Maintaining Database Consistency in Peer to Peer Networks
Baruch Awerbuch and Ciprian Tutu
Department of Computer Science
Johns Hopkins University
Baltimore,MD21218,USA
{baruch,ciprian}@https://www.doczj.com/doc/ed7404420.html,
Technical Report
CNDS-2002-2
https://www.doczj.com/doc/ed7404420.html,
February6th,2002
Abstract
We present an algorithm for persistent consistent distributed commit(distributed database commit)in a dynamic,asynchronous,peer to peer network.The algorithm has constant overhead
in time and space and almost constant communication complexity,allowing it to scale to very large
size networks.Previous solutions required linear overhead in communication and space,making
them unscalable.
We introduce a modular solution based on several well de?ned blocks with clear formal speci-?cations.These blocks can be implemented in a variety of ways and we give examples of possible
implementations.Most of the existing solutions require acknowledgments from every participant
for each action.Our algorithm is highly e?cient by aggregating these acknowledgments.Also,
in contrast with existing solutions,our algorithm does not require any membership knowledge.
Components are detected based on local information and the information is disseminated on an
overlay spanning tree.
The algorithm may prove to be more suited for practical implementation than the existing ones,because of its simplicity.
1Introduction
We present an algorithm for persistent consistent distributed commit(distributed database commit) in a dynamic,asynchronous,peer to peer network.The problem has been recognized as a very di?cult,yet very important problem.Replicated databases are becoming an imperative necessity and the existing solutions trade strict semantics for e?ciency or vice versa.We introduce a modular solution based on several well de?ned blocks with clear formal speci?cations.
We base our solution on the construction of a stable overlay spanning tree over the set of active, connected https://www.doczj.com/doc/ed7404420.html,ing the spanning tree as the underlying data structure guarantees an e?cient communication pattern and facilitates the deployment of simple algorithms with clear correctness proofs.This construction is equivalent in requirements to the construction employed by Lamport’s Paxos algorithm[Lam98]which is based on the election of a leader or with the constructions employed by solutions based on group communication.
Most of the existing solutions require acknowledgments from every participant for each action. Our algorithm aggregates these acknowledgments during normal operation,when the network is sta-ble.Intuitively,we run a virtual clock on a spanning tree by means of pulse messages and converging acknowledgments.Since the actions are disseminated on the same spanning tree used by the pulse messages and because of the FIFO guarantees on the links,a pulse message p will implicitly acknowl-edge all messages sent during the previous pulse p-11.The pulse mechanism as a synchronizer is derived from[Awe85].
The rest of the paper is organized as follows:the following subsections describe the model and relate to existing work.Section2evaluates the complexity of the algorithm and compares it to existing solutions.Section3introduces the main component of the algorithm and proves its correctness. Section4presents the complete algorithm that supports dynamic networks.Section5discusses the generality of the algorithm and concludes the paper.
1.1Model
We consider a dynamic asynchronous network susceptible to network partitions/re-merges and server crashes/recoveries.The network con?guration is given by a graph G(V(t),E(t))where V represents the set of servers in the system and E the set of overlay connections between https://www.doczj.com/doc/ed7404420.html,munication on the edges is assumed reliable and FIFO.We assume the existence of a network monitor module that detects failures of the physical network that disrupt the overlay topology.
Each node holds a local copy of the distributed database and may issue read/write operations on behalf of the clients that connect to them.The distributed database must obey consistency guarantees equivalent to one-copy-serializability.All the operations are assumed to have deterministic outcome.
The algorithm will satisfy standard correctness and liveness properties.In order to guarantee correctness,the algorithm establishes a global total order of actions that is consistent with FIFO speci?cations.If all the servers commit the actions in this agreed order,the database consistency is guaranteed.The correctness speci?cation below is similar to the one used in[AT01].
Property1(Global Total Order)
If both servers s and r committed their ith action,then these actions are identical.
Property2(Global FIFO Order)
If server r committed an action a generated by server s,then r already committed every action that s generated prior to a.
Property3(Liveness)
If server s commits action a and there exists a set of servers containing s and r,and a time from which on that set does not face communication or process failures,then server r eventually orders action a.
1.2Related Work
Two-phase commit[GR93,LL93]algorithms are the most common approach to providing a consistent view in a distributed database system over an unreliable network.However these protocols impose a substantial communication cost on each transaction and may require connectivity of all replicas
Algorithm\Measure#Mesgs time#mesgs
O(1)n+100
01/n?(n)O(1)
01/n O(1)O(1)
per transaction
The current solution has smaller overhead per transaction,but pays more per topology change. This is however desirable as it is assumed that the transaction frequency is signi?cantly higher than the rate of network changes.The number of messages sent per transaction,per link is1+2 message(data)denotes a message passed through the network containing the relevant information data;some
Initialization:Construct a spanning tree over the given network.This is a well-studied problem with a wide range of solutions[GHS83,Awe87].In the appendix we give a simple possible solution.
Synchronization:The algorithm will simply emulate a synchronous environment,by maintaining
a running“virtual clock”.Each“pulse”of the clock is generated by?ooding a message over
the?xed tree constructed in the previous step and converge-casting acks over subtrees(see Algorithm1).
Actions are sent in FIFO order on each link,along the same tree.For the simplicity of the analysis, but without reducing generality,we can assume that actions are initiated only by the root of the tree.Obviously,any node can?rst send their actions to the root which can introduce them into the system.Section5will analyze the impact of transparently allowing nodes to inject actions in the system.Furthermore we will consider that all the actions are sent together with the pulse message.These choices do not restrict in any way the generality of the model as we will show in section5,but they signi?cantly simplify the presentation and the understanding of the solution.
Each node keeps track of the virtual clock using the local variable localClock which is updated based on the pulse messages.Each node i will also maintain a bu?erβi p,2containing the ordered set of messages received during pulse p(when localClock=p).We denote
ack messages from every node.When receiving pulse p+1,each node commits the messages belonging to the previous pulse3.
We introduce the following invariant:
Pulse invariant:βj p≡
ack messages are sent on the same tree,the causal relationship between the reception of the messages pulse(p),data for pulse p and pulse(p+1)will be maintained at each node.This guarantees the inviolation of the invariant.
2 Note:On a static network where only the root sends messages on a spanning tree,there is no need for pulse messages in order to guarantee the distributed commit.The FIFO and reliability guarantees on the links are su?cient.The pulse will become useful however when used as a piece of a more general algorithm,under the model of a dynamic network,in the following sections.
1:when:receive data
message to all children c in children
list do
8:pulseack[c]←false
9:forward pulse(p)message to c
10:when:receive pulse
ack(p)message to parent
15:else{if parent=nil,i.e.root of the tree}
16:commit,if not previously committed,all messages inβp
17:execute generate pulse()
18:when:invoked generate pulse()do{code for Procedure generate pulse()} 19:localClock←localClock+1
20:generate pulse(localClock)message and send to all children
21:send data messages for pulse localClock to all children
Figure1:Conceptual Replication Algorithm
since that pulse was not completed,it needs to be re-executed in order to guarantee the invariant preservation.The Reconciliation algorithm will reset the localClock of the tree root to maxpulse-14.In a practical implementation this value can be trivially determined and set while building the spanning tree.The reconciliation algorithm will send a pulse
Algorithm2Wrapper for Pulse Algorithm
restart()noti?cation from reconciliation module do
4:if(parent=NIL)then
5:execute generate pulse()
βmaxpulse?1.
