Реферат: Принципы реализации машин БД - текст реферата. Скачать бесплатно.
Банк рефератов, курсовых и дипломных работ. Много и бесплатно. # | Правила оформления работ | Добавить в избранное
 
 
   
Меню Меню Меню Меню Меню
   
Napishem.com Napishem.com Napishem.com

Реферат

Принципы реализации машин БД

Банк рефератов / Программирование

Рубрики  Рубрики реферат банка

закрыть
Категория: Реферат
Язык реферата: Русский
Дата добавления:   
 
Скачать
Microsoft Word, 3801 kb, скачать бесплатно
Заказать
Узнать стоимость написания уникального реферата

Узнайте стоимость написания уникальной работы

Основы современной и нформационной технологии составляют базы да нных (БД ) и системы управления базами данн ых (СУБД ), роль которых как единого средств а хранения , обработки и доступа к большим объемам информации постоянно возрастает . При этом существенным является постоянное повыше ние объемов информации , хранимой в Б Д , что влечет за собой требование уве личения производительности таких систем . Резко возрастает также в разнообразных применениях спрос на интеллектуальный доступ к информа ции . Это особенно проявляется при организации логической обработки информации в систе м ах баз знаний , на основе кото рых создаются современные экспертные системы. Б ыстрое развитие потребностей применений БД вы двигает новые требования к СУБД : поддержка широкого спектра типов предст авляемых данных и операций над ними (включ ая фактографические , документальные , картинно-гра фические данные ) ; естественные и эффективные представления в БД разнообразных отношений между объекта ми предметных областей (например , пространственно-в ременных с обеспечением визуализации данных ); поддержка непротиворечиво сти данных и реализация дедуктивных БД ; обеспечение ц елостности БД в широком диапазоне разнообразн ых предметных областей и операционных обстано вок ; управление распределенными БД , интеграция неоднородных баз данных ; существенное повышение надежности функц ионирования БД . Вместе с тем традицион ная программная реализация многочисленных функци й современных СУБД на ЭВМ общего назначен ия приводит к громоздким и непроизводительным системам с недостаточно высокой надежностью . Тем более затруднительным оказывается наращивание программных средств , обеспечивающ их перечисленные выше требования . Это обуслов лено рядом причин : фон-неймановская архитектура ЭВМ неадекватна требованиям СУБД , в частности реализации поиска , обновления , защиты данных , обработки тр анзактов толь ко программным способом неэф фективны как по производительности , так и по стоимости ; многоуровневое и сложное программное об еспечение СУБД снижает эффективность и надежн ость функционирования БД ; универсальная ЭВМ оказывается перегруженной функциями управл ениями базами данных , что снижает эффективность функционирования соб ственно прикладных систем ; централизация и интеграция данных в сетях персональных и профессиональных ЭВМ не реализуема с приемлемой стоимостью без включе ния в состав сетей специализированн ых ЭВМ для поддержки функции СУБД. Эти соображения приводят к мысли о необходимости создания специализированных автономн ых информационных систем , ориентированных исключи тельно на реализацию функций СУБД . Однако системы , реализованные на обычной универсаль ной мини - или микроэвм , не способны полностью решить указанные проблемы . Необходим поиск новых архитектурных и аппаратных р ешений . Исследования в этом направлении приве ли к появлению-проектов и действующих прототи пов машин баз данных , которые наряду с сам о стоятельным назначением составляют также основу вычислительных систем 5-го п околения . Машиной баз данных (МБД ) принято называть аппаратно-программный мультимикропроцессорный комплекс , предназначенный для выполнения всех или некоторых функций СУБД. Такие с войства реляционной модели данных , как возможность расчленения отношений на непересекающиеся группы , возможность масс овой и параллельной обработки , простота и независимость данных в этой модели , а такж е наличие развитой теории реляционных баз данных и апп а рата сведения к реляционной других моделей данных обусловили разработку МБД , ориентированных в основном на поддержку реляционных баз данных . В нас тоящее время очевидна правильность такого выб ора в связи с установлением возможности о перировать объектами ба з знаний на реляционном концептуальном уровне посредством операций реляционной алгебры. Первые публикации по МВД появились в 1974 г ., сейчас можно назвать более 50 проектов , некоторые уже ре ализованы в виде промышленных прототипов и являются коммерческими изделиями . Иссле дования по аппаратурной поддержке операций на д базами данных проводятся и в нашей стране . Основными критериями для оценки того или иного проекта являются полнота выпол няемых функций СУБД и ожидаемое повышение производительности при их выпо л нен ии . Это одинаково важно как для МБД , фу нкционирующих совместно с главной ЭВМ в с оставе единой вычислительной системы , так и для МБД , являющейся узлом локальной сети ( data computer ). Во всех современных проектах и коммерческих М БД реализован полный объем функций СУБД . Повысить производительность , учитывая ограниченн ые скоростные характеристики современной элемент ной базы , можно только структурными методами (за счет структурного распараллеливания ). В силу этого МБД являются специализированными параллельны м и вычислительными системам и , и при их проектировании требуются едина я методология сравнения и четкие критерии оценки производительности . В настоящее время ведутся интенсивные исследования в этой об ласти. Основными техническими приемами , применяемым и в стр уктурных методах повышения про изводительности МВД , являются следующие : использование многоканальных устройств масс овой памяти (УМП ) со встроенными в аппарат уру каналов процессорами поиска и фильтрации для уменьшения объемов перекачиваемых данных из УМП в обрабатывающие подсистемы ; использование буферизации между основной памятью обрабатывающих процессоров и УМП , к оторая не только сглаживает разницу в ско ростях обработки данных и чтения их в УМП , но и уменьшает частоту обращения к УМП ; сегментация данных в УМП , ко торая увеличивает локальность доступа и улучш ает эффект двух предыдущих методов ; с этой целью предполагается развитие мультиатрибутной кластеризации и индексации данных в УМП и аппаратная их поддержка ; использование ассоциативной памяти в ка чест ве буферной и соответствующих алгорит мов обработки данных ; развитие подсистем опережающей выборки данных в буферную память (стадирование данных ) и оптимизация алгоритмов управления виртуал ьным пространством данных ; реализация режимов параллельной интерпр етации каждой операции над БД (горизон тальный параллелизм типа SIMD ) и режимов конвейерной и потоковой обработки не только операций , но и транзакций в целом ; функциональная специализация процессоров об работки и их аппаратная реализация в виде СБИС. Основ ные направления развития струк тур МВД : Можно выделить два обобщенных направлен ия , в которых ведутся исследования по стру ктурным методам повышения производительности МВД : многопроцессорные неоднородные (МН ) и сетевые МВД . На рис . 1 приведены обобщенные топ ологические схемы таких МВД . Частным с лучаем МН МВД можно считать коммерческие МВД IDM -500, RS -310, iDBP 86/440, топологическая схема которых приведена на рис . 2. Рис . 1. Топология двух к лассов МВД : а - многопроцессорные неоднородн ые МВД с несколькими уровнями обработки б - с етевые МВД К МН МВД можно отнести большинство современных проектов МВД , таких как DELTA , GRACE , DSDBS , MPDC , SABRE и др . Основными особеннос тями МН МВД являются следу ющие. 1. Наличие нескольких уровней обработки данных , в частности , трех основных : селекц ия и первичная фильтрация данных непосредстве нно в контрольных устройствах массовой памяти ; вторичная обработка , заключающаяся в реа лизации операций реляционной алге бры над вспомогательными отношениями , полученными на первом этапе ; /\ - универсальный обрабаты вающий /__/ - коммуникационный процессор процессор (серийный микропроцессо р ) - специализированный - коммутирующее устройство (об щая обрабатывающий процессор шина , переключательная ма трица, О - локальная полупроводниковая память кольцевая ком мутирующая шина, коммутирующая сеть ) - буферная общедоступная память - Управляющий процессор (подсистема ) - устройство массовой па мяти с контроллером (НМД с к онтроллером ) Рис . 2. Топология коммерческих МБД структур ная обработка или обработка метаданных , заклю чающаяся в поддержке вспомогательных структур данных (индексация , мультиатрибутная кластеризация ) . 2. Наличие системной буферной памяти (СБП ) между первыми двумя уровнями обрабо тки , в которой помещаются отношения или вс помогательные структуры данных , полученные на первом уровне обработки . Такая архитектура пр едполагает наличие опережающей выборки и подк ачки данных из уровня первич н ой обработки (стадирование ). СБП при этом обяза тельно должна быть двух или более портово й. 3. Наличие функционального параллелизма , при котором различные функции первичной и втор ичной обработки реализуются на физически расп ределенной аппаратуре . При этом часть функциональных устройств реализуется на унив ерсальных микропроцессорах , часть в виде спец аппаратуры (например , заказных СБИС ). Функциональны й параллелизм позволяет реализовать конвейерное выполнение транзакций и отдельных запросов . В более общих слу ч аях для увеличения производительности допускается дублиров ание функциональных процессоров на наиболее т рудоемких операциях. В качестве наиболее типичных примеров таких МН МВД можно рассмотреть DELTA и GRACE . Японский проект МВД (рис . 