NandFlash驱动编写知识详解与坏块管理

1、【Nand Flash驱动编写之前要了解的知识】1.       硬件特性：【Flash的硬件实现机制】Flash全名叫做Flash Memory，属于非易失性存储设备(Non-volatile Memory Device)，与此相对应的是易失性存储设备(Volatile Memory Device)。关于什么是非易失性/易失性，从名字中就可以看出，非易失性就是不容易丢失，数据存储在这类设备中，即使断电了，也不会丢失，这类设备，除了Flash，还有其他比较常见的入硬盘，ROM等，与此相对的，易失性就是断电了，数据就丢失了，比

2、如大家常用的内存，不论是以前的SDRAM，DDR SDRAM，还是现在的DDR2，DDR3等，都是断电后，数据就没了。 Flash的内部存储是MOSFET，里面有个悬浮门(Floating Gate)，是真正存储数据的单元。在Flash之前，紫外线可擦除(uv-erasable)的EPROM，就已经采用用Floating Gate存储数据这一技术了。图1.典型的Flash内存单元的物理结构数据在Flash内存单元中是以电荷(electrical charge) 形式存储的。存储电荷的多少，取决于图中的外部门（external gate）所被施加的电压，其控制了是向存储单元中

3、冲入电荷还是使其释放电荷。而数据的表示，以所存储的电荷的电压是否超过一个特定的阈值Vth来表示。 【SLC和MLC的实现机制】Nand Flash按照内部存储数据单元的电压的不同层次，也就是单个内存单元中，是存储1位数据，还是多位数据，可以分为SLC和MLC：1.       SLC，Single Level Cell:单个存储单元，只存储一位数据，表示成1或0.就是上面介绍的，对于数据的表示，单个存储单元中内部所存储电荷的电压，和某个特定的阈值电压Vth，相比，如果大于此Vth值，就是表示1，反之，小于Vth，就

4、表示0.对于nand Flash的数据的写入1，就是控制External Gate去充电，使得存储的电荷够多，超过阈值Vth，就表示1了。而对于写入0，就是将其放电，电荷减少到小于Vth，就表示0了。关于为何Nand Flash不能从0变成1，我的理解是，物理上来说，是可以实现每一位的，从0变成1的，但是实际上，对于实际的物理实现，出于效率的考虑，如果对于，每一个存储单元都能单独控制，即，0变成1就是，对每一个存储单元单独去充电，所需要的硬件实现就很复杂和昂贵，同时，所进行对块擦除的操作，也就无法实现之前的，一闪而过的速度了，也就失去了Flash的众多特性了。 2. 

5、60;     MLC，Multi Level Cell：与SLC相对应，就是单个存储单元，可以存储多个位，比如2位，4位等。其实现机制，说起来比较简单，就是，通过控制内部电荷的多少，分成多个阈值，通过控制里面的电荷多少，而达到我们所需要的存储成不同的数据。比如，假设输入电压是Vin4V（实际没有这样的电压，此处只是为了举例方便），那么，可以设计出2的2次方4个阈值， 1/4 的Vin1V，2/4的Vin2V，3/4的Vin3V，Vin4V，分别表示2位数据00，01，10，11，对于写入数据，就是充电，通过控制内部的电荷的

6、多少，对应表示不同的数据。对于读取，则是通过对应的内部的电流（与Vth成反比），然后通过一系列解码电路完成读取，解析出所存储的数据。这些具体的物理实现，都是有足够精确的设备和技术，才能实现精确的数据写入和读出的。单个存储单元可以存储2位数据的，称作2的2次方4 Level Cell，而不是2 Level Cell，这点，之前差点搞晕了。，同理，对于新出的单个存储单元可以存储4位数据的，称作 2的4次方16 Level Cell。 【关于如何识别SLC还是MLC】Nand Flash设计中，有个命令叫做Read ID，读取ID，意思是读取芯片的ID，就像大家的身份证一样，这里

