第 2 章的spinlock把所有争抢者一视同仁：无论只是想读一眼、还是要动手改，都得排队独占。可现实里有一类极常见的场景——读多写少：一份数据被无数次读取，偶尔才更新一回。若读操作彼此之间本就无冲突，却仍被自旋锁串成单行道，多核的并行度就被白白浪费了。本章的主角qrwlock（queued read/write lock）正是为此而生：它允许多个读者同时进入临界区共享数据，只在写者出现时才要求独占。它和spinlock一样不睡眠、可用于中断上下文，区别只在于把“互斥”细化成了“读共享、写独占”。本章的主线，是看内核如何用一个 32 位原子字同时编码读者计数与写者状态，又如何用一个“等待标志”解决读写锁与生俱来的写者饥饿难题。
说明：以 x86-64 为主线，现代内核的
rwlock_t在架构层统一落到qrwlock。源码集中在kernel/locking/qrwlock.c与include/asm-generic/qrwlock.h、include/asm-generic/qrwlock_types.h。
3.1 rwlock 守护什么：读多写少的共享临界区
读写锁的语义可以用两条规则概括：
- 读者与读者相容。任意多个读者可以同时持锁进入临界区，因为纯读不改变数据，彼此之间没有冲突。
- 写者与所有人互斥。写者持锁时，既不允许别的写者进入，也不允许任何读者进入；反过来，只要还有读者在临界区，写者就必须等待。
这与第 2 章的spinlock形成鲜明对比：spinlock是“任何人进入都独占”，qrwlock则把这份独占只保留给写者，把读者之间的并行释放了出来。它适用的典型场景是那些读远多于写的共享结构——路由表、配置项、注册表这类“查得多、改得少”的数据。
需要强调的是，qrwlock依然是自旋锁家族的一员：争锁失败时不睡眠而是自旋，因此同样受第 2 章那两条硬约束的束缚——临界区必须短、持锁期间不能睡眠。它不是rwsem（第 6 章那把可睡眠的读写信号量），二者的分野和spinlock与mutex的分野如出一辙：一个自旋、一个睡眠。
3.2 从read_lock到queued_read_lock：架构层的映射
和spinlock一样，日常写的read_lock()/write_lock()也是逐层向下委托。在支持qrwlock的架构上，include/asm-generic/qrwlock.h末尾把架构接口直接映射到 queued 版本：
#definearch_read_lock(l)queued_read_lock(l)#definearch_write_lock(l)queued_write_lock(l)#definearch_read_trylock(l)queued_read_trylock(l)#definearch_write_trylock(l)queued_write_trylock(l)#definearch_read_unlock(l)queued_read_unlock(l)#definearch_write_unlock(l)queued_write_unlock(l)上层的read_lock同样会先preempt_disable、经 lockdep 埋点，再落到arch_read_lock——这套分层与第 2 章 2.2 节完全一致，不再赘述。本章只聚焦最底层的queued_read_lock/queued_write_lock如何实现“读共享、写独占”。
3.3 经典读写锁的病：写者饥饿
在看qrwlock的实现之前，先要理解它到底解决了什么问题。最朴素的读写锁实现里，读者只要看到“当前没有写者”就直接把读者计数加一进入临界区。这在读者稀疏时没问题，可一旦读者络绎不绝——前一个读者还没走、后一个读者又来了，读者计数永远不归零——那么等在一旁的写者就永远等不到那个“无人读”的瞬间，被活活饿死。这就是经典读写锁的通病：读者优先会导致写者饥饿。
qrwlock的核心设计目标，就是在保留“读者并行”的同时消除写者饥饿。它的办法是给写者一个抢占预约的能力：写者一旦开始等待，就立刻竖起一面旗，逼退所有还想走快路径的新读者，让在场的读者逐渐排空，从而保证写者能在有限时间内拿到锁。这面旗，就是下一节要讲的_QW_WAITING。
3.4 一个原子字装下读写状态：qrwlock的编码
qrwlock的全部状态压缩在一个 32 位原子字里。看它的类型定义（include/asm-generic/qrwlock_types.h）：