3) лежит в основе выч ислительной системы 5-го поколения . Действу ющий в настоящее время прототип состоит и з двух подсистем : подсистемы вторичной обработки в состав е четыре х реляционных процессоров (РП ), одного процессора управления (УП ), одного комм уникационного процессора (КП ) и одного процессора технического обслуживания (НТО ), вы п олняющего функции диагностики системы , поддержки БД , связи с операторам и т . п .; подсис темы иерархической памяти (ИЛ ), содержащей системную буферн ую память (электронный кэ ш-диск емкостью 128 Мбайт ), массовую память с восемью НМД (с контроллером магнитного диска КМД ) общей емкостью 20 Гбайт и четырьмя НМЛ (с контроллером магнитной лент ы - КМЛ ) , а также универсальную микр оэвм в качестве управляющего процессора иерархической памяти (УПИП ) и процессора ввода-вывода (ПЕВ ). Связь между подси стемами осуществляется высокоскоростным каналом со стандартным интерфейсом со скоростью передачи до 3 Мбайт /с . В се процессоры подсистемы вторичной обработки подключаются к этому каналу посредством ПВВ через специальные адаптеры иерархической п амяти (АИП ). Основным функциональным узлом МЕД DELTA является реляционный процессор (РП ) баз данных , назначение к оторого-вып олнение операций реляционной алгебры над отношениями пр оизвольного объема с высокой производительностью . Каждый из четырех РП может выполнять отдельную операции : процесс ора (КП ) и одного процессора технич еского обслуживания (НТО ), вы полняющего функции ди агностики системы , поддержки БД , связи с операто ром и т . п .; подсис темы иерархической памяти (ИЛ ), содержащей сист емную буфер ную память (электронный кэш-диск ем костью 128 Мбайт ), массовую память с восемью НМД (с контроллером магнитного диска КМД ) общей емкостью 20 Гбайт и четырьмя НМЛ (с контроллером магнитной ленты - КМЛ ) , а так же универсальную микроэвм в ка честве управляющего процессора иерархиче ской пам яти (УДИЛ ) и процессора ввода-вывода (НЕЕ ). С вязь между под системами осуществляется высокоско ро стным каналом со стандартным интер фейс ом со скоростью передачи до 3 Мбайт /с . Все процессоры подсистемы вторичной обработки подключаются к этому каналу посредством ПВВ через специальные адаптеры иерархической памяти (АИП ). Основны м функциональным узлом МЕ Д DELTA является реля ционный процессор (РП ) баз данных , назначение которого-выполнение операций ре ляционной алгебры над отношениями произвольного объема с в ысокой произ водительностью . Каждый из четырех РП может выполнять отдельную операцию реляционной ал гебры независимо о т других или все они могут выполнять одну операцию параллельно (например , сортировку отношений в ИЛ ). РП имеет регулярную структуру (см . рис . 3) для облегчения его реа лизации в виде СБИС . Кроме этого он в своем составе имеет центральный п роц ессор (ЦП ) с памятью 512 Кбайт для реализации операций с обширной логикой (например , аг регатных функций типа min , m ах и т . п .). Для облегчения входного (ВП ) и выходного (ВЫП ) потока данных РП содержит два адаптера иерархической памят и (АИП ), а также вх одной мод уль для подготовки кортежей отношений (наприм ер , перестановки значений атрибутов ). Собственно операция реляционной алгебры реализуется в РП . Процессор слияния (ПСЛ ) сортированных сегментов отношений предназнач ен для слияния сортированных сегментов отношений , а также в нем реализуются опера ции естественного соединения двух отношений и селекции отношения . Двенадцать процессоров с ортировки (ПСО ) предназначены для реализаци и конвейерной однопрох одовой сортировки сегме нта отношения объемом 64 Кбайт . ПСО и ПСЛ реализованы полностью аппаратно. Иерархическая память в DELTA является наиболее сложной подсистемой , в функции которой вход ят : управление СЕЛ и УМП ; стадир ование данных (в вид е сегментов отношений ) из УМП в СБП в соответствии с заявками РП ; селе кция и вертикальная фильтрация отношений при помещении их в СБП с привлечение м специального (атрибутного ) метода хранения о тношений в УМП ; поддерж ка индексных структур , кластеризация отношений в УМП и организация с их помо щью быстрого поиска в УМП. Рис . 