에이징은 최신 16/32(프로세서 정수의 비트 크기에 따라 다름)의 참조만 추적할 수 있다는 점에서 LRU와 다릅니다. 따라서 한 페이지가 9간격 전과 다른 1000간격으로 참조되었음에도 불구하고 두 페이지가 00000000의 카운터를 참조했을 수 있습니다. 일반적으로, 과거 내에서 사용 법 알고 16 간격 밖으로 교환 하는 페이지에 대 한 좋은 결정을 만들기 위한 충분 한. 따라서, 노화는 적당한 가격에 거의 최적의 성능을 제공 할 수 있습니다. 최적의 페이지 교체는 완벽하지만 운영 체제에서 향후 요청을 알 수 없으므로 실제로는 불가능합니다. 최적 페이지 대체의 사용은 다른 대체 알고리즘을 분석할 수 있도록 벤치마크를 설정하는 것입니다. 페이지 교체 알고리즘은 대체할 메모리 페이지를 결정합니다. 교체 프로세스를 스왑 아웃 또는 디스크에 쓰기라고도 합니다. 요청된 페이지가 주 메모리(페이지 오류)에서 찾을 수 없는 경우 페이지 교체가 수행됩니다. 가상 메모리의 두 가지 주요 측면, 프레임 할당 및 페이지 교체. 최적의 프레임 할당 및 페이지 교체 알고리즘을 가지는 것이 매우 중요합니다. 프레임 할당은 프로세스에 할당할 프레임 수에 관한 것이고, 페이지 교체는 요청된 페이지의 공간을 확보하기 위해 교체해야 하는 페이지 번호를 결정하는 것입니다.

따라서 최적의 페이지 대체 알고리즘의 작업은 스래싱을 제한할 수 있는 페이지를 선택하는 것입니다. 각 페이지 테이블 항목에서 유효하지 않은 비트가 연결됩니다: ARM의 Linux 커널에서 또 다른 예제가 사용됩니다. 하드웨어 기능의 부족은 참조된 비트나 더러운 비트가 없는 프로세서 네이티브 페이지 테이블, 필요한 비트가 있는 소프트웨어 유지 관리 페이지 테이블이라는 두 페이지 테이블을 제공함으로써 구성됩니다. 소프트웨어 유지 관리 테이블의 에뮬레이션된 비트는 페이지 오류에 의해 설정됩니다. 페이지 오류를 얻으려면 두 번째 테이블에서 에뮬레이트된 비트를 지우면 네이티브 테이블을 변경하여 구현되는 해당 페이지에 대한 액세스 권한 중 일부가 취소됩니다. 2. 페이지 교체 알고리즘이 최적이 아닌 경우 스래싱 문제도 발생합니다. 요청된 페이지로 대체되는 페이지 수가 가까운 장래에 참조될 경우 스왑 인 및 스왑 아웃 수가 더 많아지므로 OS는 평소와 같이 더 많은 교체를 수행해야하므로 성능 이점이 저하됩니다. 페이지를 아직 참조할 수 없는 것처럼 보이지만 클래스 3 페이지에 타이머 인터럽트에 의해 참조된 비트가 지워지면 이 됩니다. NRU 알고리즘은 제거를 위해 가장 낮은 범주에서 임의의 페이지를 선택합니다. 따라서 위의 네 페이지 범주 중에서 NRU 알고리즘은 해당 페이지가 있는 경우 참조되지 않고 수정되지 않은 페이지를 대체합니다.

이 알고리즘은 수정되었지만 참조되지 않은(마지막 타이머 간격 내) 페이지가 강렬하게 참조되는 수정되지 않은 페이지보다 덜 중요하다는 것을 의미합니다. 자주 사용하지 않는 페이지 교체 알고리즘은 페이지 테이블에 null 포인터 값이 포함되어 있을 때 가장 최근에 사용한 페이지 교체 알고리즘보다 적은 수의 페이지 오류를 생성합니다. 가장 간단한 페이지 교체 알고리즘은 FIFO 알고리즘입니다. FIFO(선불) 페이지 교체 알고리즘은 운영 체제 의 일부에 대한 부기 관리가 거의 필요하지 않은 낮은 오버헤드 알고리즘입니다. 이 아이디어는 이름에서 분명합니다 – 운영 체제는 대기열에 있는 메모리의 모든 페이지를 추적하며, 가장 최근에 도착한 후 가장 최근에 도착하며 앞에 가장 오래된 페이지가 도착합니다. 페이지를 교체해야 하는 경우 큐 앞의 페이지(가장 오래된 페이지)가 선택됩니다. FIFO는 저렴하고 직관적이지만 실용적인 적용에서 성능이 떨어지다. 따라서 수정되지 않은 형태로 는 거의 사용되지 않습니다. 이 알고리즘은 Bélády의 이상을 경험합니다. 간단하게 말하면 페이지 오류에서 메모리에 가장 긴 프레임이 대체됩니다.