其实抛开3个系统之间的差别，他们也有很多相似之处。除了那些不同的命名习惯，这些OS在实现不同概念的时候采用了非常相似的方法。他们都支持线程的分时调度，支持最近未使用页面替换算法实现请求调页，支持虚拟文件系统层允许不同文件系统架构。这个系统里的一个好概念在另一个系统里也会采用。比如Linux也接受并实现了 Solaris slab 内存分配算法的概念。FreeBSD 代码里的很多术语在Solaris里也出现了(快去看看代码。。。)。考虑到这3个系统的源代码都能得到了， fxr.watson.org提供了系统源码的交叉阅读浏览，可能会发现很多有趣的地方。
调度和调度器
Solaris的调度单位是kthread_t，FreeBSd是thread，Linux是task_struct。抬高一级，Solaris的进程是proc_t，当然每个进程里的线程就是kthread_t;Linux的进程和线程都由task_struct 表示，单线程的进程在Linux里是一个task_struct。单线程的进程在Solaris里有一个proc_t，一个kthread_t，还有一个klwp_t表示。klwp_t提供了用户和内核模式线程切换的存储区。FreeBSD里的单线程进程有一个proc ，一个thread 和一个ksegrp 。ksegrp 是“内核调度的实体组kernel scheduling entity group”。三个系统的线程表示结构不同，不过都支持调度线程。
和大家熟悉的基本一样，调度是基于优先级的。小小的数学问题是，在Linux和FreeBSD里，数字越小，优先级越高;而SUN的宝贝却喜欢数字越大，优先级越高。参考下表
三个系统都更推崇interactive 线程/进程(下面会提到interactive怎么回事)。Interactive 线程比compute-bound 线程优先级要高，不过得到的时间片要少一些。Solaris，FreeBSD和Linux都使用每CPU的“运行队列 runqueue”。FreeBSD和Linux有一个active队列和一个expired队列。名字说得很清楚了--系统从active上按照优先级选择线程进行调度。用完自己时间片的线程就从active搬到expired上(或者为了避免“饿死”的其他情况)，active空以后，内核交换active和expired。FreeBSD还多一个idle 队列--其他两个queue都空的时候才轮到这个。Solaris的概念是每CPU“调度队列 dispatch queue”。线程用完时间片后，内核给其一个新优先级然后放回调度队列。所有3个系统的runqueue，对不同优先级的可运行线程都分别有链表。
FreeBSD四个优先级共享一个链表，Solaris和Linux则每个优先级一个链表Linux和FreeBSD结合运行时间和睡眠时间计算线程的interactive-ness，Solaris查表。他们都不支持“gang scheduling”(有兴趣查Google即知，并行计算上的调度算法，大白话说就是一组任务一把disptach到各个CPU上。劳伦斯.利弗莫尔那帮造原子弹的家伙最喜欢了，他们有世界上最昂贵的玩具，可以理解)每个OS都调度下一个线程而不是N个线程开始运行。这3个OS都有利用CACHE(warm affinity)和负载均衡的机制。对超线程CPU，FreeBSD能尽量将多个线程保持在一个CPU节点上(当然可能是不同的CPU超线程上)。Solaris也有类似机制，不过是在用户和应用的控制下，而且并不限于CPU的超线程，他们的术语是processor sets，FreeBSD的叫法是processor groups和其他2个OS最大的不同是，Solaris同时支持多个“scheduling classes”。3个OS都支持POSIX的SCHED_FIFO，SCHED_RR和SCHED_OTHER (或者SCHED_NORMAL)。SCHED_FIFO 和SCHED_RR通常支持实时线程(我不同意。。。但是照翻。。。)。
Solaris和Linux为支持实时线程都支持了内核抢占。Solaris支持fixed priority类，system class的是系统线程(比如换页线程)，interactive的是在X控制下运行窗口环境的线程，还有一个Fair Share Scheduler 用于资源管理。具体可以参考Solaris资料。FreeBSD的调度器是在编译时决定的，Linux的调度?--要看版本了。
支持在系统中加入新的调度类是要付出代价的。内核中每个可能决定调度的地方都得有一个间接得函数调用去call调度类相关的代码。比如，当一个线程将要sleep时，内核调用调度类相关代码，完成该类中线程sleep需要完成工作。在Linux和FreeBSD上，调度已经完成了所有工作。不需要再来一个间接调用。额外的层次，就意味着Solaris的调度要占用稍微多一点的系统开销--不过提供了更多的功能。
#p#内存管理和分页
Solaris的进程地址空间由逻辑段segment组成。进程地址中的这些段可以通过pmap访问。Solaris将其内存管理代码和数据结构分为平台无关和平台相关部分(这不跟没说一样嘛。。。)。平台相关部分位于HAT(hardware address translation)层。FreeBSD用vmspace描述进程地址空间，将其划分为逻辑块region。硬件相关部分在pmap(physical map)模块，而vmap 例程处理硬件无关部分和数据结构。Linux使用内存描述符划分进程地址空间，逻辑单位是memory areas。Linux也由pmap来examine 进程地址空间。
Linux将机器相关层从更高层次的机器无关层中划分出来。Solaris和FreeBSD中大多数类似代码比如page fault处理是机器无关的，而Linux处理page fault的代码则非常机器相关--从fault处理开始就是这样了。由此下来的结果是，Linux能很快地完成大多数分页相关代码--因为数据抽象更少。不过，代价是，下层硬件的改变需要大量修改代码--Solaris和FreeBSD则分别把这样的工作堵截在HAT和pmap层搞定。
Segment，region和meory area的分割是：区域的虚拟地址segmetn/region/memory area映射的object/文件的位置权限map的大小
