Solaris、Linux及FreeBSD三者的內核比較
其實拋開3個系統之間的差別，他們也有很多相似之處。除了那些不同的命名習慣，這些OS在實現不同概念的時候采用了非常相似的方法。他們都支持線程的分時調度，支持最近未使用頁面替換算法實現請求調頁，支持虛擬文件系統層允許不同文件系統架構。這個系統里的一個好概念在另一個系統里也會采用。比如Linux也接受并實現了 Solaris slab 內存分配算法的概念。FreeBSD 代碼里的很多術語在Solaris里也出現了(快去看看代碼。。。)?？紤]到這3個系統的源代碼都能得到了， fxr.watson.org提供了系統源碼的交叉閱讀瀏覽，可能會發現很多有趣的地方。
調度和調度器
Solaris的調度單位是kthread_t，FreeBSd是thread，Linux是task_struct。抬高一級，Solaris的進程是proc_t，當然每個進程里的線程就是kthread_t;Linux的進程和線程都由task_struct 表示，單線程的進程在Linux里是一個task_struct。單線程的進程在Solaris里有一個proc_t，一個kthread_t，還有一個klwp_t表示。klwp_t提供了用戶和內核模式線程切換的存儲區。FreeBSD里的單線程進程有一個proc ，一個thread 和一個ksegrp 。ksegrp 是“內核調度的實體組kernel scheduling entity group”。三個系統的線程表示結構不同，不過都支持調度線程。
和大家熟悉的基本一樣，調度是基于優先級的。小小的數學問題是，在Linux和FreeBSD里，數字越小，優先級越高;而SUN的寶貝卻喜歡數字越大，優先級越高。參考下表
三個系統都更推崇interactive 線程/進程(下面會提到interactive怎么回事)。Interactive 線程比compute-bound 線程優先級要高，不過得到的時間片要少一些。Solaris，FreeBSD和Linux都使用每CPU的“運行隊列 runqueue”。FreeBSD和Linux有一個active隊列和一個expired隊列。名字說得很清楚了--系統從active上按照優先級選擇線程進行調度。用完自己時間片的線程就從active搬到expired上(或者為了避免“餓死”的其他情況)，active空以后，內核交換active和expired。FreeBSD還多一個idle 隊列--其他兩個queue都空的時候才輪到這個。Solaris的概念是每CPU“調度隊列 dispatch queue”。線程用完時間片后，內核給其一個新優先級然后放回調度隊列。所有3個系統的runqueue，對不同優先級的可運行線程都分別有鏈表。
FreeBSD四個優先級共享一個鏈表，Solaris和Linux則每個優先級一個鏈表Linux和FreeBSD結合運行時間和睡眠時間計算線程的interactive-ness，Solaris查表。他們都不支持“gang scheduling”(有興趣查Google即知，并行計算上的調度算法，大白話說就是一組任務一把disptach到各個CPU上。勞倫斯.利弗莫爾那幫造原子彈的家伙最喜歡了，他們有世界上最昂貴的玩具，可以理解)每個OS都調度下一個線程而不是N個線程開始運行。這3個OS都有利用CACHE(warm affinity)和負載均衡的機制。對超線程CPU，FreeBSD能盡量將多個線程保持在一個CPU節點上(當然可能是不同的CPU超線程上)。Solaris也有類似機制，不過是在用戶和應用的控制下，而且并不限于CPU的超線程，他們的術語是processor sets，FreeBSD的叫法是processor groups和其他2個OS最大的不同是，Solaris同時支持多個“scheduling classes”。3個OS都支持POSIX的SCHED_FIFO，SCHED_RR和SCHED_OTHER (或者SCHED_NORMAL)。SCHED_FIFO 和SCHED_RR通常支持實時線程(我不同意。。。但是照翻。。。)。
Solaris和Linux為支持實時線程都支持了內核搶占。Solaris支持fixed priority類，system class的是系統線程(比如換頁線程)，interactive的是在X控制下運行窗口環境的線程，還有一個Fair Share Scheduler 用于資源管理。具體可以參考Solaris資料。FreeBSD的調度器是在編譯時決定的，Linux的調度?--要看版本了。
