Linux内核2.6.32中的Raid5.h一上来就是150多行的注释！看起来好辛苦，简单翻译一份留在这里，翻译不对的地方希望大家指出~

每个条纹都包含一个buffer，每个buffer和每个磁盘对应。每个buffer都包括一些列的状态，存储在flags字段中。这些状态之间的切换“几乎”都是异步的，并且在一个“每条纹”的自旋锁中进行。一些非常特殊的标志位改变可以在bi_end_io中进行，这些改变不会由自旋锁保护。

两个标志位R5_UPTODATE和R5_LOCKED指出四种不同的状态：
State Empty == !UPTODATE, !LOCK
       内存（buffer）中没有数据，而且也没有活跃的请求
State Want == !UPTODATE, LOCK
       这个块上提交有读请求
State Dirty == UPTODATE, LOCK
       内存中有数据，正在被写入磁盘
State Clean == UPTODATE, !LOCK
       内存中有数据，并且和磁盘上的数据是同步的
状态转换可能：
 *  Empty -> Want   - 读或者写（写操作需要读旧数据用于更新校验）
 *  Empty -> Dirty  - 计算校验数据（sync或者重构写）
 *  Empty -> Clean  - 一个失效的设备上恢复出来的数据
 *  Want  -> Empty  - 读失败
 *  Want  -> Clean  - 读请求成功完成
 *  Dirty -> Clean  - 写请求成功完成
 *  Dirty -> Clean  - 写失败
 *  Clean -> Dirty  - 计算校验数据（sync或者重构、读改写）

Want->Empty, Want->Clean, Dirty->Clean的过程都发生在b_end_io的中断中。每次都要在释放锁标记位之前设置Uptodate位。
只剩下一种多状态转换可能：Want->Dirty->Clean。这种转换是安全的，因为，试想一个标记为Clean的buffer如果实际上是dirty的，最坏情况便是推迟了一些动作，条纹会在转换完成的时候注意到并且被重新调度。

上述状态并未包括一种可能性，即如果一个设备失效，同时有一个spare的设备正在重构。我们无法区分一个由计算校验而产生的clean的块还是一个成功写入spare设备的块（或者是resync进行中的校验）。为了区分这两种情况，条纹中的STRIPE_INSYNC为用以指明。当一个写操作是面向spare设备，或者没有spare设备的时候面向校验盘，该位将被置位。一个sync请求将复位该位，当我们发现（置位并且）没有任何buffer锁住的时候，就知道sync完成了。

md设备的buffer通过make_request是依附在合适的条纹中，这些条纹在两个b_reqnext链表之一。bh_read是读请求链表，bh_write是写请求链表。一个buffer应该是不可能同时存在于两个链表中，但是我们无法保证这一点，因此需要做更多的许可。

如果一个buffer对应的cache buffer标记为Uptodate的并且在读链表中，数据将拷贝到读缓冲区，并且调用自己的b_end_io例程。这种情况仅仅发生在buffer刚刚成功读取时候的end_request例程中。end_request需要将buffer从列表中移除，然后设置buffer的Uptodate位。其他线程仅仅在他们第一次检测Uptodate被设置的时候这么做，一旦检测完成，就将buffer从读队列中移除。

当一个写链表中的buffer进行写提交时候，将被拷贝到cache buffer中，这时将标记为dirty，并且移至第三个列表，written列表（bh_written）。一旦校验快和cache buffer都被成功写入磁盘，written列表中的buffer们将随b_end_io返回。

写列表和读列表都以fifo的方式工作。读列表由device_lock保护。write和written列表由条纹锁保护。device_lock将在条纹块持有的时候声明，仅仅用于人工修改列表，并且持有很短的时间。可以从中断中声明。

stripe cache中的条纹可以在两个列表中的一个里（也可以一个都不在）。“非活动列表”包括了当前没有被任何请求使用的列表，可以自由的由其他条纹使用。“处理列表”包括了需要按某种方法处理的条纹。这些列表都是fifo的队列。每个条纹也都（可能的）连接到一个哈希桶中，因此可以由扇区号索引到。条纹没有被哈希的，一定是在非活动列表中，并且一般都是在前头。所有的条纹都是以这种方式开始自己的生存期。