2 4.2Fail-Stop Network Solution
Let’s consider now the situation where link failures can partition the network into separate components which are unable to communicate with each other.If,for example,we have two such components,A and B,they are completely disjoint and a node in A cannot communicate with any node in B,but can communicate with any other node from A.
Among the set of di?erent connected components we will identify exactly one component as being the primary component.The primary component is determined using a quorum system.The synchronizer algorithm will continue to execute only in the primary component.We also extend the model to support node failures(crashes).At this point we consider that failed nodes do not recover; nodes that become disconnected from the primary component are also considered failed and do not rejoin the system.
As mentioned,the primary component is determined using a quorum system.Quorum systems and their properties have been largely studied in the literature[AW96,JM90,Woo98].Examples of quorum systems include majority,monarchy,tree-based and dynamic linear voting.
The algorithm remains basically the same,but the reconciliation phase will also collect the data necessary to determine the primary component.This information could be collected by the tree construction algorithm,thus improving the e?ciency.For clarity purposes however,we prefer to keep the algorithm blocks independent.The algorithm stops in all non-primary components.In Appendix A we show a sample implementation of a quorum detection mechanism based on weighted majority.
The fail-stop model exhibits the famous Consensus impossibility problem,presented by Fischer, Lynch and Paterson[FLP85].Consider maxpulse to be the maximum localClock value in a compo-nent.It is possible that some members(now in a di?erent component)completed the pulse maxpulse and moved on to the following pulse,committing on the messages from pulse maxpulse.Alternatively, it is possible that there are nodes that didn’t advance to pulse maxpulse and therefore didn’t even commit on pulse maxpulse-1.If all the nodes in the current component have the same local clock, they cannot tell which of the above scenarios is present in the system.However,the key element in overcoming this problem is the fact that the two described situations cannot occur simultaneously! Lemma3
The algorithm maintains the Pulse Invariant under a fail-stop network model.
Proof:(Sketch)
Let maxpulse be the maximum pulse number in the primary component.According to Lemma 2,the invariant is maintained for all p?maxpulse.As the pulse algorithm resumes,all the messages belonging to pulse maxpulse will be retransmitted.If there exists(outside the component)a node j with localClock=maxpulse+1,it means that it already committed on the messages of pulse maxpulse. However,in this case all the nodes in the primary will have localClock=maxpulse and will have βmaxpulse=
4.3Partitionable Network
We?nally consider the most general network model G(V(t),E(t))where nodes can fail and sub-sequently recover;link failures/recoveries can cause the network graph to partition into separate components and partitioned components can re-merge.All these events can occur independently,in cascade or simultaneously,in any combination.As before,at all times only one component will be identi?ed as the primary component and the pulse algorithm will be executed only in the primary component.However,the nodes in the non-primary components are not forever stopped;instead, they may exchange information with other nodes,as the network connectivity changes,and even rejoin the primary component.
This model introduces a new complication.When several previously separated components merge, they will have di?erent knowledge about the state of the system and will need to be updated to the most recent information available in the component.For simplicity,but without restricting the generality,we can assume that the root of the new tree is one of the“most updated”nodes in the component(it has the maximum pulse number).This can be trivially enforced upon the construction of the spanning tree.
1:when:receive tree
list=NIL)then
10:send reconcile(localClock)to all children
11:else
12:send reconcile
ack from j do
14:reconciled[j]←T RUE
15:if(reconciled[k]=TRUE for all k in children
ack to parent
18:else if(Quorum())then
19:send restart
The Reconciliation procedure will bring all nodes to the same localClock value and update the local bu?ers correspondingly in order to re-establish the invariant.The more updated nodes will pass their information to the less updated ones.Actions belonging to completed pulses were already committed by the primary component and therefore can be safely committed by the less updated members at this time.This phase proceeds locally,in parallel on each link of the overlay network.At the same time the root will start a termination detection wave by sending a reconcile message.When a node is reconciled with its parent,the reconcile message is propagated on the tree towards the leaves. When?nished reconciling,the leaves of the tree will generate reconcile
ack message from all its children.All this process is executed
for any changes in the connectivity,and will be triggered even when non-primary components merge. When the reconciliation phase is?nished,if the newly formed component has the quorum,it will restart the pulse algorithm.
The reconciledPulse variable keeps track of the maximum pulse number in the component in order to detect the termination of the LinkUpdate procedure.The clocks[]array in the LinkUpdate procedure keeps track of the current state of each neighbour as far as this node knows,in order to verify the completion of the updating procedure.Note that the updating mechanism is not restricted to the tree links but can use all available connections in order to speed the process.However,as it is presented,the LinkUpdate procedure is ine?cient because several nodes may redundantly attempt to update the same node.This can be avoided with more careful information exchange,but this method was preferred to illustrate the simplicity of the basic process.
1:send state(localClock)to all neighbours
2:when:receive state(clock)from j do
3:clocks[j]←clock
4:execute UpdateLinks()
5:when:receive data
Lemma4
The algorithm preserves the pulse invariant under a partitionable network model.
Proof:(Sketch)
Let’s consider two disjoint components C1and C2.Let’s assume that none of these components experienced joins or merges since they were disconnected from the primary(possibly they experienced several leaves/partitions).The reconciliation procedure will only update the nodes to the most current state,and only messages already committed by some node will be committed,therefore preserving the invariant.Due to the quorum properties only one component continues executing the pulse after the reconciliation is completed.As guaranteed by Lemma3,the invariant will be maintained in this component for the incompleted maxpulse pulse as well as for the previous pulses.
2 Theorem1
The algorithm satis?es the Correctness and Liveness properties speci?ed in Section1.1.
Proof:(Intuition)
The liveness is intuitively guaranteed as none of the components of the algorithm can block inde?nitely,as long as the network is stable for a su?cient period of time.A formal analysis is
possible,but we have to omit it for space considerations.The global total order is guaranteed by the two-layered ordering that the algorithm provides:within each pulse messages are strictly ordered preserving FIFO properties.The pulses form a unique increasing sequence.When a pulse is repeated, only messages that were originally part of that pulse will be retransmitted and their order will remain unaltered.Finally,the quorum mechanism guarantees the uniqueness of the pulse number sequence which therefore translates in the unique,global ordering of actions
2 5Discussion
In section3.2we chose to only allow the root of the spanning tree to send messages and only at the beginning of a pulse(piggy-backed on the pulse message).This is not a restriction in the model,but merely a simpli?cation to allow a clearer presentation of the algorithm.
Let’s consider the model where still only the root is allowed to send data messages,but messages can be sent at any time through the course of a pulse.In this situation,when a node j receives pulse(p+1),it doesn’t have the guarantee that all the other nodes have received all the messages generated during pulse p and cannot yet commit on
βp?1only when it receives pulse(p+1).The reconciliation procedure will also need to be changed to retransmit messages from pulse maxpulse-1 to all members of the component,before restarting the pulse maxpulse as there may be participants that do not have all these messages;however,the nodes with localClock=maxpulse are guaranteed to have
ack(p+1)message it will reach the root of the tree before the beginning of pulse p+2.Any node j in the component is guaranteed to receive m before it receives pulse(p+2)and will be able to commit on it upon reception of pulse(p+3).
Another aspect that was not discussed explicitly in the algorithm is the need for logging to permanent storage in order to protect the algorithm from node crashes.Each action that is injected into the system needs to be written to disk by at least one node,the one creating the action.This is needed in order to guarantee that the action is not completely lost in case of a quorum crash,when some nodes committed the action while others were about to.
