JP2000163309A - メモリ管理方法およびメモリ管理装置、並びに記録媒体 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 解放されたメモリブロックのアドレスを保存
することにより、メモリ解放位置の検出の高速化をはか
る。 【解決手段】 割り込みを処理する割り込みハンドラ１
０と、ＣＰＵ内で発生する例外を処理する例外ハンドラ
１１を制御し、さらに、必要な処理が記述された複数の
ユーザのタスク１４を制御するリアルタイムＯＳ１２に
は、メモリ解放位置管理機構１３が設けられており、タ
スク１４によって解放されたメモリブロックを管理す
る。メモリ解放位置管理機構１３は、直近に解放された
メモリブロックの先頭アドレスを保存し、その先頭アド
レスに基づいて、次に解放されたメモリブロックの解放
位置を検索する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明はメモリ管理方法およ
びメモリ管理装置、並びに記録媒体に関し、特に、ＯＳ
内の処理時間を保証することを目的としたリアルタイム
ＯＳにおいて、任意サイズのメモリ割り付け、及び解放
を可能とするメモリ管理方法およびメモリ管理装置、並
びに記録媒体に関する。

【０００２】

【従来の技術】一般に、リアルタイムＯＳのメモリ管理
方式は、メモリをある固定サイズで区切り、タスクから
のメモリ獲得、解放要求に応じて動的にメモリの割付を
行い、使用メモリブロック、未使用メモリブロック別に
管理するようになっている。

【０００３】従来、このようなメモリブロックの管理方
法は、例えば、特開平６−３０９１９７に開示されてい
るように、次のようなものであった。即ち、タスクから
のメモリ獲得要求が発生すると、必要とされるサイズを
満たす空きメモリブロックを検出し、タスクに割り当て
る。一方、メモリの解放要求が発生すると、メモリブロ
ックの断片化を防止するため、全ての空きメモリブロッ
クでの解放位置を検出する。そして、解放要求のあるメ
モリブロックの前後に、連続する空きメモリブロックが
ある場合、それらの空きメモリブロックと連結して、１
つの空きメモリブロックとして管理する。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、従来の
メモリ管理方式においては、メモリ解放時にメモリの断
片化を防ぐために、前後の空きメモリブロックと連結す
る必要があり、全メモリを検索してメモリブロックの解
放位置を検出するので、ＣＰＵの占有時間が長くなると
いう課題があった。

【０００５】その理由は、空きメモリブロックの先頭の
近くに所望の空きメモリブロックが繋がっているいる場
合には高速に処理されるが、最後尾近くに所望の空きメ
モリブロックが検出された場合には、検出時間が長くな
るためである。

【０００６】本発明の目的は、上述の点に鑑み、タスク
によってメモリが解放されたとき、全メモリ領域から解
放位置を検出するときの検索回数を減少させ、ＣＰＵの
占有時間を短くすることにより、メモリ解放処理の高速
化を実現するとともに、リアルタイムＯＳの性能を向上
させることができるようにするものである。

