http://blog.csdn.net/dongzhichen/article/details/8249228

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詳細的ECC講解 -OOB與ECC??

在網絡編程中

OOB（out of band）帶外數據

在MTD設備中

OOB? 如下所示：

http://www.cnblogs.com/bcxx_qin/archive/2009/06/11/1501271.html

極詳細的ECC講解

ECC的全稱是Error Checking and Correction，是一種用于Nand的差錯檢測和修正算法。如果操作時序和電路穩定性不存在問題的話，NAND Flash出錯的時候一般不會造成整個Block或是Page不能讀取或是全部出錯，而是整個Page（例如512Bytes）中只有一個或幾個bit出錯。ECC能糾正1個比特錯誤和檢測2個比特錯誤，而且計算速度很快，但對1比特以上的錯誤無法糾正，對2比特以上的錯誤不保證能檢測。
校驗碼生成算法：ECC校驗每次對256字節的數據進行操作，包含列校驗和行校驗。對每個待校驗的Bit位求異或，若結果為0，則表明含有偶數個1；若結果為1，則表明含有奇數個1。列校驗規則如表1所示。256字節數據形成256行、8列的矩陣，矩陣每個元素表示一個Bit位。

其中CP0 ~ CP5 為六個Bit位，表示Column Parity（列極性），
CP0為第0、2、4、6列的極性，CP1為第1、3、5、7列的極性，
CP2為第0、1、4、5列的極性，CP3為第2、3、6、7列的極性，
CP4為第0、1、2、3列的極性，CP5為第4、5、6、7列的極性。
用公式表示就是：CP0=Bit0^Bit2^Bit4^Bit6， 表示第0列內部256個Bit位異或之后再跟第2列256個Bit位異或，再跟第4列、第6列的每個Bit位異或，這樣，CP0其實是256*4=1024個Bit位異或的結果。CP1 ~ CP5 依此類推。
行校驗如下圖所示



其中RP0 ~ RP15 為十六個Bit位，表示Row Parity（行極性），
RP0為第0、2、4、6、….252、254個字節的極性
RP1-----1、3、5、7……253、255
RP2----0、1、4、5、8、9…..252、253（處理2個Byte，跳過2個Byte）
RP3---- 2、3、6、7、10、11…..254、255（跳過2個Byte，處理2個Byte）
RP4---- 處理4個Byte，跳過4個Byte；
RP5---- 跳過4個Byte，處理4個Byte；
RP6---- 處理8個Byte，跳過8個Byte
RP7---- 跳過8個Byte，處理8個Byte；
RP8---- 處理16個Byte，跳過16個Byte
RP9---- 跳過16個Byte，處理16個Byte；
RP10----處理32個Byte，跳過32個Byte
RP11----跳過32個Byte，處理32個Byte；
RP12----處理64個Byte，跳過64個Byte
RP13----跳過64個Byte，處理64個Byte；
RP14----處理128個Byte，跳過128個Byte
RP15----跳過128個Byte，處理128個Byte；
可見，RP0 ~ RP15 每個Bit位都是128個字節（也就是128行）即128*8=1024個Bit位求異或的結果。
綜上所述，對256字節的數據共生成了6個Bit的列校驗結果，16個Bit的行校驗結果，共22個Bit。在Nand中使用3個字節存放校驗結果，多余的兩個Bit位置1。存放次序如下表所示：



以K9F1208為例，每個Page頁包含512字節的數據區和16字節的OOB區。前256字節數據生成3字節ECC校驗碼，后256字節數據生成3字節ECC校驗碼，共6字節ECC校驗碼存放在OOB區中，存放的位置為OOB區的第0、1、2和3、6、7字節。

?校驗碼生成算法的C語言實現

在Linux內核中ECC校驗算法所在的文件為drivers/mtd/nand/nand_ecc.c，其實現有新、舊兩種，在2.6.27及更早的內核中使用的程序，從2.6.28開始已經不再使用，而換成了效率更高的程序。可以在Documentation/mtd/nand_ecc.txt 文件中找到對新程序的詳細介紹。