Also each node that becomes part of the primary component needs to mark this membership on disk.When a member of the quorum recovers after a crash,it cannot become part of a new quorum unless it?nds out that the quorum he was part of was superseded by subsequent quorums,or unless it talks with all the members of the quorum he was a member of(this is needed when the whole quorum crashed),as the node needs to guarantee that he has the complete information about the actions committed in the pulse that he was part of before it can restart executing the algorithm. These requirements are identical to the ones needed by[AT01]and are further detailed there.
The algorithm appears to su?er in comparison to other solutions as it commits“together”all the actions that were generated during a given pulse.Group communication based solutions do,in reality, the same thing:they commit an action when the total order primitive has established the order of the action.An e?cient group communication implementation will actually use a method(ring protocol,
tree)that also aggregates the ordering of all the messages that occur during a roundtrip time which is what we do as well.Two-phase commit does commit each action individually,but it takes just as much time as our algorithm needs to aggregate and commit several actions.
This analysis shows the generality of our algorithm despite its apparent simplicity.The simplic-ity,however,is a great bonus as it allows the design of a clean,provably correct implementation. Furthermore,although the algorithms presented in this paper do not have this property,we believe that a self-stabilizing version of the algorithm can be designed.
References
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A Classic Algorithms
The appendix contains simple sample implementations of spanning tree construction,reset procedure and quorum detection algorithm.They can be replaced by any other standard or more performant implementation.
when:receive network
list
if received ACK messages from all neighbours except parent then
if(parent=NIL)then
send ACK(1)to parent
else
send tree
The quorum algorithm implements a simple weighted majority algorithm.Each node i will write to permanent storage its weight w i.The distributed procedure will add these values for the members of the current component.The root of the tree can decide if the quorum condition is satis?ed and will be able to start the pulse algorithm.This particular quorum method requires that everybody knows apriori the total weight of the system qweight in order to detect the presence of a majority. This limitation is not inherent to the whole algorithm,but only to the particular quorum algorithm that we use in this example.
when:receive network
change(changeNo)
Algorithm7Quorum Procedure(part of Reconciliation Algorithm) weight?-w i
2:if(children
weight←current
weight)to parent
9:else if(current2)then
10:return TRUE
11:else
12:return FALSE
数据库管理系统在信息管理中的作用
数据库管理系统在信息管理中的作用 一信息管理系统与数据库管理系统概述 管理信息系统(Management Information System)系统，是一个以人为主导，利用计算机硬件、软件及其它办公设备进行信息的收集、传递、存贮、加工、维护和使用的系统。管理信息系统是进行有效管理、正确决策和实现管理现代化的重要手段。作为一门新兴学科，管理信息系统综合了管理科学与工程、计算机科学、经济理论、统计学和运筹学等许多学科的概念和方法，形成了独特的体系和领域。自20世纪40年代以来，信息技术经过60余年的高速发展，受益最多的就是管理和经济领域，特别是促进了电子商务、电子政务、数字图书馆等工程的极大发展和社会的进步。 完善的管理信息系统具有以下四个标准：确定的信息需求、信息的可采集与可加工、能够经过程序为管理人员提供信息、能够对信息进行管理。其中具有统一规划的数据库是管理信息系统成熟的重要标志。