支持在系統中加入新的調度類是要付出代價的。內核中每個可能決定調度的地方都得有一個間接得函數調用去call調度類相關的代碼。比如，當一個線程將要sleep時，內核調用調度類相關代碼，完成該類中線程sleep需要完成工作。在Linux和FreeBSD上，調度已經完成了所有工作。不需要再來一個間接調用。額外的層次，就意味著Solaris的調度要占用稍微多一點的系統開銷--不過提供了更多的功能。
#p#內存管理和分頁
Solaris的進程地址空間由邏輯段segment組成。進程地址中的這些段可以通過pmap訪問。Solaris將其內存管理代碼和數據結構分為平臺無關和平臺相關部分(這不跟沒說一樣嘛。。。)。平臺相關部分位于HAT(hardware address translation)層。FreeBSD用vmspace描述進程地址空間，將其劃分為邏輯塊region。硬件相關部分在pmap(physical map)模塊，而vmap 例程處理硬件無關部分和數據結構。Linux使用內存描述符劃分進程地址空間，邏輯單位是memory areas。Linux也由pmap來examine 進程地址空間。
Linux將機器相關層從更高層次的機器無關層中劃分出來。Solaris和FreeBSD中大多數類似代碼比如page fault處理是機器無關的，而Linux處理page fault的代碼則非常機器相關--從fault處理開始就是這樣了。由此下來的結果是，Linux能很快地完成大多數分頁相關代碼--因為數據抽象更少。不過，代價是，下層硬件的改變需要大量修改代碼--Solaris和FreeBSD則分別把這樣的工作堵截在HAT和pmap層搞定。
Segment，region和meory area的分割是：區域的虛擬地址segmetn/region/memory area映射的object/文件的位置權限map的大小
例如，程序的text(text段，即代碼)在一個segmetn/region/memory area中，OS管理地址空間的機制是類似的，不過數據結構名字完全不同。
分頁3個系統都使用了最近最少使用least recently used算法的變種完成頁替換。他們都有一個守護daemon進程/線程完成頁替換。FreeBSD的是vm_pageout daemon，它周期性地，或者當free的內存不多時，被喚醒。當可用內存低于某個限制時，vm_pageout 運行例程vm_pageout_scan掃描內存并釋放一些頁面。vm_pageout_scan例程可能需要異步地將更改過的頁面寫回到磁盤，在釋放他們之前。不論由多少顆CPU，只有一個這樣的daemon。Solaris的是pageout daemon，它也周期性地運行，處理空閑內存不多的情況。Solaris中的分頁限制值在系統啟動時自動校準，這樣可以避免該守護進程過渡占用CPU或者向磁盤發出洪水般的換頁請求(嗯，flood這么翻正好 ;P )。FreeBSD的daemon在大多數情況下使用的值是固定的--不過也可以調整。Linux的LRU算法可以在運行時動態調整，而且可以有多個kswapd daemon，每CPU最多一個。這3個系統都使用global working set策略，而不是per process working set。FreeBSD有多個頁面鏈表來追蹤最近使用頁。包括active，inactive，cached和feee頁。根據使用情況，頁面在這些鏈表間走來走去。經常訪問的頁面會在active上。退出的進程的數據頁面將被馬上放到free上。
如果因為負載原因vm_pageout_scan 來不及掃描全部內存的話，FreeBSD內核可能將整個進程全部換出。如果內存短缺十分嚴重，vm_pageout_scan 可能會kill系統中最大的進程。Linux也使用不同的頁面鏈表。物理內存被分為(多個)3重zone：一個DMA頁面，一個普通頁面，一個動態分配內存頁面。zone的實現很像由于x86架構限制而很產生的。頁面在hot，cold和free鏈表間移動--機制和FreeBSD的類似。經常用的頁面在hot上?？捎庙撁鎰t在cold或者free上。