【０００７】

【課題を解決するための手段】請求項１に記載のメモリ
管理方法は、タスクからの要求に応じて、タスクに対し
てメモリの割り付けおよび解放を行うメモリ管理方法で
あって、メモリを、割り付けが行われている使用メモリ
と、解放されている未使用メモリとに分割してブロック
単位で管理し、使用メモリをメモリを獲得した順番に繋
ぎ、未使用メモリをアドレス順に繋ぎ、使用メモリの所
定のブロックを解放するとき、解放されるブロックの先
頭アドレスを保存し、保存しているブロックの先頭アド
レスを基準にして、次のブロックの解放位置の検出を行
うことを特徴とする。また、ブロックは、少なくとも、
ブロックに繋がれている次のブロックのアドレスと、前
のブロックのアドレスと、ブロックの先頭アドレスと、
ブロックの終了アドレスとからなるテーブルにより管理
されるようにすることができる。また、使用メモリは、
使用メモリの先頭ブロックのアドレスと、使用メモリの
最後のブロックのアドレスからなるテーブルにより管理
されるようにすることができる。また、未使用メモリ
は、未使用メモリの先頭ブロックのアドレスと、未使用
メモリの最後のブロックのアドレスからなるテーブルに
より管理されるようにすることができる。請求項５に記
載のメモリ管理装置は、タスクからの要求に応じて、タ
スクに対してメモリの割り付けおよび解放を行うメモリ
管理方法であって、メモリが、割り付けが行われている
使用メモリと、解放されている未使用メモリとに分割し
てブロック単位で管理され、使用メモリがメモリを獲得
した順番に繋がれ、未使用メモリがアドレス順に繋がれ
た状態で、使用メモリの所定のブロックを解放すると
き、解放されるブロックの先頭アドレスを保存する保存
手段と、保存手段によって保存されているブロックの先
頭アドレスを基準にして、次のブロックの解放位置の検
出を行う検出手段とを備えることを特徴とする。請求項
６に記載の記録媒体は、請求項１に記載のメモリ管理方
法を実行可能なプログラムが記録されていることを特徴
とする。本発明に係るメモリ管理方法およびメモリ管理
装置、並びに記録媒体においては、メモリを、割り付け
が行われている使用メモリと、解放されている未使用メ
モリとに分割してブロック単位で管理し、使用メモリを
メモリを獲得した順番に繋ぎ、未使用メモリをアドレス
順に繋ぎ、使用メモリの所定のブロックを解放すると
き、解放されるブロックの先頭アドレスを保存し、保存
しているブロックの先頭アドレスを基準にして、次のブ
ロックの解放位置の検出を行う。

【０００８】

【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態につい
て図面を参照して詳細に説明する。図１は、本発明のメ
モリ管理方法が適用されるマイクロコンピュータの一実
施の形態のハードウェア（ＨＷ）構成例を示すブロック
図である。同図に示すように、マイクロコンピュータ
は、ＣＰＵ（ｃｅｎｔｒａｌ ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ
ｕｎｉｔ）１と、Ａ／Ｄ（アドレス／データ）バス９を
介してＣＰＵ１に接続されたメモリコントローラ５、タ
イマコントローラ６、割り込みコントローラ７とから構
成されている。

【０００９】また、マイクロコンピュータは、ＣＰＵ１
を動作させる命令コードを格納したＲＯＭ（ｒｅａｄ
ｏｎｌｙ ｍｅｍｏｒｙ）２と、ＣＰＵ１の動作に必要
な各種データを一時的に記憶したり、プログラムをロー
ドするためのメインメモリ（ＲＡＭ（ｒａｎｄｏｍ ａ
ｃｃｅｓｓ ｍｅｍｏｒｙ））（以下では単に、メモリ
という）３と、データを保存するための記憶装置４とを
備えている。

【００１０】次に、上記ＨＷ構成で動作するソフトウェ
ア（ＳＷ）の構成例について、図２の機能ブロック図を
参照して説明する。図１のＨＷ構成で動作するＳＷは、
図１の割り込みコントローラ７から発生された割り込み
を処理する割り込みハンドラ１０と、ＣＰＵ１内で発生
する例外を処理する例外ハンドラ１１を制御し、さら
に、必要な処理が記述された複数のユーザ１４のタスク
を制御するリアルタイムＯＳ（ｏｐｅｒａｔｉｎｇ ｓ
ｙｓｔｅｍ）１２とを備えている。また、リアルタイム
ＯＳ１２には、メモリ解放位置管理機構１３が設けられ
ている。

【００１１】リアルタイムＯＳ１２は、発生した外部事
象にリアルタイムに対応して、動作させるべきタスクを
判別し、そのタスクに動作権を渡すことにより、システ
ムの円滑な運用を制御するようになされている。さら
に、リアルタイムＯＳ１２は、上述したように、メモリ
解放位置管理機構１３を備えており、タスクによって解
放されたメモリブロックを管理するようになされてい
る。