数据库是储存在计算机内的数据的集合。数据库存放数据是按数据所提供的数据模式存放的，它能构造复杂的数据结构以建立数据间的内在联系与复杂联系，从而构成数据的全局结构模式。数据库中的数据按一定的数据模型组织、描述和储存，具有较小的冗余度、较高的数据独立性和易扩展性，并可为各种用户共享。 数据库管理系统是用于管理和维护数据的系统软件。它是位于用户与操作系统之间的数据管理软件。数据库管理系统具有数据定义功能、数据组织功能、数据存储和管理功能、数据操纵功能、数据库的事物管理功能、运行管理功能、数据库的建立和维护等功能。 数据库系统由以下几部分组成：数据库(数据)、数据库管理系统(软件)、数据库管理员(人员)、系统硬件平台(硬件)、系统软件平台(软件)组成。这五个部分构成了以数据库为核心的完整的运行实体，称为数据库系统。有时也把数据库系统简称为数据库。 数据库是信息管理的最新技术，是计算机科学的重要分支。二十余年来，数据库管理系统已从专用的应用程序包发展成为通用的系统软件。由于数据库具有数据结构化、最低冗余度、较高的程序与数据独立性、易于扩充、易于编制应用程序等优点，较大的信息管理系统都是建立在数据库设计之上的。因此，不但大型计算机及中小型计算机、甚至微型机都配有数据库管理系统。二信息管理中应用数据库管理系统所起的作用
安全监测管理数据平台 第一部分系统简介 一、系统介绍 远程监控系统组态平台可将数据、图像、声音共一个平台集中监控，C/S+B/S 结构，可同时采用RS485技术及LONWORKS技术等多种技术，该组态平台软件可用于机房集中监控、变电站远程监控、楼宇控制、动力环境集中监控、安全防范监控、智能小区监控管理、智能大厦监控管理、工业控制、远程数据图像声音监控，已在海关、电力、保险、银行、政府机关、工厂、电信及移动等各行业大量使用。 整个监控系统均为模块化结构，组建十分灵活，扩展十分方便。可实现机房设备运行管理的无人值守，极大的提高了资源利用率和设备运行管理水平。二、系统主要特点 ◆系统采用分布集中监控方式，适合多层多级部门建立分布集中管理模式。 ◆报警方式包括屏幕报警、电话语音报警、modem语音报警、短信息及电子邮件. ◆强大的报警处理功能。可区分多级的报警级别，报警事件发生时系统自动按事件级别排 队报警，显示，处理，并将画面切换报警画面。 ◆系统支持各式各样的UPS、空调、电量仪、门禁、消防监控主机等设备直接监控，对新 设备新通讯协议的监控不需编程。 ◆界面：令操作人员一目了然。参数实时动态显示，界面完全汉化，场地布局，设备照片 或图片直接显示屏幕上，场景逼真，鼠标控制，操作简单。
第二部分服务器操作说明 一、启动运行服务端 A、运行“安装目录：\“:集中监控系统\服务端”目录下的“SERVER.EXE”. B、“开始”-》“程序”-》“集中监控系统”-》“监控服务器”。 C、桌面上点击“集中监控系统服务端”。 以上三种方式均可运行监控系统服务端程序，运行后界面如下： 用户名：登录系统的用户名称。系统默认：admin。 密码：此用户的密码，系统默认为空密码。 二、系统菜单说明 1）日常操作 启动：启动数据采集。 停止：停止数据采集。 退出：退出本系统。 2）系统配置 时间调度设置报警时间段及拨打报警电话、发送报警短信及报警EMAIL的时间调度。
水务系统数据库及其管理系统建设
一、概述 根据实际情况，结合本项目需求，从水安全、水资源、水环境等各类数据的 存储与管理要求出发，依据“统一规划、统一标准、统一设计、数据共享”的基 本原则，建立局核心数据库及各行业数据库。 各数据库的建设要以水务局信息化规划和各类标准化体系为依据，充分考虑与其它行业的协调及统一，避免数据库的封闭建设，提高数据的可用性，满足相关行业业务需要的数据库。 数据库建设是系统建设的重要支撑，根据信息中心建设所涉及到的各种数据的存储、管理特点，数据库整体结构采用“集中与分布相结合”的方式。 二、数据库设计原则 数据的一致性与标准性 数据库的设计除遵循数据库设计的软件行业标准外，还遵循国家、地方标准及行业的习惯性事实标准，以方便数据交流及功能的实行。 为方便与其他系统之间进行数据交换，数据库的设计将充分考虑以前已建立系统的数据。 数据的实用性与完整性 数据库设计充分考虑工作的实际情况和实际应用特点，按照系统规模和实际需求，遵循“先进性与实用性并重”的原则，保证数据的实用性。
数据完整性用来确保数据库中数据的准确性。数据库中的完整性一般是通过约束条件来控制的。约束条件可以检验进入数据库中的数据值。约束条件可以防止重复或冗余的数据进入数据库。在系统中可以利用约束条件来保证新建或修改 后的数据能够遵循所定义的业务知识。 数据的独立性和可扩展性 设计时需要做到数据库的数据具有独立性，独立于应用程序，使数据库的设计及其结构的变化不影响程序，反之亦然。另外，根据设计开发经验，需求分析 再详细，使用人员所提的需求不可能全面提出，此外，业务也是在变化的，所以 数据库设计要考虑其扩展性能，使得系统增加新的应用或新的需求时，不至于引起整个数据库结构的大的变动。 数据的安全性 数据库是整个信息系统的核心和基础，它的设计要保证安全性。通过设计一个合理和有效的备份和恢复策略，在数据库因天灾或人为因素等意外事故，导致数据库系统毁坏，要能在最短的时间内使数据库恢复。通过做好对数据库访问的授权设计，保证数据不被非法访问。 数据分级管理机制 根据系统访问角色，将用户分成领导决策分析用户、系统管理用户、运行浏览用户和运行调度用户等几个角色，分别赋予角色访问数据的权限和使用系统功 能的权限，严格控制角色登录，实现数据的分级管理。 统一考虑空间、属性、设施、模型数据的兼容性 数据库设计的时候充分考虑数据采集、数据入库、数据应用的紧密结合。便于在空间数据的基础上进行设施及相关属性的考虑；空间数据格式设计时充分考
数据库管理系统的设计与实现 1.DBMS的目标 （1）用户界面友好对一个实用DBMS来说，用户界面的质量直接影响其生命力。DBMS的用户接口应面向应用，采用适合最终用户的交互式、表格式、菜单式、窗口式等界面形式，以方便使用和保持灵活性。一般地说，用户界面应具有可靠性、简单性、灵活性和立即反馈等特性。 （2）功能完备DBMS功能随系统的规模的大小而异。大型DBMS功能齐全，小型DBMS功能弱一些。DBMS主要功能包括数据定义、数据库数据存取、事务控制、数据库组织和存储管理、数据库安全保护等等。我们在下面讨论这些功能的内容。 （3）效率高系统效率包括三个方面:一是计算机系统内部资源的使用效率。能充分利用资源（包括存储空间、设备、CPU等），并注意使各种资源负载均衡以提高整个系统的效率，二是DBMS本身的运行效率。三是用户的生产率。这是指用户学习、使用DBMS和在DBMS基础上开发的应用系统的效率。 2.DBMS的基本功能 （1）数据库定义对数据库的结构进行描述，包括外模式、模式、内模式的定义;数据库完整性的定义;安全保密定义（如用户口令、级别、存取权限）;存取路径（如索引）的定义。这些定义存储在数据
字典（亦称为系统目录）中，是DBMS运行的基本依据。为此，提供数据定义语言DDL。 （2）数据存取提供用户对数据的操纵功能，实现对数据库数据的检索、插入、修改和删除。一个好的DBMS应该提供功能强易学易用的数据操纵语言（DML）、方便的操作方式和较高的数据存取效率。DML有两类:一类是宿主型语言，一类是自含型语言。前者的语句不能独立使用而必须嵌入某种主语言，如C语言、COBOL语言中使用。而后者可以独立使用，通常以供终端用户交互使用和批处理方式两种形式使用。 （3）数据库运行管理这是指DBMS运行控制、管理功能。包括多用户环境下的并发控制、安全性检查和存取权限控制、完整性检查和执行、数据加密、运行日志的组织管理、事务的管理和自动恢复（保证事务的正确性），这些功能保证了数据库系统的正常运行。 （4）数据组织、存储和管理DBMS要分门别类地组织、存储各类数据，包括数据字典（亦称系统目录）、用户数据、存取路径等等。要确定以何种文件结构和存取方式在存储级上组织这些数据，如何实现数据之间的联系。数据组织和存储的基本目标是提高存储空间利用率，选择合适的存取方法确保较高存取（如随机查找、顺序查找、增、删、改）效率。 （5）数据库的建立和维护包括数据库的初始建立、数据的转换、数据库的转储和恢复、数据库的重组织和重构造以及有性能监测分析等功能。
能耗监测平台系统数据库结构