typedefstructqrwlock{union{atomic_tcnts;struct{u8 wlocked;/* Locked for write? */u8 __lstate[3];};};arch_spinlock_twait_lock;}arch_rwlock_t;和第 2 章的qspinlock同一套路：一个union让同一份数据既能作为整体cnts做原子读-改-写，又能按字节单独访问其中的wlocked。这个 32 位的cnts被切成两段（include/asm-generic/qrwlock.h）：
#define_QW_WAITING0x100/* A writer is waiting */#define_QW_LOCKED0x0ff/* A writer holds the lock */#define_QW_WMASK0x1ff/* Writer mask */#define_QR_SHIFT9/* Reader count shift */#define_QR_BIAS(1U<<_QR_SHIFT)把这几个常量翻译成位布局，就一目了然了：
| 位段 | 含义 | 取值 |
|---|---|---|
bit 0–7（低字节wlocked） | 写者持锁标志 | _QW_LOCKED=0x0ff |
| bit 8 | 写者等待标志 | _QW_WAITING=0x100 |
| bit 9–31 | 读者计数 | 每个读者贡献一个_QR_BIAS=0x200 |
其中_QW_WMASK（0x1ff）正好覆盖 bit 0–8，也就是“写者相关”的全部位——只要这九位里有任何一位非零，就代表有写者正持锁或正在等待。读者计数从 bit 9 起，每来一个读者就给cnts加一个_QR_BIAS，因此最多可容纳2 23 2^{23}223个并发读者。
这个编码的精妙之处，是把“写者独占的低字节”单列成了wlocked：写者解锁时无需对整个cnts做原子读-改-写，只要往这个字节写一个 0 就行——这一点在 3.8 节会看到。
3.5 快路径：读者加计数，写者抢低位
无争用时，读写两条路径都只需一次原子操作。
读者快路径（queued_read_lock）：
staticinlinevoidqueued_read_lock(structqrwlock*lock){intcnts;cnts=atomic_add_return_acquire(_QR_BIAS,&lock->cnts);if(likely(!(cnts&_QW_WMASK)))return;/* The slowpath will decrement the reader count, if necessary. */queued_read_lock_slowpath(lock);}读者先无条件地给cnts加一个_QR_BIAS（读者计数加一），拿到加完后的新值。若cnts & _QW_WMASK为零——说明既没有写者持锁、也没有写者在等——读者就成功了，直接返回进入临界区。注意这里用的是atomic_add_return_acquire：acquire 语义（第 1 章 1.6 节）保证临界区里的读取不会被重排到加计数之前，读者看到的一定是最新数据。
只有当_QW_WMASK那九位里有非零位（有写者持锁或等待）时，读者才走进慢路径——并且它已经先把计数加上去了，慢路径会视情况把这一笔减回来。
写者快路径（queued_write_lock）：
staticinlinevoidqueued_write_lock(structqrwlock*lock){intcnts=0;/* Optimize for the unfair lock case where the fair flag is 0. */if(likely(atomic_try_cmpxchg_acquire(&lock->cnts,&cnts,_QW_LOCKED)))return;queued_write_lock_slowpath(lock);}写者要的是独占，所以它用第 1 章 1.4 节的 CAS：期望cnts当前为 0（既无读者也无写者），若成立就一步把它换成_QW_LOCKED（低字节置为0xff）。这个 CAS 只有在锁完全空闲时才成功——只要有任何读者在场、或有别的写者，cnts就非零，CAS 失败，写者转入慢路径。
3.6 写者优先：_QW_WAITING如何逼退新读者
写者慢路径是理解qrwlock如何消除写者饥饿的关键（kernel/locking/qrwlock.c）：
