自旋锁(spinlock)，是操作系统和数据库的重要基石。可以说：没有自旋锁，就没有操作系统和数据库软件。自旋锁是PG其它类型的锁的基础。其它类型的锁都是用共享内存加自旋锁组成的。在本文中，我们对PG中的自旋锁机制做一个入门介绍。
英文单词spin的含义是turn or cause to turn or whirl around quickly，中文的意思就是“快速旋转”的意思。这个单词很容易让我们想到小时候打的陀螺。你用一个鞭子不停地抽打陀螺，它就会在地面或者冰面上快速旋转。反复地做一件事情，就是自旋锁的基本特征。
我们想象一下自己坐飞机的经历。当你内急，就会去上卫生间。但是飞机上的卫生间只有一个，所以就存在一个协调如何使用的问题。当你看到卫生间门上有一个标识牌，其上写着"Occupied"，你就知道有人在使用卫生间，你能做的事情就是在门口等待，或者离开一会，再回来检查那个标识牌的文字是否变成了“vacancy"，即”空闲“的意思。如果没有，你就会重复上面的动作，离开一会，再次检查标识牌。你的行为就是一个自旋锁的行为。
所谓自旋锁，就是一个共享内存单元，一个字节就足够了，它的值为0，表示某个共享资源R没有别的进程在使用，如果为1，则表示R正在被别的进程使用中。所以自旋锁L和共享资源R都是共享内存中的某些字节，L用来保护R，使得对R的访问是串行执行的，类似我们使用飞机上的卫生间也是先来后到，一次只能一个人使用卫生间。由于L的值只需要0和1，分别表示”空闲“和”占用“，所以L一般只要一个字节即可，考虑到对齐的原因，可以扩展到4字节或者8字节。R的大小就根据需要来定，没有什么限定。
当一个进程A想访问R，主要是往R中写入一些信息，再次提醒，R是一段共享内存，A会首先检查L中的值是多少。如果L=0，表示没有别的进程访问R，则A把L设置为1，表示我占用了，俗称“加锁”，然后A就可以放心大胆地访问R了。访问结束后，A再把L的值设为0，俗称“释放锁”。如果A发现L的值为1，表明另外一个进程B正在往R中写数据，A就就陷入一个无限循环，反复检查L的值什么时候变成0。B在访问R结束后，也会让L=0，表示释放自旋锁L。A的这种无限循环，反复检查L的值啥时候从1变成0的行为，就类似一个陀螺在快速旋转，这就是“自旋锁”名称的来历。
从上面的描述可以看出，如果B使用R很长时间，A就会陷入疯狂的循环中，白白浪费大量CPU资源，所以自旋锁一般适合对共享资源R进行快速访问的场景。譬如B仅仅是修改R中的少量字节。我们会在PG的源代码中看到类似如下的代码：
/*
* Update the WalWriterSleeping flag.
*/
void
SetWalWriterSleeping(bool sleeping)
{
SpinLockAcquire(&XLogCtl->info_lck);
XLogCtl->WalWriterSleeping = sleeping;
SpinLockRelease(&XLogCtl->info_lck);
}
函数SetWalWriterSleeping()的逻辑就是设置共享内存XLogCtl->WalWriterSleeping的值，这个操作非常快。这种场景就非常适合自旋锁。所以任何进程想修改这个值时，先调用SpinLockAcquire()获得自旋锁XLogCtl->info_lck，操作完毕后，再调用SpinLockRelease()释放该自旋锁。
在上述代码中，自旋锁L就是XLogCtl->info_lck，而被保护的共享资源R就是XLogCtl->WalWriterSleeping。访问共享资源的模式就是三部曲：加锁，修改，释放锁。上述代码就是这种模式的很好的范例。
很自然，当一个进程执行SpinLockAcquire()时，主要的工作就是检查info_lck的值是否为0，如果是，则就执行下面的操作。如果不是，该进程就会陷入疯狂的循环中，即“自旋”状态。当然，因为对共享资源的访问操作速度极快，所以一个进程陷入疯狂自旋的几率是极小的。SpinLockRelease()函数的逻辑自然是让info_lck的值变成0。
关于SpinLockAcquire()和SpinLockRelease()的细节，我们在后面的文章中进行剖析。
