Nand-ECC-校验和纠错-详解

1、ECC的全称是Error Checking and Correction，是一种用于Nand的差错检测和修正算法。如果操作时序和电路稳定性不存在问题的话，NAND Flash出错的时候一般不会造成整个Block或是Page不能读取或是全部出错，而是整个Page（例如512Bytes）中只有一个或几个bit出错。ECC能纠正1个比特错误和检测2个比特错误，而且计算速度很快，但对1比特以上的错误无法纠正，对2比特以上的错误不保证能检测。校验码生成算法：ECC校验每次对256字节的数据进行操作，包含列校验和行校验。对每个待校验的Bit位求异或，若结果为0，则表明含有偶数个1；若结果为1，则表明含有奇

2、数个1。列校验规则如表1所示。256字节数据形成256行、8列的矩阵，矩阵每个元素表示一个Bit位。其中CP0 CP5 为六个Bit位，表示Column Parity（列极性），CP0为第0、2、4、6列的极性，CP1为第1、3、5、7列的极性，CP2为第0、1、4、5列的极性，CP3为第2、3、6、7列的极性，CP4为第0、1、2、3列的极性，CP5为第4、5、6、7列的极性。用公式表示就是：CP0=Bit0Bit2Bit4Bit6， 表示第0列内部256个Bit位异或之后再跟第2列256个Bit位异或，再跟第4列、第6列的每个Bit位异或，这样，CP0其实是256*4=1024个Bit位异

3、或的结果。CP1 CP5 依此类推。行校验如下图所示其中RP0 RP15 为十六个Bit位，表示Row Parity（行极性），RP0为第0、2、4、6、.252、254 个字节的极性RP1-1、3、5、7253、255 RP2-0、1、4、5、8、9.252、253 （处理2个Byte，跳过2个Byte）RP3- 2、3、6、7、10、11.254、255 （跳过2个Byte，处理2个Byte）RP4- 处理4个Byte，跳过4个Byte；RP5- 跳过4个Byte，处理4个Byte；RP6- 处理8个Byte，跳过8个ByteRP7- 跳过8个Byte，处理8个Byte；RP8- 处理16

4、个Byte，跳过16个ByteRP9- 跳过16个Byte，处理16个Byte；RP10-处理32个Byte，跳过32个ByteRP11-跳过32个Byte，处理32个Byte；RP12-处理64个Byte，跳过64个ByteRP13-跳过64个Byte，处理64个Byte；RP14-处理128个Byte，跳过128个ByteRP15-跳过128个Byte，处理128个Byte；可见，RP0 RP15 每个Bit位都是128个字节（也就是128行）即128*8=1024个Bit位求异或的结果。综上所述，对256字节的数据共生成了6个Bit的列校验结果，16个Bit的行校验结果，共22个Bit。

5、在Nand中使用3个字节存放校验结果，多余的两个Bit位置1。存放次序如下表所示：以K9F1208为例，每个Page页包含512字节的数据区和16字节的OOB区。前256字节数据生成3字节ECC校验码，后256字节数据生成3字节ECC校验码，共6字节ECC校验码存放在OOB区中，存放的位置为OOB区的第0、1、2和3、6、7字节。文件:MakeEccTable.rar大小:0KB下载:下载校验码生成算法的C语言实现在Linux内核中ECC校验算法所在的文件为drivers/mtd/nand/nand_ecc.c，其实现有新、旧两种，在2.6.27及更早的内核中使用的程序，从2.6.28开始已经

6、不再使用，而换成了效率更高的程序。可以在Documentation/mtd/nand_ecc.txt 文件中找到对新程序的详细介绍。首先分析一下2.6.27内核中的ECC实现，源代码见:http:/lxr.linux.no/linux+v2.6.27/drivers/mtd/nand/nand_ecc.c43/*44 * Pre-calculated 256-way 1 byte column parity45 */46static const u_charnand_ecc_precalc_table = 47 0x00, 0x55, 0x56, 0x03, 0x59, 0x0c, 0x0f,

7、 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,

8、 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,

9、 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,

10、 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,

11、 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, 0x65,620x00, 0x55, 0x56, 0x03, 0x59, 0x0c, 0x0f, 0x5a, 0x5a, 0x0f, 0x0c, 0x59,

