我确定这个问题的答案是在互联网上的某个地方（甚至是堆栈溢出），但是，我很难制定问题以获得好的结果。
我上周一直在研究x86，并且对于x86处理器意识到＆＃39;的概念感到困惑。不同的进程运行。例如，在受保护模式下运行时，x86处理器能够限制进程可以访问的内存。这让我相信处理器在某种程度上意识到存在多个进程。
这让我很困惑。从处理器的角度来看，我认为它只是获取要执行的指令列表，操作系统负责订购这些指令（通过时间片，内存管理等），以便可以运行多个进程。从处理器的角度来看，我认为所有它都会看到一个连续的指令列表。
但是，由于x86处理器可以通过进程限制内存访问，因此CPU会以某种方式意识到存在多个进程。
答案 0 :(得分：5)
CPU不了解进程调度，后者可以用许多不同的方式实现，而前者必须是通用芯片。
这是怎么回事？
重复这个过程。
受保护模式允许操作系统创建沙箱，特别是它定义权限（在实模式下，每个程序都具有相同的权限），以便进程A和进程B无法转义沙箱（例如，通过禁用中断并永久运行）。
CPU不知道它发生了什么，它只是看到在不同特权和＆＃34;约束下执行的一系列指令＆＃34;。
在执行不同的程序之前，操作系统以不同的方式配置CPU
这也有助于解释线程和进程之间的区别：线程调度不会更改沙箱。
正如Jester在评论中记得的那样，x86支持任务管理 但是，HW任务并不是一对一映射到OS进程（IIRC主要操作系统几乎不使用此功能）。
阅读Intel Manual 3将帮助您了解CPU的功能以及安全操作系统的责任从CPU转移到内核。
答案 1 :(得分：1)
CPU一次看到一个进程。除非正在执行，否则CPU不了解进程。
例如，在受保护模式下运行时，x86处理器能够限制进程可以访问的内存。
您所描述的是逻辑地址转换。操作系统为进程定义一组页表，提供从逻辑页到物理页框的映射。页表还定义了允许访问这些页面的访问权限。每个进程都有自己的一组页表（在某些情况下，可以共享该组的各个部分）。
页表的结构由处理器定义。这些表的内容由操作系统建立。因此，存储器上的“限制”来自操作系统。
更改当前进程（由操作系统触发）的部分过程是交换新进程的页表而不是旧进程的页表。
处理器从当前正在执行的进程的角度看待内存访问的“限制”，并且在任何给定时间都不知道任何其他进程的等效“限制”（页表）。
但是，由于x86处理器可以通过进程限制内存访问，因此CPU会以某种方式意识到存在多个进程。
CPU只知道当前进程的页表。它只知道正在执行的进程的“限制”。当前页表集定义了进程可以访问的物理内存以及它如何访问它（按模式读/写/执行+限制）。
从处理器的角度来看，我认为所有它都会看到一个顺序的指令列表。
正中断是流程调度的关键部分。
答案 2 :(得分：1)
从硬件的角度来看，你所做的一切都是“执行指令”，一次一个。在一些（也许是温和简化的）意义上，这就是所有这一切。
如果您要执行某些特定的计算任务，您确实可以编写合适的指令流，以便您可以打开硬件电源，执行指令，然后暂停或关闭等等。这就是早期计算机实际运行的方式。
然而，这种操作计算机的模式非常笨重，根本无法扩展，因为它需要一个操作员负责所有，并在此过程中重新发明各种轮子。这就是操作系统的概念所在：OS是一种特定类型的指令流，在启动时加载，可以依次加载并执行其他位说明，动态。这种划分允许重用核心功能（想想设备驱动程序），并动态地调整机器的功能（即，当它运行时，而不是重新编程和重置它）。更重要的是，它允许动态加载的指令的那些部分由不同的人创作，因此我们有一个可以执行“用户定义的指令”的平台，即我们通常理解为“程序”。
现在我们拥有所有部分：CPU在启动时执行的代码是操作系统，操作系统动态管理其他代码的执行。大多数这些执行单元称为进程。 （但并非所有代码都是这样的。例如，Linux中的可加载内核模块是动态加载的，但不构成进程。）也就是说，进程是操作系统中的一个抽象概念，用于描述操作系统自身的代码以及根据请求运行的“托管”代码。
根据操作系统的类型，进程的执行可能具有奇特的功能，例如虚拟内存（每个进程看到自己的，独立的内存）和保护（没有进程可能会干扰操作系统或其他进程的操作）。操作系统通过使用CPU功能实现此类功能：提供地址转换的内存管理器单元，以及限制执行可用指令的保护环。但并非所有操作系统都这样做;例如，在DOS中，每个进程都可以完全访问物理内存，从而可以访问操作系统的状态。无论如何，OS通常再次使用硬件特征（中断或特殊系统调用指令）为进程（例如“系统调用”）提供API，并且用户代码通常通过该API与环境交互而不是直接与外围设备通信。例如，这意味着硬件驱动程序仅由操作系统实现，用户代码可以进行不透明的“打印输出”调用，而无需了解可用输出设备的详细信息。
示例：也许有必要说明在x86硬件上运行的流行Linux操作系统上有哪些进程：在现有进程（例如shell或{{1）时启动新进程通过引发中断128来调用init系统调用。中断使CPU转移控制到中断处理程序例程，该例程由OS在启动期间设置。进入中断处理程序后，CPU切换到响铃0，特权模式。中断处理程序使内核创建新进程，然后将控制权转移回调用进程（这意味着切换到保护环3，非特权;进程只在环3中执行）。为了创建新进程，内核创建相关的内部簿记结构，在MMU中设置新的页表，然后将控制权转移到clone调用的入口点，类似于原始方式呼叫返回。 （我在这里掩饰了调度问题;一次只发生一次控制转移，其他的“调度”发生在以后发生。）现在存在新进程的事实仅反映在内核的内部簿记数据中。 CPU对此一无所知;所有它看到的是中断被触发，页面表定期更改。