spinlock设计成了三层，第一层是接口，第二层raw实现层，第三层是CPU平台层。在第二层raw实现层提供了两个分支，分别是单CPU和多CPU（核）。第三层是不同CPU的锁操作实现。raw层除了调用锁操作来保护临界资源外，还提供不同调度保护，如关闭中断和抢占。
为不同保护要求提供了4个版本的锁操作。
基本操作: spin_lock，spin_unlock
中断保护: spin_lock_irq，spin_lock_irqsave和spin_unlock_irq，spin_unlock_irqsave
软中断保护: spin_lock_hb，spin_unlock_hb
对于单CPU的内核，spinlock的基本锁操作并不做任何时，或者说是一个空函数。
对于多核多处理器（SMP）环境的内核，spinlock实现为一种票据轮号的算法来进行排队竞争锁。这种算法并不使用队列数据结构。而是大家不停地对同共享变量进行查询比较。这种算法使一切操作的指令数最少，并且只要使用原子的逻辑运算指令就可以实现FIFO。算法将一个字长内整数分为队列的head和tail。使得修改这个队列的操作可以保证在原子指令进行。不同等待队列，队列并不维护除head和tail的中间元素，锁的释放者并需要迭代队列的元素，只需要将head增加步长（INC单位值），由其它CPU自己去比较发现是否轮到自己。每个上锁的CPU都必须对队列的tail增加步长，成功后在私有栈中保留tail的值，作为自己的排位号。当自己保留的tail值与当前队列的head一致时，表示自己的轮号到了。这个获取锁的CPU在释放锁时，只要原子地修改队列的head增加步长，无需要唤醒和调度。atomic_xchg相当于copy-update，对于update的一方必须同时提交copy（副本），以确保提交的update对应的被修改copy不是过时的，在多方同时对同一份copy进行修改时，只有一方可以被接受，接受修改后，旧copy就可以视为过时，对于的update也就不能被接受。需要锁的CPU必须保证只修改tail而head不变，而释放锁的CPU必须保证只修改head而tail不变，确保修改的原子性。队列的head和tail压缩为一个字长内的整数，可以利用一条原子指令运算来实现。
用于SMP的spinlock，内核提供了两套实现，内联和非内联的。因为spinlock是内核同步临界资源的最基本同步原语，如果使用内联的话，内核的体量会很大。
虽然说内联和非内联，但是实现上也各自执行了不一样的行动。
在内联版本，自旋spin的行为采用arch_spin_lock。arch_spin_lock实现为FIFO队列等待方式。而非内联版本，spin的行为并不使用arch_spin_lock，而是另外实现了一个使用arch_spin_trylock的try-wait-loop的spin循环。在这里的wait并不使用sleep，而是在一个嵌套循环内查询spinlock是否被释放。因为没有使用arch_spin_lock进行自旋，所以并没有使用FIFO队列进行等待。因此上锁的顺序并非按FIFO。
下面是基本锁函数__raw_spin_lock的实现区别比较：
__raw_spin_lock内联版本：
__raw_spin_lock非内联版本：
在spin过程对中断保护程度也不同。
内联版本中，在CPU进行spin之前就开始关闭中断和抢占，直到spinlock释放后才打开中断和抢占。
而非内联版本在spin过程中，只在每次尝试上锁的一瞬是进行中断保护的，其余空等时间是可以中断和抢占的。
下面是中断保护锁函数__raw_spin_lock_irq的实现区别比较：
下面是中断保护锁函数__raw_spin_lock_irqsave的实现区别比较：
软中断版本的区别就比较大。
内联版本一如前面的实现，在进入spin之前进行关闭软中断，但不关闭CPU中断。
非内联版本在spin过程中，使用的是CPU中断保护和抢占保护，在每次尝试上锁的一瞬。在上锁后才进行关闭软中断。
下面是软中断保护锁函数__raw_spin_lock_bh的实现区别比较：
linux-3.19 arch-x86