12、0x03, 0x56, 0x55, 0x0063;为了加快计算速度，程序中使用了一个预先计算好的列极性表。这个表中每一个元素都是unsigned char类型，表示8位二进制数。表中8位二进制数每位的含义：这个表的意思是：对0255这256个数，计算并存储每个数的列校验值和行校验值，以数作数组下标。比如 nand_ecc_precalc_table 13 存储13的列校验值和行校验值，13的二进制表示为 ， 其CP0 = Bit0Bit2Bit4Bit6 = 0；CP1 = Bit1Bit3Bit5Bit7 = 1；CP2 = Bit0Bit1Bit4Bit5 = 1;CP3 = Bit2Bi

13、t3Bit6Bit7 = 0;CP4 = Bit0Bit1Bit2Bit3 = 1;CP5 = Bit4Bit5Bit6Bit7 = 0;其行极性RP = Bit0Bit1Bit2Bit3Bit4Bit5Bit6Bit7 = 1；则nand_ecc_precalc_table 13 处存储的值应该是 0101 0110，即0x56.注意，数组nand_ecc_precalc_table的下标其实是我们要校验的一个字节数据。理解了这个表的含义，也就很容易写个程序生成这个表了。程序见附件中的 MakeEccTable.c文件。有了这个表，对单字节数据dat，可以直接查表 nand_ecc_prec

14、alc_table dat 得到 dat的行校验值和列校验值。 但是ECC实际要校验的是256字节的数据，需要进行256次查表，对得到的256个查表结果进行按位异或，最终结果的 Bit0 Bit5 即是256字节数据的 CP0 CP5./* Build up column parity */81 for(i = 0; i 256; i+) 82/* Get CP0 - CP5 from table */83idx = nand_ecc_precalc_table*dat+;84reg1 = (idx & 0x3f);8586 /这里省略了一些，后面会介绍91 Reg1在这里，计算列极性的过程其

15、实是先在一个字节数据的内部计算CP0 CP5, 每个字节都计算完后再与其它字节的计算结果求异或。而表1中是先对一列Bit0求异或，再去异或一列Bit2。 这两种只是计算顺序不同，结果是一致的。 因为异或运算的顺序是可交换的。行极性的计算要复杂一些。nand_ecc_precalc_table 表中的 Bit6 已经保存了每个单字节数的行极性值。对于待校验的256字节数据，分别查表，如果其行极性为1，则记录该数据所在的行索引（也就是for循环的i值），这里的行索引是很重要的，因为RP0 RP15 的计算都是跟行索引紧密相关的，如RP0只计算偶数行，RP1只计算奇数行，等等。/* Build up

16、 column parity */81 for(i = 0; i 256; i+) 82/* Get CP0 - CP5 from table */83idx = nand_ecc_precalc_table*dat+;84reg1 = (idx & 0x3f);8586/* All bit XOR = 1 ? */87 if (idx & 0x40) 88reg3 = (uint8_t) i;89reg2 = (uint8_t) i);90 91 这里的关键是理解第88和89行。Reg3和reg2都是unsigned char 型的变量，并都初始化为零。行索引（也就是for循环里的i）的取值

17、范围为0255，根据表2可以得出以下规律：RP0只计算行索引的Bit0为0的行，RP1只计算行索引的Bit0为1的行；RP2只计算行索引的Bit1为0的行，RP3只计算行索引的Bit1为1的行；RP4只计算行索引的Bit2为0的行，RP5只计算行索引的Bit2为1的行；RP6只计算行索引的Bit3为0的行，RP7只计算行索引的Bit3为1的行；RP8只计算行索引的Bit4为0的行，RP9只计算行索引的Bit4为1的行；RP10只计算行索引的Bit5为0的行，RP11只计算行索引的Bit5为1的行；RP12只计算行索引的Bit6为0的行，RP13只计算行索引的Bit6为1的行；RP14只计算行索

18、引的Bit7为0的行，RP15只计算行索引的Bit7为1的行；已经知道，异或运算的作用是判断比特位为1的个数，跟比特位为0的个数没有关系。如果有偶数个1则异或的结果为0，如果有奇数个1则异或的结果为1。那么，程序第88行，对所有行校验为1的行索引按位异或运算，作用便是：判断在所有行校验为1的行中，属于RP1计算范围内的行有多少个-由reg3的Bit 0指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；属于RP3计算范围内的行有多少个-由reg3的Bit 1指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；属于RP5计算范围内的行有多少个-由reg3的Bit 2指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；属于RP7计算范围内