目录 一、数据库表 .......................................................................................................................... - 3 - 数据库名称：Energymonitor ...................................................................................................... - 3 - 1. 行政区划表（XingZhengQH）......................................................................................... - 3 - 2. 建筑类别表（JianZhuLB） .............................................................................................. - 3 - 3. 能耗单位信息表（NengHaoDW）.................................................................................. - 3 - 4. 能耗分类信息表（NengHaoFL） .................................................................................... - 3 - 5. 能耗分项信息表（NengHaoFX）.................................................................................... - 4 - 6. 能耗标准煤换算信息表（NengHaoBZMHS） ................................................................ - 4 - 二、值列表 .............................................................................................................................. - 4 -
数据库管理系统主要功能 胡经国 本文作者的话 本文是根据有关文献和资料编写的《漫话云计算》系列文稿之一。以此作为云计算学习笔录，供云计算业外读者进一步学习和研究参考。希望能够得到大家的指教和喜欢！ 下面是正文 数据库管理系统（DBMS）主要具有以下7种功能： 一、数据定义 DBMS提供数据定义语言（Data Definition Language，DDL），供用户定义数据库的三级模式结构、两级映像以及完整性约束和保密限制等约束。DDL主要用于建立、修改数据库的结构。DDL所描述的数据库结构仅仅给出了数据库的框架；数据库的框架信息被存放在数据字典（Data Dictionary）中。 链接：数据库的三级模式结构 人们为数据库设计了一个严谨的体系结构；数据库领域公认的标准结构是三级模式结构，它包括外模式、概念模式、内模式。它能有效地组织、管理数据，提高数据库的逻辑独立性和物理独立性。用户级对应外模式，概念级对应概念模式，物理级对应内模式。从而，使数据库对不同级别的用户形成不同的视图。所谓视图，是指观察、认识和理解数据的范围、角度和方法，是数据库在用户“眼中”的反映。很显然，不同级别（层次）的用户所看到的数据库是不相同的。 链接：数据库的两级映像 数据库管理系统在这三级模式结构之间提供了两级映像：外模式／模式映像和模式／内模式映像。正是这两级映像保证了数据库中的数据能够具有较高的逻辑独立性和物理独立性。 链接：数据字典 数据字典，是指对数据的数据项、数据结构、数据流、数据存储、处理逻辑、外部实体等进行定义和描述，其目的是对数据流程图中的各个元素做出详细的说明。数据字典是一种用户可以访问的记录数据库和应用程序源数据的目录。其中，主动数据字典，是指在对数据库或应用程序结构进行修改时，其内容可以由DBMS自动更新的数据字典。被动数据字典，是指在对数据库或应用
城市基础数据库系统建设方案
1.系统概述 长期以来，政府各部门内部拥有着大量城市基础数据资源，但由于管理分散，制度规范不健全，造成重复采集、口径多乱、数出多门；各部门的指标数据自成体系，标准不一，共享程度较差。随着政府向“经济调节、市场监管、社会管理和公共服务”管理职能的转变，就要求必须能够全面、准确掌握全地区经济社会发展态势，强化政府部门掌控决策信息资源的能力，政府部门间信息资源整合与共享需求越来越紧密，但当前部门间信息共享多是点对点方式，没有统一的数据交换管理平台。因此各部门对加快解决数据资源分散管理、数据共享不足的问题需求十分迫切，需要建立城市基础数据库（以下简称智慧城市公共基础数据库）系统以解决以上问题。 依托智慧城市公共基础数据库系统的建设，可以实现各委办局、各所辖地区的经济社会综合数据采集交换，为各部门提供更广泛的信息共享支持，一方面数据信息从各委办局、各所辖地区整合接入，另一方面也为政府和这些接入部门提供全面的共享服务。同时，以智慧城市公共基础数据库指标体系建立为基础，整合来自各委办局和各所辖地区的、经过审核转换处理的数据资源，可实现对经济社会信息的统一和集中存储，确保数据的唯一性和准确性，为今后政府工作提供一致的基础数据支持。 数据整合共享只是手段，数据分析服务才是目的。依托智慧城市公共基础数据库系统建设，可有效整合各政府部门所掌握的全市经济社会信息资源，满足政府业务对统一数据资源共享需要，进而提升形势分析预测水平，对政府在发展规划、投资布局、资源环境、管理创新、科学决策等业务提供强有力支持，提高了政府部门掌控全市经济社会发展态势能力。 2.建设目标 1）建立科学合理的智慧城市公共基础数据库指标体系，力求全面反映地区经济和社会发展的总体情况： 2）有组织、有计划、持续地对政府统计部门、政府各部门以及国民经济行业管理部门负责统计的关系到地区经济与社会发展的信息资源进行收集、整合，
1.数据库系统是指在计算机系统中引入数据库后的系统，一般由数据库，数据库管理系统（及开发软件），应用系统，数据库管理员构成。 2.数据独立性高:物理独立性是指用户的应用程序与储存在磁盘上的数据库中的数据是相互独立的。逻辑独立性是指用户的应用程序与数据库的逻辑结构是相互独立的。 3.模式是数据库中全体数据的逻辑结构和特征的描述，它仅仅涉及型的描述，不涉及具体的值。是所有用户的公共数据视图 外模式也称子模式或用户模式，它是数据库用户能够看见和使用的局部数据的逻辑结构和特征的描述，是数据库用户的数据视图，是与某一应用有关的数据的逻辑表示 内模式:是数据物理结构和存储方式的描述，是数据在数据库内部的表示方式。一个数据库只有一个内模式 4.数据模型也是一种模型，它是对现实世界数据特征的抽象。也就是说，数据模型是用来描述数据，组织数据和对数据进行操作的。 5.参照的违约处理：拒绝执行、级连操作、设置为空值 6.函数依赖：设R(U)是一个属性集U上的关系模式，X和Y是U的子集。 若对于R(U)的任意一个可能的关系r，r中不可能存在两个元组在X上的属性值相等，而在Y上的属性值不等，则称“X函数确定Y”或“Y函数依赖于X”，记作X→Y。7.数据转储：DBA定期的将整个数据库复制到磁带或另一个磁盘上保存起来的过程。 事务：用户是定义的一个数据库操作序列，这些操作要么就全做要么就全不做，是一个不可分割的工作单位 8.数据库设计是指对于一个给定的应用环境，构造（设计）优化的数据库逻辑模式和物理结构，并据此简历数据库及其应用系统，使之能够有效的存储和管理数据，满足各种用户的应用要求，包括信息管理要求和数据操作要求。 9.什么是数据库的安全性？ 答：数据库的安全性是指保护数据库以防止不合法的使用所造成的数据泄露、更改或破坏。 10.什么是数据库的完整性？ 答:数据库的完整性是指数据的正确性和相容性 11.逻辑结构设计：把概念结构设计极端设计好的基本E-R图转换为选用DBMS产品所支持的数据模型相符合的逻辑结构。 物理结构设计：为关系模式选择存取方法、设计关系、索引等数据库的物理存储结构。12.特性：原子性：事务是数据库的逻辑工作单位，事务中包括的操作要么就全做要么就全不做。 一致性：事务执行的结果必须是指从一个一致性状态变到另一个一致性状态。 隔离性：一个事务的执行不能被其他事务干扰 持续性：指一个事务一旦提交，它对数据库中数据的改变就应该是永久性的 .提交：将事务中所以对数据库的更新写回磁盘上的物理数据库中去，事物正常结束。 回滚：在事务的运行过程中发生了某种故障，事务不能继续执行，系统将事物中对数据库的所有已完成的操作全部撤销，回滚到事务开始的状态。 13.在数据库中为什么要并发控制？ 答：数据库是共享资源，通常有许多个事务同时在运行。当多个事务并发地存取数据库时就会产生同时读取和／或修改同一数据的情况。若对并发操作不加控制就可能会存取和存储不正确的数据，破坏数据库的一致性。所以数据库管理系统必须提供并发控制机制。 14.意向锁的含义：如果对一个结点加意向锁，则说明该节结的下层结点正在被加锁；对任意一结点加锁时，必须对它的上层结点加意向锁。 引入意向锁的原因：为了提高对某个数据对象加锁时系统的检查效率。