4. Структурная схем а МВД GRACE Вторым примером МН МВД является также япон ский проект GRACE , с труктурная схема которого приведена на рис . 4. СБП реализована здесь набором электронных ди сков на цилиндрических магн итных доменах . В качестве УМП использованы многоканальные НМД , в каждый канал которых встроены , кроме устройств ч тения-записи (Уч /з ), процессоры первичной обработки , названные фильтрами потока кортежей (ФПК ). Каждый ФПК содержит : процес сор фильтрации (ПФ ), осуществляющий в пред елах дорожки МД собственно псевдоассоциативный поиск кортежей , удовлетворяющих заданному условию ; процессо р проекции (ПП ) и преобразования кортежей ; процессор хэширования (ПХ ), реализующий д инамическую се гментацию кортежей читаемого о тношения. Фильтр потока кортежей работает в конвейерном р ежиме и позволяет обрабатывать поступающие из УМП кортежи со скоростью их чтения (обработка «в полете » ). На уровне вторичной обработки применяются проце ссоры вт оричной обработки (ПВО ) и ФПК . Назначение ФПК - выполнять описанную выше обработку кор тежей результирующих отношений , поступающих из ПВО в СЕЛ . ПВО содержит наряду с процессором реляционной алгебры (ПРА ), реализованным на основе универсального микропроцесс ора со своей локальной памятью , также аппаратный процессо р сортировки отношений (ПСО ) и процесс ор выдачи результата (ПВР ) в канал главной ЭВМ . ПСО осуществляет потоковую сортировку сегмента отношения , поступающего из банка СЕЛ в процессор реляционной алгеб ры . Двухпортовые банки СЕЛ подсоединяю тся к процессорам обработки обоих уровней посредством специальных петлевых шин (СПШ ). Эти многоканальные шины с разделен ием времени осуществляют на каждом уровне обработки коммутацию любого процессора обработ ки к любо м у банку памяти и одновременную обработку нескольких банков памяти. Отлич ительными особенностями данного проекта являются следующие структурные решения. 1. Ме тод опережающей подкачки кортежей из УМП в СБП сочетает здесь не только с первичной фильтрацией , но и со с пециальным распределением кортежей по банкам СЕЛ . Эта так называемая динамическая хэш-сегментация позволяет выполнять операции реляционной алгебры на уровне вторич ной обработки параллельно и без обмен ов несколькими П PA , т ак что каждый ПРА реализуе т бина рную операцию над парой соответствующих сегме нтов отношений-операндов . Это является одним и з источников повышения производи тельности МБД при выполнении операций ре ляционной алгебры. 2. Вк лючение в цикл вторичной обработки фильтров потока кортежей , и с пользуемых в цикле первичной обработк и , позволяет обрабатывать промежуточные отношения в СБП , так же как и исходные отношения БД , един ообраз но интерпретировать последовательность операций реляционной алгебры . Таким образом , выполнение транзакции , соответс твующей сложному запросу к реляционно й БД , заключается в многократном выполнении циклов первичной и вто ричной обработки. 3. Пр едварительная и параллельная фильтрация данных со скоростью их поступления из УМП позволяет снизить объем перемещаемых из УМП в С БП данных , что является существенным источником повыше ния производительности МБД в целом . Этот механизм используется во многих (если не во всех ) проектах МН МБД и счи тается признанным решением. Как показали многочисленные исследования , СУБД н е может быть эффек тивной , если большая часть ее работает под управлением операцио нной системы общего назначения . Поэтому повыш ение эффективности МБД связано с полной изоляцией СУБД в рамках МВД , т . е . реализацией функционално-полных МВД , выполняющ их все функции управле ния транзакциями . Учитывая сложность соответствующей опер ационной системы МБД , реализовать функционально полную и высокопараллельную МН МВД сложно. Втора я основная проблема в создании высокопараллел ьных МН МБД , названная «дисковым парадок сом» , заключается в том , что скорость ввода-вывода современных УМП (одноканальные и многоканальные НМД с перемещающимися головками ) является узким местом и ограничивает достижение высокого пара ллелизма в обработке . В МН МБД для решения этой пр облемы в качестве кэш-диска пр именяется большая полупроводниковая буферная память. Для решения этой проблемы некоторые авторы п редлагают сетевые МБ Д в которых распред еленное хранение больших БД осуществляется на большем количестве НМД. Сетевы е МВД (см . рис . 