19、的行有多少个-由reg3的Bit 3指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；属于RP9计算范围内的行有多少个-由reg3的Bit 4指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；属于RP11计算范围内的行有多少个-由reg3的Bit 5指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；属于RP13计算范围内的行有多少个-由reg3的Bit 6指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；属于RP15计算范围内的行有多少个-由reg3的Bit 7指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；所以，reg3每个Bit位的作用如下表所示：Reg3第89行，对所有行校验为1的行索引按位取反之后，再按位异或，作用就是判断比特位为0的个数。比

20、如reg2的Bit0为0表示：所有行校验为1的行中，行索引的Bit0为0的行有偶数个，也就是落在RP0计算范围内的行有偶数个。所以得到结论：在所有行校验为1的行中，属于RP0计算范围内的行有多少个-由reg2的Bit 0指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；属于RP2计算范围内的行有多少个-由reg2的Bit 1指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；属于RP4计算范围内的行有多少个-由reg2的Bit 2指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；属于RP6计算范围内的行有多少个-由reg2的Bit 3指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；属于RP8计算范围内的行有多少个-由reg2的Bit 4指示

21、，0表示有偶数个，1表示有奇数个；属于RP10计算范围内的行有多少个-由reg2的Bit 5指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；属于RP12计算范围内的行有多少个-由reg2的Bit 6指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；属于RP14计算范围内的行有多少个-由reg2的Bit 7指示，0表示有偶数个，1表示有奇数个；所以，reg2每个Bit位的作用如下表所示：Reg2至此，只用了一个查找表和一个for循环，就把所有的校验位CP0 CP5 和RP0 RP15全都计算出来了。下面的任务只是按照表3的格式，把这些比特位重新排列一下顺序而已。从reg2和reg3中抽取出 RP8RP15放在tmp1

22、中，抽取出RP0RP7放在tmp2中，Reg1左移两位，低两位置1，然后把tmp2, tmp1, reg1 放在 ECC码的三个字节中。程序中还有CONFIG_MTD_NAND_ECC_SMC， 又进行了一次取反操作，暂时还不知为何。ECC纠错算法当往NAND Flash的page中写入数据的时候，每256字节我们生成一个ECC校验和，称之为原ECC校验和，保存到PAGE的OOB（out-of-band）数据区中。当从NAND Flash中读取数据的时候，每256字节我们生成一个ECC校验和，称之为新ECC校验和。将从OOB区中读出的原ECC校验和新ECC校验和按位异或，若结果为0，则表示不存

23、在错（或是出现了 ECC无法检测的错误）；若3个字节异或结果中存在11个比特位为1，表示存在一个比特错误，且可纠正；若3个字节异或结果中只存在1个比特位为1，表示 OOB区出错；其他情况均表示出现了无法纠正的错误。假设ecc_code_raw3 保存原始的ECC校验码，ecc_code_new3 保存新计算出的ECC校验码，其格式如下表所示：对ecc_code_raw3 和 ecc_code_new3 按位异或，得到的结果三个字节分别保存在s0,s1,s2中，如果s0s1s2中共有11个Bit位为1，则表示出现了一个比特位错误，可以修正。定位出错的比特位的方法是，先确定行地址（即哪个字节出错）

24、，再确定列地址（即该字节中的哪一个Bit位出错）。确定行地址的方法是，设行地址为unsigned char byteoffs，抽取s1中的Bit7,Bit5,Bit3,Bit1，作为 byteoffs的高四位， 抽取s0中的Bit7,Bit5,Bit3,Bit1 作为byteoffs的低四位， 则byteoffs的值就表示出错字节的行地址（范围为0 255）。确定列地址的方法是：抽取s2中的Bit7,Bit5,Bit3 作为 bitnum 的低三位，bitnum其余位置0，则bitnum的表示出错Bit位的列地址 （范围为0 7）。下面以一个简单的例子探索一下这其中的奥妙。假设待校验的数据为两

25、个字节，0x45（二进制为0100 0101）和0x38（二进制为0011 1000），其行列校验码如下表所示：从表中可以计算出CP5 CP0的值，列在下表的第一行（原始数据）。假设现在有一个数据位发生变化，0x38变为0x3A，也就是Byte1的Bit 1由0变成了1，计算得到新的CP5 CP0值放在下表第2行（变化后数据）。新旧校验码求异或的结果放在下表第三行。可见，当 Bit1发生变化时，列校验值中只有CP1，CP2，CP4发生了变化，而CP0，CP3，CP5没变化，也就是说6个Bit校验码有一半发生变化，则求异或的结果中有一半为1。同理，行校验求异或的结果也有一半为1。这就是为什么前面