【００１２】次に、図１に示した実施の形態の動作につ
いて説明する。上記実施の形態において、ＣＰＵ１は、
タイマコントローラ６による一定時間毎の割り込みや、
外部割り込み要因とつながった割り込みコントローラ７
からの割り込みなどの様々な外部要因に対して、適切な
処理を行っていく必要がある。

【００１３】これを実現するために、ＣＰＵ１上で動作
するソフトウェアは、図２に示したように、リアルタイ
ムＯＳ１２によって制御されるようになっている。そし
て、リアルタイムＯＳ１２は、発生した事象を処理する
タスクを複数管理し、発生した様々な事象に対して、必
要なタスク１４を判断し、実行させる。

【００１４】タスク１４は、最低限必要なワーク領域を
静的に確保するが、一時的に必要なメモリは必要なとき
に動的に獲得、解放する。必要なときに必要なタスク１
４がメモリ３を使用することで、メモリ容量を節約でき
る。

【００１５】図３に示すように、メモリ３はリアルタイ
ムＯＳ１２が管理しており、タスク１４はメモリ３の獲
得、解放をリアルタイムＯＳ１２を介して行う。タスク
１４からメモリ獲得要求が発生すると、リアルタイムＯ
Ｓ１２のメモリ制御部２３は、空きメモリブロックを検
索して要求サイズを満たすブロックを検出し、要求を行
ったタスク１４に対して、検出されたメモリブロックア
ドレスを渡すことによりメモリブロックを与える。

【００１６】メモリ解放位置管理機構１３には、直近
（最も最近）に解放したメモリブロックの先頭アドレス
が保持されているが、このメモリ解放位置管理機構１３
によって、メモリブロックが解放される度にメモリブロ
ックアドレスが更新され、最も最近に解放されたメモリ
ブロックのアドレスが保持される。

【００１７】タスク１４からメモリ解放要求が発生した
とき、リアルタイムＯＳ１２は、メモリブロック１４の
解放位置を検索する必要があるが、メモリ解放位置管理
機構１３から、先に保存されたメモリブロックの先頭ア
ドレスを取り出して、いま解放されるメモリブロックの
先頭アドレスと比較する。この比較によって、いま、解
放されるメモリブロックの先頭アドレスと、先に解放さ
れたメモリブロックとが連続している場合、高速に解放
位置を検出することが可能となる。

【００１８】また、メモリ解放処理が連続しない場合、
例えば、メモリ解放処理の途中にメモリ獲得処理が実行
されるような場合、メモリ獲得処理において、メモリ解
放位置管理機構１３で保存しているメモリブロック先頭
アドレスを予め決められた初期値に戻し、次にメモリ解
放要求が発生した場合は、従来通りの検索を行うことと
する。

【００１９】図４は、メモリブロック管理テーブルの構
成例を示す図である。メモリ３はそれまでにタスク１４
によって要求されたメモリブロックのサイズに分割され
ている。それぞれのメモリブロックには、メモリブロッ
ク管理テーブルが備わっていて、メモリブロック管理テ
ーブルは次のブロックの先頭アドレスを指し示す次のブ
ロック３１と、前のブロックの先頭アドレスを指し示す
前のブロック３２と、タスクによって使用可能なメモリ
領域の範囲を示す先頭アドレス３３及び最終アドレス３
４と、メモリブロックの状態を示すブロック使用状況フ
ラグ（以下では、単にフラグという）３５から構成され
ている。フラグ３５に“Ｆ（Ｆｒｅｅ）”が格納されて
いるときは空きメモリであることを示しており、“Ｕ
（Ｕｓｅｄ）”が格納されているときは使用中メモリで
あることを示している。