7、读取的ID中，是读取好几个字节，一般最少是4个，新的芯片，支持5个甚至更多，从这些字节中，可以解析出很多相关的信息，比如此Nand Flash内部是几个芯片（chip）所组成的，每个chip包含了几片（Plane），每一片中的页大小，块大小，等等。在这些信息中，其中有一个，就是识别此flash是SLC还是MLC。下面这个就是最常见的Nand Flash的datasheet中所规定的，第3个字节，3rd byte，所表示的信息，其中就有SLC/MLC的识别信息： DescriptionI/O7I/O6I/O5 I/O4I/O3 I/O2I/O1 I/O0InternalChip Num

8、ber1248    0    00    11    01    1Cell Type2 Level Cell4 Level Cell8 Level Cell16 Level Cell   0     00     11    

9、 01     1 Number ofSimultaneouslyProgrammed Pages1248  0     00     11     01     1  Interleave ProgramBetween multiple chipsNot SupportSupport&#

10、160;01   Cache ProgramNot SupportSupport01    表1.Nand Flash 第3个ID的含义 【Nand Flash的物理存储单元的阵列组织结构】Nand flash的内部组织结构，此处还是用图来解释，比较容易理解：图2.Nand Flash物理存储单元的阵列组织结构上图是K9K8G08U0A的datasheet中的描述。简单解释就是:1.一个nand flash由很多个块（Block）组成，块的大小一般是128KB，256KB，512KB，此处是128KB。2

11、.每个块里面又包含了很多页（page）。每个页的大小，对于现在常见的nand flash多数是2KB，更新的nand flash是4KB，这类的，页大小大于2KB的nand flash，被称作big block，对应的发读写命令地址，一共5个周期(cycle)，而老的nand flash，页大小是256B，512B，这类的nand flash被称作small block，。地址周期只有4个。而块，也是Nand Flash的擦除操作的基本/最小单位。3.每一个页，对应还有一块区域，叫做空闲区域（spare area）/冗余区域（redundant area），而Linux系统中，一般叫做OOB（

12、Out Of Band），这个区域，是最初基于Nand Flash的硬件特性：数据在读写时候相对容易错误，所以为了保证数据的正确性，必须要有对应的检测和纠错机制，此机制被叫做EDC(Error Detection Code)/ECC（Error Code Correction, 或者 Error Checking and Correcting），所以设计了多余的区域，用于放置数据的校验值。页是Nand Flash的写入操作的基本/最小的单位。 【Nand Flash数据存储单元的整体架构】简单说就是，常见的nand flash，内部只有一个chip，每个chip只

13、有一个plane。而有些复杂的，容量更大的nand flash，内部有多个chip，每个chip有多个plane。这类的nand flash，往往也有更加高级的功能，比如下面要介绍的Multi Plane Program和Interleave Page Program等。比如，型号为K9K8G08U0A这个芯片（chip），内部有两个K9F4G08U0A，每个K9F4G08U0A包含了2个Plane，每个Plane是1Gb，所以K9F4G08U0A的大小是1Gb×22Gb256MB，因此，K9K8G08U0A内部有2个K9F4G08U0A，即4个Plane，总大小是4×25

14、6MB1GB。而型号是K9WAG08U1A的nand flash，内部包含了2个K9K8G08U0A，所以，总容量是K9K8G08U0A的两倍1GB×22GB，类似地K9NBG08U5A，内部包含了4个K9K8G08U0A，总大小就是4×1GB4GB。 【Flash名称的由来】Flash的擦除操作是以block块为单位的，与此相对应的是其他很多存储设备，是以bit位为最小读取/写入的单位，Flash是一次性地擦除整个块：在发送一个擦除命令后，一次性地将一个block，常见的块的大小是128KB/256KB。，全部擦除为1，也就是里面的内容全部都是0xFF了，由于是

15、一下子就擦除了，相对来说，擦除用的时间很短，可以用一闪而过来形容，所以，叫做Flash Memory。中文有的翻译为 （快速）闪存。 【Flash相对于普通设备的特殊性】1.       上面提到过的，Flash最小操作单位，有些特殊。一般设备，比如硬盘/内存，读取和写入都是以bit位为单位，读取一个bit的值，将某个值写入对应的地址的位，都是可以按位操作的。但是Flash由于物理特性，使得内部存储的数据，只能从1变成0，这点，可以从前面的内部实现机制了解到，只是方便统一充电，不方便单独的存储单元去放电，