26、说256字节数据中的一个Bit位发生变化时，新旧22Bit校验码求异或的结果中会有11个Bit 位为1。再来看怎么定位出错的Bit位。以列地址为例，若CP5发生变化（异或后的CP5=1），则出错处肯定在 Bit 4 Bit 7中；若CP5无变化（异或后的CP5=0）,则出错处在 Bit 0 Bit 3 中，这样就筛选掉了一半的Bit位。剩下的4个Bit位中，再看CP3是否发生变化，又选出2个Bit位。剩下的2Bit位中再看CP1是否发生变化，则最终可定位1个出错的Bit位。下面的树形结构更清晰地展示了这个判决过程：图表 1出错Bit列地址定位的判决树注意：图中的CP指的是求异或之后的结果中的C

27、P为什么只用CP4，CP2，CP0呢？其实这里面包含冗余信息，因为CP5=1则必有CP4=0，CP5=0则必有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。这样，我们从异或结果中抽取出CP5，CP3，CP1位，便可定位出错Bit位的列地址。比如上面的例子中CP5/CP3/CP1 = 001，表示Bit 1出错。同理，行校验RP1发生变化，抽取RP1，可知Byte 1发生变化。这样定位出Byte 1的Bit 0出错。当数据位256字节时，行校验使用RP0 RP15，抽取异或结果的RP15，RP13，RP11，RP9，RP7

28、，RP5，RP3，RP1位便可定位出哪个Byte出错，再用CP5,CP3,CP1定位哪个Bit出错。文件:TestEcc.rar大小:2KB下载:下载原文地址 /bbs/viewthread.php?tid=&extra=page%3D1终于基本看懂了。下面解释一下，也许可以给和我曾经一样迷茫的人一点帮助:对于这个，别人总结出来的规则：RP0只计算行索引的Bit0为0的行，RP1只计算行索引的Bit0为1的行；RP2只计算行索引的Bit1为0的行，RP3只计算行索引的Bit1为1的行；RP4只计算行索引的Bit2为0的行，RP5只计算行索引的B

29、it2为1的行；RP6只计算行索引的Bit3为0的行，RP7只计算行索引的Bit3为1的行；RP8只计算行索引的Bit4为0的行，RP9只计算行索引的Bit4为1的行；RP10只计算行索引的Bit5为0的行，RP11只计算行索引的Bit5为1的行；RP12只计算行索引的Bit6为0的行，RP13只计算行索引的Bit6为1的行；RP14只计算行索引的Bit7为0的行，RP15只计算行索引的Bit7为1的行；在接下来的描述中，称为 行与位的对应关系另注：1.上述规则中的RP意思是Row Parity，更多的叫法叫做LP（Line Parity）。为了解释更容易看懂，依旧采用RP的说法。2.对于第几

30、行，采用Line的说法，比如第1行，其实就是行号为0的Line0.3.对于行的奇偶性，此处采用Line Parity的说法。当Line5的Line Parity为1的时候，首先最简单的理解，也是最直接的理解，那就是，要把所有RP0RP14中，对应包含着此行的那些最后要计算的值找出来，我们可以先手动地根据下图：一点点，掰手指头，慢慢地写出来， 那就是：RP1，RP2，RP5，RP6，RP8，RP10，RP12，RP14换句话说，如果Line5的Line Parity为1的时候，我们应该要计算RP1，RP2，RP5，RP6，RP8，RP10，RP12，RP14。关于这点，我想大家没有什么好疑问的吧

31、，因为这就是按照其规则的最简单，最通俗的理解。所以，不论你用什么复杂的算法，反正是要记录并且计算这些RP的值，以便和后面的值进行计算。但是，程序在此处，并没有将这些RP找出来，而只是直接对行号进行XOR异或：reg3 = (uint8_t) i;表面上看，这和我们要找出来，并计算的那些RP，并没啥关系，这也是我开始很困惑的问题。按理来说，应该是找出那些行号，然后计算对应的RP的值，并保存，这样才对。而此处之所以可以这么处理，主要是有以下原因：1. 行与位的有如下对应关系：RP0只计算行索引的Bit0为0的行，RP1只计算行索引的Bit0为1的行；RP2只计算行索引的Bit1为0的行，RP3只计