【００２０】図５は、メモリ管理テーブルとメモリブロ
ックの関連を示す図である。空きブロックはアドレス順
に繋がれており、使用中のブロックはブロックが獲得さ
れた順に繋がれている。空きメモリ全体を管理する空き
メモリ管理テーブル４１は、空きメモリの先頭ブロック
のアドレスを保持するフィールドである空きメモリ先頭
ブロック４２と、空きメモリの最終ブロックのアドレス
を保持するフィールドである空きメモリ最終ブロック４
３を備えており、メモリ先頭ブロック４２は空きメモリ
の先頭ブロックを、空きメモリ最終ブロック４３は空き
メモリの最終ブロックをそれぞれ指し示している。

【００２１】また、使用メモリ全体を管理する使用メモ
リ管理テーブル４４は、使用メモリの先頭ブロックのア
ドレスを保持するフィールドである使用メモリ先頭ブロ
ック４５と、使用メモリの最終ブロックのアドレスを保
持するフィールドである使用メモリ最終ブロック４６を
備えており、使用メモリ先頭ブロック４５は使用メモリ
の先頭ブロックを、使用メモリ最終ブロック４６は使用
メモリの最終ブロックをそれぞれ指し示している。

【００２２】図６は、メモリ３とメモリ解放位置管理機
構１３の関係を示す図である。同図に示すように、メモ
リ３の最も最近解放された空きメモリブロックは、メモ
リ解放位置管理機構１３内のメモリ解放位置ポインタで
指し示されている。

【００２３】タスク１４は、必要なときにメモリ３を動
的に獲得、解放するが、図３に示すように、リアルタイ
ムＯＳ１２がメモリ３を管理しているため、タスク１４
はメモリ３の獲得、解放をリアルタイムＯＳ１２を介し
て行う。タスク１４からメモリ獲得要求が発生すると、
リアルタイムＯＳ１２は、図５で示されるような空きメ
モリ管理テーブル４１の空きメモリ先頭ブロック４２か
らメモリブロックを辿って、タスク１４が要求するメモ
リサイズ（要求サイズ）を満たす空きメモリブロックを
検出する。

【００２４】メモリブロックのサイズは、次式（１）よ
り求められる。

【００２５】 メモリブロックサイズ＝（最終アドレス３４）−（先頭アドレス３３） ・・・（１）

【００２６】空きメモリブロックが要求サイズを満たし
ている場合、そのメモリブロックをタスク１４に与えて
処理を終了する。一方、要求サイズが満たされていない
場合、次のブロック３１を順次たどり、式（１）により
メモリブロックのサイズを算出し、要求サイズを満たす
メモリブロックが検出できるまで検索する。

【００２７】メモリ解放位置管理機構１３は、メモリブ
ロックの先頭アドレスを保持しているが、このメモリ解
放位置管理機構１３によってメモリブロックが解放され
る度に、メモリブロックアドレスを更新し、最も最近解
放されたメモリブロックのアドレスを保持するようにし
ている。

【００２８】タスク１４からのメモリ解放要求が発生し
たとき、リアルタイムＯＳ１２は、ブロックの断片化を
防ぐためにメモリブロックの解放位置を検索する必要が
ある。このとき、メモリ解放位置管理機構１３から、先
に保存されたメモリブロックの先頭アドレスを取り出し
て、解放されるメモリブロックの先頭アドレスと比較す
る。この比較によって、いま、解放しようとしているメ
モリブロックが、先に解放されたメモリブロックと連続
している場合、解放位置を検索する必要がないため、高
速に解放位置を検出することができる。

【００２９】また、メモリ関連の処理において、メモリ
解放処理が連続しない場合、例えば、メモリ解放処理の
後にメモリ獲得処理が実行されるようなとき、メモリ獲
得処理において、メモリ解放位置管理機構１３で保存し
ているメモリブロック先頭アドレスを予め決められた初
期値ＮＵＬＬに戻す。そして、次にメモリ解放要求が発
生した場合は、従来通り、空きメモリ先頭ブロック４２
からの検索を行うこととする。

