10.6 Synchronisation über Warten und Benachrichtigen

Die Synchronisation von Methoden oder Blöcken ist eine einfache Möglichkeit, konkurrierende Zugriffe von der virtuellen Maschine auflösen zu lassen. Obwohl die Umsetzung mit den Locks die Programmierung einfach macht, reicht dies für viele Aufgabenstellungen nicht aus. Wir können zwar Daten in einer synchronisierten Abfolge austauschen, doch gerne möchte ein Thread das Ankommen von Informationen signalisieren, und andere Threads wollen informiert werden, wenn Daten bereitstehen und abgeholt werden können.

Bei der Realisierung der Benachrichtigungen gibt es eine Reihe von Möglichkeiten. Im Folgenden nennen wir die einfachsten:

• Jedes Objekt besitzt über die Klasse java.lang.Object die Methoden wait() und notify(). Ein Thread, der über den Monitor verfügt, kann die Methoden aufrufen und sich so in einen Wartezustand versetzen oder einen anderen Thread aufwecken. Diese Möglichkeit gibt es seit Java 1.0. (Es ist schon ein wenig seltsam, dass Java für die Synchronisation ein eingebautes Schlüsselwort hat, aber die Benachrichtigung über Methoden realisiert.)

• Von einem ReentrantLock – der den Monitor repräsentiert – liefert newCondition() ein Condition-Objekt, das über await() und signal() warten und benachrichtigen lässt. Diese Typen gibt es seit Java 5.

Szenarien mit Warten und Benachrichtigen sind oft Produzenten-Konsumenten-Beispiele. Ein Thread liefert Daten, die ein anderer Thread verwenden möchte. Da er in keiner kostspieligen Schleife auf die Information warten soll, synchronisieren sich die Partner über ein beiden bekanntes Objekt. Erst wenn der Produzent sein OK gegeben hat, ergibt es für den Datennutzer Sinn, weiterzuarbeiten; jetzt hat er seine benötigten Daten. So wird keine unnötige Zeit in Warteschleifen vergeudet, und der Prozessor kann die übrige Zeit anderen Threads zuteilen.

10.6.1 Die Schnittstelle Condition

Mit einem Lock-Objekt wie ReentrantLock können zwecks Benachrichtigung Condition-Objekte abgeleitet werden. Dazu dient die Funktion newCondition():

• Condition newCondition() Liefert ein Condition-Objekt, das mit dem Lock verbunden ist. Mit einem Lock-Objekt können beliebig viele Condition-Objekte gebildet werden.

Warten mit await() und Aufwecken mit signal()

Damit das Warten und Benachrichtigen funktioniert, kommunizieren die Parteien über ein gemeinsames Condition-Objekt, das vom Lock erfragt wird:

Condition condition = lock.newCondition();

In einem fiktiven Szenario soll ein Thread T1 auf ein Signal warten und ein Thread T2 dieses Signal geben. Da nun beide Threads Zugriff auf das gemeinsame Condition-Objekt haben, kann T1 sich mit folgender Anweisung in den Schlaf begeben:

try { 
  condition.await(); 
} catch ( InterruptedException e ) { 
  ... 
}

Mit dem await() geht der Thread in den Zustand nicht ausführend über. Der Grund für den try-catch-Block ist, dass ein await() durch eine InterruptedException vorzeitig abgebrochen werden kann. Das passiert zum Beispiel, wenn der wartende Thread per interrupt()-Methode einen Hinweis zum Abbruch bekommt.

Die Methode await() bestimmt den ersten Teil des Paares. Der zweite Thread T2 kann nun nach Eintreffen einer Bedingung das Signal geben:

condition.signal();

Um das signal() muss es keinen Block geben, der Exceptions auffängt.

• void await() throws InterruptedException Wartet auf ein Signal, oder die Methode wird unterbrochen.

• void signal() Weckt einen wartenden Thread auf.