void__lockfuncqueued_write_lock_slowpath(structqrwlock*lock){intcnts;/* Put the writer into the wait queue */arch_spin_lock(&lock->wait_lock);/* Try to acquire the lock directly if no reader is present */if(!(cnts=atomic_read(&lock->cnts))&&atomic_try_cmpxchg_acquire(&lock->cnts,&cnts,_QW_LOCKED))gotounlock;/* Set the waiting flag to notify readers that a writer is pending */atomic_or(_QW_WAITING,&lock->cnts);/* When no more readers or writers, set the locked flag */do{cnts=atomic_cond_read_relaxed(&lock->cnts,VAL==_QW_WAITING);}while(!atomic_try_cmpxchg_acquire(&lock->cnts,&cnts,_QW_LOCKED));unlock:arch_spin_unlock(&lock->wait_lock);}它分三步，每一步都值得细看：
先抢
wait_lock。wait_lock是qrwlock内嵌的一把普通自旋锁（第 2 章那把公平的qspinlock），它的作用是把所有等待的写者串成 FIFO 队列——同一时刻只有一个写者能越过这道门去竞争真正的读写锁，从根上杜绝了写者之间的乱序与饥饿。竖旗
_QW_WAITING。若拿到wait_lock后锁并非完全空闲（还有读者在场），写者就执行atomic_or(_QW_WAITING, &lock->cnts)，点亮 bit 8。这一位一旦亮起，就改变了新读者快路径的命运：回看 3.5 节，读者快路径判断的是cnts & _QW_WMASK，而_QW_WMASK恰好包含了_QW_WAITING这一位。于是从此刻起，所有新来的读者在快路径上都会看到_QW_WMASK非零，被迫转入慢路径去排队——新读者被这面旗挡在了门外。等读者排空，再夺锁。在场的老读者陆续
read_unlock退出，读者计数逐个递减。写者用atomic_cond_read_relaxed自旋等待，直到cnts恰好等于_QW_WAITING（读者计数归零、只剩自己竖的那面旗），再用 CAS 把它换成_QW_LOCKED，正式持锁。
这三步合起来，就是写者优先：写者一旦开始等待，就冻结了新读者的准入，保证在场读者有限时间内排空，写者不会被源源不断的新读者饿死。这正是对 3.3 节那个通病的解药。
一处对称的细节：
_QW_WAITING之所以选在 bit 8、而读者计数从 bit 9 起，就是为了让“只剩等待旗”这个状态恰好等于_QW_WAITING这个干净的数值，第 3 步的等待条件VAL == _QW_WAITING才能写得如此简洁。编码的位布局是为算法服务的。
把 3.4 至 3.6 合起来看，cnts这个 32 位字就在几个状态间迁移，写者优先的“排空”机制一图可见：
3.7 读者慢路径与中断特例
再看读者一侧的慢路径（kernel/locking/qrwlock.c）：
void__lockfuncqueued_read_lock_slowpath(structqrwlock*lock){if(unlikely(in_interrupt())){atomic_cond_read_acquire(&lock->cnts,!(VAL&_QW_LOCKED));return;}atomic_sub(_QR_BIAS,&lock->cnts);arch_spin_lock(&lock->wait_lock);atomic_add(_QR_BIAS,&lock->cnts);atomic_cond_read_acquire(&lock->cnts,!(VAL&_QW_LOCKED));arch_spin_unlock(&lock->wait_lock);}它分两种情形：
普通上下文：读者先把 3.5 节快路径里预加的那笔
_QR_BIAS用atomic_sub减回去（此刻它还没资格算作在场读者），然后去抢wait_lock——排在写者队列的同一道门后面。轮到自己时再把计数加回来，用atomic_cond_read_acquire自旋等到_QW_LOCKED清零（写者放锁），即进入临界区并释放wait_lock。把读者也纳入wait_lock队列，是为了让读者和写者在这道门前公平排队，而不是读者一味插队。中断上下文的特例：
in_interrupt()为真时，读者跳过排队，只用atomic_cond_read_acquire自旋等到_QW_LOCKED清零就直接进入——注意它只看_QW_LOCKED，不管_QW_WAITING。这是一条刻意的例外：中断处理程序可能打断了一个正持读锁的进程上下文，若此时又强制中断里的读者去排在写者后面，而被打断的那个读者又要等中断返回才能read_unlock，就会形成死锁。所以只要写者还只是在等待（_QW_WAITING）而未真正持锁（_QW_LOCKED），中断里的读者就允许越过它立即读取——用一处受控的“读者插队”换取避免死锁。