例如，程序的text(text段，即代码)在一个segmetn/region/memory area中，OS管理地址空间的机制是类似的，不过数据结构名字完全不同。
分页3个系统都使用了最近最少使用least recently used算法的变种完成页替换。他们都有一个守护daemon进程/线程完成页替换。FreeBSD的是vm_pageout daemon，它周期性地，或者当free的内存不多时，被唤醒。当可用内存低于某个限制时，vm_pageout 运行例程vm_pageout_scan扫描内存并释放一些页面。vm_pageout_scan例程可能需要异步地将更改过的页面写回到磁盘，在释放他们之前。不论由多少颗CPU，只有一个这样的daemon。Solaris的是pageout daemon，它也周期性地运行，处理空闲内存不多的情况。Solaris中的分页限制值在系统启动时自动校准，这样可以避免该守护进程过渡占用CPU或者向磁盘发出洪水般的换页请求(嗯，flood这么翻正好 ;P )。FreeBSD的daemon在大多数情况下使用的值是固定的--不过也可以调整。Linux的LRU算法可以在运行时动态调整，而且可以有多个kswapd daemon，每CPU最多一个。这3个系统都使用global working set策略，而不是per process working set。FreeBSD有多个页面链表来追踪最近使用页。包括active，inactive，cached和feee页。根据使用情况，页面在这些链表间走来走去。经常访问的页面会在active上。退出的进程的数据页面将被马上放到free上。
如果因为负载原因vm_pageout_scan 来不及扫描全部内存的话，FreeBSD内核可能将整个进程全部换出。如果内存短缺十分严重，vm_pageout_scan 可能会kill系统中最大的进程。Linux也使用不同的页面链表。物理内存被分为(多个)3重zone：一个DMA页面，一个普通页面，一个动态分配内存页面。zone的实现很像由于x86架构限制而很产生的。页面在hot，cold和free链表间移动--机制和FreeBSD的类似。经常用的页面在hot上。可用页面则在cold或者free上。
SUN的大佬使用free链，哈希链，vnode页面链支持自己的LRU实现。后两者大致相当于FreeBSD和Linux的active/hot链--也是FreeBSD和Linux要扫描的链。Solaris要扫描的不是这两个对象，它用two-handed clock算法扫描全部页面(见Solaris Internals 或其他什么地方随你便)。大致方法是，两只手相隔固定举例，前面的手将page的引用位清空以作为标识，如果自此开始没有进程引用这个页，后面的手就释放这个页面(当然如果需要就写回磁盘)。
3个系统在分页时都考虑了NUMA本地性。他们都把IO buffer cache和虚拟内存页面的cache合并到一个系统页cache中。系统页cache用于读写文件已经被mmap了文件，还有应用的text段和data段。
文件系统
3个系统都使用数据抽象层向应用隐藏文件系统实现细节。就是用大家熟悉的open，close，read，write，stat，等等系统调用访问文件，无论下层的文件数据的实现和组织如何。Solaris和FreeBSD把这种机制称为VFS(virtual file system)，基本数据结构是vnode(virtual node)。Solaris和FreeBSD里每个被访问的文件都有一个赋给他们的vnode。除了generic 的文件信息外，vnode还包含到file-system-specific 信息的指针。Linux采用了详细的机制，也叫VFS(virtual file switch)，文件系统无关的数据结构是inode。这个机构和vnode类似(小心：Solaris和FreeBSD也另有自己的inode--是UFS文件系统里file-system-dependent 的数据)。Linux还有两个不同的结构，一个用于文件操作，另一个用于inode操作。Solaris和FreeBSD将他们合并为vnode操作。
VFS允许在系统里实现多种文件系统。这意味着他们相互访问对方的文件系统没问题。只要相关的文件系统例程和数据结构已经被移植到VFS上。所有这3个系统都允许文件系统堆叠stacking。下表列出了每个OS实现的文件系统类型，不是全部哈。
Solaris，FreeBSD和Linux显然都在从对方身上获益。随着Solaris的开源，这种相互促进有望更快。Max个人已经感觉到Linux的变化是最快的。新技术被快速地集成进系统，只是文档和健壮性可能有点落后。Linux有很多--或者有时是看上去有很多--开发者。FreeBSD则大概是(从某种意义上)3个系统中历史最长的。Solaris来自BSD Unix和AT&T Bell实验室Unix的结合，使用了更多数据抽象层，因而一般说来能更简便地支持更多功能。不过，内核中大多数这样的分层都没有文档描述。可能随着代码的开放这一点会有所改善。
至于他们的差别，最大的地方之一是page fault处理了。在Solaris中，发生page fault时，代码是从平台相关的trap handler开始执行的(以大家的智商，这好像不用说了吧。。。)，然后会调用generic的as_fault例程，这个例程判断发生page fault的segment，然后调用segment driver处理page fault。segment driver调用文件系统代码，后者再调用进驱动程序，换入页面。换入完成后，segment driver 调用HAT层来更新页表项。在Linux上，发生page fault后，内核调用的代码在会马上进入平台相关部分，这些处理可能更快，不过可能不太容易扩展和移植(后半段说得太省，不知道作者有没有真的研究过Linux下对应的处理过程)。
内核观察和调试工具对正确理解系统行为有关键意义。在这方面，Solaris有kmdb，mdb和DTrace 。在开源之前，Max就对Solaris做过多年“反向工程”--他发现解决问题的时候使用工具总比阅读代码来得快--我也知道，不过得看什么场合，大家可不要被他误导。Linux嘛，我看作者Max不太熟，所以认为没有太多工具。对FreeBSD，他也认为只是可以用GDB调试内核的dump--Liux也可以。
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