Vor der Condition kommt ein Lock

Auf den ersten Blick scheint es, als ob das Lock-Objekt nur die Aufgabe hat, ein Condition-Objekt herzugeben. Das ist aber noch nicht alles, denn die Methoden await() und auch signal() können nur dann aufgerufen werden, wenn vorher ein lock() den Signal-Block exklusiv sperrt.

lock.lock(); 
try { 
  condition.await(); 
} catch ( InterruptedException e ) { 
  ... 
} 
finally { 
  lock.unlock(); 
}

Doch was passiert ohne Aufruf von lock()? Zwei Zeilen zeigen die Auswirkung:

Listing 10.23 com/tutego/insel/thread/concurrent/AwaitButNoLock.java, main()

Condition condition = new ReentrantLock().newCondition(); 
condition.await();     // java.lang.IllegalMonitorStateException

Das Ergebnis ist eine java.lang.IllegalMonitorStateException.

Temporäre Lock-Freigabe bei await()

Um auf den Condition-Objekten also await() und signal() aufrufen zu können, ist ein vorangehender Lock nötig. Augenblick mal: Wenn ein await() kommt, hält der Thread doch den Monitor, und kein anderer Thread könnte in einen kritischen Abschnitt, der über das gleiche Lock-Objekt gesperrt ist, signal() aufrufen. Wie ist das möglich? Die Lösung besteht darin, dass await() den Monitor freigibt und den Thread so lange sperrt, bis zum Beispiel von einem anderen Thread das signal() kommt. (Wenn wir ein Programm mit nur einem Thread haben, dann ergibt natürlich so ein Pärchen keinen Sinn.) Kommt das Signal, weckt das den wartenden Thread wieder auf, und er kann am Scheduling wieder teilnehmen. Da also ein anderer Thread prinzipiell in den gleichen Block wie der Wartende hineinlaufen kann, ist das nicht logisch atomar – was es wäre, wenn der Thread komplett einen synchronisieren Block durchläuft, bevor ein anderer Thread den Block betritt.

Mehrere Wartende und signalAll()

Es kann durchaus vorkommen, dass mehrere Threads in einer Warteposition an demselben Objekt sind und aufgeweckt werden wollen. signal() wählt dann aus der Liste der Wartenden einen Thread aus und gibt ihm das Signal. Sollten alle Wartenden einen Hinweis bekommen, lässt sich signalAll() verwenden.

• void signalAll() Weckt alle wartenden Threads auf.

await() mit einer Zeitspanne

Ein await() wartet im schlechtesten Fall bis zum Sankt-Nimmerleins-Tag, wenn es kein signal() gibt. Es gibt jedoch Situationen, in denen wir eine bestimmte Zeit lang warten, aber bei Fehlen der Benachrichtigung weitermachen wollen. Dazu kann dem await() in unterschiedlichen Formen eine Zeit mitgegeben werden.

• long awaitNanos( long nanosTimeout ) throws InterruptedException Wartet eine bestimmte Anzahl Nanosekunden auf ein Signal, oder die Methode wird unterbrochen. Die Rückgabe gibt die Wartezeit an.

• boolean await( long time, TimeUnit unit ) throws InterruptedException

• boolean awaitUntil( Date deadline ) throws InterruptedException Wartet eine bestimmte Zeit auf ein Signal. Kommt das Signal in der Zeit nicht, geht die Methode weiter und liefert true. Kam das Signal oder ein interrupt(), liefert die Methode false.

• void awaitUninterruptibly() Wartet ausschließlich auf ein Signal und lässt sich nicht durch ein interrupt() beenden.

An den Methoden ist schon zu erkennen, dass die Wartezeit einmal relativ (await()) und einmal absolut (awaitUntil()) sein kann. (Mit den eingebauten Methoden wait() und notify() ist immer nur eine relative Angabe möglich.)

