根据我的理解，每个进程通过虚拟地址而不是物理地址访问内存，而CPU负责通过MMU单元将这些虚拟地址转换为物理地址，并且两个或多个进程可以具有相同的虚拟地址。
那么我们说工艺A正在尝试访问虚拟地址12345，并且工艺B正在尝试访问虚拟地址12345。
MMU将如何将每个进程的虚拟地址转换为物理地址，它是否为每个进程提供一个将虚拟地址映射为物理地址的映射表（因为我认为CPU甚至不知道“进程”是什么，它唯一的责任就是盲目地执行指令，而不关心哪条指令属于哪一个进程，而“进程”只是一个操作系统概念）？
答案1
这内存管理单元访问描述如何将虚拟地址转换为物理地址的表。 （它不需要将物理地址转换为虚拟地址，这通常是不可能的，因为同一个物理地址可以通过多个虚拟地址访问或者可以取消映射。）该表的布局取决于CPU架构，但一般原理始终是相同的：有一个 CPU 寄存器，其中包含表的物理地址，其中包含其他表的物理地址，依此类推（现有架构上总共 2 到 4 层），直到表的级别包含数据所在的物理地址。在每个级别，使用表的哪个元素由虚拟地址中的某些位确定。
MMU 不了解操作系统进程本身。当CPU切换到执行不同的进程时，即当上下文切换发生这种情况时，操作系统的上下文切换代码的工作就是根据需要更新 MMU 表。实际上，我认为所有 Unix 系统都会在内存中为每个进程保留一份表的副本，并且只需更新 MMU 寄存器以指向当前进程的顶级表。
实际上，MMU 中有一部分关心操作系统进程：TLB。在 MMU 表中查找条目的成本相当高，因为它涉及多次内存访问。 TLB 是这些查找的缓存。在上下文切换时，操作系统必须使 TLB 无效（即删除所有缓存条目），因为新进程的映射会有所不同。许多架构允许操作系统在每个 MMU 表条目中放置一个指示符来表示“该条目属于进程 N”。如果 TLB 条目包含的进程号不是当前进程号，则跳过该条目。 CPU 寄存器包含当前进程号，上下文切换代码会更新它。这种机制意味着 TLB 可以同时包含有关多个进程的信息，从而提高了在这些进程之间来回切换时的性能。由于可用于存储 N 的位通常少于存储所有操作系统进程 ID 所需的位，因此 N 不是进程 ID，而是操作系统为此目的生成的数字，并且如果使用的话，该数字会随着时间而变化。
答案2
在 Linux 中，内核维护一个五级页表（无论 CPU 的功能如何；多余的级别在编译时会被删除）。最顶层是页面全局目录，每个进程都有自己的目录，pgd在mm_struct。这样每个进程都可以有自己的映射，所以不同进程中的地址12345指向不同的物理地址。
CPU 并不真正了解进程，但它们确实具有支持进程的功能。在 x86 类型的 CPU 上，有各种与任务相关的功能，但它们实际上往往被忽略。由于进程调度由内核管理，因此它本身可以跟踪页表更改，并在切换任务时更新切换到新进程页表所需的任何 CPU 状态。在 x86 PC 上，这涉及更新CR3控制寄存器指向页目录。
这页表管理梅尔·戈尔曼的章节了解 Linux 虚拟内存管理器本书给出了很好的概述。
答案3
操作系统中的每个进程都有一个称为 PCB 的数据结构：https://en.wikipedia.org/wiki/Process_control_block
PCB 包含 - 以及其他一些内容 - 页表、内存限制、段表的信息（取决于操作系统使用的内存）。请注意，PCB 是一种按进程的数据结构，每个进程都有一个。
虚拟内存地址12345分为page+ offset- 比如说，123页号和45偏移量。对于每个进程，都会查阅其页表以在物理内存中查找等效的页（称为帧）。
考虑到以上几点，即使虚拟地址相同，物理地址也会不同。
由于在翻译每个页面时查找页表可能会非常慢，因此 MMU 为最近翻译的页面保留了缓存。称为翻译后备缓冲区（TLB）：https://en.wikipedia.org/wiki/Translation_lookaside_buffer