2× DVD - Vitajte na stránkach www.einsty.hostujem.sk

P R O G R A M U J E M EDôleitá poznámka: Je nevyhnutné zabezpeèi, aby sa k premenným a objektom, sktorými pracujeme v kritickej sekcii, dalo v programe pristupova len cez príkazy synchronized,ktoré navyše musia pracova s rovnakým zamykacím objektom. V opaènomprípade synchronizácia stráca zmysel.MONITORY. V paralelnom programovaní pojem monitor opisuje údajovú metaštruktúru,ktorú by sme mohli pripodobni k javovskej triede: monitor má vnútorný stav (údajové èleny)a poskytuje operácie, ktoré mono nad monitorom vykonáva (metódy). Podstatným rozdie−lom oproti triedam je zabezpeèenie vzájomného vyluèovania pri prístupe k monitoru. Inakpovedané: z metód monitora môe by súèasne volaná najviac jedna.Implementácia monitorov v Jave je logickým dôsledkom pouitia mechanizmu zám−kov. Ak sa zamyslíme nad tým, ako by sa dalo vzájomné vyluèovanie pri prístupe k metó−dam triedy realizova, rýchlo prídeme na najjednoduchšiu monos: obali kód metódy dopríkazu synchronized a ako zamykací objekt poui this. Ide to však ešte jedno−duchšie. Ak pri deklarácii metódy pouijeme ako jeden z modifikátorov k¾úèové slovosynchronized, dosiahneme tým, e pri volaní metódy sa aktuálny thread najprv pokú−si získa zámok nad objektom, nad ktorým metódu volá. V prípade, e ide o statickúmetódu, v rámci ktorej objekt this neexistuje, ako zamykací objekt sa pouije objekttypu Class reprezentujúci danú triedu.Ako jednoduchý príklad monitora si ukáme triedu, ktorá vyrieši náš predchádzajúciproblém s paralelnou inkrementáciou premennej x:class MutExVar{private int value;public MutExVar(int _val){ value = _val; }public synchronized void set(int _val){ value = _val; }public synchronized int get(){ return value; }public synchronized void inc(){ value ++; }}Oba thready budú namiesto príkazu x = x + 1 v cykle vola metódu x.inc() (pred−pokladáme, e x je teraz inštanciou triedy MutExVar). Ïalšie synchronizované metódyset() a get() slúia na nastavenie a získanie uloenej hodnoty. Konštruktor z pocho−pite¾ných dôvodov nemusí by synchronizovaný.PROBLÉM S DEADLOCKOM. Pri práci so zámkami sa treba vyvarova situá−cie, ktorá sa bene oznaèuje anglickým termínom deadlock, po slovensky uviaznutie.Okolo problému deadlocku existuje celá teória, take len struène: stav deadlocku zname−ná, e jeden alebo viacero threadov neobmedzene dlho èaká na vstup do kritickej sekcie(a nikdy sa do nej nedostane).Ako môe k deadlocku dôjs? Predstavme si dva thready, ktoré na vstup do kritickejsekcie potrebujú získa dva zámky, ale budú to robi v navzájom opaènom poradí. Prvýthread napríklad takto:synchronized (lock1){synchronized (lock2){// ...}}a druhý takto:synchronized (lock2){synchronized (lock1){// ...}}Ak sa prvému threadu podarí získa lock1 a druhému lock2, v tom okamihu súodsúdení na veèné èakanie, pretoe ani jeden nemôe získa druhý zámok (má ho tendruhý). Vyriešenie tohto konkrétneho problému je jednoduché – staèí zameni poradiepríkazov synchronized v niektorom z threadov. Univerzálny liek však na odstránenienebezpeèenstva deadlocku neexistuje a pri písaní programov treba pouíva predovšet−kým zdravý rozum a riadnu dávku predstavivosti.PODMIENEÈNÉ PREMENNÉ. Java poskytuje ešte jeden synchronizaèný pro−striedok, ktorý sa