根据ST的手册，我们可以看到，外挂EEPROM和Dflash模拟EEPROM，区别如下：
很明显，模拟EEprom的写入速度要远远快于外挂eeprom(有数据传输机制)；
其次，外挂EEPROM不需要擦除即可实现写入数据；而模拟EEProm需要写之前擦除，由于Flash编程和擦除操作是相当长的时间，电源故障和其他可能中断擦除过程的异常事件(如重置)需要在设计Flash内存管理软件时考虑。
1.模拟EEPROM实现原理
模拟EEPROM需要考虑产品要求和Flash IP特性；ST提出了一种方法，需要NVM中两组Flash page。
第一组page在最初已经被擦除了，用于存储新的数据，Flash编程操作按照地址递增进行；一旦第一组page被数据填充满，该page就需要进行数据垃圾回收（即擦除）；
第二组page仅用于收集第一组page中的有效数据，并且剩余的区域可以用于存储新的数据；一旦第一组的有效数据传给了第二组，第一组page就可以被擦除了。
注意，每一组page都可以由多个flash page构成。每个page的前32byte(64byte)用于存储当前page状态；状态共有5种，如下：
| 状态 | 描述 | 备注 |
| ERASED | 该page为空，没有存储数据 | |
| RECEIVE | 当前page从其他已满的page中接收数据 | |
| ACTIVE | 当前page用于存储新数据 | |
| VALID | Page已满；该状态会一直持续到有效数据传递给接收page完成 | |
| ERASING | 有效数据已经传完，当前page准备擦除 |
以下图为例，
初始时刻，第一组page中page0，page1状态分别为ACTIVE(没有满，可以继续存储新数据)，ERASED(空状态)，第二组page中page2、3为ERASED；
当写入一个完整page+1大小数据时，Page0状态变为VALID(已经满了，该写page1了)，page状态变为ACTIVE，为什么page0状态没有变为ERASING？原因在于第一组page还没有满，相当于逻辑的page没有满（用户可见），实际的page满了（flash的物理page存满了）；因为第一组page没有满，所以第二组page还是ERASED状态；
当page1也写满时，第一组page全部写满，那么此时第二组page中的page2状态变为RECEIVE(正在接收有效数据)（这里有效数据如何定义），数据是按flash地址排列，因此最开始page3状态不变（因为page2还没有写满）；
如果有效数据超过1个page（物理），那么page2状态会变为VALID，page3变为ACTIVE；
当擦除完成后，软件得到flash 擦除完成标志位，第一组page状态均变为ERASED。
上图为状态迁移流程图。
2.Page和存储数据格式
根据STM32描述，大部分的最小写入位宽为64bit(128bit for STM32U5)，且因为表示状态的HEADER为4个double words(32bytes=4*8byte )（STM为8个word），因此如果一个芯片物理page大小为2K，那么可以写入252个元素(252*8 = 2*1024 - 32)数据，相当于一个元素就占用了8个byte，为什么要这样设计？参见下文的CRC
Page状态通过如下格式来定义（以4个word为例）
| 状态 | ||
| ERASED | 0x FFFF FFFF FFFF FFFF | |
| RECEIVE | 0x xxxx FFFF FFFF FFFF | |
| ACTIVE | 0x FFFF yyyy FFFF FFFF | |
| VALID | 0x FFFF FFFF zzzz FFFF | |
| ERASING | 0x FFFF FFFF FFFF aaaa |
每个变量元素都由一个虚拟地址和一个存储在Flash中的数据值定义，以供后续检索或更新。在实际使用中，有可能虚拟地址为16bit，数据长度8bit、16bit或者32bit。当数据被修改时，与同一虚拟地址相关联的修改后的数据被存储在一个新的flash位置中。数据检索返回最新的数据值。数据格式如下：
3.Demo
现有如下变量需要存储到flash中，
很明显，现只需要两个page即可完成模拟。
数据读访问是从ACTIVE或者VALID page从高地址向低地址开始读取。
如果数据是在给定的虚拟地址上最新写入的数据，并且使用CRC的完整性检查通过，则认为数据有效。还要注意，在数据传输机制中只复制有效数据。
4.数据粒度管理
需要存储到模拟EEPROM的数据通常应用需求决定，例如传感器、通信接口数据；
常见的数据粒度有：byte、half-word、word。
这里可以思考Fee如何实现数据空间位置优化？
5.磨损均衡算法和Flash page 分配
磨损均衡算法监控以及平均分配了flash page写和擦除操作的使用频率；
没有磨损均衡算法之前，page使用频率不会相同；例如有些数据会经常更新（例如DTC），而一些数据则不会频繁更新（例如VIN码等），很明显、存DTC的Flash会经常擦写、而存VIN这些DID的会很久或者几乎不会修改。那么磨损均衡算法就是来解决这种矛盾，保证flash所有page的所有可用擦写次数都得到利用。
所有在3Demo章节中，采用了按照地址递增的方式进行数据存储，不管用户存的变量是什么，当一个page满了之后，再保存有效数据到下个page，擦除当前页；
可以这么理解，现在要存3个DTC和1个DID，磨损均衡算法都首先用active的page进行存储，DID存放之后不怎么变化，但是DTC每次上下电都有可能存储，因此会继续沿着当前page地址递增存储DTC，直到该page存满。
磨损均衡算法提高模拟EEPROM使用寿命，
在知道了模拟EEPROM的要求大小和目标使用次数，就有可能计算出用于该目的的Flash大小。
6.计算所需要的模拟EEPROM内存空间大小
那么如何计算，参考如下公式
假设现在要存放4000个独立byte，已知当前flash endurance = 10kcycles，目标为100kcycle，每一个page可以存储252个8byte的元素；
故需要4000/252≈16个page；因此一组page个数为32，再加上需要100kcycle的耐久度，所以还需要乘以10，故总共需要的size为32*10=320个page；
注：这里的page为实际的物理sector。
如果是按CS的DFLASH来算，一个sector（page）=1K。一个page可以存124个元素；故存4000个独立byte，需要4000/124 = 33个sector，那么要实现模拟EEPROM，就至少需要66*10=660个sector；我们的DFLASH大小明显不符合要求；故需要重新设计存储数据格式。