Eine IllegalMonitorStateException wird das Ergebnis sein, wenn beim Aufruf einer Condition-Methode das lock() des zugrunde liegenden Lock-Objekts fehlte.

condition1.await( 2, TimeUnit.SECONDS ); 
condition2.await();

10.6.2 Beispiel: Erzeuger-Verbraucher-Programm

Ein kleines Erzeuger-Verbraucher-Programm soll die Anwendung von Threads kurz demonstrieren. Zwei Threads greifen auf eine gemeinsame Datenbasis zurück. Ein Thread produziert unentwegt Daten (in dem Beispiel ein Zeit-Datum) und schreibt sie in eine Queue. Der andere Thread nimmt Daten aus der Queue heraus und schreibt sie auf den Bildschirm.

Beginnen wir mit einer Klasse Lager, die mit den Methoden rein() und raus() Daten abspeichern und ausgeben kann. Die Größe des Lagers ist beschränkt, und so blockiert die Methode rein(), wenn mehr als ein definiertes Maximum von Elementen gespeichert ist. (Gut, wir hätten die Elemente auch verwerfen können, aber das ist hier keine gute Idee.) Eine zweite Wartesituation haben wir auch noch: Ist das Lager leer, kann raus() kein Element geben.

Listing 10.24 com/tutego/insel/thread/concurrent/ErzeugerVerbraucherDemo.java, Teil 1

package com.tutego.insel.thread.concurrent; 
 
import java.util.*; 
import java.util.concurrent.locks.*; 
 
class Lager<T> 
{ 
  private static final int MAXQUEUE = 10; 
 
  private final Queue<T> produkte    = new LinkedList<T>(); 
  private final Lock lock            = new ReentrantLock(); 
  private final Condition nichtVoll  = lock.newCondition(); 
  private final Condition nichtLeer  = lock.newCondition(); 
 
  public void rein( T elem ) throws InterruptedException 
  { 
    lock.lock(); 
    try 
    { 
      while ( produkte.size() == MAXQUEUE ) 
        nichtVoll.await(); 
 
      produkte.add( elem ); 
 
      nichtLeer.signalAll(); 
    } 
    finally { 
      lock.unlock(); 
    } 
  } 
 
  public T raus() throws InterruptedException 
  { 
    lock.lock(); 
    try 
    { 
      while ( produkte.size() == 0 ) 
        nichtLeer.await(); 
 
      T elem = produkte.poll(); 
 
      nichtVoll.signalAll(); 
      return elem; 
    } 
    finally { 
      lock.unlock(); 
    } 
  } 
}

Als Objektvariable wird eine Warteschlange als Objekt vom Typ Queue definiert, das die Daten aufnimmt, auf die die Threads dann zurückgreifen. Die erste definierte Funktion ist rein(). Wenn noch Platz in der Warteschlange ist, dann hängt die Funktion das Objekt an. Ist das Lager voll, muss gewartet werden, bis es jemand leert.

while ( produkte.size() == MAXQUEUE ) 
  nichtVoll.await();

Es ist typisch für Wartesituationen, dass await() – die synchronisierte Aktion, die ein zusätzliches Kriterium sicherstellt – in einem Schleifenrumpf aufgerufen wird. Denn falls signalAll() einen Thread aus dem await() holt, muss weiterhin getestet werden, ob die Bedingung immer noch gilt. Ein einfaches if würde dazu führen, dass bei zwei aufgeweckten Threads beide glauben, dass die Queue jeweils ein Element, also in der Summe zwei, aufnehmen kann. Doch bei nur einem entnommenen Element – und dem damit verbundenen signalAll() – darf auch nur ein Element wieder hinein. Die Schleife verhindert, dass jeder Geweckte ein Element hineinlegt. Die Bedingung, ob schon maximal viele Produkte in der Datenstruktur stecken, wird im Englischen guard (zu Deutsch etwa »Wache«) genannt, und die überwachte Aktion (engl. guarded action) »Warte« wird damit zum so genannten überwachten Warten (engl. guarded wait).

