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除spinlock外，linux 内核还有一个自旋锁，名为arch_rwlock_t。它的头文件是qrwlock.h，包含在spinlock.h，头文件中对它全称为"Queue read/write lock"。这个锁只使用了两个成员变量就实现了读写锁。一个spinlock，以及一个整形锁变量。而spinlock就是这个Queue。
锁的原理是，当没有写意愿或写锁使用时，任意读锁可以并发。当有写意愿或写锁使用时，一切的读锁和写锁都必须进行排队。
arch_rwlock_t的锁变量虽然只是一个整形，但是却是一个压缩的复合数据。它包含了读锁，写锁。
读锁，为锁变量的高24位。只要读锁操作成功对读锁字段加1，就可以获得读锁。
写锁，为锁变量的低8位，包含3种状态，有写意愿，写锁使用中，以及无。
arch_rwlock_t巧妙地将读锁和写锁压缩在一个整形，可以通过原子指令同时对两个锁进行原子操作。不必另外设计一锁对锁变量操作进行保护。
arch_rwlock_t还巧妙地使用了spinlock的自旋和FIFO排队特性，实现了对读写的排队。
arch_rwlock_t的读操作使用atomic_add和atomic_sub支持多个读者对读锁的修改，并且可以与写操作相容。但当上读锁一瞬后发现有写意愿和写进行，就必须归还读锁，进行排队模式。排队的读锁操作，在轮到的时候也不是一步到位就可以成功上读锁。因为这时，有可能其它CPU刚发生的写锁意愿，尽管有其它读写在排队，但这时这个刚发生写锁意愿的CPU是不被排队所约束的。在这种情况下，读锁是不可以归还的，回这会让同样的情况历史重演，使整个排队阻塞不前。所以这个轮到的排队读锁的CPU必须保持这个读锁，直到横刀插入的写锁释放后，马上通行。
| reader | rwlock | writer |
| 1. 从spinlock排队返回 | read == 0 && write state == 0 | |
| read == 0 && write state == FF | 1. 刚发起写锁操作，atomic_xchg返回的读锁字段仍为0，OK，没有读锁进行 | |
| 2. atomic_add返回，发现写锁字段不为0 | read == 1 && write state == FF | 2. 使用写锁 |
| 3. 自旋等待write state变为0 | ||
| read == 1 && write state == 0 | 3. 归还写锁。即使突然发生的写锁操作也不能横刀断入(steal)，只好去排队。 | |
| 4. 马上可以读锁能行。 | ||
| 5. 释放spinlock，使spinlock排队前进。 | ||
arch_rwlock_t的读操作使用atomic_cmpxchg保证只有一个写者完整进行写锁的修改，并且操作与任意读操作不相容，即有任意读操作同时进行，修改都不被接受。当有写意愿或写锁进行时，所有的写锁操作都必须和读锁操作平等地FIFO排队等候。只有在一个写锁操作发现有读锁进行时，进入排队发出写意愿（修改锁变量的写锁字段），这时候这个写锁操作才会成为第一个排队的操作，优先于其它后继的排队的操作。后继的排队的不论读锁或写锁的操作都是平等的。
spinlock不是用来保护锁变量，而是同步临界区queue_read_lock_slowpath以及queue_write_lock_slowpath的，对有写锁操作参与这一事态，进行对锁操作的排队。
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原文地址：http://www.cnblogs.com/bbqzsl/p/6740633.html