16、所以才说，只能从1变成0，也就是释放电荷。所以，总结一下Flash的特殊性如下：  普通设备(硬盘/内存等)Flash读取/写入的叫法读取/写入读取/编程(Program)读取/写入的最小单位Bit/位Page/页擦除(Erase)操作的最小单位Bit/位Block/块 擦除操作的含义将数据删除/全部写入0将整个块都擦除成全是1，也就是里面的数据都是0xFF 对于写操作直接写即可在写数据之前，要先擦除，然后再写表2.Flash和普通设备相比所具有的特殊性注： 之所以将写操作叫做编程，是因为，flash 和之前的EPROM，EEPROM

17、继承发展而来，而之前的EEPROM(Electrically Erasable Programmable Read-Only Memory)，往里面写入数据，就叫做编程Program，之所以这么称呼，是因为其对数据的写入，是需要用电去擦除/写入的，就叫做编程。 对于目前常见的页大小是2K/4K的Nand Flash，其块的大小有128KB/256KB/512KB等。而对于Nor Flash，常见的块大小有64K/32K等。在写数据之前，要先擦除，内部就都变成0xFF了，然后才能写入数据，也就是将对应位由1变成0。单片机控制Nand Flash 涉及到的算法：ECC校验，坏块管理，垃圾

18、搜集，负载均衡。Nand Flash原理分析与编程NAND Flash 在嵌入式系统中的地位与PC机上的硬盘是类似的。用于保存系统运行所必需的操作系统，应用程序，用户数据，运行过程中产生的各类数据，系统掉电后数据不会护丢失.本文主要介绍关于NAND Flash的组织结构和编写程序的方法。        在三星的NAND Flash 中，当CPU从NAND Flash开始启动时，CPU会通过内部的硬件将NAND Flash开始的4KB数据复制到称为“Steppingstone”的4KB的内部RAM中，起始地址为0，然后跳到地址

19、0处开始执行。这也就是我们为什么可以把小于4KB的程序烧到NAND Flash中，可以运行，而当大于4KB时，却没有办法运行，必须借助于NAND Flash的读操作，读取4KB以后的程序到内存中。 NAND Flash的寻址方式和NAND Flash的memory组织方式紧密相关。NAND Flash的数据是以bit的方式保存在 memory cell（存储单元）。一般情况下，一个cell中只能存储一个bit。这些cell以8个或者16个为单位，连成 bit line ,形成所谓的byte(x8)/word(x16),这就是NAND Flash的位宽。 这些Line会再组成

20、Pape（页）。然后是每32个page形成一个Block，所以一个Block（块）大小是16k.Block是NAND Flash中最大的操作单元，其中的擦除操作是以Block为单位进行擦除的，而读写和编程是以page为单位进行操作的，并且读写之前必须进行flash的擦写。我们这里以三星K9F1208U0M的NAND Flash 为例，它的大小是64MB的。 1block = 32page 1page = 512bytes(datafield) + 16bytes(oob) K9F1208U0B总共有4096 个Blocks，故我们可以知道这块flash的容量为40

21、96 *(32 *528)= 69206016 Bytes = 66 MB 但事实上每个Page上的最后16Bytes是用于存贮检验码用的，并不能存放实际的数据，所以实际上我们可以操作的芯片容量为 4096 *(32 *512) = 67108864 Bytes = 64 MB Nand Flash 物理结构图 在NAND Flash中有8个I/O引脚（IO0IO7）、5个全能信号（nWE ALE CLE nCE nRE）、一个引脚，1个写保护引脚。操作NAND Flash时，先传输命令，然后传输地址，最后读写数据。对于64MB的NAND Flash，需

22、要一个26位的地址。只能8个I/O引脚充当地址、数据、命令的复用端口，所以每次传地址只能传8位。这样就需要4个地址序列。因此读写一次nand flash需要传送4次（A7:0 A16:9 A24:17 A25）。64M的NAND Flash的地址范围为0x000000000x03FFFFFF。 一页有528个字节，而在前512B中存放着用户的数据。在后面的16字节中（OOB）中存放着执行命令后的状态信息。主要是ECC校验的标识。列地址A0-A7可以寻址的范围是256个字节，要寻址528字节的话，将一页分为了A.（1half array）B(2 half array) C(spare