Bei der Funktion raus() finden wir das gleiche Muster. Sind in der Warteschlange keine Daten vorhanden, so muss der interessierte Thread warten. Kommt ein Element hinein, kann genau eines herausgenommen werden. Eine einfache Fallunterscheidung könnte bei zwei Wartenden und einem signalAll() vom neuen Element dazu führen, dass beide Threads ein Element entnehmen. Das geht aber nicht, da nur ein Element in der Queue ist.

Die Schleifenbedingung – etwa produkte.size() == 0 – ist das Gegenteil der Bedingung, auf die gewartet werden soll; Produktanzahl ungleich null, dann geht’s weiter.

Die allgemeine Lager-Klasse ist ein Beispiel für eine so genannte beschränkte blockierende Queue. Java 5 definiert mit BlockingQueue eine Schnittstelle für blockierende Operationen. Die Klasse ArrayBlockingQueue ist eine solche Warteschlange, die blockiert, wenn keine Daten enthalten sind und ein Maximum erreicht ist. Jetzt haben wir uns eine einfache Variante einer solchen Datenstruktur selbst gebaut!

In der Quellcodedatei folgen Erzeuger und Verbraucher. Als Erstes wird das Lager-Objekt gebaut, über das Erzeuger und Verbraucher ihre Daten austauschen.

Listing 10.25 com/tutego/insel/thread/concurrent/ErzeugerVerbraucherDemo.java, Teil 2

public class ErzeugerVerbraucherDemo 
{ 
  public static void main( String[] args ) 
  { 
    final Lager<String> lager = new Lager<String>(); 
 
    new Thread() // Erzeuger 
    { 
      @Override public void run() 
      { 
        try 
        { 
          while ( true ) 
          { 
            String s = String.format( "%1$tT, %1$tL", new Date() ); 
 
            lager.rein( s ); 
            System.out.println( "Produziere: " + s ); 
 
            sleep( (int) (Math.random() * 100) ); 
          } 
        } 
        catch ( InterruptedException e ) { e.printStackTrace(); } 
      } 
    }.start();

Der Erzeuger ist ein Thread, der unermüdlich Zeit-Strings produziert und in die Queue schreibt. Zwischen jedem String lässt er sich etwas Zeit.

Der letzte Teil ist der Verbraucher; ein Thread, der dem Lager ständig Dinge entnimmt.

Listing 10.26 com/tutego/insel/thread/concurrent/ErzeugerVerbraucherDemo.java, Teil 3

    class Verbraucher extends Thread 
    { 
      final private String name; 
 
      Verbraucher( String name ) 
      { 
        this.name = name; 
      } 
 
      @Override public void run() 
      { 
        try 
        { 
          while ( true ) 
          { 
            System.out.println( name + " holt Nachricht: " + lager.raus() ); 
 
            Thread.sleep( (int) (Math.random() * 1000) ); 
          } 
        } 
        catch ( InterruptedException e ) { e.printStackTrace(); } 
      } 
    } 
 
    new Verbraucher( "Eins" ).start(); 
    new Verbraucher( "Zwei" ).start(); 
    new Verbraucher( "Drei" ).start(); 
  } 
}

Das Programm startet drei Verbraucher, was eine Ausgabe ähnlich dieser ergibt:

Eins holt Nachricht: 21:26:03, 285 
Produziere: 21:26:03, 285 
Zwei holt Nachricht: 21:26:03, 365 
Produziere: 21:26:03, 365 
Drei holt Nachricht: 21:26:03, 415 
Produziere: 21:26:03, 415 
Produziere: 21:26:03, 425 
Zwei holt Nachricht: 21:26:03, 425 
Produziere: 21:26:03, 525 
Produziere: 21:26:03, 596 
Produziere: 21:26:03, 696 
Produziere: 21:26:03, 766 
Produziere: 21:26:03, 846 
Drei holt Nachricht: 21:26:03, 525 
Produziere: 21:26:03, 936 
Produziere: 21:26:03, 976 
Zwei holt Nachricht: 21:26:03, 596 
Produziere: 21:26:04, 016 
Produziere: 21:26:04, 096 
Produziere: 21:26:04, 126 
Produziere: 21:26:04, 156 
Eins holt Nachricht: 21:26:03, 696 
Produziere: 21:26:04, 216 
Produziere: 21:26:04, 246 
Eins holt Nachricht: 21:26:03, 766 
Produziere: 21:26:04, 317 
Produziere: 21:26:04, 337 
Eins holt Nachricht: 21:26:03, 846 
Drei holt Nachricht: 21:26:03, 936 
Produziere: 21:26:04, 667 
Zwei holt Nachricht: 21:26:03, 976 
Eins holt Nachricht: 21:26:04, 016 
Produziere: 21:26:04, 927 
... bis in die Unendlichkeit

Da die Konsolenausgabe nicht-synchronisiert ist, hat es den Anschein, als ob erst konsumiert und dann produziert wird! Auf der DVD oder im Netz gibt es eine Version ProducerCon-sumerDemoWaitNotify.java, die nicht mit Klassen aus dem concurrent-Paket arbeitet.

10.6.3 Warten mit wait() und Aufwecken mit notify()

Nachdem im vorigen Kapitel der Weg mit den Java-5-Klassen und -Schnittstellen beschritten wurde, wollen wir uns abschließend mit den Möglichkeiten beschäftigen, die Java seit der Version 1.0 mitbringt.

Nehmen wir wieder zwei Threads an. Sie sollen sich am Objekt o synchronisieren – die Methoden wait() und notify() sind nur mit dem entsprechenden Monitor gültig, und den besitzt das Programmstück, wenn es sich in einem synchronisierten Block aufhält. Thread T1 soll auf Daten warten, die Thread T2 liefert. T1 führt dann etwa den folgenden Programmcode aus:

synchronized( o ) 
{ 
  try { 
    o.wait(); 
    // Habe gewartet, kann jetzt loslegen. 
  } catch ( InterruptedException e ) { 
    ... 
  } 
}

Wenn der zweite Thread den Monitor des Objekts o bekommt, kann er den wartenden Thread aufwecken. Er bekommt den Monitor durch das Synchronisieren der Methode, was ja bei Objektmethoden synchronized(this) entspricht. T2 gibt das Signal mit notify():

synchronized( o ) 
{ 
  // Habe etwas gemacht und informiere jetzt meinen Wartenden. 
  o.notify(); 
}

Um notify() muss es keinen Block geben, der Exceptions auffängt. Wenn ein Thread ein notify() auslöst und es keinen wartenden Thread gibt, dann verpufft es.

• void wait() throws InterruptedException Der aktuelle Thread wartet an dem aufrufenden Objekt darauf, dass er nach einem notify()/notifyAll() weiterarbeiten kann. Der aktive Thread muss natürlich den Monitor des Objekts belegt haben. Andernfalls kommt es zu einer IllegalMonitorStateException.

• void wait( long timeout ) throws InterruptedException Wartet auf ein notify()/notifyAll() eine gegebene Anzahl von Millisekunden. Nach Ablauf dieser Zeit geht es ohne Fehler weiter.

• void wait( long timeout, int nanos ) throws InterruptedException Wartet auf ein notify()/notifyAll() – angenähert 1 000 000 * timeout + nanos Nano-Sekunden.

• void notify() Weckt einen beliebigen Thread auf, der an diesem Objekt wartet.

• void notifyAll() Benachrichtigt alle Threads, die auf dieses Objekt warten.