佛山市水质自动监测系统软件开发项目 项目名称 佛山市水质自动监测系统软件开发项目 二、项目范围 软件开发和数据对接 、项目建设背景 为加强对江河水质的监控并及时掌握水质情况，2006 年建设了水环境质量自动监测网络，其中，全市已建成7个水质自动监测站，拟建3 个，监测项目达14 项，水环境质量自动监测网能实时对全市主要江河水源地和跨界断面水质进行监控。水站建成后由于分布地方不同，收集各站点的信息比较麻烦，环境管理人员不能及时掌握各水站的水质监测情况，因此急需建设一套水质自动监测系统，把各水站监测的各主要江河水质数据在系统上表现出来。 同时，2004 年我局建设了污染源在线监控系统，该系 统实时监控我市重点污染源排污状况，包括废水重点污染源和省控制废气重点污染源企业。为进一步扩展系统将地表水自动监测站监测数据纳入系统监控，要求在此平台基础上开发水质自动监测系统，把各水站监测的各主要江河水质数据在环境信息管理平台上表现出来，为环境管理和环境决策提供有效信息。
四、各水站点运行及建设概况 1、水站建设现状 截至2008 年4 月，佛山市境内已建成水质自动监测子 站共7 个，包括位于禅城区沙口站，顺德区陈村潭村站、伦教羊额站、龙江杨滘站、均安七滘站、容桂穗香围站，以及省环保局投资建设的位于三水区青岐站。拟建水质自动监测站共3 个，包括即将建成的位于南海区小塘站、计划年内兴建的位于高明区富湾站和位于三水区大塘站。 2、监测项目 目前沙口水质自动监测站监测项目包括水温、pH 值、 溶解氧、电导率、浊度、高锰酸盐指数、氨氮、总磷、总有机碳等9 项。年内新增包括硬度、酚、氰化物、总砷、镉、六价铬、镍等7 项 监测项目。 位于顺德区5 个水质自动监测站监测项目相同，包括 pH 值、溶解氧、电导率、浊度、高锰酸盐指数、硬度、酚、 氟化物、硝酸盐氮、氨氮、总磷、氰化物及总砷等14 项。 三水区青岐站监测项目包括水温、pH 值、溶解氧、电 氰化物 等10 项。 在建南海区小塘站监测项目包括水温、pH 值、溶解氧、
1 引言 (2) 1.1 预期的读者 (2) 1.2 数据库 (2) 1.2.1 模块一 (2) 1.2.2 模块二 (2) 1.3 目的和作用 (2) 2 数据库设计 (3) 2.1 系统物理结构设计 (3) 2.2 E-R图 (3) 2.3 表设计 (4) 2.3.1 图片基本信息表dbo.image (4) 2.3.2 图片形状特征表dbo.shape (5) 2.3.3 图片纹理特征表dbo.texture (5) 2.3.4 图片颜色特征表dbo.color (5) 2.3.5 数据库对应关系图 (6) 2.4 数据库的跟进设计 (6)
1引言 1.1 预期的读者 开发人员、需求分析人员、设计人员 1.2 数据库 1.2.1模块一 源图片及特征： 图片基本信息表：dbo.image 图片颜色特征信息表：dbo.color 图片形状特征信息表：dbo.shape 图片纹理特征信息表：dbo.texture //这个还没找到具体是什么表，暂时没加入 1.2.2模块二 注：数据库模块根据现在的情况，可以做出数据库原型来的只有这一个部分，因为不知道后面的模块要怎么改版，所以后面的模块会根据项目的需要实时的进行添加。 1.3 目的和作用 将数据分析的结果进一步整理，形成最终的计算机模型，通过了解开发人员的需求来建立物理数据库，使开发人员更容易调用数据库来完成数据的存取。
2 数据库设计 2.1 系统物理结构设计 根据硬件设备和数据库平台系统，对数据库系统的物理存储结构进行规划，估计数据库的大小，增长速度，各主要部分的访问频度。确定数据文件的命名，日志文件的命名。数据文件和日志文件的物理存放位置，如果有多个存储设备，需要规划数据文件的组织方式。 系统内存使用配置，一般来说，数据库系统会自动维护系统内存，但有时为了某些性能问题，可以根据需要对数据库的内存管理进行另行配置。 2.2 E-R 图 图片信息E-R 图 图片信息 ID （标记图片数量） 编号唯一标 志 name(叶子所属的植物) Location(图片存储位置) 备注
数据库管理系统在信息管理中的作用 将数据库管理系统应用于信息管理，有助于信息管理的规范性、系统性、科学性，能极大的提高信息管理的效率，是根据作者多年从事数据库系统、信息管理学的教学与研究实际，探讨数据库管理系统的特点以及在信息管理应用的实际现状，对改进数据库管理系统与信息管理的结合，更好的发挥信息管理的作用，提出一些合理化的建议。 一信息管理系统与数据库管理系统概述 管理信息系统( )系统，是一个以人为主导，利用计算机硬件、软件及其他办公设备进行信息的收集、传递、存贮、加工、维护和使用的系统。管理信息系统是进行有效管理、正确决策和实现管理现代化的重要手段。作为一门新兴学科，管理信息系统综合了管理科学与工程、计算机科学、经济理论、统计学和运筹学等许多学科的概念和方法，形成了独特的体系和领域。自世纪年代以来，信息技术经过余年的高速发展，受益最多的就是管理和经济领域，特别是促进了电子商务、电子政务、数字图书馆等工程的极大发展和社会的进步。 完善的管理信息系统具有以下四个标准：确定的信息需求、信息的可采集与可加工、可以通过程序为管理人员提供信息、可以对信息进行管理。其中具有统一规划的数据库是管理信息系统成熟的重要标志。 数据库是储存在计算机内的数据的集合。数据库存放数据是按数据所提供的数据模式存放的，它能构造复杂的数据结构以建立数据间的内在联系与复杂联系，从而构成数据的全局结构模式。数据库中的数据按一定的数据模型组织、描述和储存，具有较小的冗余度、较高的数据独立性和易扩展性，并可为各种用户共享。 数据库管理系统是用于管理和维护数据的系统软件。它是位于用户与操作系统之间的数据管理软件。数据库管理系统具有数据定义功能、数据组织功能、数据存储和管理功能、数据操纵功能、数据库的事物管理功能、运行管理功能、数据库的建立和维护等功能。 数据库系统由以下几部分组成：数据库(数据)、数据库管理系统(软件)、数据库管理员(人员)、系统硬件平台(硬件)、系统软件平台(软件)组成。这五个部分构成了以数据库为核心的完整的运行实体，称为数据库系统。有时也把数据库系统简称为数据库。 数据库是信息管理的最新技术，是计算机科学的重要分支。二十余年来，数据库管理系统已从专用的应用程序包发展成为通用的系统软件。由于数据库具有数据结构化、最低冗余度、较高的程序与数据独立性、易于扩充、易于编制应用程序等优点，较大的信息管理系统都是建立在数据库设计之上的。因此，不仅大型计算机及中小型计算机、甚至微型机都配有数据库管理系统。 二信息管理中应用数据库管理系统所起的作用 信息管理中应用数据库管理系统的作用主要体现在以下几个方面： )数据库管理系统要求数据库中存储的数据结构化。数据是按一定的组织结构组织在数据库中的，记录和记录之间有一定的联系。数据库管理系统实现了整体数据的结构化，这是数据库管理系统与以前的文件系统的最本质的区别。 )数据库管理系统的数据库中数据的组织结构决定了它所存储的数据的共享性高、冗余度低、易于扩充。数据库管理系统中的数据是面向整个系统而不再是面向某个特定的程序。数据库管理系统是从整体角度看待和描述数据，同一组数据可以被多个用户、多个应用程序