23、array)。A区0255字节，B区 256-511 字节C区512527字节。访问某页时必须选定特定的区。这可以使地址指针指向特定的区实现。 在NAND Flash 中存在三类地址，分别为Block Address 、Column Address Page Address.。 Column Address 用来选择是在上半页寻址还是在下半页寻址A0A7.也就相当于页内的偏移地址。在进行擦除时不需要列地址，因为擦除是以块为单位擦除。32个Page需要5bit来表示。也就是A13:9;也就是页在块内的相对地址。A8这一位用来设置512字节的上半页，还是下半页，1表示是在上半页

24、，而2表示是在下半页。Block的地址有A25:14组成。 存储操作特点： 1.擦除操作的最小单位是块 2.Nand Flash芯片每一位只能从1变为0，而不能从0变为1，所以在对其进行写入操作之前一定要将相应块擦除（擦除就是将相应块的位全部变为1 3 OOB部分的第六字节（即517字节）标志是否坏块，如果不是坏块该值为FF，否则为坏块 4 除OOB第六字节外，通常至少把OOB前3字节存放Nand Flash硬件ECC码 一个容量为64M(512Mbit)的NAND Flash,分为131072页，528列。（实际中由于存在spare

25、 area,故都大于这个值），有4096块，需要12bit来表示即A25:14.如果是128M（1Gbit）的话，blodk Address为A26:14.由于地址只能在IO0IO7上传送。编程时通常通过移位来实现地址的传送。传送过程如下： 第1个地址序列：传递column address，也就是NAND Flash7:0,这一周期不需要移位即可传递到I/O7:0上，而half page pointer 即A8是由操作指令决定，00h，在A区，01h在B区，指令决定在哪个half page上进行读写，而真正A8的值是不需要程序员关心的； 第2个地址序列：就是将NAND_AD

26、DR 右移9位，而不是8位，将NAND_ADDR16:9传递到I/O7:0上； 第3个地址序列：将NAND_ADDR24:17 传递到I/O7:0上； 第4个地址序列：将NAND_ADDR25传送到I/O上。 整个地址的传送过程需要4步才能完成。如果NAND Flash 的大小是32MB的以下的话，那么block address 最高位只到bit24,因此寻址只需要3步，就可以完成。 在进行擦除操作时由于是以块进行擦除，所以只需要3个地址序列，也就是只传递块的地址，即A14:25。 NAND Flash地址的计算： Column Ad

27、dress 翻译过来是列地址，也就是在一页里的偏移地址。其实是指定Page上的某个Byte，指定这个Byte，其实也就是指定此页的读写起始地址。 Page Address:页地址。页的地址总是以512Bytes对齐的，所以它的低9位问题0，确定读写操作在NAND Flash中的哪个页进行。 当我们得到一个Nand Flash地址addr时，我们可以这样分解出Column Address和Page Address。 Columnaddr = addr % 512 / column address Pageaddr = addr>>9 / pag

28、e address 也就是一个Nand Flash地址的A0-A7是它的column address ,A9A25是它的Page Address，地址A8被忽略。      现在假设我要从Nand Flash中的第5000字节处开始读取1024个字节到内存的0x30000000处，我们这样调用read函数 NF_Read(5000, 0x30000000,1024); 我们来分析5000这个src_addr. 根据 column_addr=src_addr%512; page_addr

29、ess=(src_addr>>9); 我们可得出column_addr=5000%512=392 page_address=(5000>>9)=9 于是我们可以知道5000这个地址是在第9页的第392个字节处，于是我们的NF_read函数将这样发送命令和参数 column_addr=5000%512; page_address=(5000>>9); NF_CMD=0x01; /要从2nd half开始读取 所以要发送命令0x01 NF_ADDR= column_addr &0xff