Ein wait() kann mit einer InterruptedException vorzeitig abbrechen, wenn der wartende Thread per interrupt()-Methode unterbrochen wird. Die Tatsache, dass wait() temporär den Lock freigibt, was für uns mit synchronized aber nicht möglich ist, spricht dafür, dass etwas wie wait() nativ implementiert werden muss.

10.6.4 Falls der Lock fehlt: IllegalMonitorStateException

Wenn wait() oder notify() aufgerufen werden, uns aber der entsprechende Lock für das Objekt fehlt, kommt es zum Laufzeitfehler IllegalMonitorStateException, wie wir es schon bei Condition und dem fehlenden lock() vom Lock gesehen haben.

Was wird bei folgendem Programm passieren?

Listing 10.27 com/tutego/insel/thread/NotOwner.java, main()

package com.tutego.insel.thread; 
 
class NotOwner 
{ 
  public static void main( String[] args ) throws InterruptedException 
  { 
    new NotOwner().wait(); 
  } 
}

Der Compiler kann das Programm übersetzen, doch zur Laufzeit wird es zu einem Fehler kommen:

java.lang.IllegalMonitorStateException: current thread not owner 
  at java.lang.Object.wait(Native Method) 
  at java.lang.Object.wait(Object.java:426) 
  at NotOwner.main(NotOwner.java:5) 
Exception in thread "main"

Der Fehler zeigt an, dass der aktuelle ausführende Thread (current thread) nicht den nötigen Lock besitzt, um wait() auszuführen. Das Problem ist hier mit einem synchronized-Block (oder Methode) zu lösen. Um den Fehler zu beheben, setzen wir:

NotOwner o = new NotOwner(); 
synchronized( o ) 
{ 
  o.wait(); 
}

Dies zeigt, dass das Objekt o, das den Lock besitzt, für ein wait() »bereit« sein muss. In die richtige Stimmung wird es nur mit synchronized gebracht:

synchronized( NotOwner.class ) 
{ 
  new NotOwner().wait(); 
}

Doch natürlich könnten wir auch am Klassenobjekt synchronisieren:

synchronized( NotOwner.class ) 
{ 
  NotOwner.class.wait(); 
}

10.6.5 Semaphor

Ein Semaphor [Semaphoren wurden 1968 vom niederländischen Informatiker Edsger Wybe Dijkstra eingeführt, also 10 Jahre vor Hoares Monitoren. ] stellt sicher, dass nur eine bestimmte Anzahl von Threads auf ein Programmstück zugreifen und zählt damit zur Technik der Sperrmechanismen. Es lassen sich zwei Typen von Semaphoren unterscheiden:

• Binäre Semaphoren lassen höchstens einen Thread auf ein Programmstück zu. Das bekannte Paar await()/signal() bei Condition beziehungsweise wait()/notify() von Object bietet sich für binäre Semaphoren an.

• Allgemeine Semaphoren erlauben eine begrenzte Anzahl an Threads in einem kritischen Abschnitt. Das Semaphor verwaltet intern eine Menge so genannter Erlaubnisse (engl. permits).

Die Klasse Semaphore

Für allgemeine Semaphoren mit einer maximalen Anzahl Threads im Programmstück deklariert die Java-Bibliothek die Klasse java.util.concurrent.Semaphore.

Die wichtigen Eigenschaften der Semaphore-Klasse sind der Konstruktor und die Methoden zum Betreten und Verlassen des kritischen Abschnitts. Intern vermerkt das Semaphor jedes Betreten und lässt Threads warten, wenn das gesetzte Maximum erreicht ist, bis ein anderer Thread das Programmsegment verlässt.

class java.util.concurrent.Semaphore 
implements Serializable

• Semaphore( int permits ) Das neue Semaphor, das bestimmt, wie viele Threads in einem Block sein dürfen.

• void acquire() Versucht, in den kritischen Block einzutreten. Wenn der gerade belegt ist, wird gewartet. Vermindert die Menge der Erlaubnisse um eins.