数据库系统(Database System)，是由数据库及其管理软件组成的系统。 数据库系统是为适应数据处理的需要而发展起来的一种较为理想的数据处理系统，也是一个为实际可运行的存储、维护和应用系统提供数据的软件系统，是存储介质、处理对象和管理系统的集合体。 数据库系统DBS(Data Base System，简称DBS)通常由软件、数据库和数据管理员组成。其软件主要包括操作系统、各种宿主语言、实用程序以及数据库管理系统。数据库由数据库管理系统统一管理，数据的插入、修改和检索均要通过数据库管理系统进行。数据管理员负责创建、监控和维护整个数据库，使数据能被任何有权使用的人有效使用。数据库管理员一般是由业务水平较高、资历较深的人员担任。数据库系统的个体含义是指一个具体的数据库管理系统软件和用它建立起来的数据库;它的学科含义是指研究、开发、建立、维护和应用数据库系统所涉及的理论、方法、技术所构成的学科。在这一含义下，数据库系统是软件研究领域的一个重要分支，常称为数据库领域。 数据库系统是为适应数据处理的需要而发展起来的一种较为理想的数据处理的核心机构。计算机的高速处理能力和大容量存储器提供了实现数据管理自动化的条件。 数据库研究跨越于计算机应用、系统软件和理论三个领域，其中应用促进新系统的研制开发，新系统带来新的理论研究，而理论
研究又对前两个领域起着指导作用。数据库系统的出现是计算机应用的一个里程牌，它使得计算机应用从以科学计算为主转向以数据处理为主，并从而使计算机得以在各行各业乃至家庭普遍使用。 在它之前的文件系统虽然也能处理持久数据，但是文件系统不提供对任意部分数据的快速访问，而这对数据量不断增大的应用来说是至关重要的。为了实现对任意部分数据的快速访问，就要研究许多优化技术。这些优化技术往往很复杂，是普通用户难以实现的，所以就由系统软件(数据库管理系统)来完成，而提供给用户的是简单易用的数据库语言。由于对数据库的操作都由数据库管理系统完成，所以数据库就可以独立于具体的应用程序而存在，从而数据库又可以为多个用户所共享。因此，数据的独立性和共享性是数据库系统的重要特征。数据共享节省了大量人力物力，为数据库系统的广泛应用奠定了基础。数据库系统的出现使得普通用户能够方便地将日常数据存入计算机并在需要的时候快速访问它们，从而使计算机走出科研机构进入各行各业、进入家庭。 数据库系统有大小之分，大型数据库系统有SQL Server、Oracle、DB2等，中小型数据库系统有Foxpro、Access、MySQL。 按照类型可以分为关系型数据库，非关系型数据库。其中非关系型数据库包括NOSQL类的新型数据库。
VOC在线监测管理系统 背景介绍 1、项目背景 随着经济的快速发展，污染源的种类日益增多，特别是化工区、工业集中区及周边环境，污染方式与生态破坏类型日趋复杂，环境污染负荷逐渐增加，环境污染事故时有发生。同时，随着公众环境意识逐渐增强，各类环境污染投诉纠纷日益频繁，因此对环境监测的种类、要求越来越高。 在“十二五”期间，政府着力打造以空气环境监测，水质监测，污染源监测为主体的国家环境监测网络，形成了我国环境监测的基本框架。“十三五”规划建议中已经明确“以提高环境质量为核心”，从目前环保部力推的“气，水，土三大战役”的初步效果来看，下一步对于环境质量的改善则是对于现有治理设施和治理手段的检验。而对于三个领域治理效果的检验，依赖于全面有效的环境监测网络。 国务院印发的《生态环境监测网络建设方案的通知》提出建设主要目标：到2020年，全国生态环境监测网络基本实现环境质量、重点污染源、生态状况监测全覆盖，各级各类监测数据系统互联共享，监测预报预警、信息化能力和保障水平明显提升，监测与监管协同联动，初步建成陆海统筹、天地一体、上下协同、信息共享的生态环境监测网络。 根据调研大部分企业具备简单治理技术，即将生产车间内生产工艺所产生的VOCs污染物通过管道集气罩收集后通过活性炭吸附装置处理以后进行排放，但园区内存在着有组织排放超标和无组织排放的问题，为督促企业改进生产工艺和治理装置，减少无组织排放，建议园区部署网格化区域监控系统。 系统部署可提高各工业工园区污染源准确定位能力，同时快速直观的分析出污染源周边的相关信息，通过整合各类地理信息资源和环境保护业务资源，建立统一的环境信息资源数据库，将空间数据与动态监测数据、动态监管数据、政策法规数据等业务数据进行无缝衔接。为管理者提供直观、高效、便捷的管理手段，提高环保业务管理能力，综合管理与分析的决策能力。同时根据业务应用的不同，对数据进行横向的层次划分，通过应用人员层次的不同，对数据进行纵向的层次划分，明晰信息的脉络，方便数据的管理。 2、建设依据 2.1相关政策、规划和工作意见 《国务院关于印发国家环境保护“十二五”规划的通知》（国发〔2011〕42号）
第32卷第4期电子科技大学学报V ol.32 No.4 2003年8月 Journal of UEST of China Aug. 2003 基于Web的远程监控与数据采集系统 陈 新* (郑州轻工业学院信息与控制工程系郑州 450002) 【摘要】分析了监控系统的发展趋势，提出了一种基于Web技术的远程监控与数据采集系统的设计方案。Web 数据库采用ASP技术实现，远程智能终端采用单片机系统实现，用户可以通过浏览器实现对现场设备状态的监控。 该设计方案在实现铁路供水监控系统中取得了成功，通过控制网和Internet的结合，实现了集控制、管理、信息、 网络于一体的企业综合自动化。 关键词监控系统; Web数据库; 服务器; ASP技术 中图分类号TP277 文献标识码 A Application of Long Distance Supervisory Control and Data Acquisition System Based on Web Chen Xin (Dept. of Information and Controlling Eng., Zhengzhou Inst. of Light Ind., Zhengzhou 450002) Abstract In this paper, the development trend and the general significance of the supervisory control system is analyzed, and also a design project of water supply’s supervisory control and data acquisition system based on Web is introduced. The Web database adopts ASP technology to realize, and the long distance intelligent terminal uses MCU system. The user can supervise and control the water supply’s equipments though the browser. The design has met with success in the system of railway water supply’s supervisory control. Though the combination between control network and Internet, the corporation can achieve its automation with control, management, information and network together. Key words supervisory control system; Web database; service; ASP technology 监控系统是集计算机技术、控制技术、网络技术为一体的高新技术产品，具有控制功能强、操作简便和可靠性高等特点，可以方便地用于工业装置的生产控制和经营管理。监控技术经过了单机监控系统、集中式监控系统和网络范围内的远程监控三个发展阶段。远程监控是指本地计算机通过网络系统对远端的控制系统进行监测和控制[1]，其中基于Web的远程监控与数据采集(Supervisory Control and Data Acquisition, SCADA)模式成为当前监控系统的发展趋势[2]。同时，随着社会的发展，人们对水利供应、电力供应、环境监测、城市燃气供应、集中供热以及银行防盗等系统的正常运行提出了更高的要求。以上系统的特点是站点分布较为分散，而站点的正常运行又极为重要。以铁路沿线供水为例，其供水站点的分布很广，传统的人工现场监控浪费人力物力，效率低下，所以研制开发低成本、高可靠性、配置灵活，适用范围广的远程监控系统具有普遍的意义和实用价值。本文结合某铁路局沿线供水监控项目，开发了基于Web的远程监控与数据采集的系统方案。 1 系统整体说明 基于Web的远程监控系统可分为现场监控(智能终端)、监控中心(包括通信模块、数据库服务器、Web服 2002年11月12日收稿 * 男 43岁硕士副教授主要从事过程控制方面的研究
