自旋锁用于处理器之间的互斥，适合保护很短的临界区，并且不允许在临界区睡眠。申请自旋锁的时候，如果自旋锁被其他处理器占有，本处理器自旋等待（也称为忙等待）。
进程、软中断和硬中断都可以使用自旋锁。
自旋锁的实现经历了3个阶段：
(1)最早的自旋锁是无序竞争的，不保证先申请的进程先获得锁。
(2)第2个阶段是入场券自旋锁，进程按照申请锁的顺序排队，先申请的进程先获得锁。
(3)第3个阶段是MCS自旋锁。入场券自旋锁存在性能问题：所有申请锁的处理器在同一个变量上自旋等待，缓存同步的开销大，不适合处理器很多的系统。MCS自旋锁的策略是为每个处理器创建一个变量副本，每个处理器在自己的本地变量上自旋等待，解决了性能问题。
入场券自旋锁和MCS自旋锁都属于排队自旋锁（queued spinlock），进程按照申请锁的顺序排队，先申请的进程先获得锁。
spinlock和raw_spinlock（原始自旋锁）有什么关系？
Linux内核有一个实时内核分支（开启配置宏CONFIG_PREEMPT_RT）来支持硬实时特性，内核主线只支持软实时。
对于没有打上实时内核补丁的内核，spinlock只是封装raw_spinlock，它们完全一样。如果打上实时内核补丁，那么spinlock使用实时互斥锁保护临界区，在临界区内可以被抢占和睡眠，但raw_spinlock还是自旋锁。
目前主线版本还没有合并实时内核补丁，说不定哪天就会合并进来，为了使代码可以兼容实时内核，最好坚持3个原则：
（1）尽可能使用spinlock。
（2）绝对不允许被抢占和睡眠的地方，使用raw_spinlock，否则使用spinlock。
（3）如果临界区足够小，使用raw_spinlock。
spin_lock
定义并且初始化静态自旋锁的方法是：
DEFINE_SPINLOCK(x);
在运行时动态初始化自旋锁的方法是：
spin_lock_init(x);
申请自旋锁的函数是：
（1）void spin_lock(spinlock_t *lock);
申请自旋锁，如果锁被其他处理器占有，当前处理器自旋等待。
（2）void spin_lock_bh(spinlock_t *lock);
申请自旋锁，并且禁止当前处理器的软中断。
（3）void spin_lock_irq(spinlock_t *lock);
申请自旋锁，并且禁止当前处理器的硬中断。
（4）spin_lock_irqsave(lock, flags);
申请自旋锁，保存当前处理器的硬中断状态，并且禁止当前处理器的硬中断。
（5）int spin_trylock(spinlock_t *lock);
申请自旋锁，如果申请成功，返回1；如果锁被其他处理器占有，当前处理器不等待，立即返回0。
释放自旋锁的函数是：
（1）void spin_unlock(spinlock_t *lock);
（2）void spin_unlock_bh(spinlock_t *lock);
释放自旋锁，并且开启当前处理器的软中断。
（3）void spin_unlock_irq(spinlock_t *lock);
释放自旋锁，并且开启当前处理器的硬中断。
（4）void spin_unlock_irqrestore(spinlock_t *lock, unsigned long flags);
释放自旋锁，并且恢复当前处理器的硬中断状态。
raw_spinlock
定义并且初始化静态原始自旋锁的方法是：
DEFINE_RAW_SPINLOCK(x);
在运行时动态初始化原始自旋锁的方法是：
raw_spin_lock_init (x);
申请原始自旋锁的函数是：
（1）raw_spin_lock(lock)
申请原始自旋锁，如果锁被其他处理器占有，当前处理器自旋等待。
（2）raw_spin_lock_bh(lock)
申请原始自旋锁，并且禁止当前处理器的软中断。
（3）raw_spin_lock_irq(lock)
申请原始自旋锁，并且禁止当前处理器的硬中断。
（4）raw_spin_lock_irqsave(lock, flags)
申请原始自旋锁，保存当前处理器的硬中断状态，并且禁止当前处理器的硬中断。
（5）raw_spin_trylock(lock)
申请原始自旋锁，如果申请成功，返回1；如果锁被其他处理器占有，当前处理器不等待，立即返回0。
释放原始自旋锁的函数是：
（1）raw_spin_unlock(lock)
（2）raw_spin_unlock_bh(lock)
释放原始自旋锁，并且开启当前处理器的软中断。
（3）raw_spin_unlock_irq(lock)
释放原始自旋锁，并且开启当前处理器的硬中断。
（4）raw_spin_unlock_irqrestore(lock, flags)
释放原始自旋锁，并且恢复当前处理器的硬中断状态。
ticket_spinlock
（1）锁拥有排队号和服务号，服务号是当前占有锁的进程的排队号。
（2）每个进程申请锁的时候，首先申请一个排队号，然后轮询锁的服务号是否等于自己的排队号，如果等于，表示自己占有锁，可以进入临界区，否则继续轮询。
（3）当进程释放锁时，把服务号加一，下一个进程看到服务号等于自己的排队号，退出自旋，进入临界区。
ARM64架构定义的数据类型arch_spinlock_t如下所示：
arch/arm64/include/asm/spinlock_types.h
typedef struct {
#ifdef __AARCH64EB__ /* 大端字节序（高位存放在低地址） */
u16 next;
u16 owner;