SUN的大佬使用free鏈，哈希鏈，vnode頁面鏈支持自己的LRU實現。后兩者大致相當于FreeBSD和Linux的active/hot鏈--也是FreeBSD和Linux要掃描的鏈。Solaris要掃描的不是這兩個對象，它用two-handed clock算法掃描全部頁面(見Solaris Internals 或其他什么地方隨你便)。大致方法是，兩只手相隔固定舉例，前面的手將page的引用位清空以作為標識，如果自此開始沒有進程引用這個頁，后面的手就釋放這個頁面(當然如果需要就寫回磁盤)。
3個系統在分頁時都考慮了NUMA本地性。他們都把IO buffer cache和虛擬內存頁面的cache合并到一個系統頁cache中。系統頁cache用于讀寫文件已經被mmap了文件，還有應用的text段和data段。
文件系統
3個系統都使用數據抽象層向應用隱藏文件系統實現細節。就是用大家熟悉的open，close，read，write，stat，等等系統調用訪問文件，無論下層的文件數據的實現和組織如何。Solaris和FreeBSD把這種機制稱為VFS(virtual file system)，基本數據結構是vnode(virtual node)。Solaris和FreeBSD里每個被訪問的文件都有一個賦給他們的vnode。除了generic 的文件信息外，vnode還包含到file-system-specific 信息的指針。Linux采用了詳細的機制，也叫VFS(virtual file switch)，文件系統無關的數據結構是inode。這個機構和vnode類似(小心：Solaris和FreeBSD也另有自己的inode--是UFS文件系統里file-system-dependent 的數據)。Linux還有兩個不同的結構，一個用于文件操作，另一個用于inode操作。Solaris和FreeBSD將他們合并為vnode操作。
VFS允許在系統里實現多種文件系統。這意味著他們相互訪問對方的文件系統沒問題。只要相關的文件系統例程和數據結構已經被移植到VFS上。所有這3個系統都允許文件系統堆疊stacking。下表列出了每個OS實現的文件系統類型，不是全部哈。
Solaris，FreeBSD和Linux顯然都在從對方身上獲益。隨著Solaris的開源，這種相互促進有望更快。Max個人已經感覺到Linux的變化是最快的。新技術被快速地集成進系統，只是文檔和健壯性可能有點落后。Linux有很多--或者有時是看上去有很多--開發者。FreeBSD則大概是(從某種意義上)3個系統中歷史最長的。Solaris來自BSD Unix和AT&T Bell實驗室Unix的結合，使用了更多數據抽象層，因而一般說來能更簡便地支持更多功能。不過，內核中大多數這樣的分層都沒有文檔描述?？赡茈S著代碼的開放這一點會有所改善。
至于他們的差別，最大的地方之一是page fault處理了。在Solaris中，發生page fault時，代碼是從平臺相關的trap handler開始執行的(以大家的智商，這好像不用說了吧。。。)，然后會調用generic的as_fault例程，這個例程判斷發生page fault的segment，然后調用segment driver處理page fault。segment driver調用文件系統代碼，后者再調用進驅動程序，換入頁面。換入完成后，segment driver 調用HAT層來更新頁表項。在Linux上，發生page fault后，內核調用的代碼在會馬上進入平臺相關部分，這些處理可能更快，不過可能不太容易擴展和移植(后半段說得太省，不知道作者有沒有真的研究過Linux下對應的處理過程)。
內核觀察和調試工具對正確理解系統行為有關鍵意義。在這方面，Solaris有kmdb，mdb和DTrace 。在開源之前，Max就對Solaris做過多年“反向工程”--他發現解決問題的時候使用工具總比閱讀代碼來得快--我也知道，不過得看什么場合，大家可不要被他誤導。Linux嘛，我看作者Max不太熟，所以認為沒有太多工具。對FreeBSD，他也認為只是可以用GDB調試內核的dump--Liux也可以。
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