【００３０】これは、メモリ獲得要求が発生した場合、
連続したアドレスのメモリブロックが解放される可能性
も低くなり、また、メモリ解放位置管理機構１３で管理
しているアドレスからメモリ３が獲得される可能性があ
り、処理が複雑になり、これによって、リアルタイムＯ
Ｓ１２の性能が低下しないようにするためである。

【００３１】メモリ解放要求が発生すると、リアルタイ
ムＯＳ１２は、図７のフローチャートに示すように、ス
テップ６１において、メモリ解放位置管理機構１３に保
持されているアドレスが、初期値ＮＵＬＬであるかどう
かの確認が行われる。そして、メモリ解放位置管理機構
１３に保持されているアドレスがＮＵＬＬである場合、
ステップ６５に進む。

【００３２】ステップ６５においては、従来通り、空き
メモリ管理テーブル４１の空きメモリ先頭ブロック４２
から順に解放位置を検索する。次式（２）を満たす場合
は、解放された空きメモリブロックの先頭アドレスを、
空きメモリ管理テーブル４１の空きメモリ先頭ブロック
４２に登録して、空きメモリブロックの次のブロック３
１に、それまで空きメモリ管理テーブル４１の空きメモ
リ先頭ブロック４２に登録されていたアドレスを登録す
る。また、それまで、空きメモリ管理テーブル４１の空
きメモリ先頭ブロック４２のアドレスで指定される空き
メモリブロックの前のブロック３２に、いま解放された
メモリブロックの先頭アドレスを登録する。

【００３３】 （空きメモリ先頭ブロック４２に格納されているアドレス）＞（解放されるメ モリブロックの先頭アドレス） ・・・（２）

【００３４】一方、ステップ６１において、メモリ解放
位置管理機構１３により保持されているアドレスが初期
値ＮＵＬＬであり、かつ式（２）を満たさない場合、次
式（３）を満たす間は、空きメモリ先頭ブロックから、
解放位置を検索する。即ち、空きメモリの先頭ブロック
から、順次、各ブロックの次のブロック３１に格納され
ている先頭アドレスと、解放するメモリブロックの先頭
アドレスを比較して、初めて次式（４）を満たすとき、
そのブロックの直前が解放位置となる。そして、ステッ
プ６５の処理が終了すると、ステップ６６に進み、上記
解放位置に解放されたメモリブロックを挿入する。

【００３５】 （解放されるメモリブロックの先頭アドレス）＞（次のブロック３１の先頭ア ドレス） ・・・（３）

【００３６】 （次のブロック３１の先頭アドレス）＞（解放されるメモリブロックの先頭ア ドレス） ・・・（４）

【００３７】一方、メモリ解放位置管理機構１３が保持
しているアドレスが初期値ＮＵＬＬでない場合、解放さ
れたメモリブロックは、メモリ解放位置管理機構１３が
保持しているアドレスの近辺に存在する可能性が高い。
従って、メモリ解放位置管理機構１３内のポインタが示
すアドレスを基準にして、解放されるメモリブロックの
解放位置を、次式（５）、又は次式（６）で、予めより
近い方を求めることにより、解放位置を検出する。

【００３８】 （メモリ解放位置管理機構保存アドレス）＞（解放されるメモリブロックの先 頭アドレス） ・・・（５）

【００３９】 （解放されるメモリブロックの先頭アドレス）＞（メモリ解放位置管理機構保 存アドレス） ・・・（６）

【００４０】即ち、ステップ６２において、解放された
メモリブロックのアドレスが、メモリ解放位置管理機構
１３に保存されているアドレスより大きいか否かが判定
される。解放されたメモリブロックのアドレスが、メモ
リ解放位置管理機構１３に保存されているアドレスより
大きくない（小さい）（上記式（５）を満たす）と判定
された場合、ステップ６３に進み、アドレスがより小さ
い方向に、メモリ解放位置の検索を行う。