• void release() Verlässt den kritischen Abschnitt und legt eine Erlaubnis zurück.

Allgemeine Semaphoren vereinfachen das Konsumenten-Produzenten-Problem, da eine bestimmte Anzahl von Threads in einem Block erlaubt sind. Die verbleibende Größe des Puffers ist somit automatisch die maximale Anzahl von Produzenten, die sich parallel im Einfügeblock befinden können.

Unser Beispiel soll mit einem Semaphor arbeiten, das nur zwei Threads gleichzeitig in den kritischen Abschnitt lässt.

Listing 10.28 com/tutego/insel/thread/concurrent/SemaphoreDemo.java

package com.tutego.insel.thread.concurrent; 
 
import java.util.concurrent.Semaphore; 
 
public class SemaphoreDemo 
{ 
  static Semaphore semaphore = new Semaphore( 2 );

Der kritische Abschnitt besteht aus zwei Operationen: einer Ausgabe auf dem Bildschirm und einer Wartezeit von zwei Sekunden. Er ist in einem Runnable eingebettet:

  static Runnable r = new Runnable() { 
    public void run() { 
      while ( true ) { 
        try 
        { 
          semaphore.acquire(); 
 
          System.out.println( "Thread=" + Thread.currentThread().getName() + 
                       ", Available Permits=" + semaphore.availablePermits() ); 
          Thread.sleep( 2000 ); 
        } 
        catch ( InterruptedException e ) { 
          e.printStackTrace(); 
        } 
        finally { 
          semaphore.release(); 
        } 
      } 
    } 
  };

Der kritische Abschnitt beginnt mit dem acquire() und endet mit release() im finally. In der Ereignisbehandlung fangen wir eine mögliche InterruptedException von acquire() und Thread.sleep() auf. Das release() ist im finally sehr gut aufgehoben, denn wir wollen in jedem Fall den Lock wieder freigeben, auch wenn irgendwie eine andere RuntimeException auftauchen sollte.

Drei Threads sollen sich koordinieren:

  public static void main( String[] args ) 
  { 
    new Thread( r ).start(); 
    new Thread( r ).start(); 
    new Thread( r ).start(); 
  } 
}

Nach dem Starten ist gut zu beobachten, wie jeweils zwei Threads im Abschnitt sind (eine Leerzeile symbolisiert die Wartezeit):

Thread=Thread-0, Available Permits=1 
Thread=Thread-1, Available Permits=0 
 
Thread=Thread-2, Available Permits=0 
Thread=Thread-0, Available Permits=0 
 
Thread=Thread-2, Available Permits=0 
Thread=Thread-0, Available Permits=0

Fair und unfair

In der Ausgabe ist zu sehen, dass Thread 0, 1 und 2 zwar ihre Aufgaben ausführen können, aber plötzlich eine Sequenz 0, 2, 0 entsteht. Unser Gerechtigkeitssinn sagt uns jedoch, dass Thread 1 wieder an die Reihe kommen müsste. Wie ist das möglich? Die Antwort lautet, dass das acquire() nicht berücksichtigt, wer am längsten wartet, sondern dass es sich aus der Liste der Wartenden einen beliebigen Thread auswählt. (Wir kennen das von notify() her und dem Betreten eines synchronized-Blocks.) Um ein faires Verhalten zu realisieren, wird die Fairness einfach über den Konstruktor von Semaphore angegeben. Ändern wir im Programm folgende Zeile:

static Semaphore semaphore = new Semaphore( 2, true );

Nun bekommen wir eine Ausgabe wie die folgende:

Thread=Thread-0, Available Permits=1 
Thread=Thread-1, Available Permits=0 
Thread=Thread-2, Available Permits=0 
Thread=Thread-0, Available Permits=0 
Thread=Thread-1, Available Permits=0 
Thread=Thread-2, Available Permits=0 
Thread=Thread-0, Available Permits=0 
Thread=Thread-1, Available Permits=0

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