非活动列表、处理列表和哈希桶列表都由device_lock保护
---非活动列表中的条纹永远不会获得其条纹锁
---条纹都有引用计数，如果count==0，则必定在某个列表中
---如果一个条纹必须需要处理，STRIPE_HANDLE置位
---当引用计数到达0，如果STRIPE_HANDLE没有置位，该条纹放在非活动列表中，否则放在处理列表中

结合STRIPE_HANDLE仅仅当条纹具有一个非0的引用计数的情况下才能被复位，这意味着如果引用计数到达0并且STRIPE_HANDLE被置位，该条纹一定在处理列表中，如果STRIPE_HANDLE复位，该条纹一定在非活动列表中。

可能的转换包括：
---没有哈希/非活跃条纹---->激活（get_active_stripe()）
   ++设备上锁--检验哈希--unlink条纹--cnt++--clean条纹--哈希条纹--设备解锁
---哈希（很可能是活跃）的条纹--->激活（get_active_stripe()）
   ++设备上锁--检验哈希--if（！cnt++）unlink条纹--设备解锁
---将一个请求加到一个活跃条纹头上（add_stripe_bh()）
   ++设备上锁--附加buffer--设备解锁
---处理一个条纹（handle_stripe()）
   ++条文上锁--清STRIPE_HANDLE位--（设备上锁--检测buffers--设备解锁--）--改变状态--记录需要的io/ops--条纹解锁--调度io/ops
---释放一个活跃的条纹（release_stripe()）
   ++设备上锁--if(!--cnt){根据STRIPE_HANDLE将条纹放回处理列表或者非活跃列表}--设备解锁

引用计数记录了激活了这个条纹的线程数+正在处理这个条纹的raid5d+cache buffer上的活跃请求数目，如果条纹正在进行条纹操作，那么再加1.

对条纹的操作在条纹锁的外面进行，主要包括：
---在stripe cache和用户应用缓冲之间拷贝数据
---为了减少一次磁盘访问进行的块（重构）计算，或者恢复一个丢失的块
---写操作中的更新校验
---检测校验是否正确
---运行到磁盘的I/O操作
这些操作都由raid5_run_ops进行，这个函数使用了async_tx相关api，使用专用的硬件以（可选的）减少操作负载。当请求一个操作时候，handle_stripe设置操作的pending位并且计数加一。每当计数为非0的时候，raid5_run_ops运行。
为了避免一些操作被请求而另一些操作正在进行的情况，操作之间要服从一些严格的依赖：
（1）因为校验检查操作破坏了校验块的缓存中版本，所以必须防止检查进程进行中的依赖校验的操作，比如写操作和计算块（即恢复块）操作。一些dma机器可以在不破坏校验块的前提下进行检查操作，这时校验块将被重新标记为实时（假设检查操作成功）并且不从磁盘中重新读取。
（2）当一个写请求到来时，要立即锁住相关的块，标记这些块为过期。这造成了新的读请求被拦截，并且带来了校验检查和块的计算操作。
（3）一旦有块计算请求，handle_stripe将这些块视作已经实时有效。raid5_run_ops保证任何独立于块计算结果的操作都在块计算完成之后被初始化。

操作状态 - sh->lock之外能看到的内部状态
一般的，_idle表示什么都没有进行中，_run表示一个数据操作正在进行，_result表示数据操作的结果是稳定的（即运算完了），并且可以受到（别的操作影响）。对于像biofill这样的简单操作和只有一个_idle和_run状态的计算，都用sh->state标志位表示（STRIPE_BIOFILL_RUN和STRIPE_COMPUTE_RUN）。