najviac podobá konceptu podmieneèných premenných (conditionalvariables). Tie si môeme predstavi ako metaobjekty, ktoré predstavujú synchronizaèné bodyviazané na splnenie nejakej podmienky. Poskytujú dve operácie s tradiènými názvami waita signal, ktorým v Jave zodpovedajú metódy wait() a notify(). Ide o metódy triedyObject, a teda ich môeme zavola nad kadou inštanciou objektového typu.Aká je sémantika týchto dvoch operácií? Ak thread zistí, e podmienka, ktorá je pridruenák podmieneènej premennej, nie je splnená, vykoná operáciu wait. Tým sa zaradí do zoznamuèakate¾ov na danú podmieneènú premennú, prejde do stavu „spiaci“ a naïalej nesúaí opridelenie procesora. Zo spánku ho môe zobudi iný thread, ktorý nad podmieneènou pre−mennou vykoná operáciu signal. Dôsledkom tejto operácie je výber jedného z èakate¾ov ajeho zobudenie. Zobudený thread sa presúva do stavu „pripravený“ a èaká na pridelenie pro−cesora. Ak je zoznam èakate¾ov prázdny, operácia signal nemá nijaký efekt.Pozrime sa teraz na vec na úrovni zdrojového kódu. Operácii wait zodpovedá zavola−nie metódy wait() nad ¾ubovo¾ným objektom (ktorý nahrádza spomínanú podmieneè−nú premennú). Aktuálny thread musí nad týmto objektom vlastni zámok. V rámci vyko−návania metódy je thread pozastavený a zámok sa mu odoberie (to je nevyhnutný krok,pretoe inak by spiaci thread blokoval akýko¾vek prístup k synchronizaènému objektu).Pri volaní metódy wait() mono ako volite¾ný argument zada maximálny èas, poèasktorého thread bude èaka na zobudenie.Druhej operácii signal zodpovedá metóda notify(), ktorú, pochopite¾ne, voláme nadrovnakým objektom ako metódu wait(). Thread, ktorý metódu volá, tak obyèajne èinípreto, lebo zabezpeèil splnenie podmienky pridruenej k objektu. Ako dôsledok volaniametódy notify() sa zobudí jeden z èakajúcich threadov (ktorý to bude, je vecou imple−mentácie). Ak nikto neèaká, metóda je bez efektu. Niekedy príde vhod zobudi všetky èakajú−ce thready – vtedy pouijeme metódu notifyAll(), ktorá sa inak správa ako metódanotify(). Metódy notify() a notifyAll() by mal vola len thread, ktorý je momen−tálne vlastníkom zámku nad synchronizaèným objektom.Zobudený thread nezaène bea okamite. Je zaradený do radu threadov èakajúcichna naplánovanie a po pridelení procesora sa najprv snaí získa zámok, ktorý mu bolpred pozastavením odobraný. Po získaní zámku ukonèí volanie metódy wait() apokraèuje nasledujúcim príkazom. V prípade, e thread volal metódu wait() ako dôsle−dok nesplnenia nejakej podmienky, je ve¾mi dôleité test podmienky zopakova, pretoenie je zaruèené, e sa od okamihu zobudenia threadu po jeho opätovné naplánovanietáto podmienka nezmenila. Namiesto kódu:synchronized ( obj ){if (! podmienka )obj.wait();}treba bezpodmieneène poui kód:synchronized ( obj ){while (! podmienka )obj.wait();}A ešte jedna poznámka na záver: Threadu sa poèas vykonávania metódy wait() odo−berá len zámok na aktuálny objekt. Prípadné ïalšie zámky mu zostávajú a sú tak dobrýmkandidátom na vznik deadlocku.PRÍKLADY. Zdrojové texty k príkladom mono tradiène nájs na webovej stránke PCREVUE. Nachádza sa tam okrem iného riešenie klasického problému synchronizácie prístupuku koneènému bufferu (inak známeho aj ako problém producentov/konzumentov).Vladimír Klimovský112 PC REVUE 1/2002