30、; /1st Cycle A7:0 NF_ADDR=page_address& 0xff NF_ADDR=(page_address>>8)&0xff; /3rd.Cycle A24:17 NF_ADDR=(page_address>>16)&0xff; /4th.Cycle A25 向NandFlash的命令寄存器和地址寄存器发送完以上命令和参数之后,我们就可以从rNFDATA寄存器(NandFlash数据寄存器)读取数据了. 我用下面的代码进行数据的读取. for(i=column_addr;i<512;i

31、+)  *buf+=NF_RDDATA();  每当读取完一个Page之后,数据指针会落在下一个Page的0号Column(0号Byte).1、关于NAND FLASH 的坏块管理就现在的NAND FLASH ，有串口和并口两种，并口就是48PIN的数据的输入和输入公用IO的串口的就是使用SPI接口的NAND FLASH说下NAND FLASH 管理的核心思维：1 识别坏块，标记坏块，2 如何保存坏块信息3 交换区概念4 保留去概念1，NANDFLASH 的工艺不能保证写进去的每个块里面的数据，和读出来的数据一致，所以是存在坏块的，而NAND FLASH

32、的数据组织结构是这样的，由N个块组成，而块由M个PAGE组成+MXSPARE区比如 K9F1G08U0D 以这个片子为例子，BLOCK 大小为 128K 用户可以写的，实际大小为 128K + 64*4*16至于后面64*4*16的意思是这样的， 因为该片子每个PAGE的大小为2048 也就是2K，而因为NAND 存在坏块，所以，在每写512个字节后，都会产生一个校验码，而这个校验码用来标记，该块是坏块还是可以正常使用的，当然这个512是针对大页的NAND FLASH，小页的话是每256个字节产出一个校验码，当然现在这样的小页的NAND FLASH很少见了，老了，即使有，也是拆机弄下来的，坏块

33、的识别的话，这几种，并口的：一个是可以根据ECC校验算法来，判断是否为坏块，具体算法可以去百度查查，一个是可以判断在写玩数据之后，来判断SPARE数据区域来判断段坏块，而对于小页和大页的有区别小页的NANDFLASH ，比如一个页的大小为1K，那么，在读取1K后面数据的16个数据，如果第一个数据不为FF，那么标记该块为坏块，在标记的时候，可以标记的数据为全部为00，也就是在标记16个数据的时候表示为0而在标记的时候，一般标记的区域是这个块的第一个PAGE后的16个数据 串口：串口的，里面有自校验，硬件的，所以在识别的时候，可以直接装载要判断的PAGE的地址，然后去读取状态寄存器即可，

34、同样的也可以去标记坏块，标记花开的话和并口的一样2 如何保存坏块信息，坏块信息一般包括：1 ，保存坏块的信息的地址，也就是你要获得坏块信息的话，一般去哪个地址去读，可以是固定的，也可以不是固定的，不固定的花费的时间长点，管理起来复杂2，坏块信息要保存交换区的信息：这个信息是，你所使用的交换区，某个块是坏块，还是好块 后面会介绍3，保留区的地址映射状态，后面会介绍4 ，如何去标记该块是作为，保存坏块信息表格呢，至于如何保存坏块信息，很多种方法，核心就是，用特殊的数据去标记，比如，我在用来保存坏块信息表的时候，一般这样标记该块的第一个PAGE的前面八个数据是这样的，0xff55aa00,0x000

35、0000该块的最后一个PAGE ，最后8个数据是0X33445588.0XFF00FF00然后该块的倒数第二个PAGE，标记交换区的信息和保留去地址映射关系，+一个校验和而对于保存坏块信息表格所用的块，一般是3个或者5个不等，交替使用，或者也可以不交替使用，对于不交替使用的情况就是，一旦发生坏块标记的情况的话，那么3或者5个块都要被写数据，而却写的数据是一样的，有人会说，占用这么多块不是浪费，其实，对于整个芯片来说，占用这几个块，而有个坏块管理程序是值得的3 交换区概念：比如，块0 ，该块大小为128K， 在0X000-0X18000里面有数据，0x18800 - 0x20000这个有数据是文

