请求分页系统建立在基本分页系统基础之上，为了支持虚拟存储器功能而增加了请求调页功能和页面置换功能。请求分页是目前最常用的一种实现虚拟存储器的方法。
在请求分页系统中，只要求将当前需要的一部分页面装入内存，以便可以启动作业运行。在作业执行过程中，当所要访问的页面不在内存时，再通过雕爷功能将其调入，同时还可以通过置换功能将暂时不用的页面换出到外存上，以便腾出内存空间。
页面置换算法的主要目标是使页面置换频率最低（也可以说缺页率最低）。
常见的页面置换算法有以下几种：
1、最佳置换算法（Optimal，OPT）
2、先进先出页面置换算法（First In First Out，FIFO）
3、最近最久未使用（ Least Recently Used，LRU）置换算法
4、第二次机会算法
5、时钟算法（clock）
6、改进时钟算法
7、最不常用算法（LFU，Least Frequently Used）
1、最佳置换算法（Optimal，OPT）
所选择的被换出的页面将是以后永不使用的，或者是在最长时间内不再被访问，通常可以保证获得最低的缺页率。但是由于人们无法预知一个页面多长时间不再被访问，因此该算法是一种理论上的算法。最佳置换算法可以用来评价其他算法。
举例：一个系统为某进程分配了三个物理块，并有如下页面引用序列：
开始运行时，先将 7, 0, 1 三个页面装入内存。当进程要访问页面 2 时，产生缺页中断，根据最佳置换算法，页面 7 在第18次访问才需要调入，再次被访问的时间最长，因此会将页面 7 换出，后面的过程以此类推，具体过程如下图；
2、先进先出页面置换算法（First In First Out，FIFO）
选择换出的页面是最先进入的页面。该算法实现简单，但会将那些经常被访问的页面也被换出，从而使缺页率升高。
举例：仍使用上面的例子，使用FIFO算法进行页面置换，过程如下：
进行了12次页面置换，比最佳置换算法正好多一倍。
FIFO算法还会产生 当分配的物理块数增大而页故障数不减反增的异常现象，称为Belady异常。FIFO算法可能出现Belady异常，而LRU和OPT算法永远不会。
3、最近最久未使用（ Least Recently Used，LRU）置换算法
虽然无法知道将来要使用的页面情况，但是可以知道过去使用页面的情况。LRU 将最近最久未使用的页面换出，它认为过去一段时间内未使用的页面，在最近的将来也不会被访问。
实现方式一：
在内存中维护一个所有页面的链表。当一个页面被访问时，将这个页面移到链表表头。这样就能保证链表表尾的页面时最近最久未访问的。
实现方式二：
为每个页面设置一个访问字段，来记录页面自上次被访问以来所经历的时间，淘汰页面时选择现有页面中值最大的予以淘汰。
使用和上面同样的实例，采用LRU算法进行页面置换：
LRU性能较好，但需要寄存器和栈的硬件支持，LRU是堆栈类的算法，理论上可以证明，堆栈类算法不可能出现Belady异常，FIFO算法基于队列实现，不是堆栈类算法。
4、第二次机会算法
FIFO 算法可能会把经常使用的页面置换出去，为了避免这一问题，对该算法做一个简单的修改：
当页面被访问 (读或写) 时设置该页面的 R 位为 1。需要替换的时候，检查最老页面的 R 位。如果 R 位是 0，那么这个页面既老又没有被使用，可以立刻置换掉；如果是 1，就将 R 位清 0，并把该页面放到链表的尾端，修改它的装入时间使它就像刚装入的一样，然后继续从链表的头部开始搜索。
5、时钟算法（clock）
第二次机会算法需要在链表中移动页面，降低了效率。时钟算法使用环形链表将页面链接起来，再使用一个指针指向最老的页面。
最简单的时钟策略需要给每一页框关联一个附加位，称为使用位。当某一页首次装入内存中时，则将该页页框的使用位设置为1；当该页随后被访问到时（在访问产生缺页中断之后），它的使用位也会被设置为1。该方法中，用于置换的候选页框集合（当前进程：局部范围；整个内存；全局范围）被看做是一个循环缓冲区，并且有一个指针针与之相关联。当一页被置换时，该指针针被设置成指向缓冲区中的下一页框。当需要置换一页时，操作系统扫描缓冲区，以查找使用位被置为0的一页框。每当遇到一个使用位为1的页框时，操作系统就将该位重新置为0；如果在这个过程开始时，缓冲区中所有页框的使用位均为0时，则选择遇到的第一个页框置换；如果所有页框的使用位均为1时，则指针针在缓冲区中完整地循环一周，把所有使用位都置为0，并且停留在最初的位置上，置换该页框中的页。当需要使用的页已经存在时，则指针不会受到影响，不会发生转动。
可见该策略类似于FIFO(先进先出)，唯一不同的是，在时钟策略中使用位为1的页框被跳过，该策略之所以称为时钟策略，是因为可以把页框形象地想象成在一个环中。许多操作系统都采用这种简单时钟策略的某种变体。
以下是一个使用实例，其中*号表示相应的使用位为1，红色单元格表示指针指向的位置
