 0 | 3 | 3 | 3 | 2 | 2 | 2 | 1 | |||||||
| 缺頁否 | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ |
圖3-27 應用FIFO置換算法時的置換圖
這裏仍用下面的實例，釆用FIFO算法停止頁面置換。過程拜訪頁面2時，把最早進入內存的頁面7換出。然後拜訪頁面3時，再把2, 0, 1中最先輩入內存的頁換出。由圖 3-27可以看出，應用FIFO算法時停止了 12次頁面置換，比最佳置換算法正很多多少一倍。
FIFO算法還會發生當所分派的物理塊數增大而頁毛病數不減反增的異常景象，這是由 Belady於1969年發現，故稱爲Belady異常，如圖3-28所示。只要FIFO算法能夠呈現Belady 異常，而LRU和OPT算法永遠不會呈現Belady異常。
| 拜訪頁面 | 1 | 2 | 3 | 4 | 1 | 2 | 5 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 |
| 物理塊1 | 1 | 1 | 1 | 4 | 4 | 4 | 5 | ,5' | 5 | |||
| 物理塊2 | 2 | 2 | 2 | 1 | 1 | 1 | 3 | 3 | ||||
| 物理塊3 | 3 | 3 | 3 | 2 | 2 | 2 | 4 | |||||
| 缺頁否 | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | |||
| 1 | 1 | 1 | 5 | 5 | 5 | 5 | 4 | 4 | ||||
| 物理塊2* | 2 | 2 | 2 | 2 | 1 | 1 | 1 | 1 | 5 | |||
| 物理塊3* | 3 | 3 | 3 | 3 | 2 | 2 | 2 | 2 | ||||
| 物理塊4* | 4 | 4 | 4 | 4 | 3 | 3 | 3 | |||||
| 缺頁否 | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ |
圖 3-28 Belady 異常
3. 比來最久未運用(LRU)置換算法
選擇比來最長工夫未拜訪過的頁面予以鐫汰，它以爲過來一段工夫內未拜訪過的頁面，在比來的未來能夠也不會被拜訪。該算法爲每一個頁面設置一個拜訪字段，來記載頁面自前次被拜訪以來所閱歷的工夫，鐫汰頁面時選擇現有頁面中值最大的予以鐫汰。
再對下面的實例釆用LRU算法停止頁面置換，如圖3-29所示。過程第一次對頁面2拜訪時，將比來最久未被拜訪的頁面7置換出去。然後拜訪頁面3時，將比來最久未運用的頁面1換出。
| 拜訪頁面 | 7 | 0 | 1 | 2 | 0 | 3 | 0 | 4 | 2 | 3 | 0 | 3 | 2 | 1 | 2 | 0 | 1 | 7 | 0 | 1 |
| 物理塊1 | 7 | 7 | 7 | 2 | 2 | 4 | 4 | 4 | 0 | 1 | 1 | 1 | ||||||||
| 物理塊2 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 0 | 3 | 3 | 3 | 0 | 0 | |||||||||
| 物理塊3 | 1 | 1 | 3 | 3 | 2 | 2 | 2 | 2 | 2 | 7 | ||||||||||
| 缺頁否 | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ | √ |
圖3-29 LRU頁面置換算法時的置換圖
在圖3-29中，前5次置換的狀況與最佳置換算法相反，但兩種算法並無必定聯絡。實踐上，LRU算法依據各頁以前的狀況，是“向前看”的，而最佳置換算規律依據各頁今後的運用狀況，是“向後看”的。
LRU功能較好，但需求存放器和棧的硬件支撐。LRU是客棧類的算法。實際上可以證實，客棧類算法弗成能呈現Belady異常。FIFO算法基於隊列完成，不是客棧類算法。
4. 時鐘(CLOCK)置換算法
LRU算法的功能接近於OPT,然則完成起來比擬艱苦，且開支大；FIFO算法完成複雜，但功能差。所以操作零碎的設計者測驗考試了許多算法，試圖用比擬小的開支接近LRU的功能，這類算法多是CLOCK算法的變體。
複雜的CLOCK算法是給每一幀聯繫關係一個附加位，稱爲運用位。當某一頁初次裝入主存時，該幀的運用位設置爲1;當該頁隨後再被拜訪到時，它的運用位也被置爲1。關於頁交換算法，用於交換的候選幀聚集看做一個輪迴緩衝區，而且有一個指針與之相干聯。當某一頁被交換時，該指針被設置成指向緩衝區中的下一幀。當需求交換一頁時，操作零碎掃描緩衝區，以查找運用位被置爲0的一幀。每當碰到一個運用位爲1的幀時，操作零碎就將該位從新置爲0；假如在這個進程開端時，緩衝區中一切幀的運用位均爲0，則選擇碰到的第一個幀交換；假如一切幀的運用位均爲1,則指針在緩衝區中完好地輪迴一週，把一切運用位都置爲0，而且逗留在最後的地位上，交換該幀中的頁。因爲該算法輪迴地反省各頁面的狀況，故稱爲CLOCK算法，又稱爲比來未用(Not Recently Used, NRU)算法。
CLOCK算法的功能比擬接近LRU，而經過添加運用的位數量，可以使得CLOCK算法愈加高效。在運用位的根底上再添加一個修正位，則失掉改良型的CLOCK置換算法。如許，每一幀都處於以下四種狀況之一：
比來未被拜訪，也未被修正(u=0, m=0)。
比來被拜訪，但未被修正(u=1, m=0)。
比來未被拜訪，但被修正(u=0, m=1)。
比來被拜訪，被修正(u=1, m=1)。
算法履行如下操作步調：
從指針的以後地位開端，掃描幀緩衝區。在此次掃描進程中，對運用位不做任何修正。選擇碰到的第一個幀(u=0, m=0)用於交換。
假如第1)步掉敗，則從新掃描，查找(u=0, m=1)的幀。選擇碰到的第一個如許的幀用於交換。在這個掃描進程中，對每一個跳過的幀，把它的運用位設置成0。
假如第2)步掉敗，指針將回到它的最後地位，而且聚集中一切幀的運用位均爲0。反覆第1步，而且假如有需要，反覆第2步。如許將可以找到供交換的幀。
改良型的CLOCK算法優於複雜CLOCK算法之處在於交換時首選沒有變更的頁。因爲修正過的頁在被交換之前必需寫回，因此如許做會節儉工夫。