首先分析一下2.6.27內核中的ECC實現，源代碼見:
http://lxr.linux.no/linux+v2.6.27/drivers/mtd/nand/nand_ecc.c
43/*
44 * Pre-calculated 256-way 1 byte column parity
45 */
46static constu_char
nand_ecc_precalc_table[] = {
47? ?0x00, 0x55, 0x56, 0x03, 0x59, 0x0c, 0x0f, 0x5a, 0x5a, 0x0f, 0x0c, 0x59, 0x03, 0x56, 0x55, 0x00,
48? ?0x65, 0x30, 0x33, 0x66, 0x3c, 0x69, 0x6a, 0x3f, 0x3f, 0x6a, 0x69, 0x3c, 0x66, 0x33, 0x30, 0x65,
49? ?0x66, 0x33, 0x30, 0x65, 0x3f, 0x6a, 0x69, 0x3c, 0x3c, 0x69, 0x6a, 0x3f, 0x65, 0x30, 0x33, 0x66,
50? ?0x03, 0x56, 0x55, 0x00, 0x5a, 0x0f, 0x0c, 0x59, 0x59, 0x0c, 0x0f, 0x5a, 0x00, 0x55, 0x56, 0x03,
51? ?0x69, 0x3c, 0x3f, 0x6a, 0x30, 0x65, 0x66, 0x33, 0x33, 0x66, 0x65, 0x30, 0x6a, 0x3f, 0x3c, 0x69,
52? ?0x0c, 0x59, 0x5a, 0x0f, 0x55, 0x00, 0x03, 0x56, 0x56, 0x03, 0x00, 0x55, 0x0f, 0x5a, 0x59, 0x0c,
53? ?0x0f, 0x5a, 0x59, 0x0c, 0x56, 0x03, 0x00, 0x55, 0x55, 0x00, 0x03, 0x56, 0x0c, 0x59, 0x5a, 0x0f,
54? ?0x6a, 0x3f, 0x3c, 0x69, 0x33, 0x66, 0x65, 0x30, 0x30, 0x65, 0x66, 0x33, 0x69, 0x3c, 0x3f, 0x6a,
55? ?0x6a, 0x3f, 0x3c, 0x69, 0x33, 0x66, 0x65, 0x30, 0x30, 0x65, 0x66, 0x33, 0x69, 0x3c, 0x3f, 0x6a,
56? ?0x0f, 0x5a, 0x59, 0x0c, 0x56, 0x03, 0x00, 0x55, 0x55, 0x00, 0x03, 0x56, 0x0c, 0x59, 0x5a, 0x0f,
57? ?0x0c, 0x59, 0x5a, 0x0f, 0x55, 0x00, 0x03, 0x56, 0x56, 0x03, 0x00, 0x55, 0x0f, 0x5a, 0x59, 0x0c,
58? ?0x69, 0x3c, 0x3f, 0x6a, 0x30, 0x65, 0x66, 0x33, 0x33, 0x66, 0x65, 0x30, 0x6a, 0x3f, 0x3c, 0x69,
59? ?0x03, 0x56, 0x55, 0x00, 0x5a, 0x0f, 0x0c, 0x59, 0x59, 0x0c, 0x0f, 0x5a, 0x00, 0x55, 0x56, 0x03,
60? ?0x66, 0x33, 0x30, 0x65, 0x3f, 0x6a, 0x69, 0x3c, 0x3c, 0x69, 0x6a, 0x3f, 0x65, 0x30, 0x33, 0x66,
61? ?0x65, 0x30, 0x33, 0x66, 0x3c, 0x69, 0x6a, 0x3f, 0x3f, 0x6a, 0x69, 0x3c, 0x66, 0x33, 0x30, 0x65,
62

0x00, 0x55, 0x56, 0x03, 0x59, 0x0c, 0x0f, 0x5a, 0x5a, 0x0f, 0x0c, 0x59, 0x03, 0x56, 0x55, 0x00
63};