32、算行索引的Bit1为1的行；RP4只计算行索引的Bit2为0的行，RP5只计算行索引的Bit2为1的行；RP6只计算行索引的Bit3为0的行，RP7只计算行索引的Bit3为1的行；RP8只计算行索引的Bit4为0的行，RP9只计算行索引的Bit4为1的行；RP10只计算行索引的Bit5为0的行，RP11只计算行索引的Bit5为1的行；RP12只计算行索引的Bit6为0的行，RP13只计算行索引的Bit6为1的行；RP14只计算行索引的Bit7为0的行，RP15只计算行索引的Bit7为1的行；2. 某一行号的二进制分解的对应bit，对应了所要计算的RP：比如是第6行，也就是Line5，5的二进制

33、是：Bit7Bit6Bit5Bit4Bit3Bit2Bit1Bit0000001015的二进制值而根据上面别人分析出来的，行与位的对应关系，我们可以找出，此二进制的每一位所对应了哪些RP：bit为1的位，分别是0，2，对应代表的是RP1，RP5bit为0的位，分别是1，3，4，5，6，7，对应代表的是RP2，RP6，RP8，RP10，RP12，RP14用表格表示为：Bit7Bit6Bit5Bit4Bit3Bit2Bit1Bit000000101RP14RP12RP10RP8RP6RP5RP2RP15的二进制值和二进制对应的行上表中，比如bit2是1，而别人说了“RP5只计算行索引的Bit2为1

34、的行”，所以，此处如果bit2为1，对应着RP5将要被计算，那么我们可以肯定地得出来的是，如果此行，Line5，的Line Parity是1的话，RP5是要被计算的。而仔细观察就会发现，RP5，就包含在我们上面自己手动找出来的那些LP中：RP1，RP2，RP5，RP6，RP8，RP10，RP12，RP14而，剩下的bit位，也依次对应着这些LP。比如bit0为1，对应RP1.这就是我们上面说的“某一行号的二进制分解的对应bit，对应了所要计算的RP”也是理解如此处理的关键点之一。同样地，除了bit为1的bit0，bit2，对应的RP1，RP5之外，剩下的几个bit对应的RP2，RP6，RP8，

35、RP10，RP12，RP14，由于对应位是0，所以，即使拿过来抑或，也还是0，无法记住这些bit的值，所以，采用将其取反，这样，对应这些为0的bit，就变成1了，就可以记住这些对应的bit了：reg2 = (uint8_t) i);这样，当从0到255检测的过程中，如果发现某行的Line Parity是1，那么就将其行号数值进行抑或，以存储奇数的LP，将行号取反，以保存偶数的LP，也就是：Reg3对应的就是RP1，RP3，RP5，。，RP15Reg2对应的就是RP0，RP2，RP4，。，RP14然后再调用函数nand_trans_result(reg2, reg3, ecc_code);去将r

36、eg3和reg2中存储的信息，重新组织到ecc1和ecc2中去。最后的感慨是：此处仅仅是通过对行号的数值抑或，以保存所要求的各个RP的值，之所以让人很难理解：一是由于我们之前不知道上面的那个规则：“行与位的对应关系”二是我们不知道，行号按位分解后，对应的bit位对应着所要计算的那些RP，“某一行号的二进制分解的对应bit，对应了所要计算的RP”最后感谢各位作者和分享其分析过程的朋友。代码：Testecc.c/* * = * * Filename: TestEcc.c * * Description: * * Version: 1.0 * Created: 2009年06月04日 20时15分5

37、4秒 * Revision: none * Compiler: gcc * * Author: Li Hongwang (mn), * Company: University of Science and Technology of China * * = */#include typedef unsigned char u_char;typedef unsigned char uint8_t; typedef unsigned int uint32_t; /* * Pre-calculated 256-way 1 byte column parity */st

38、atic const u_char nand_ecc_precalc_table = 0x00,0x55,0x56,0x03,0x59,0x0C,0x0F,0x5A,0x5A,0x0F,0x0C,0x59,0x03,0x56,0x55,0x00, 0x65,0x30,0x33,0x66,0x3C,0x69,0x6A,0x3F,0x3F,0x6A,0x69,0x3C,0x66,0x33,0x30,0x65, 0x66,0x33,0x30,0x65,0x3F,0x6A,0x69,0x3C,0x3C,0x69,0x6A,0x3F,0x65,0x30,0x33,0x66, 0x03,0x56,0x55