【００４１】一方、解放されたメモリブロックのアドレ
スが、メモリ解放位置管理機構１３に保存されているア
ドレスより大きい（上記式（６）を満たす）と判定され
た場合、ステップ６４に進み、アドレスがより大きい方
向に、メモリ解放位置の検索を行う。

【００４２】そして、解放位置を検出した後、ステップ
６６において、検出された解放位置に解放されたメモリ
ブロックが挿入される。次に、ステップ６７において、
解放位置メモリブロックの前のブロック３２に格納され
ているアドレスで示される前のメモリブロックの終了ア
ドレス３４と、解放されたメモリブロックの先頭アドレ
スが一致するか否か、即ち、挿入したメモリブロックに
隣接する空きメモリブロックが存在するか否かが判定さ
れる。

【００４３】その結果、解放位置のメモリブロックの前
のブロック３２に格納されているアドレスで示される前
のメモリブロックの終了アドレス３４と、解放されたメ
モリブロックの先頭アドレスが一致する、即ち、挿入し
たメモリブロックに隣接する空きメモリブロックが存在
すると判定された場合、ステップ６８に進み、前のブロ
ック３２に格納されているアドレスで示される空きメモ
リブロックと結合する。

【００４４】また、解放位置のメモリブロックの次のブ
ロック３１に格納されているアドレスで示される次のメ
モリブロックの先頭アドレスと、解放されたメモリブロ
ックの終了アドレス３４が一致する場合、次のブロック
３１に格納されているアドレスで示される次のメモリブ
ロックと結合する。そして、新たに、１つの空きメモリ
ブロックとする。

【００４５】そして、ステップ６９において、上述した
ようにして結合してできたこの空きメモリブロックの先
頭アドレスを、メモリ解放位置管理機構１３に保持させ
るようにする。

【００４６】また、ステップ６７において、挿入したメ
モリブロックに隣接する空きメモリブロックが存在しな
いと判定された場合、挿入したメモリブロックの先頭ア
ドレスをメモリ解放位置管理機構１３に記憶させる。

【００４７】以上説明したように、上記実施の形態によ
り、以下のような効果を得ることができる。即ち、メモ
リブロックが連続して解放される場合、メモリブロック
解放位置を検索する回数が減少するため、メモリ解放処
理が占有するＣＰＵ１の時間を短縮することができ、リ
アルタイムＯＳ１２の処理能力を高めることができる。
その理由は、解放した最新のメモリブロックの先頭アド
レスが保存されているため、メモリブロックの解放位置
を検出するために必要なメモリブロック検索回数を減少
させることができるからである。

【００４８】なお、メモリブロックのサイズは固定で分
割されているメモリブロック管理方式で、メモリ解放位
置管理機構を備えるようにしても良い。

【００４９】また、上記実施の形態では、メモリ空間
を、使用中のメモリと空きメモリの２つに分けた場合に
ついて説明したが、メモリを別の用途で使用しても良
い。

【００５０】さらに、上記実施の形態においては、本発
明をマイクロコンピュータに追うようする場合について
説明したが、これに限定されるものではない。

【００５１】

【発明の効果】以上の如く、本発明のメモリ管理方法お
よびメモリ管理装置、並びに記録媒体によれば、メモリ
を、割り付けが行われている使用メモリと、解放されて
いる未使用メモリとに分割してブロック単位で管理し、
使用メモリをメモリを獲得した順番に繋ぎ、未使用メモ
リをアドレス順に繋ぎ、使用メモリの所定のブロックを
解放するとき、解放されるブロックの先頭アドレスを保
存し、保存しているブロックの先頭アドレスを基準にし
て、次のブロックの解放位置の検出を行うようにしたの
で、全メモリ領域から解放位置を検出するときの検索回
数を減少させ、ＣＰＵの占有時間を短くすることがで
き、メモリ解放処理の高速化を実現するとともに、リア
ルタイムＯＳの性能を向上させることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のメモリ管理方法が適用されるマイクロ
コンピュータの一実施の形態のハードウェア構成を示す
図である。