36、件系统认为的， 而文件系统要在0x18000-0x18800这个512的范围内要写数据，那该怎么办呢，肯定要这个块个擦除掉的，如果没有交换区的话，那么擦除的话，会导致在0X000-0X18000，0x18800 - 0x20000之间的数据都会丢失的，那该怎么办呢，那就要使用交换区，交换区的作用就是这样的，如果要擦除某个块的话，那么首先要将这个块里面的数据拷贝到另外一个块里面，而这个另外一个块，称之为交换区，首先将整个块的数据，全部放到一个可以用的交换区，然后再将0这个块擦除，擦除之后0这个块里面的数据就是FF了，那么在擦除之后，在将交换区里面的数据回写到0这个块里面那么出现的情况就

37、是0X000-0X18000，0x18200 - 0x20000 这个两个区间内的数据还是原来的数据，在将原来的数据回写到0块之后，然后在将这次文件系统要写的数据写到0x18000-0x18200这个区域里面，这样既保证数据的完整性，又能将新数据写进去4保留区概念：保留区的作用就是这个，当在写数据的时候发生坏块的话，那么得将这个块的数据要保存另外一个块里面，同时要对产生的那个坏块进行标记。2、NANDFLASH坏块管理思维K9F2808U0C是16 MB×8 bit的NAND Flash，共有1 024个Block，1 Block=16 KB，32 Page/Block，1 Page

38、=528 B=(512 B+16 B)，其中16 B为备用区，主要存放NAND Flash出厂坏块标记、ECC校验码以及用户自定义区。K9F2808U0C地址空间是24 bit，分三个周期依次送入NAND Flash的地址锁存器。本文使用的地址均为字节地址，数据类型为DWORD(4 B)。    将K9F2808U0C的存储空间划分为四个区：坏块映射表存放区、交换块区、坏块映射区和实际数据存放区。文件系统管理的空间就是实际的数据存放空间，如图2所示。2.2 各分区宏定义    #define FLASH_BLOCK_SIZE 

39、;  0x40000    /16 KB/Block    #define FLASH_PAGE_SIZE   0x200        /512 B/Page    #define FLASH_SECTOR_SIZE  0x200/1Page=1Sector(only K9F2808U0C)    #define FLASH_BLOCKS_TABLE  3/坏块映射

40、表存放块数    #define FLASH_SWAP_BLOCKS   5    /交换区的块数    #define FLASH_BAD_BLOCKS_REMAP   50/坏簇重映区的块数    #define FLASH_MAX_ADDR  0xFFFFFF/Flash最大字节地址    各分区首地址计算公式：    FLASH_BLOCK_TABLE_ADD

41、R=FLASH_MAX_ADDR+1-3*FLASH_BLOCK_SIZE)；    FLASH_SWAP_BLOCK_ADDR=(FLASH_BLOCK_TABLE_ADDR-5*FLASH_BLOCK_SIZE);    FLASH_BAD_BLOCK_REMAP_ADDR=(FLASH_SWAP_BLOCK_ADDR-50*FLASH_BLOCK_SIZE);    FLASH_MAX_SECTOR_ADDR=(FLASH_MAX_ADDR-3*FLASH_BLOCK_TABLE_ADDR-5*FL

42、ASH_SWAP_BLOCK_ADDR-50*FLASH_BAD_BLOCK_REMAP_ADDR)；文件系统管理的最大字节地址。    任意地址Addr：    所在块地址：Addr&(FLASH_BLOCK_SIZE-1);    块内偏移地址：Addr&(FLASH_BLOCK_SIZE-1);    块中的页：(Addr&(FLASH_BLOCK_SIZE-1)/FLASH_PAGE_SIZE；2.3 分区功能设计   &#

43、160;坏块映射区存放复制3份的坏块信息BBI（Bad Block Information）表。复制3份是预防系统突然断电，造成BBI表数据丢失。选择最后3个块，主要是出于固件设计。当Flash首次上电，固件程序 通过读取Flash ID，获得设备的容量等信息，然后从Flash的最后一块中寻找BBI表，如果最后一块没有发现BBI表，则认为此块为坏块，继续前移寻找，依此类推，直 到在预留的3个块中找到，并将其数据读入到在主控芯片为其开设的RAM中。如果还找不到，则固件认为该片Flash没有BBI表。交换块区是对NAND Flash进行擦除或写操作时用来临时存放数据，共分配5个块。选取5块是出于可

