Nand_ECC_校验和纠错_详解

word下载

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=Bit0^Bit2^Bit4^Bit6，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、7……253、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Byte
RP7---- 跳过8个Byte，处理8个Byte；
RP8---- 处理16个Byte，跳过16个Byte
RP9---- 跳过16个Byte，处理16个Byte；
RP10----处理32个Byte，跳过32个Byte
RP11----跳过32个Byte，处理32个Byte；
RP12----处理64个Byte，跳过64个Byte
RP13----跳过64个Byte，处理64个Byte；
RP14----处理128个Byte，跳过128个Byte
RP15----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。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.c

43/*
44 * Pre-calculated 256-way 1 byte column parity
45 */
46static const u_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  };
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0~255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 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;
其行极性RP = Bit0^Bit1^Bit2^Bit3^Bit4^Bit5^Bit6^Bit7 = 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_precalc_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 */
83
                      idx = nand_ecc_precalc_table[*dat++];
84
                      reg1 ^= (idx & 0x3f);
85
86            //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 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        }
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）的取值范围为0~255，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，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 RP8~RP15放在tmp1中，抽取出RP0~RP7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_raw[3] 保存原始的ECC校验码，ecc_code_new[3] 保存新计算出的ECC校验码，其格式如下表所示：

对ecc_code_raw[3] 和 ecc_code_new[3] 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），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Byte
1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 Bit
1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CP
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，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 http://linux.chinaunix.net/bbs/viewthread.php?tid=1116253&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；
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RP0~RP14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，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的二进制是：

Bit7	Bit6	Bit5	Bit4	Bit3	Bit2	Bit1	Bit0
0	0	0	0	0	1	0	1

5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，RP5
bit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：

Bit7	Bit6	Bit5	Bit4	Bit3	Bit2	Bit1	Bit0
0	0	0	0	0	1	0	1
RP14	RP12	RP10	RP8	RP6	RP5	RP2	RP1

5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，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，。。。，RP15
Reg2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reg3和reg2中存储的信息，
重新组织到ecc[1]和ecc[2]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54秒

* Revision: none

* Compiler: gcc

*

* Author: Li Hongwang (mn), hoakee@gmail.com

* Company: University of Science and Technology of China

*

* =====================================================================================

*/

#include <stdio.h>

typedef unsigned char u_char;

typedef unsigned char uint8_t; 

typedef unsigned int uint32_t; 

/*

* Pre-calculated 256-way 1 byte column parity

*/

static 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,

0x03,0x56,0x55,0x00,0x5A,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,0x59,0x5A,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,0x55,0x00,0x03,0x56,0x56,0x03,0x00,0x55,0x0F,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,

0x65,0x30,0x33,0x66,0x3C,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

* */

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 = ;

/* Build up column parity */

for(i = ; i < ; i++) {

/* Get CP0 - CP5 from table */

idx = nand_ecc_precalc_table[*dat++];

reg1 ^= (idx & 0x3f);

/* All bit XOR = 1 ? */

if (idx & 0x40) {

reg3 ^= (uint8_t) i;

reg2 ^= ~((uint8_t) i);

}

}

/* Create non-inverted ECC code from line parity */

tmp1 = (reg3 & 0x80) >> ; /* B7 -> B7 */

tmp1 |= (reg2 & 0x80) >> ; /* B7 -> B6 */

tmp1 |= (reg3 & 0x40) >> ; /* B6 -> B5 */

tmp1 |= (reg2 & 0x40) >> ; /* B6 -> B4 */

tmp1 |= (reg3 & 0x20) >> ; /* B5 -> B3 */

tmp1 |= (reg2 & 0x20) >> ; /* B5 -> B2 */

tmp1 |= (reg3 & 0x10) >> ; /* B4 -> B1 */

tmp1 |= (reg2 & 0x10) >> ; /* B4 -> B0 */

tmp2 = (reg3 & 0x08) << ; /* B3 -> B7 */

tmp2 |= (reg2 & 0x08) << ; /* B3 -> B6 */

tmp2 |= (reg3 & 0x04) << ; /* B2 -> B5 */

tmp2 |= (reg2 & 0x04) << ; /* B2 -> B4 */

tmp2 |= (reg3 & 0x02) << ; /* B1 -> B3 */

tmp2 |= (reg2 & 0x02) << ; /* B1 -> B2 */

tmp2 |= (reg3 & 0x01) << ; /* B0 -> B1 */

tmp2 |= (reg2 & 0x01) << ; /* B7 -> B0 */

/* Calculate final ECC code */

#ifdef CONFIG_MTD_NAND_ECC_SMC

//ecc_code[0] = ~tmp2;