#else /* 小端字节序（低位存放在低地址） */
u16 owner;
u16 next;
#endif
} __aligned(4) arch_spinlock_t;
成员next是排队号，成员owner是服务号。
MCS_spinlock
入场券自旋锁存在性能问题：所有等待同一个自旋锁的处理器在同一个变量上自旋等待，申请或者释放锁的时候会修改锁，导致其他处理器存放自旋锁的缓存行失效，在拥有几百甚至几千个处理器的大型系统中，处理器申请自旋锁时竞争可能很激烈，缓存同步的开销很大，导致系统性能大幅度下降。
MCS（MCS是“Mellor-Crummey”和“Scott”这两个发明人的名字的首字母缩写）自旋锁解决了这个缺点，它的策略是为每个处理器创建一个变量副本，每个处理器在申请自旋锁的时候在自己的本地变量上自旋等待，避免缓存同步的开销。
传统的MCS自旋锁包含：
（1）一个指针tail指向队列的尾部。
（2）每个处理器对应一个队列节点，即mcs_lock_node结构体，其中成员next指向队列的下一个节点，成员locked指示锁是否被其他处理器占有，如果成员locked的值为1，表示锁被其他处理器占有。
结构体的定义如下所示：
typedef struct __mcs_lock_node {
struct __mcs_lock_node *next;
int locked;
} ____cacheline_aligned_in_smp mcs_lock_node;
typedef struct {
mcs_lock_node *tail;
mcs_lock_node nodes[NR_CPUS];/* NR_CPUS是处理器的数量 */
} spinlock_t;
其中“____cacheline_aligned_in_smp”的作用是：在多处理器系统中，结构体的起始地址和长度都是一级缓存行长度的整数倍。
当没有处理器占有或者等待自旋锁的时候，队列是空的，tail是空指针。
小巧型MCS_spinlock
传统的MCS自旋锁存在的缺陷是：结构体的长度太大，因为mcs_lock_node结构体的起始地址和长度都必须是一级缓存行长度的整数倍，所以MCS自旋锁的长度是（一级缓存行长度 + 处理器数量 * 一级缓存行长度），而入场券自旋锁的长度只有4字节。自旋锁被嵌入到内核的很多结构体中，如果自旋锁的长度增加，会导致这些结构体的长度增加。
配置宏CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS用来启用半虚拟化的自旋锁，给虚拟机使用，本文不考虑这种使用场景。每个处理器需要4个队列节点，原因如下：
(1) 申请自旋锁的函数禁止内核抢占，所以进程在等待自旋锁的过程中不会被其他进程抢占。
(2) 进程在等待自旋锁的过程中可能被软中断抢占，然后软中断等待另一个自旋锁。
(3) 软中断在等待自旋锁的过程中可能被硬中断抢占，然后硬中断等待另一个自旋锁。
(4) 硬中断在等待自旋锁的过程中可能被不可屏蔽中断抢占，然后不可屏蔽中断等待另一个自旋锁。
综上所述，一个处理器最多同时等待4个自旋锁。
和入场券自旋锁相比，MCS自旋锁增加的内存开销是数组mcs_nodes。
其中成员next指向队列的下一个节点；成员locked指示锁是否被前一个等待者占有，如果值为1，表示锁被前一个等待者占有；成员count是嵌套层数，也就是数组mcs_nodes已分配的数组项的数量。
自旋锁的32个二进制位被划分成4个字段：
(1) locked字段，指示锁已经被占有，长度是一个字节，占用第0~7位。
(2) 一个pending位，占用第8位，第1个等待自旋锁的处理器设置pending位。
(3) index字段，是数组索引，指示队列的尾部节点使用数组mcs_nodes的哪一项。
(4) cpu字段，存放队列的尾部节点的处理器编号，实际存储的值是处理器编号加上1，cpu字段减去1才是真实的处理器编号。
index字段和cpu字段合起来称为tail字段，存放队列的尾部节点的信息，布局分两种情况：
(1) 如果处理器的数量小于2的14次方，那么第9~15位没有使用，第16~17位是index字段，第18~31位是cpu字段。
(2) 如果处理器的数量大于或等于2的14次方，那么第9~10位是index字段，第11~31位是cpu字段。
把MCS自旋锁放进4个字节的关键是：存储处理器编号和数组索引，而不是存储尾部节点的地址
内核对MCS自旋锁做了优化：第1个等待自旋锁的处理器直接在锁自身上面自旋等待，不是在自己的mcs_spinlock结构体上自旋等待。这个优化带来的好处是：当锁被释放的时候，不需要访问mcs_spinlock结构体的缓存行，相当于减少了一次缓存没命中。后续的处理器在自己的mcs_spinlock结构体上面自旋等待，直到它们移动到队列的首部为止。
自旋锁的pending位进一步扩展这个优化策略。第1个等待自旋锁的处理器简单地设置pending位，不需要使用自己的mcs_spinlock结构体。第2个处理器看到pending被设置，开始创建等待队列，在自己的mcs_spinlock结构体的locked字段上自旋等待。这种做法消除了两个等待者之间的缓存同步，而且第1个等待者没使用自己的mcs_spinlock结构体，减少了一次缓存行没命中。
MCS自旋锁的配置宏是CONFIG_ARCH_USE_QUEUED_SPINLOCKS 和CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS，目前只有x86处理器架构使用MCS自旋锁，默认开启MCS自旋锁的配置宏