為了加快計算速度，程序中使用了一個預先計算好的列極性表。這個表中每一個元素都是unsigned char類型，表示8位二進制數。
表中8位二進制數每位的含義：





這個表的意思是：對0~255這256個數，計算并存儲每個數的列校驗值和行校驗值，以數作數組下標。比如nand_ecc_precalc_table[13 ]??存儲13的列校驗值和行校驗值，13的二進制表示為00001101， 其CP0 =Bit0^Bit2^Bit4^Bit6 = 0；
CP1 = Bit1^Bit3^Bit5^Bit7 = 1；
CP2 = Bit0^Bit1^Bit4^Bit5 = 1;
CP3 = Bit2^Bit3^Bit6^Bit7 = 0;
CP4 = Bit0^Bit1^Bit2^Bit3 = 1;
CP5 = Bit4^Bit5^Bit6^Bit7 = 0;
其行極性RP = Bit0^Bit1^Bit2^Bit3^Bit4^Bit5^Bit6^Bit7 = 1；
則nand_ecc_precalc_table[13 ]處存儲的值應該是 0101 0110，即0x56.
注意，數組nand_ecc_precalc_table的下標其實是我們要校驗的一個字節數據。
理解了這個表的含義，也就很容易寫個程序生成這個表了。程序見附件中的 MakeEccTable.c文件。



有了這個表，對單字節數據dat，可以直接查表 nand_ecc_precalc_table[ dat ]得到dat的行校驗值和列校驗值。 但是ECC實際要校驗的是256字節的數據，需要進行256次查表，對得到的256個查表結果進行按位異或，最終結果的 Bit0 ~ Bit5 即是256字節數據的CP0 ~ CP5.
/* Build up column parity */
??81? ?? ???for(i = 0; i < 256;i++) {
??82
/* Get CP0 - CP5 from table */
??83
idx =nand_ecc_precalc_table[*dat++];
??84
reg1 ^= (idx & 0x3f);
??85
??86? ?? ?? ?? ?//這里省略了一些，后面會介紹
??91? ?? ???}



Reg1





在這里，計算列極性的過程其實是先在一個字節數據的內部計算CP0 ~ CP5,每個字節都計算完后再與其它字節的計算結果求異或。而表1中是先對一列Bit0求異或，再去異或一列Bit2。 這兩種只是計算順序不同，結果是一致的。 因為異或運算的順序是可交換的。



行極性的計算要復雜一些。
nand_ecc_precalc_table[]表中的Bit6已經保存了每個單字節數的行極性值。對于待校驗的256字節數據，分別查表，如果其行極性為1，則記錄該數據所在的行索引（也就是for循環的i值），這里的行索引是很重要的，因為RP0 ~ RP15 的計算都是跟行索引緊密相關的，如RP0只計算偶數行，RP1只計算奇數行，等等。

/* Build up column parity */
??81? ?? ???for(i = 0; i < 256;i++) {
??82
/* Get CP0 - CP5 from table */
??83
idx =nand_ecc_precalc_table[*dat++];
??84
reg1 ^= (idx & 0x3f);
??85
??86
/* All bit XOR = 1 ? */
??87? ?? ?? ?? ?? ? if (idx & 0x40) {
??88
reg3 ^= (uint8_t)i;
??89
reg2 ^= ~((uint8_t)i);
??90? ?? ?? ?? ?? ? }
??91? ?? ???}


這里的關鍵是理解第88和89行。Reg3和reg2都是unsigned char 型的變量，并都初始化為零。
行索引（也就是for循環里的i）的取值范圍為0~255，根據表2可以得出以下規律：


RP0只計算行索引的Bit0為0的行，RP1只計算行索引的Bit0為1的行；
RP2只計算行索引的Bit1為0的行，RP3只計算行索引的Bit1為1的行；
RP4只計算行索引的Bit2為0的行，RP5只計算行索引的Bit2為1的行；
RP6只計算行索引的Bit3為0的行，RP7只計算行索引的Bit3為1的行；
RP8只計算行索引的Bit4為0的行，RP9只計算行索引的Bit4為1的行；
RP10只計算行索引的Bit5為0的行，RP11只計算行索引的Bit5為1的行；
RP12只計算行索引的Bit6為0的行，RP13只計算行索引的Bit6為1的行；
RP14只計算行索引的Bit7為0的行，RP15只計算行索引的Bit7為1的行；

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已經知道，異或運算的作用是判斷比特位為1的個數，跟比特位為0的個數沒有關系。如果有偶數個1則異或的結果為0，如果有奇數個1則異或的結果為1。
那么，程序第88行，對所有行校驗為1的行索引按位異或運算，作用便是：