//ecc_code[1] = ~tmp1;

#else

//ecc_code[0] = ~tmp1;

//ecc_code[1] = ~tmp2;

#endif

ecc_code[] = tmp2;

ecc_code[] = tmp1;

//ecc_code[2] = ((~reg1) << 2) | 0x03;

ecc_code[] = ((reg1) << ) | 0x03;

return ;

}

static inline int countbits(uint32_t byte)

{

int res = ;

for (;byte; byte >>= )

res += byte & 0x01;

return res;

}

int nand_correct_data( u_char *read_ecc, u_char *calc_ecc)

{

uint8_t s0, s1, s2;

s0 = calc_ecc[] ^ read_ecc[];

s1 = calc_ecc[] ^ read_ecc[];

s2 = calc_ecc[] ^ read_ecc[];

if ((s0 | s1 | s2) == )

return ;

/* Check for a single bit error */

if( ((s0 ^ (s0 >> )) & 0x55) == 0x55 &&

((s1 ^ (s1 >> )) & 0x55) == 0x55 &&

((s2 ^ (s2 >> )) & 0x54) == 0x54) {

uint32_t byteoffs, bitnum;

byteoffs = (s1 << ) & 0x80;

byteoffs |= (s1 << ) & 0x40;

byteoffs |= (s1 << ) & 0x20;

byteoffs |= (s1 << ) & 0x10;

byteoffs |= (s0 >> ) & 0x08;

byteoffs |= (s0 >> ) & 0x04;

byteoffs |= (s0 >> ) & 0x02;

byteoffs |= (s0 >> ) & 0x01;

bitnum = (s2 >> ) & 0x04;

bitnum |= (s2 >> ) & 0x02;

bitnum |= (s2 >> ) & 0x01;

printf("Error Bit at: Byte %d, Bit %d.\n", byteoffs, bitnum);

return ;

}

if(countbits(s0 | ((uint32_t)s1 << ) | ((uint32_t)s2 <<)) == )

return ;

return -;