常用数据库管理系 统介绍 1
常见数据库管理系统简介 当前市场上比较流行的数据库管理系统产品主要是Oracle、IBM、Microsoft和Sybase、mysql等公司的产品,下面对常见的几种系统做简要的介绍: 11.4.1 Oracle Oracle数据库被认为是业界当前比较成功的关系型数据库管理系统。Oracle公司是世界第二大软件供应商,是数据库软件领域第一大厂商(大型机市场除外)。Oracle的数据库产品被认为是运行稳定、功能齐全、性能超群的贵族产品。这一方面反映了它在技术方面的领先,另一方面也反映了它在价格定位上更着重于大型的企业数据库领域。对于数据量大、事务处理繁忙、安全性要求高的企业,Oracle无疑是比较理想的选择(当然用户必须在费用方面做出充分的考虑,因为Oracle数据库在同类产品中是比较贵的)。随着Internet的普及,带动了网络经济的发展,Oracle适时的将自己的产品紧密的和网络计算结合起来,成为在Internet应用领域数据库厂商的佼佼者。Oracle数据库能够运行在UNIX、Windows等主流操作系统平台,完全支持所有的工业标准,并获得最高级别的ISO标准安全性认证。Oracle采用完全开放策略,能够使客户选择最适合的解决方案, 2
同时对开发商提供全力支持。Oracle数据库系统的特点有: ?无范式要求,可根据实际系统需求构造数据库。 ?采用标准的SQL结构化查询语言。 ?具有丰富的开发工具,覆盖开发周期的各阶段。 ?数据类型支持数字、字符、大至2GB的二进制数据,为数据库的面向对象存储提供数据支持。 ?具有第四代语言的开发工具(SQL*FORMSSQL*REPORTS、SQL*MENU等)。 ?具有字符界面和图形界面,易于开发。Oracle7以后得版本具有面向对象的开发环境CDE2。 ?经过SQL*DBA控制用户权限,提供数据保护功能,监控数据库的运行状态,调整数据缓冲区的大小。 ?分布优化查询功能。 ?具有数据透明、网络透明,支持异种网络、异构数据库系统。并行处理采用动态数据分片技术。 ?支持客户机/服务器体系结构及混合的体系结构(集中式、分布式、客户机/服务器)。 ?实现了两阶段提交、多线索查询手段。 ?支持多种系统平台(Linux、HPUX、SUNOS、OSF/1、VMS、 Windows、OS/2)。 3
数据库系统主要有以下3 个组成部分： 数据库：用于存储数据的地方。 数据库管理系统：用于管理数据库的软件。 数据库应用程序：为了提高数据库系统的处理能力所使用的管理数据库库的软件补充。 数据库（DataBase，DB）提供了一个存储空间来存储各种数据，可以将数据库视为一个存储数据的容器。一个数据库可能包含许多文件，一个数据库系统中通常包含许多数据库。 数据库管理系统（Database Management System，DBMS）是用户创建、管理和维护数据库时所使用的软件，位于用户和操作系统之间，对数据库进行统一管理。DBMS 能定义数据存储结构，提供数据的操作机制，维护数据库的安全性、完整性和可靠性。 虽然已经有了DBMS，但是在很多情况下，DBMS 无法满足对数据管理的要求。 数据库应用程序（DataBase Application）的使用可以满足对数据管理的更高要求，还可以使数据管理过程更加直观和友好。数据库应用程序负责与DBMS 进行通信、访问和管理DBMS 中存储的数据，允许用户插入、修改、删除数据库中的数据。 数据库在建立、运用和维护时由数据库管理系统统一管理、统一控制，以保证数据的安全性、完整性、多用户对数据的并发使用及发生故障后的系统恢复。例如： 数据的完整性检查功能保证用户输入的数据应满足相应的约束条
件； ●数据库的安全保护功能保证只有赋予权限的用户才能访问数据库 中的数据； ●数据库的并发控制功能使多个用户可以在同一时刻并发地访问数 据库的数据； ●数据库系统的故障恢复功能使数据库运行出现故障时可以进行数 据库恢复，以保证数据库可靠地运行。
实现业务系统中的用户权限管理--设计篇 B/S系统中的权限比C/S中的更显的重要，C/S系统因为具有特殊的客户端，所以访问用户的权限检测可以通过客户端实现或通过客户端+服务器检测实现，而B/S中，浏览器是每一台计算机都已具备的，如果不建立一个完整的权限检测，那么一个“非法用户”很可能就能通过浏览器轻易访问到B/S系统中的所有功能。因此B/S业务系统都需要有一个或多个权限系统来实现访问权限检测，让经过授权的用户可以正常合法的使用已授权功能，而对那些未经授权的“非法用户”将会将他们彻底的“拒之门外”。下面就让我们一起了解一下如何设计可以满足大部分B/S系统中对用户功能权限控制的权限系统。 需求陈述 ?不同职责的人员，对于系统操作的权限应该是不同的。优秀的业务系统，这是最基本的功能。 ?可以对“组”进行权限分配。对于一个大企业的业务系统来说，如果要求管理员为其下员工逐一分配系统操作权限的话，是件耗时且不够方便的事情。所以，系统中就提出了对“组”进行操作的概念，将权限一致的人员 编入同一组，然后对该组进行权限分配。 ?权限管理系统应该是可扩展的。它应该可以加入到任何带有权限管理功能的系统中。就像是组件一样的可以被不断的重用，而不是每开发一套管理 系统，就要针对权限管理部分进行重新开发。 ?满足业务系统中的功能权限。传统业务系统中，存在着两种权限管理，其一是功能权限的管理，而另外一种则是资源权限的管理，在不同系统之间，功能权限是可以重用的，而资源权限则不能。 关于设计 借助NoahWeb的动作编程理念，在设计阶段，系统设计人员无须考虑程序结构的设计，而是从程序流程以及数据库结构开始入手。为了实现需求，数据库的设计可谓及其重要，无论是“组”操作的概念，还是整套权限管理系统的重用性，都在于数据库的设计。 我们先来分析一下数据库结构： 首先，action表（以下简称为“权限表”），gorupmanager表（以下简称为“管理组表”），以及master表（以下简称为“人员表”），是三张实体表，它们依次记录着“权限”的信息，“管理组”的信息和“人员”的信息。如下图：
数据库原理课程设计报告学生学籍管理系统 学生学号： 学生姓名： 所在学院： 专业年级： 年月日
前言 随着信息技术的飞速发展,信息化的大环境给各成人高校提出了实现校际互联,国际互联,实现静态资源共享,动态信息发布的要求; 信息化对学生个人提出了驾驭和掌握最新信息技术的素质要求;信息技术提供了对教学进行重大革新的新手段;信息化也为提高教学质量,提高管理水平,工作效率创造了有效途径. 校园网信息系统建设的重要性越来越为成人高校所重视. 利用计算机支持教学高效率，完成教学管理的日常事务，是适应现代教学制度要求、推动教学管理走向科学化、规范化的必要条件；而教学管理是一项琐碎、复杂而又十分细致的工作，工资计算、发放、核算的工作量很大，不允许出错，如果实行手工操作，每月须手工填制大量的表格，这就会耗费工作人员大量的时间和精力，计算机进行教学管理工作，不仅能够保证各项准确无误、快速输出，而且还可以利用计算机对有关教学的各种信息进行统计，同时计算机具有手工管理所无法比拟的优点. 例如:检索迅速、查找方便、可靠性高、存储量大、保密性好、寿命长、成本低等。这些优点能够极大地提高员工工资管理的效率,也是教学的科学化、正规化管理，与世界接轨的件。 在软件开发的过程中，随着面向对象程序设计和数据库系统的成熟，数计成为软件开发的核心，程序的设计要服从数据，因此教学管理系统的数据库设计尤其重要。这里主要介绍教学管理系统的数据库方面的设计，从需求分析到数据库的运行与维护都进行详细的叙述。
目录 前言 (2) 1.需求分析 (4) 1.1需求分析的任务 (4) 1.2需求分析的工程 (4) 1.3数据字典 (5) 2.概念结构设计 (6) 2.1E-R图设计方法及关键技术 (6) 2.2学生学籍管理E-R图 (7) 3.逻辑结构设计 (8) 4.数据库实施 (9) 4.1建表 (9) 4.2 SQL语句查增删改操作 (10) 4.3建立条件查询 (12) 4.4窗体的建立 (13) 4.5登陆、查询操作 (16) 4.6增删改操作 (16) 5.数据库运行与维护 (17) 5.1数据库的运行 (17) 5.2数据库的维护 (17) 6.总结 (18)