1,б ) воплощают принципы од нородности струк туры , сегментации данных в устройствах массовой памяти и распределения процессоров обработки по УМП . Таким образом , основная иде я сетевых MB Д - приближение дешевой обрабатывающей логики (в виде универсальных микропроцессоров ) к УМП и связыв ание таких «обрабатывающих хранилищ» в сеть . Учитывая бы стро снижающуюся стоимость процессоров o б работки и жестких НМД и успехи в технике коммуникации процессоров , в ее составе такой сети может быть сотни УМП , с каждым из которых сое динен свой обрабатывающ ий процессор . Примерами таких проектов являются МВО ; GAMMA . В перспективе развития сетевых MB .Д некоторые авторы видят создание МВД на основе вычислительной систолической среды . Так , проект NODD , схема которого изображена на рис . 5, реализован в виде регул ярной решетки , в узлах которой размещены процессорные элементы (ПЭ ). С каждым ПЭ связаны своя локальна я память (ЛП ) и устройство массовой п амяти (УМП ) в виде жесткого НМД. Предпо лагается также замена УМП энергонезависим ой полупроводниковой памятью соответствующей емк ости («силиконовая» систолическая МВД ). Наз начение ЛП в каждом узле-хранение прог рамм обработки , копии управляющей программы , б уфера для о бмена сообщениями и кэш-пам яти для своего УМП (3% каждого локального УМП находится в этой локальной кэш-памяти ). Для целей надежности пространство на каждом УМП разделено на части : одна часть для хранения части БД , прина длежащей своему узлу , другая-дублиру ет дан ные четырех соседних узлов . Особенностью явля ется и то , что управление выполнением тран закций в таких сетевых МВД полностью расп ределено , так что каждый процессор может в зять на себя роль управляющего. Особый интерес приобретает создание систолическ их МВД в связи с появлением серийных однокристальных транспьютеров , содержащих наряду с процессором и памятью каналы (порты ввод а-вывода ). Например , промышленный транспьютер фирмы INMOS IMS Т 414 имеет следующие х арактеристики . В одном кристалле реализов ан 32-разрядный процессор быстродействием д о 10 млн . опер ./с , статическое ОЗУ на 2 Кбайт , четыре канала связи , 32-разрядный инте рфейс памяти и контроллер динамического ОЗУ . Конструктивно транспьютерная матрица , являющаяся основным элементом систолических тран спь ютерных МВД (см . рис . 5), может быть реализова на посредством серийных транспьютерных плат IMS В ОООЗ той же фирмы . Эта двойная европла та содержит четыре транспьютера Т 414, связанных между собой п ортами связи , четыре устройства динамической памяти по 256 Кбайт каждое и четыре вн ешних порта ввода-вывода . Возможно , в ближайшее время применение таких транспьютерных плат переведет проекты систолических МВД из о бласти теоретических исследований в область п рактической реализации. Основн ой проблемой в распределенных (сетевых ) МБД является оптимальная кластеризация данных по локальным УМП и поддержка соответст вующей распределенной индексации . В GAMMA , наприм ер , предлагается кластеризация каждого отношения по всем УМП (в соответствии с хеши рованием значенийключевых атрибутов и созданием распределенного по УМП индекса эти х значений ). В NODD п редлагается равномерное распределение отношений по узлам решетки . Меж ду конкретными к ортежами разных отношений , для которых действ уют семантические связи , существуют указатели , задающие расположение связанных кортежей (номера узлов и их адреса в УМП ). Таким образом , запрос в БД возбуждает связи между кортежами в узлах решет ки и порождает поток данных между ними . Это позволяет реализовать в такой МВД потоковую обработку сложных запросов н а основе модели «активного графа» К кл ассу сетевых относится коммерческая МВД фирмы Teradata DBC 1012, которая интен сивно распространяется и находит широкое применение в разлиных информационных системах . На рис . 6 изображена конфигурация DBC 1012 с восемью обрабатывающими процессорами ПМД (на базе i 80386), каждый из которых имеет НМД и подключается к коммуникационной сети типа двоичного дерев а ( Y - сеть ). В узлы этой сети встроены се тевые высокоскоростные процессоры и программируе мые логические матрицы , реализующие функции у правления сетью . Y - сеть позволяет осуществлять дуплексный обмены между обрабатывающими процессорами . В эту же сеть подключа ются коммуникационные процессоры (ИЛ ) для осуществления интерфейса с главной ЭВМ . Каждый обрабатывающий процессор обеспеч ивает поддержку всех операций реляционной алг ебры , достаточных для выполнения операторов SQL , подде ржку своей части БД , а также выполне ние всех функций управления транзакциями над своей частью БД , в том числе защиту целостности , восстановления и т . д . Образцы DBC 1012 включают до 128 процессоров и имеют распреде ленную по обрабатывающим процессорам полупроводн иковую память емкостью 412 Мба йт на один