44、靠性设计。用一个数组 FlashSwapBlockStatusFLASH_SWAP_BLOCKS记录交换块状态：有效还是已经损坏。初始化时，固件认为所有的交换块都 是有效块，在随后对其进行擦除或写操作时，通过读Flash状态寄存器判断该交换块的真实状态,并记录在数组中。交换块的管理围绕固件请求返回当前可用交 换块地址或当前正在使用的交换块地址，并判断标记当前使用的交换块状态为坏。    坏块映射区是当主机向数据区写数据时，检测到当前块(数据区)为坏块时，将数据写到坏块映射区中的相应好块中，并且将这两个块的块地址记录到BBI表 中，以后主机若要对当前块(数据区)访问

45、时，只需读BBI表就可以找到相应映射块，从而代替坏块的访问。这样就使文件系统所见逻辑块地址 LBA（Logical Block Address）变成连续的，但实际上物理块地址PBA（Physical Block Address）可能并不连续。上述方法就是坏块管理的精髓。出于保守设计本文共选50块作为重映块。用数组 FlashRemapBlockStatusFLASH_BAD_BLOCKS_REMAP标识坏块映射区的状态：未使用、已使用还是已经损坏。初始 化时认为坏块映射区中所有块都是好块。3 NFTL坏块管理设计3.1 构建BBI表    用一数组FlashBad

46、BlockTable2FLASH_BAD_BLOCKS_REMAP存放BBI表。第一维为坏块（数据区）的块地址，第二维为映射块地址（重映块）。    BBI表的构建可在Flash首次上电时，通过读取厂商设置在Flash备用区中的坏块标记识别坏块，建立坏块映射表，此法初始化时间与Flash的容 量成正比；或通过读NAND Flash所有块内容并和0xFF作比较3，如果不相同，则表示坏块。这种方法只针对新闪存，并且构建BBI表的时间长，主控芯片的占用率高；另一种 方法是在Flash初次上电时先不建立坏块表，认为当前所有的块都是好块，在随后操作中发现坏块，并更新BBI表

47、。本文选择后一种方法。3.2 坏块映射表区的设计    将BBI表通过特殊的方式保存，以后通过此种方式的逆向来识别BBI表。坏块映射表区的3个块的设计方法如下：    （1）在每块最后一页的首字节处做特殊标记，用于标识该块有没有准备被擦除：0xFF表示没有准备被擦除；0x00表示该块已经准备被擦除4。    （2）在每块的倒数第二页的首字节处写0x00，表示该块存放BBI表数据；并在第2、3、4、5个字节处以大端模式存放校验和，用于校验该块中存放的所有数据的正确性。该页的剩余字节写0xFF。 &

48、#160;  （3）在第一页起依次写：表头特殊标记(0x0055AAFF)、坏块总数(FlashBadBlockCount)、BBI表(FlashBadBlockTable)、重映块状态(FlashRemapBlockStatus)，其结构如图3所示。3.3 逻辑地址映射    在与主机批量数据传输时，首先对主机发送的CBW命令解析，从而固件获得主机请求数据传输的LBA，再对LBA地址映射以此获得相应的PBA，然后再执 行主机命令。具体方法：首先读取当前总的坏块数FlashBadBlocksCount，如果为0，表示无坏块，LBA就不用映射，直接返回；如

49、果最后一 次访问地址与LBA同属于一个块，那么也不用地址映射；如果当前坏块的数量为1，判断LBA块地址与BBI表中坏块地址是否相同，从而决定是否采取地址映 射；如果当前坏块的数量不为1，就需要查找BBI表判断是不是含有LBA的块地址，如果存在，则要地址重新映射，如果不存在，就不用重新映射。可以采用二 分法查表实现两地址快速比较4。3.4 坏块处理    对映射后的地址进行写或擦除过程中发现当前块变坏的处理方法：首先查找映射区中的块状态 FlashRemapBlockStatusFLASH_BAD_BLOCKS_REMAP，寻找可用的映射块。如果50个重映块都被标记