判斷在所有行校驗為1的行中，
屬于RP1計算范圍內的行有多少個------由reg3的Bit 0指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；
屬于RP3計算范圍內的行有多少個------由reg3的Bit1指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；
屬于RP5計算范圍內的行有多少個------由reg3的Bit2指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；
屬于RP7計算范圍內的行有多少個------由reg3的Bit3指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；
屬于RP9計算范圍內的行有多少個------由reg3的Bit4指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；
屬于RP11計算范圍內的行有多少個------由reg3的Bit5指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；
屬于RP13計算范圍內的行有多少個------由reg3的Bit6指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；
屬于RP15計算范圍內的行有多少個------由reg3的Bit7指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；


所以，reg3每個Bit位的作用如下表所示：
Reg3




第89行，對所有行校驗為1的行索引按位取反之后，再按位異或，作用就是判斷比特位為0的個數。比如reg2的Bit0為0表示：所有行校驗為1的行中，行索引的Bit0為0的行有偶數個，也就是落在RP0計算范圍內的行有偶數個。所以得到結論：


在所有行校驗為1的行中，
屬于RP0計算范圍內的行有多少個------由reg2的Bit 0指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；
屬于RP2計算范圍內的行有多少個------由reg2的Bit1指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；
屬于RP4計算范圍內的行有多少個------由reg2的Bit2指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；
屬于RP6計算范圍內的行有多少個------由reg2的Bit3指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；
屬于RP8計算范圍內的行有多少個------由reg2的Bit4指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；
屬于RP10計算范圍內的行有多少個------由reg2的Bit5指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；
屬于RP12計算范圍內的行有多少個------由reg2的Bit6指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；
屬于RP14計算范圍內的行有多少個------由reg2的Bit7指示，0表示有偶數個，1表示有奇數個；


所以，reg2每個Bit位的作用如下表所示：
Reg2



至此，只用了一個查找表和一個for循環，就把所有的校驗位CP0 ~ CP5和RP0 ~ RP15全都計算出來了。下面的任務只是按照表3的格式，把這些比特位重新排列一下順序而已。
從reg2和reg3中抽取出 RP8~RP15放在tmp1中，抽取出RP0~RP7放在tmp2中，
Reg1左移兩位，低兩位置1，
然后把tmp2, tmp1, reg1放在ECC碼的三個字節中。
程序中還有CONFIG_MTD_NAND_ECC_SMC， 又進行了一次取反操作，暫時還不知為何。

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?ECC糾錯算法

當往NAND Flash的page中寫入數據的時候，每256字節我們生成一個ECC校驗和，稱之為原ECC校驗和，保存到PAGE的OOB（out-of-band）數據區中。當從NAND Flash中讀取數據的時候，每256字節我們生成一個ECC校驗和，稱之為新ECC校驗和。



將從OOB區中讀出的原ECC校驗和新ECC校驗和按位異或，若結果為0，則表示不存在錯（或是出現了ECC無法檢測的錯誤）；若3個字節異或結果中存在11個比特位為1，表示存在一個比特錯誤，且可糾正；若3個字節異或結果中只存在1個比特位為1，表示OOB區出錯；其他情況均表示出現了無法糾正的錯誤。


假設ecc_code_raw[3]保存原始的ECC校驗碼，ecc_code_new[3]保存新計算出的ECC校驗碼，其格式如下表所示：




對ecc_code_raw[3] 和ecc_code_new[3] 按位異或，得到的結果三個字節分別保存在s0,s1,s2中，如果s0s1s2中共有11個Bit位為1，則表示出現了一個比特位錯誤，可以修正。定位出錯的比特位的方法是，先確定行地址（即哪個字節出錯），再確定列地址（即該字節中的哪一個Bit位出錯）。


確定行地址的方法是，設行地址為unsigned charbyteoffs，抽取s1中的Bit7,Bit5,Bit3,Bit1，作為byteoffs的高四位， 抽取s0中的Bit7,Bit5,Bit3,Bit1 作為byteoffs的低四位， 則byteoffs的值就表示出錯字節的行地址（范圍為0 ~ 255）。
確定列地址的方法是：抽取s2中的Bit7,Bit5,Bit3作為bitnum的低三位，bitnum其余位置0，則bitnum的表示出錯Bit位的列地址 （范圍為0 ~ 7）。


下面以一個簡單的例子探索一下這其中的奧妙。
假設待校驗的數據為兩個字節，0x45（二進制為0100 0101）和0x38（二進制為0011 1000），其行列校驗碼如下表所示：