процессор . Общая емкость массовой памяти составляет до 1000 Гбайт и общее быстродействие - до 10^9 опер ./с. Два свойства DBC 1012 характ ерн ы для всех сетевых МЕД : обеспечение возможности увеличения мощно сти наращиванием числа обрабатывающих процессоро в , так что производительность при этом рас тет линейно (показатель линейности роста прои зводительности DBC 1012 от числа процессоров со ставляет 97%); обеспе чение надежности функционирования за счет дуб лирования данных в локальных УМП (т . е . обеспеч ивается работа без краха системы при выходе из строя отдельн ых процессоров или УМП ). Третье направление исследований в области МБД з аключаетс я в создании недорогих коммерчес ких устройств на серийных процессорных элемен тах с шинным интерфейсом (топология таких МБД изображена на рис . 2,а ). В качестве п римера рассмотрим МБД фирмы Britton Lee IDM 500, структурная схема которой изображена на рис . 7. Хотя эти изделия не ориентированы на высокопаралле льную обработку и содержат ограниченное число функциональных процессоров , они удовлетворяют сформулированным выше принципам МН МБД и полностью реализуют все основны е функции МБД . Структурная схема коммерч еских МБД является частным случаем МН МБД (см . рис . 2, a ). Роль СБП выполняет полупроводниковая па мять , к которой через общую шину подключаю тся периферийные контроллеры НМД со встроенны ми микропроцессорами AMD 2901, процессор обработки (процессор БД ) на осн ове Z 8002 и до 8 канальных процессоров для подключения к главной ЭВМ (канал IBM 370, интерфейс с VAX 750) или по дключения к локальной сети ( Ethernet ). Кроне того , к общей шине может подключаться особый функц иональный процессор (акселератор БД ) для выполнен ия тех операций , котор ые являются узким местом (например , сорт ировка отношений ). Старшая модель IDM SOO / XL с емкостью внешней памяти более 1 Гбайт на жестких МД и 500 Мбайт на МЛ имеет производитель ность 1000 транзакций /мин и одновременно обслужи вает до 40 0 пользователей. Развит ием этого направления в разработках фирмы Britton Lee яви лся реляционный файлсе рвер ( data / file server ) RS 310 - автономное устройство , подкл ючаемое к локальной сети Ethernet или непосредственно к главной ЭВМ по интерфейсу RS 232. Он в ключает : соб ственно процессор базы данных (1 плата ) на о снове 28000 (10 Мгц ); соединенную с этим процессором оперативную память емкостью 1 Мба йт на одной плате ; два жестких диска типа винчестер (5 1/4 дюйма ) по 80 Мбайт каждый с соответствующим к онтро ллером ; контро ллер кассетной МЛ с 60 Мбайт на кассете ( Streaming tape 1/4 дюйм а ); до четырех интерфейсных плат двух типов (интер фейс RS 232 с восемью вы ходами или интерфейс локальной сети Ethernet ). Каждая интерфейсная плата содержит процессор 28000 и свою локальную память . , RS 310 м ожет быть использован или как автономная СУБД с выходным языком SQL , поддерживая при этом все функции СУБД , за исключением первого этапа трансляции с SQL (управление транзакциями , параллельное выпо лнение запросов , отк аты и восстановления , автоматическую оптимизацию запросов и т . п .), или как интегрированная си стема управления файлами . При этом RS 310 выступает для главной ЭВМ в качестве интеллектуального контроллера с буферизацией и удовлетворяет интерфейсу SCSI ( Small Computer System Interface ). RS 310 обеспечивает одновременную раб оту до 50 пользователей и выполняет одновременн о до 10 запросов . Ближайшая перспектива развития RS 310 - увеличение внешней памяти до восьми НМД емкостью 478 Мбайт и МЛ емкостью 300 Мбайт. Рис . 8. Специализированная машина для БД PYRAMID S 9810 (9820) Дальне йшим развитием такого подхода к созданию коммерческих МБД является их реализация н а модульной параллельной мультимикропроцессорной системе типа систем S 27 и S 81 фирмы Sequent и систем серии 9000 (9810, 9820) фирм ы Pyramid - Sybase . На р ис . 8 изображена структурная схема нового издел ия фирмы Pyramid - - система 9810(9820), являющаяся спе циали зированной ЭВМ для БД . Эта специа лизированная машина предназначена для автономной поддержки СУБД Sybase с входным языком SQL , а также для поддержки прикладных информационных сист ем на основе этой СУБД для автоматизации конторской деятельности , разработки п рог раммного обеспечения и т . п . Система работает как data computer в сети ЭВМ и и меет интерфейс не только с локальной сеть ю Ethernet , но и Х 25, telenet , darpa . Общая дисковая память дост игает 15 Гбайт . Основная память , подключаемая к устройству управления памятью в виде плат до 4 и 16 Мбайт , может наращиваться до 128 Мбайт . В системе поддерживается виртуальное