6、改进时钟算法
在页面中增加了修改位，1为修改过，0为未修改过。因为当发生缺页中断时，把未修改过的页面替换进外存就相当于把页面直接从内存中删除，因为内存和外存中所对应的该页面的内容相同，处理时间只有一次缺页中断访问外存的时间。而修改过的页面则还需要向外存中写入一次，再加上缺页中断的时间，相当于访问了两次外存，是上述未修改的两倍。所以避免把修改过的页面替换下去可以提高性能。
由访问位A和修改位M可以组合成下面四种类型的页面：
- 1类(A=0, M=0): 表示该页最近既未被访问， 又未被修改， 是最佳淘汰页。
- 2类(A=0, M=1)： 表示该页最近未被访问， 但已被修改， 并不是很好的淘汰页。
- 3类(A=1, M=0)： 最近已被访问， 但未被修改， 该页有可能再被访问。
- 4类(A=1, M=1): 最近已被访问且被修改， 该页可能再被访问。
可能有人会发现第2类这种情况根本不会出现，如果一个页帧被修改，其修改位会被置1，同时它也被使用了，其使用位也会被置1；即不会出现被修改但是没有被使用的情况。真实情况是，页帧的使用位可能会被清零，这样第3组经过一次清零就会变成第2组。
算法执行如下操作步骤：
1.从指针的当前位置开始，扫描帧缓冲区。在这次扫描过程中，对使用位不做任何修改。选择遇到的第一类页(A=0，M=0)作为淘汰页。
2.如果第1)步失败，则开始第二轮扫描，查找(A=0，M=1)的第二类页。选择遇到的第一个这样的页作为淘汰页。在这个扫描过程中，对所有经过的页，把它的访问位A设置成0。
3.如果第2)步失败，指针将回到它的最初位置，并且集合中所有页的访问位均为0。重复第1步，并且如果有必要，重复第2步。这样将可以找到被淘汰的页。
改进型的CLOCK算法优于简单CLOCK算法之处在于替换时首选没有变化的页。由于修改过的页在被替换之前必须写回，因而这样做会节省时间。
7、最不常用算法（LFU，Least Frequently Used）
是基于“如果一个数据在最近一段时间内使用次数很少，那么在将来一段时间内被使用的可能性也很小”的思路。
这种算法选择最近时期使用次数最少的页作为淘汰页。为每个页面配置一个计数器，一旦某页被访问，则将其计数器的值加1，在需要选择一页置换时，则将选择其计数器值最小的页面，即内存中访问次数最少的页面进行淘汰。
这种算法可能存在的问题是：有些也在进程开始时被访问的次数很多，但以后这些页可能不再被访问，这样的页不该长时间停留在内存中。解决这个问题的方法之一是定期的将计时器右移，以形成指数衰减的平均使用次数。
注意LFU和LRU算法的不同之处，LRU的淘汰规则是基于访问时间，而LFU是基于访问次数的。
抖动
Belady现象（Bélády's anomaly）是指：当给一个进程增加页帧数分配时，在FIFO替换算法策略下可能会出现缺页率增加的异常现象。
（In computer storage, Bélády's anomaly is the phenomenon in which increasing the number of page frames results in an increase in the number of page faults for certain memory access patterns. ）
Belady现象演示
假定给某进程分为5页（page），但是它在内存中只分配到3个页帧（page frame），现在有一访问串：1,2,3,4,1,2,5,1,2,3,4,5，表示依次访问第1页、第2页……
- 刚开始时，进程页还在虚存（磁盘）中，尚未缓存到内存中，所以第一次要访问第1页时发生一次缺页故障，此时调入第1页到内存中，占一个页帧
- 此时还剩下两个页帧未分配，由于接下来依次访问第2、3页，同理会触发两次缺页故障，在此之后，第1、2、3页都已经缓存在内存中
- 接下来要访问第四页，由于在此之前第1,2,3页已经缓存在内存中，该进程所分配到的3个页帧已满，为此必须替换掉一页，才能把第四页加载进来，此时又发生一次缺页故障。由于采用FIFO替换算法，因为第一页是最先进来，所以它会被替换出去
- 接下来又要访问第一页，由于当前缓存页时第4、2、3页，从而根据FIFO，要将第2页替换为第1页，这就又发生一次缺页中断，调入第1页后，此时存在于内存中的是第4、1、3页。同理，接下来要访问第2页，发生一次缺页中断，将第3页替换为第2页，此时存在于内存中的是第4、1、2页。
- 在接下来的访问中，如果第K页已经存在内存中，则直接使用，所以此时不会发生缺页故障，重复按照上述过程，我们可以得到如下示例图表：
红色标识出的是发生缺页故障后调入的页，可以看见共发生9次缺页异常，而从访问串可知访问12次，所以缺页率为
9/12=0.75。
现在，该进程在上述3页帧的基础上多分配一页帧，也就是变成四页帧，则仿照上述分析过程，可画出如下图表