39、,0x00,0x5A,0x0F,0x0C,0x59,0x59,0x0C,0x0F,0x5A,0x00,0x55,0x56,0x03, 0x69,0x3C,0x3F,0x6A,0x30,0x65,0x66,0x33,0x33,0x66,0x65,0x30,0x6A,0x3F,0x3C,0x69, 0x0C,0x59,0x5A,0x0F,0x55,0x00,0x03,0x56,0x56,0x03,0x00,0x55,0x0F,0x5A,0x59,0x0C, 0x0F,0x5A,0x59,0x0C,0x56,0x03,0x00,0x55,0x55,0x00,0x03,0x56,0x0C,0x59,0

40、x5A,0x0F, 0x6A,0x3F,0x3C,0x69,0x33,0x66,0x65,0x30,0x30,0x65,0x66,0x33,0x69,0x3C,0x3F,0x6A, 0x6A,0x3F,0x3C,0x69,0x33,0x66,0x65,0x30,0x30,0x65,0x66,0x33,0x69,0x3C,0x3F,0x6A, 0x0F,0x5A,0x59,0x0C,0x56,0x03,0x00,0x55,0x55,0x00,0x03,0x56,0x0C,0x59,0x5A,0x0F, 0x0C,0x59,0x5A,0x0F,0x55,0x00,0x03,0x56,0x56,0x

41、03,0x00,0x55,0x0F,0x5A,0x59,0x0C, 0x69,0x3C,0x3F,0x6A,0x30,0x65,0x66,0x33,0x33,0x66,0x65,0x30,0x6A,0x3F,0x3C,0x69, 0x03,0x56,0x55,0x00,0x5A,0x0F,0x0C,0x59,0x59,0x0C,0x0F,0x5A,0x00,0x55,0x56,0x03, 0x66,0x33,0x30,0x65,0x3F,0x6A,0x69,0x3C,0x3C,0x69,0x6A,0x3F,0x65,0x30,0x33,0x66, 0x65,0x30,0x33,0x66,0x3

42、C,0x69,0x6A,0x3F,0x3F,0x6A,0x69,0x3C,0x66,0x33,0x30,0x65, 0x00,0x55,0x56,0x03,0x59,0x0C,0x0F,0x5A,0x5A,0x0F,0x0C,0x59,0x03,0x56,0x55,0x00;/* * * nand_calculate_ecc - NAND Interface Calculate 3-byte ECC for 256-byte block * * mtd: MTD block structure * * dat: raw data * * ecc_code: buffer for ECC * *

43、/int nand_calculate_ecc(const u_char *dat, u_char *ecc_code) uint8_t idx, reg1, reg2, reg3, tmp1, tmp2; int i; /* Initialize variables */ reg1 = reg2 = reg3 = 0; /* Build up column parity */ for(i = 0; i 0; /* B7 - B7 */ tmp1 |= (reg2 & 0x80) 1; /* B7 - B6 */ tmp1 |= (reg3 & 0x40) 1; /* B6 - B5 */ t

44、mp1 |= (reg2 & 0x40) 2; /* B6 - B4 */ tmp1 |= (reg3 & 0x20) 2; /* B5 - B3 */ tmp1 |= (reg2 & 0x20) 3; /* B5 - B2 */ tmp1 |= (reg3 & 0x10) 3; /* B4 - B1 */ tmp1 |= (reg2 & 0x10) 4; /* B4 - B0 */ tmp2 = (reg3 & 0x08) B7 */ tmp2 |= (reg2 & 0x08) B6 */ tmp2 |= (reg3 & 0x04) B5 */ tmp2 |= (reg2 & 0x04) B

45、4 */ tmp2 |= (reg3 & 0x02) B3 */ tmp2 |= (reg2 & 0x02) B2 */ tmp2 |= (reg3 & 0x01) B1 */ tmp2 |= (reg2 & 0x01) B0 */ /* Calculate final ECC code */#ifdef CONFIG_MTD_NAND_ECC_SMC /ecc_code0 = tmp2; /ecc_code1 = tmp1;#else /ecc_code0 = tmp1; /ecc_code1 = tmp2;#endif ecc_code0 = tmp2; ecc_code1 = tmp1;

46、 /ecc_code2 = (reg1) 2) | 0x03; ecc_code2 = (reg1) = 1) res += byte & 0x01; return res;int nand_correct_data( u_char *read_ecc, u_char *calc_ecc) uint8_t s0, s1, s2; s0 = calc_ecc0 read_ecc0; s1 = calc_ecc1 read_ecc1; s2 = calc_ecc2 read_ecc2; if (s0 | s1 | s2) = 0) return 0; /* Check for a single bit error */ if( (s0 (s0 1) & 0x55) = 0x55 & (s1 (s1 1) & 0x