【図２】本発明のメモリ管理方法が適用されるマイクロ
コンピュータの一実施の形態のソフトウェア構成を示す
図である。

【図３】タスクとリアルタイムＯＳ１２のメモリ獲得、
解放処理を説明する図である。

【図４】メモリブロック管理テーブルの構成例を示す図
である。

【図５】メモリ管理テーブル４１，４４とメモリブロッ
クの関係を示す図である。

【図６】メモリ３とメモリ解放位置管理機構１３の関係
を示す図である。

【図７】メモリ解放処理の処理手順を説明するフローチ
ャートである。

【符号の説明】

１ ＣＰＵ ２ ＲＯＭ ３ メインメモリ ４ 記憶装置 ５ メモリコントローラ ６ タイマコントローラ ７ 割り込みコントローラ ９ Ａ／Ｄバス １０ 割り込みハンドラ １１ 例外ハンドラ １２ リアルタイムＯＳ １３ メモリ解放位置管理機構 １４ タスク ２３ メモリ制御部 ３１ 次のブロック ３２ 前のブロック ３３ 先頭アドレス ３４ 最終アドレス ３５ ブロック使用状況フラグ ４１ 空きメモリ管理テーブル ４２ 空きメモリ先頭ブロック ４３ 空きメモリ最終ブロック ４４ 使用メモリ管理テーブル ４５ 使用メモリ先頭ブロック ４６ 使用メモリ最終ブロック

Claims (6)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 タスクからの要求に応じて、前記タスク
   に対してメモリの割り付けおよび解放を行うメモリ管理
   方法であって、 前記メモリを、割り付けが行われている使用メモリと、
   解放されている未使用メモリとに分割してブロック単位
   で管理し、 前記使用メモリをメモリを獲得した順番に繋ぎ、前記未
   使用メモリをアドレス順に繋ぎ、 前記使用メモリの所定のブロックを解放するとき、解放
   されるブロックの先頭アドレスを保存し、 保存している前記ブロックの先頭アドレスを基準にし
   て、次のブロックの解放位置の検出を行うことを特徴と
   するメモリ管理方法。
2. 【請求項２】 前記ブロックは、少なくとも、前記ブロ
   ックに繋がれている次のブロックのアドレスと、前のブ
   ロックのアドレスと、前記ブロックの先頭アドレスと、
   前記ブロックの終了アドレスとからなるテーブルにより
   管理されることを特徴とする請求項１に記載のメモリ管
   理方法。
3. 【請求項３】 前記使用メモリは、前記使用メモリの先
   頭ブロックのアドレスと、前記使用メモリの最後のブロ
   ックのアドレスからなるテーブルにより管理されること
   を特徴とする請求項１に記載のメモリ管理方法。
4. 【請求項４】 前記未使用メモリは、前記未使用メモリ
   の先頭ブロックのアドレスと、前記未使用メモリの最後
   のブロックのアドレスからなるテーブルにより管理され
   ることを特徴とする請求項１に記載のメモリ管理方法。
5. 【請求項５】 タスクからの要求に応じて、前記タスク
   に対してメモリの割り付けおよび解放を行うメモリ管理
   装置であって、 前記メモリが、割り付けが行われている使用メモリと、
   解放されている未使用メモリとに分割してブロック単位
   で管理され、前記使用メモリがメモリを獲得した順番に
   繋がれ、前記未使用メモリがアドレス順に繋がれた状態
   で、 前記使用メモリの所定のブロックを解放するとき、解放
   されるブロックの先頭アドレスを保存する保存手段と、 前記保存手段によって保存されている前記ブロックの先
   頭アドレスを基準にして、次のブロックの解放位置の検
   出を行う検出手段とを備えることを特徴とするメモリ管
   理装置。
6. 【請求項６】 請求項１に記載のメモリ管理方法を実行
   可能なプログラムが記録されている記録媒体。