在计算机工程领域，乱序执行（错序执行，英语：，简称OoOE或OOE）是一种应用在高性能微处理器中来利用指令周期以避免特定类型的延迟消耗的范式。在这种范式中，处理器根据输入数据的可用性确定执行指令的顺序，而不是根据程序的原始数据决定。在这种方式下，可以避免因为获取下一条程序指令所引起的处理器等待，取而代之的处理下一条可以立即执行的指令。
乱序执行是一种受限的数据流架构计算的方式，在20世纪70年代至80年代数据流架构计算是计算机架构的重要研究领域。在这个课题上重要的学术研究是由Yale Patt以及他的HPSm模拟器所领导。一篇由James E. Smith和A.R. Pleszkun在1985年所发表的论文通过精确的描述了在乱序执行的机器上会发生的异常行为，从而完善了该模式。
通常认为第一台使用乱序执行的计算机是CDC 6600（1964），使用了scoreboard来处理冲突。在现代的实现方式中，这种的记分板被认为是顺序执行的组成部分，而不是乱序执行，尽管这样的机器等待第一个写后读的冲突。严格的说，这样的机器启动在顺序执行的方式下，但是有可能结束于乱序执行之中。
大约三年后，IBM的360/91（1966）引入了Tomasulo算法，从而支持了完全的乱序执行。
在1990年，IBM发布了第一个支持乱序执行的微处理器，POWER1，尽管乱序执行被限制于浮点数计算上。
在整个20世纪90年代中，乱序执行变得更加普遍并且在IBM/Motorola PowerPC 601（1993）, Fujitsu/HAL SPARC64（1995）, Intel Pentium Pro（1995）, MIPS R10000（1996）, HP PA-8000（1996）, AMD K5（1996）和DEC Alpha 21264（1998）中被使用。较为知名的未采用乱序执行的处理器有Sun UltraSPARC, HP/Intel Itanium, Transmeta Crusoe, Intel Atom，以及IBM POWER6。
乱序执行模式的逻辑复杂度是造成该技术在20世纪90年代之前没有成为计算机的主流的原因。许多低端的处理器受限于市场成本仍然未采用该范式，因为制造乱序执行的计算机需要大型的硅片。低能耗是另一种难以用乱序执行设计所实现的目标。
在早期的处理器中，指令的执行一般在以下的步骤中完成：
这种范式通过以下步骤挑选可执行的指令先执行：
乱序执行的重要概念是实现了避免计算机在用于运算的对象不可获取时的大量等待。在上述文字的要点中，乱序执行处理器避免了在顺序执行处理器处理过程第二步中当指令由于运算数据未到位所造成的等待。
例如
由于1与3可并发执行，而2之b无法随即获得，因此可以先计算乘法1与加法3，再执行2。
乱序执行使用其他“可以执行”的指令来填补了时间的空隙，然后再在结束时重新排序运算结果来实现指令的顺序执行中的运行结果。指令在原始计算机代码中的顺序被称为程序顺序，在处理器中他们被按照数据顺序中被处理，这种顺序中，数据，运算符，在计算机寄存器中变得可以获取。一般来说乱序执行需要复杂的电路来实现转换一种顺序到另一种顺序并且维护在输出时的逻辑顺序；而处理器本身就好像是随机执行的样子。
乱序执行所带来的益处随着指令管道的加深和主存（或者缓存）和处理器间的速度差的变大而增长。在现代计算机中，处理器的运算速度大大超越了内存速度，所以在顺序执行处理器等待数据的过程中，乱序执行处理器能够执行大量的指令。
一个由新的范式所造成的区别是发送步骤从分配步骤中分离的序列的产生和毕业周期从执行周期中分离的产生。这种范式的一个早期的名称是"分离架构"。在早期的顺序执行处理器中，这些周期在一种相对固定的，管道化的方式中被执行。
为了避免错误的运算对象造成的指令乱序的减少，一种被称作寄存器重命名的技术被采用了。在这种模式中，将会有更多的寄存器被架构所定义。物理寄存器被加上标签从而不同架构的寄存器可以同时存在。
结果序列是解决分支预测错误以及异常/中断的必要部分。结果序列允许程序程序在一个异常后重新开始，这需要指令在程序顺序中被完成。结果序列允许结果由于一个错误的分支预测以及发在在旧代码上的异常被丢弃。
把指令分配到过去的分支的能力解决了预测执行。