從表中可以計算出CP5 ~ CP0的值，列在下表的第一行（原始數據）。假設現在有一個數據位發生變化，0x38變為0x3A，也就是Byte
1的Bit 1由0變成了1，計算得到新的CP5 ~ CP0值放在下表第2行（變化后數據）。新舊校驗碼求異或的結果放在下表第三行。


可見，當 Bit
1發生變化時，列校驗值中只有CP1，CP2，CP4發生了變化，而CP0，CP3，CP5沒變化，也就是說6個Bit校驗碼有一半發生變化，則求異或的結果中有一半為1。同理，行校驗求異或的結果也有一半為1。這就是為什么前面說256字節數據中的一個Bit位發生變化時，新舊22Bit校驗碼求異或的結果中會有11個Bit位為1。





再來看怎么定位出錯的Bit位。以列地址為例，若CP5發生變化（異或后的CP5=1），則出錯處肯定在Bit 4 ~ Bit 7中；若CP5無變化（異或后的CP5=0）,則出錯處在Bit 0 ~ Bit 3 中，這樣就篩選掉了一半的Bit位。剩下的4個Bit位中，再看CP3是否發生變化，又選出2個Bit位。剩下的2Bit位中再看CP1是否發生變化，則最終可定位1個出錯的Bit位。下面的樹形結構更清晰地展示了這個判決過程：

圖表 1??出錯Bit列地址定位的判決樹

注意：圖中的CP指的是求異或之后的結果中的CP


為什么只用CP4，CP2，CP0呢？其實這里面包含冗余信息，因為CP5=1則必有CP4=0，CP5=0則必有CP4=1，也就是CP5跟CP4一定相反，同理，CP3跟CP2一定相反，CP1跟CP0一定相反。所以只需要用一半就行了。


這樣，我們從異或結果中抽取出CP5，CP3，CP1位，便可定位出錯Bit位的列地址。比如上面的例子中CP5/CP3/CP1 = 001，表示Bit 1出錯。


同理，行校驗RP1發生變化，抽取RP1，可知Byte 1發生變化。這樣定位出Byte 1的Bit 0出錯。
當數據位256字節時，行校驗使用RP0 ~ RP15，抽取異或結果的RP15，RP13，RP11，RP9，RP7，RP5，RP3，RP1位便可定位出哪個Byte出錯，再用CP5,CP3,CP1定位哪個Bit出錯。

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TestEcc.rar(2.12 KB)?? 用ECC定位出錯Bit的實驗程序? http://linux.chinaunix.net/bbs/attachment.php?aid=231922

?MakeEccTable.rar?Make_Ecc_Table.c 代碼??http://linux.chinaunix.net/bbs/attachment.php?aid=231869