}

// 

static const u_char raw_data[] = {

0x00,0x01,0x02,0x03,0x04,0x05,0x06,0x07,0x08,0x09,0x0A,0x0B,0x0C,0x0D,0x0E,0x0F,

0x10,0x11,0x12,0x13,0x14,0x15,0x16,0x17,0x18,0x19,0x1A,0x1B,0x1C,0x1D,0x1E,0x1F,

0x20,0x21,0x22,0x23,0x24,0x25,0x26,0x27,0x28,0x29,0x2A,0x2B,0x2C,0x2D,0x2E,0x2F,

0x30,0x31,0x32,0x33,0x34,0x35,0x36,0x37,0x38,0x39,0x3A,0x3B,0x3C,0x3D,0x3E,0x3F,

0x40,0x41,0x42,0x43,0x44,0x45,0x46,0x47,0x48,0x49,0x4A,0x4B,0x4C,0x4D,0x4E,0x4F,

0x50,0x51,0x52,0x53,0x54,0x55,0x56,0x57,0x58,0x59,0x5A,0x5B,0x5C,0x5D,0x5E,0x5F,

0x60,0x61,0x62,0x63,0x64,0x65,0x66,0x67,0x68,0x69,0x6A,0x6B,0x6C,0x6D,0x6E,0x6F,

0x70,0x71,0x72,0x73,0x74,0x75,0x76,0x77,0x78,0x79,0x7A,0x7B,0x7C,0x7D,0x7E,0x7F,

0x80,0x81,0x82,0x83,0x84,0x85,0x86,0x87,0x88,0x89,0x8A,0x8B,0x8C,0x8D,0x8E,0x8F,

0x90,0x91,0x92,0x93,0x94,0x95,0x96,0x97,0x98,0x99,0x9A,0x9B,0x9C,0x9D,0x9E,0x9F,

0xA0,0xA1,0xA2,0xA3,0xA4,0xA5,0xA6,0xA7,0xA8,0xA9,0xAA,0xAB,0xAC,0xAD,0xAE,0xAF,

0xB0,0xB1,0xB2,0xB3,0xB4,0xB5,0xB6,0xB7,0xB8,0xB9,0xBA,0xBB,0xBC,0xBD,0xBE,0xBF,

0xC0,0xC1,0xC2,0xC3,0xC4,0xC5,0xC6,0xC7,0xC8,0xC9,0xCA,0xCB,0xCC,0xCD,0xCE,0xCF,

0xD0,0xD1,0xD2,0xD3,0xD4,0xD5,0xD6,0xD7,0xD8,0xD9,0xDA,0xDB,0xDC,0xDD,0xDE,0xDF,

0xE0,0xE1,0xE2,0xE3,0xE4,0xE5,0xE6,0xE7,0xE8,0xE9,0xEA,0xEB,0xEC,0xED,0xEE,0xEF,

0xF0,0xF1,0xF2,0xF3,0xF4,0xF5,0xF6,0xF7,0xF8,0xF9,0xFA,0xFB,0xFC,0xFD,0xFE,0xFF

};

// changed data. 0x34==>0x74

static const u_char new_data[] = {

0x00,0x01,0x02,0x03,0x04,0x05,0x06,0x07,0x08,0x09,0x0A,0x0B,0x0C,0x0D,0x0E,0x0F,

0x10,0x11,0x12,0x13,0x14,0x15,0x16,0x17,0x18,0x19,0x1A,0x1B,0x1C,0x1D,0x1E,0x1F,

0x20,0x21,0x22,0x23,0x24,0x25,0x26,0x27,0x28,0x29,0x2A,0x2B,0x2C,0x2D,0x2E,0x2F,

0x30,0x31,0x32,0x33,0x74,0x35,0x36,0x37,0x38,0x39,0x3A,0x3B,0x3C,0x3D,0x3E,0x3F,

0x40,0x41,0x42,0x43,0x44,0x45,0x46,0x47,0x48,0x49,0x4A,0x4B,0x4C,0x4D,0x4E,0x4F,

0x50,0x51,0x52,0x53,0x54,0x55,0x56,0x57,0x58,0x59,0x5A,0x5B,0x5C,0x5D,0x5E,0x5F,

0x60,0x61,0x62,0x63,0x64,0x65,0x66,0x67,0x68,0x69,0x6A,0x6B,0x6C,0x6D,0x6E,0x6F,

0x70,0x71,0x72,0x73,0x74,0x75,0x76,0x77,0x78,0x79,0x7A,0x7B,0x7C,0x7D,0x7E,0x7F,

0x80,0x81,0x82,0x83,0x84,0x85,0x86,0x87,0x88,0x89,0x8A,0x8B,0x8C,0x8D,0x8E,0x8F,

0x90,0x91,0x92,0x93,0x94,0x95,0x96,0x97,0x98,0x99,0x9A,0x9B,0x9C,0x9D,0x9E,0x9F,

0xA0,0xA1,0xA2,0xA3,0xA4,0xA5,0xA6,0xA7,0xA8,0xA9,0xAA,0xAB,0xAC,0xAD,0xAE,0xAF,

0xB0,0xB1,0xB2,0xB3,0xB4,0xB5,0xB6,0xB7,0xB8,0xB9,0xBA,0xBB,0xBC,0xBD,0xBE,0xBF,

0xC0,0xC1,0xC2,0xC3,0xC4,0xC5,0xC6,0xC7,0xC8,0xC9,0xCA,0xCB,0xCC,0xCD,0xCE,0xCF,

0xD0,0xD1,0xD2,0xD3,0xD4,0xD5,0xD6,0xD7,0xD8,0xD9,0xDA,0xDB,0xDC,0xDD,0xDE,0xDF,

0xE0,0xE1,0xE2,0xE3,0xE4,0xE5,0xE6,0xE7,0xE8,0xE9,0xEA,0xEB,0xEC,0xED,0xEE,0xEF,

0xF0,0xF1,0xF2,0xF3,0xF4,0xF5,0xF6,0xF7,0xF8,0xF9,0xFA,0xFB,0xFC,0xFD,0xFE,0xFF

};

static uint8_t ecc_code_raw[];

static uint8_t ecc_code_new[];

int main()

{

int i=;

nand_calculate_ecc( raw_data, ecc_code_raw ); 

nand_calculate_ecc( new_data, ecc_code_new ); 

printf("\nRaw ECC Code: ");

for( i=; i< ; i++)

{

printf("0x%02X ", ecc_code_raw[i] );

}

printf("\nNew ECC Code: ");

for( i=; i< ; i++)

{

printf("0x%02X ", ecc_code_new[i] );

}

printf("\n");

nand_correct_data( ecc_code_raw, ecc_code_new );

printf("\n");

}