50、为坏或已使 用，则程序进入死循环；如果找到可用的映射块，则固件对可能出现坏块的三种情况进行散转：(1)擦除当前块时出错：将当前块地址与可用的重映块地址写入 BBI表中，按地址大小排列有利于二分法查表，并返回重映块地址。(2)复制某页从交换区到操作地址时失败：首先获得当前使用的交换块的块地址，然后判断 操作地址是在数据存储区还是在重映区。如果在重映区，说明当前操作地址所对应的在数据存储区中的块已经是坏块，并且在这次操作中重映块也变坏，此时就应该 标记当前映射块状态为坏，并在重映区中寻找下一个可用重映块，将原来在数据存储区中的块地址与更新后的映射块地址写入BBI表中，并返回新的映射后的地 址；如果

51、在数据存储区，就进行第一次重映射，更新坏块表，并且将映射地址返回。然后再完成复制工作。(3)向操作地址写一页数据时出错：将当前地址所在块 中的前面页从交换块中相应地址复制到重映块，然后将操作地址所在当前页中的没有写到的数据从交换块中复制，并将缓冲区中的数据重新写到重映射的地址中，并 返回重映射地址。函数实现如下：    DWORD FlashDealBadBlock(DWORD Addr,DWORD Type)         DWORD i;     DWORD

52、RemapBlockAddr;     DWORD SwapBlockAddr;    while(1)            RemapBlockAddr=FlashGetNewRemapBlock();        if(RemapBlockAddr=-1)         return Addr; &

53、#160;      switch(Type)          case 1:           goto Exit;           break;           case 2:     

54、0;     SwapBlockAddr=FlashGetCurrentSwapBlock();        for(i=0;i<(Addr&(FLASH_BLOCK_SIZE-1)/FLASH_PAGE_SIZE+1;i+)                  if(0x00=(FlashCopyPage(SwapBlockAddr+i*FLASH_P

55、AGE_SIZE,RemapBlockAddr+i*FLASH_PAGE_SIZE)            goto BadRemapBlock;                    goto Exit;         break;     &#

56、160;   case 3:         SwapBlockAddr=FlashGetCurrentSwapBlock();         for(i=0;i<(Addr&(FLASH_BLOCK_SIZE-1)/FLASH_PAGE_SIZE;i+)                 &#

57、160;  if(0x00=(FlashCopyPage(SwapBlockAddr+i*FLASH_PAGE_SIZE,RemapBlockAddr+i*FLASH_PAGE_SIZE)            goto BadRemapBlock;                   if(0x00=(FlashCopyPage(Addr,RemapBlo

58、ckAddr+i*FLASH_PAGE_SIZE)            goto BadRemapBlock;         goto Exit;         break;         default:         

59、;break;        BadRemapBlock:    FlashMarkRemapBlockBad(RemapBlockAddr);    Exit:FlashUpdateBadBlockTable(Addr,RemapBlockAddr);    return RemapBlockAddr+(Addr&(FLASH_BLOCK_SIZE-1);3.5 连续读写操作    当主机与设备建立批量传输

60、数据连接时，固件通过解析CBW封包获得起始LBA。对该地址进行映射和坏块管理从而获得PBA。设置一个变量，当此变量有效 时，表示主机对Flash仍需要读或写数据，直到此变量失效为止。同时将主机上一次读写扇区的地址存入另一个变量，此变量在连续读中作用不大，但在连续写 时，通过与上一次写操作地址所在块做比较，判断是否同属一个块，以此决定是不是需要进行地址跨块处理。    本文设计了一种针对NAND型的闪存转译层，使NFTL完成地址映射和坏块管理以及连续读写数据的操作。对NAND Flash的分区设计，使块管理结构清晰，有利于固件的开发。本文没有对Flash的ECC校验进行过多的设计，这是因为在实际应用中NAND Flash主要用于存储多媒体数据（图片、语音文件）等，并不会对它进行频繁的写入或擦除操作，而且多媒体文件数据对数据的完整性不敏感5，所以不需 要对存储在其中的每一位数据进行严格的ECC校验，可以通过另外设计简单的校验方法来代替ECC校验。3、参考ST官方资料计算