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Nand Flash原理分析與編程

NAND Flash 在嵌入式系統中的地位與PC機上的硬盤是類似的。用于保存系統運行所必需的操作系統，應用程序，用戶數據，運行過程中產生的各類數據，系統掉電后數據不會護丟失.本文主要介紹關于NAND Flash的組織結構和編寫程序的方法。
?????? 在三星的NAND Flash 中，當CPU從NAND Flash開始啟動時，CPU會通過內部的硬件將NAND Flash開始的4KB數據復制到稱為“Steppingstone”的4KB的內部RAM中，起始地址為0，然后跳到地址0處開始執行。這也就是我們為什么可以把小于4KB的程序燒到NAND Flash中，可以運行，而當大于4KB時，卻沒有辦法運行，必須借助于NAND Flash的讀操作，讀取4KB以后的程序到內存中。
NAND Flash的尋址方式和NAND Flash的memory組織方式緊密相關。NAND Flash的數據是以bit的方式保存在 memory cell（存儲單元）。一般情況下，一個cell中只能存儲一個bit。這些cell以8個或者16個為單位，連成 bit line ,形成所謂的byte(x8)/word(x16),這就是NAND Flash的位寬。
這些Line會再組成Pape（頁）。然后是每32個page形成一個Block，所以一個Block（塊）大小是16k.Block是NAND Flash中最大的操作單元，其中的擦除操作是以Block為單位進行擦除的，而讀寫和編程是以page為單位進行操作的，并且讀寫之前必須進行flash的擦寫。我們這里以三星K9F1208U0M的NAND Flash 為例，它的大小是64MB的。
1block = 32page
1page = 512bytes(datafield) + 16bytes(oob)
K9F1208U0B總共有4096 個Blocks，故我們可以知道這塊flash的容量為4096 *(32 *528)= 69206016 Bytes = 66 MB
但事實上每個Page上的最后16Bytes是用于存貯檢驗碼用的，并不能存放實際的數據，所以實際上我們可以操作的芯片容量為
4096 *(32 *512) = 67108864 Bytes = 64 MB
Nand Flash 物理結構圖
在NAND Flash中有8個I/O引腳（IO0—IO7）、5個全能信號（nWE ALE CLE nCE nRE）、一個引腳，1個寫保護引腳。操作NAND Flash時，先傳輸命令，然后傳輸地址，最后讀寫數據。對于64MB的NAND Flash，需要一個26位的地址。只能8個I/O引腳充當地址、數據、命令的復用端口，所以每次傳地址只能傳8位。這樣就需要4個地址序列。因此讀寫一次nand flash需要傳送4次（A[7:0] A[16:9] A[24:17] A[25]）。64M的NAND Flash的地址范圍為0x00000000—0x03FFFFFF。
一頁有528個字節，而在前512B中存放著用戶的數據。在后面的16字節中（OOB）中存放著執行命令后的狀態信息。主要是ECC校驗的標識。列地址A0-A7可以尋址的范圍是256個字節，要尋址528字節的話，將一頁分為了A.（1half array）B(2 half array) C(spare array)。A區0—255字節，B區 256-511 字節C區512—527字節。訪問某頁時必須選定特定的區。這可以使地址指針指向特定的區實現。
在NAND Flash 中存在三類地址，分別為Block Address 、Column Address Page Address.。
Column Address 用來選擇是在上半頁尋址還是在下半頁尋址A[0]—A[7].也就相當于頁內的偏移地址。在進行擦除時不需要列地址，因為擦除是以塊為單位擦除。32個Page需要5bit來表示。也就是A[13:9];也就是頁在塊內的相對地址。A8這一位用來設置512字節的上半頁，還是下半頁，1表示是在上半頁，而2表示是在下半頁。Block的地址有A[25:14]組成。
存儲操作特點：
1.擦除操作的最小單位是塊
2.Nand Flash芯片每一位只能從1變為0，而不能從0變為1，所以在對其進行寫入操作之前一定要將相應塊擦除（擦除就是將相應塊的位全部變為1
3 OOB部分的第六字節（即517字節）標志是否壞塊，如果不是壞塊該值為FF，否則為壞塊
4 除OOB第六字節外，通常至少把OOB前3字節存放Nand Flash硬件ECC碼
一個容量為64M(512Mbit)的NAND Flash,分為131072頁，528列。（實際中由于存在spare area,故都大于這個值），有4096塊，需要12bit來表示即A[25:14].如果是128M（1Gbit）的話，blodk Address為A[26:14].由于地址只能在IO0—IO7上傳送。編程時通常通過移位來實現地址的傳送。傳送過程如下：
第1個地址序列：傳遞column address，也就是NAND Flash[7:0],這一周期不需要移位即可傳遞到I/O[7:0]上，而half page pointer 即A8是由操作指令決定，00h，在A區，01h在B區，指令決定在哪個half page上進行讀寫，而真正A8的值是不需要程序員關心的；
第2個地址序列：就是將NAND_ADDR 右移9位，而不是8位，將NAND_ADDR[16:9]傳遞到I/O[7:0]上；
第3個地址序列：將NAND_ADDR[24:17] 傳遞到I/O[7:0]上；
第4個地址序列：將NAND_ADDR[25]傳送到I/O上。
整個地址的傳送過程需要4步才能完成。如果NAND Flash 的大小是32MB的以下的話，那么block address 最高位只到bit24,因此尋址只需要3步，就可以完成。
在進行擦除操作時由于是以塊進行擦除，所以只需要3個地址序列，也就是只傳遞塊的地址，即A[14:25]。
NAND Flash地址的計算：
Column Address 翻譯過來是列地址，也就是在一頁里的偏移地址。其實是指定Page上的某個Byte，指定這個Byte，其實也就是指定此頁的讀寫起始地址。
Page Address:頁地址。頁的地址總是以512Bytes對齊的，所以它的低9位問題0，確定讀寫操作在NAND Flash中的哪個頁進行。

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總結

以上是生活随笔為你收集整理的极详细的ECC讲解 -OOB与ECC的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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