对照 3.6 与 3.7：普通读者、所有写者都要过wait_lock这道公平门，唯独中断上下文的读者享有豁免——这是qrwlock在“写者优先”与“中断安全”之间的精心权衡。
这两条分岔画成流程图，中断读者为何能“插队”就一目了然：
3.8 解锁：读者减计数，写者写一个字节
解锁路径极其轻量（include/asm-generic/qrwlock.h）：
staticinlinevoidqueued_read_unlock(structqrwlock*lock){(void)atomic_sub_return_release(_QR_BIAS,&lock->cnts);}staticinlinevoidqueued_write_unlock(structqrwlock*lock){smp_store_release(&lock->wlocked,0);}读者解锁：一次
atomic_sub_return_release，把读者计数减掉一个_QR_BIAS。release 语义（第 1 章 1.6 节）保证临界区里的读取都已完成，才让这次递减对他人可见。当最后一个读者退出、计数归零，等待的写者才会在 3.6 节第 3 步看到cnts == _QW_WAITING。写者解锁：这里正是 3.4 节那个编码红利的兑现——写者无需对整个
cnts做原子读-改-写，只用smp_store_release(&lock->wlocked, 0)往低字节写一个 0，就清掉了_QW_LOCKED。因为写者独占期间读者计数不可能变动（新读者早被_QW_WAITING挡住了），高位的读者计数与写者互不干扰，单字节写不会破坏它们。在强序的 x86 上，这条 release 写就是一条普通mov，不生成任何屏障指令——又一次印证第 1 章反复强调的“x86 解锁路径极廉价”。
3.9 误用与调试
qrwlock继承了spinlock的全部约束，再叠加读写锁特有的几个坑：
- 持读写锁期间睡眠或跑长临界区。和第 2 章一样，自旋期间 CPU 空转，临界区里不能调用任何可能睡眠的函数，也不能跑得太久。需要长临界区或阻塞，请改用
rwsem（第 6 章）。 - 读锁递归 + 写者等待导致的自死锁。同一 CPU 在持有读锁的情况下再次请求读锁，若此时恰有写者已竖起
_QW_WAITING，第二次读锁会被逼进慢路径去排在写者后面，而写者又在等这个读者退出——本 CPU 等自己，死锁。结论是：qrwlock的读锁不可递归。 - 企图把读锁升级为写锁。持有读锁再去
write_lock同一把锁，会等自己手里的读计数归零，必然死锁。读写锁不支持锁升级，需要写就一开始拿写锁。 - 中断上下文与进程上下文混用同一把锁却没关中断。虽然 3.7 节的中断特例避免了读者一侧的一类死锁，但写锁在中断里出现、而进程上下文持读锁未关中断，仍可能死锁。凡是会在中断里用到的读写锁，进程上下文侧要用
read_lock_irqsave/write_lock_irqsave。
调试手段与第 2 章一致：CONFIG_PROVE_LOCKING（lockdep）能识别读写锁的锁序颠倒、递归误用与中断上下文问题；CONFIG_DEBUG_SPINLOCK会检查未初始化使用、重复解锁等错误。
本章小结
qrwlock守护的是读多写少的短临界区：它在spinlock的“一律独占”之上，把独占权只留给写者，释放了读者之间的并行。它的全部状态压进一个 32 位原子字——低九位（_QW_WMASK）记写者持锁与等待，高位记读者计数；无争用时读者一次atomic_add加计数、写者一次 CAS 抢低位就能拿锁。它最关键的设计是用_QW_WAITING这面旗解决经典读写锁的写者饥饿：写者一旦开始等待就点亮这一位，逼退所有走快路径的新读者，让在场读者排空，从而写者优先、不被饿死；同时又用in_interrupt()的读者豁免避免了中断上下文的死锁。内嵌的wait_lock（一把qspinlock）把等待者串成 FIFO 队列，保证公平。回到第 1 章的公式“锁 = 原子操作 + 屏障 + 等待策略”：qrwlock的原子操作是atomic_add/CAS/atomic_or，屏障是 acquire/release，而它的等待策略最精巧之处，就在于用一位等待旗在读者并行与写者公平之间取得平衡。下一章我们转向osq_lock——一把 MCS 变体的乐观自旋队列，它是mutex与rwsem乐观自旋的公共底座。
