除spinlock外，linux 內核還有一個自旋鎖，名為arch_rwlock_t。它的頭文件是qrwlock.h，包含在spinlock.h，頭文件中對它全稱為"Queue read/write lock"。這個鎖只使用了兩個成員變量就實現了讀寫鎖。一個spinlock，以及一個整形鎖變量。而spinlock就是這個Queue。
鎖的原理是，當沒有寫意願或寫鎖使用時，任意讀鎖可以並發。當有寫意願或寫鎖使用時，一切的讀鎖和寫鎖都必須進行排隊。
arch_rwlock_t的鎖變量雖然只是一個整形，但是卻是一個壓縮的復合數據。它包含了讀鎖，寫鎖。
讀鎖，為鎖變量的高24位。只要讀鎖操作成功對讀鎖字段加1，就可以獲得讀鎖。
寫鎖，為鎖變量的低8位，包含3種狀態，有寫意願，寫鎖使用中，以及無。
arch_rwlock_t巧妙地將讀鎖和寫鎖壓縮在一個整形，可以通過原子指令同時對兩個鎖進行原子操作。不必另外設計一鎖對鎖變量操作進行保護。
arch_rwlock_t還巧妙地使用了spinlock的自旋和FIFO排隊特性，實現了對讀寫的排隊。
arch_rwlock_t的讀操作使用atomic_add和atomic_sub支持多個讀者對讀鎖的修改，並且可以與寫操作相容。但當上讀鎖一瞬后發現有寫意願和寫進行，就必須歸還讀鎖，進行排隊模式。排隊的讀鎖操作，在輪到的時候也不是一步到位就可以成功上讀鎖。因為這時，有可能其它CPU剛發生的寫鎖意願，盡管有其它讀寫在排隊，但這時這個剛發生寫鎖意願的CPU是不被排隊所約束的。在這種情況下，讀鎖是不可以歸還的，回這會讓同樣的情況歷史重演，使整個排隊阻塞不前。所以這個輪到的排隊讀鎖的CPU必須保持這個讀鎖，直到橫刀插入的寫鎖釋放后，馬上通行。
| reader | rwlock | writer |
| 1. 從spinlock排隊返回 | read == 0 && write state == 0 | |
| read == 0 && write state == FF | 1. 剛發起寫鎖操作，atomic_xchg返回的讀鎖字段仍為0，OK，沒有讀鎖進行 | |
| 2. atomic_add返回，發現寫鎖字段不為0 | read == 1 && write state == FF | 2. 使用寫鎖 |
| 3. 自旋等待write state變為0 | ||
| read == 1 && write state == 0 | 3. 歸還寫鎖。即使突然發生的寫鎖操作也不能橫刀斷入(steal)，只好去排隊。 | |
| 4. 馬上可以讀鎖能行。 | ||
| 5. 釋放spinlock，使spinlock排隊前進。 | ||
arch_rwlock_t的讀操作使用atomic_cmpxchg保證只有一個寫者完整進行寫鎖的修改，並且操作與任意讀操作不相容，即有任意讀操作同時進行，修改都不被接受。當有寫意願或寫鎖進行時，所有的寫鎖操作都必須和讀鎖操作平等地FIFO排隊等候。只有在一個寫鎖操作發現有讀鎖進行時，進入排隊發出寫意願（修改鎖變量的寫鎖字段），這時候這個寫鎖操作才會成為第一個排隊的操作，優先於其它后繼的排隊的操作。后繼的排隊的不論讀鎖或寫鎖的操作都是平等的。
spinlock不是用來保護鎖變量，而是同步臨界區queue_read_lock_slowpath以及queue_write_lock_slowpath的，對有寫鎖操作參與這一事態，進行對鎖操作的排隊。