адресное пространство 4 Гбайт со страницами в 2048 байт . В качестве процессоров обработки выступают один или два спецпроцессора ( CPU ), реали зованные в виде 32-разрядных процессоров с RISC -а рхитектурой . CPU имеет следующие характеристи ки : время цикла - 100 нс ; число 32-разрядных регистров - 528; кэш-память инструкции - 16 Кбайт ; кэш-память - 64 Кбайт. В RISC -проце ссорах реализован конвейерный режим выпол нения инструкций. Основой системы является собственная сверхбыстрая шина xtend (40 Мб айт /с ), работающая по принципу коммутации сообщений . Интеллектуальный процессор ввода-вывода (ПВВ ) реализован на базе микропр оцессора AMD 29116 с быстродейст вием 5 млн . о пер ./с и содержит 14 п араллельных ОМА-контроллеров , общая пропускная спо собность которых 11 Мбайт /с . ПЕВ обслуживает периферийные устройства , контроллеры НМД (скоро сть передачи в которых до 2,5 Мбайт /с ) и контроллеры локальной сети (КЛС ). К общей шине под ключается до 16 портов с интерфейсом RS 232 д ля обслуживания интеллектуальных терминальных пр оцессоров , с помощью которых к системе мог ут подключаться терминальные пользователи . Подклю чение к шине адаптера шины MULTIBUS открывает ши рокие возможности для под ключения вспомог ательных внешних устройств , в которых реализо ван интерфейс этой шины. Управл ение системой осуществляется процессором поддерж ки системы , в функции которого входят такж е диагностика всех устройств и системы в целом , сервисная служба системы и т . п . В этом процессоре функцион ирует так называемая двухпортовая многоп роцессорная операционная система , которая соединя ет в себе две версии UNIX ОС : System V . AT & T и 4.0 Berkly . Перспе ктивы развития МБД Создан ие высокопроизводительных МВД связывается с решением следующих проблем , по которым ве дутся интенсивные исследования. 1. Соз дание специализированных архитектур МВД , сочетающ их достоинства горизонтального параллелизма при выполнении одной операции с функциональным параллелизмом при выполнении посл едовате льности операций и транзакций . Особую роль здесь играет реализация конвейерной потоковой обработки ( data flow ) применительно к операциям реляционной алгебры. Рис . 5.9. Структура подси стемы потоковой обработки в МВД DFRU Управле ние выполнением запросов при этом должно происходить собственно потоками данных , что о блегчает задачу программного контроля выполнение м операций , синхронизации их и т . п . Например , в проекте DFRU предпринята попытка аппаратно реализовать потоковую обработку в регулярной структуре обрабатывающих процессоров (рис . 9). Основным обра батывающим элементом является универсальный комп аратор кортежей (К ). В матрице компараторов ко ртежей , соединяемых коммутирующими сетями , возможна динамическая коммутация выходов пр оцессоров обработки i -г о уровня со входами процессоров ( i +1)-го уровня . В каждой строке матрицы по одному арифметическому процессору (АП ) дл я реализации агрегатных функци й . Связи между процессорами устанавливаются в соответст вии с дугами дерева запроса (дерева реляци онных операций ). Это позволяет отображать де рева запроса в дерево процессоров , выр езаемых в данной матрице , так что каждой операции назначается один процессор об работки . После этого исходные отношения в потоке читаются из подсистемы массовой памяти и обрабатываются конвейерно в настроенном дереве процессоров , так что кортежи , образов анные в операции i -го уровня , через коммутирующую сеть попадают в соответствующи й процессор ( i + l )-го уровня . На рис . 10 проиллюстрирован этот процесс для следующего запроса : «Выдать имена поставщиков , которые поставляют более 100 детал ей типа I » применительно к трем исходным отнош ениям : ( RI ) ПОСТАВЩИК (КОД ПОСТАВЩИКА , имя ); ( R 2) ДЕТА ЛЬ (КОД-ДЕТАЛИ , ТИП-Д ЕТАЛИ , НАИМЕНОВАНИЕ ); ( R 3) П ОСТАВКА (КОД-ДЕТАЛИ , КОД-ПОСТАВЩИКА , КОЛИЧЕСТВО ). Рис . 10. Реализация дерева операций в матрице про цессоров Появлен ие на входе компаратора кортежа исходного отношения для операции селекции ( select ) или двух исходных кортежей для операции соединения ( join ) актив изирует его , и после выполнения операции и выдачи результирующего кортежа он переходит в сост ояние ожидания . Процессоры сорт ировки отношений подключаются перед бинарными операциями или перед операцией удаления ду блей . Промежуточная память используется для з ацикливания потока кортежей , если длина дерев а запроса больше числа строк в обрабатыва ющей м атрице , или для передачи п ромежуточных отношений между двумя деревьями запросов. В матрице процессоров возможно одновременное выполнение нескольких з апросов , каждый из которых отображен в сво е дерево процессоров. Необ ходимость в сортировке объясня ется тем , что реализация бинарных операций реляционной алгебры (с нелинейной сложностью 0( n ^2), где n -кардинальность отно шений ) в потоковом режиме , когда единицей обмена между операциями являются кортежи или страницы отношений , возможна , только если отноше ния одинаково упорядочены . Поэтому операция сортировки в конвейерном и потоковом режимах обработки является узким местом , и требуется ее аппаратная реализация , удовлет воряющая следующим требованиям : высок ая скорость и близкая к линейной зависимо сть времен и сортировки от объема отно шения ; один проход при реализации сортировки ; конвейерный режим обработки потока данных ; нали чие внутренних буферов объемом не менее с траницы отношения (64, 128, 256 Кбайт ); возможность исключения дубликатов кортежей при сор тировке отношения ри с . 11. Влияние задержки при сорти ровке на по токовый режим обработки кортежей Необх одимо отметить , что даже применение аппаратны х потоковых сортировщиков не решает пол ностью проблему потокового выполнения бин арных операций . Сортировщик может начать выда чу кортежей сортированного отношения только п осле получения на входе последнего кортежа исходного отношения , да и то с задержко й . Например , процессор сортировки в Delta и ме ет задержку (2 lm + N -1) t , где l - дли на кортежа в байтах , t =ЗЗО нс-время пересылки байта ме жду сортирующими элементами , m -число сортируемых кор тежей , N - число сортирующих элементов . Таким обр азом , наличие даже аппаратной потоковой сорти ровки прерывает и зам едляет общий пот ок кортежей между реляционными операциями . А любое замедление входного потока одного отношения-операнда требует для другого операнда бинарной операции наличия промежуточного буфер а . Поэтому конвейер кортежей при потоковой обработке должен и меть вид «растя гиваемых рукавов» (рис . 11). Все это может све сти к минимуму преимущества потоковой обработ ки. 2. Со здание ассоциативной памяти большой емкости д ля системного буфера МВД . Как известно , использование ассоциативной памяти в каче стве СБП позво ляет существенно повысить эффективность поисковых и некоторых других операций в МВД на уровне вторичной обработки . Интерес представляет гибридная ас социативная память , которая имеет один порт-об ычный для подключения памяти к общей шине , а второй-ассоциати в ный для подкл ючения к соответствующему контроллеру. Приме ром такой памяти является изделие фирмы Сименс , структурная схема подключения которого к общей шине представлена на рис . 12.а ., Наличие порта обычной адре сации позволяет осуществлять подкачку данных в ассоциативную память через общую шину из УМП . Ассоциативная память в этом изделии содержит 64 параллельные линии обр аботки (шириной 8 разрядов каждая ), так что и нформация из памяти поступает в каждый из 64 процессорных элементов побайтно (в ви де столбца байтов длиной 256 К ). Длина о брабатываемого слова 256К , общая емкость ассоциативной памяти 16 Мбайт . Модуль памяти , об рабатываемой каждым процессорным элементом , 256 Кбай т . Каждый модуль памяти имеет адрес на общей шине , и информация в него может записыва ться автономно по первому порт у . Кроме того , внутри столбца-своя адресация в пределах 256К , доступная контроллеру ассоциативной памяти . Ассоциативный поиск осущест вляется синхронно всеми (или частично ) процессорными элементами. Струк тура каждого процессор ного элемента изобр ажена на рис . 12.б . Каждый процессорный элемент содержит АЛУ и тест-устройство , д ва входных регистра А и В , регистр мас ки М и блок регистров С . Все эти устройства выходят на внутреннюю шин у памят и (М - шину ). Процессорный эле мент и модуль памяти реализованы двумя кристаллами . Общий контроллер управляет синх ронной работой всех процессорных элементов , в оспринимает результат и при поиске постоянно фиксирует текущий адрес в пределах 256К , с которым 8 данный момент работают про цессорные элементы . Факт нахождения релевант ной информации в каждом процессорном элементе фиксируется в контроллере Для последующего извлечения информации . В такой ассоциативной памяти наиболее эффективно реализуется опера ция поиска вхождений по заданному образцу . Особый и н терес представляет исполь зование такой памяти в машинах баз знаний , где операция поиска вхождений по образцу является основной. Ри с . 12. Гибридная двухпорто вая ассоциативная памят ь : а - общая схема ; б - схема процессорного элемента 3. Испол ьзование процессора потоковой сортировки отношен ий для слияния отношений . Например , в прое кте Delta он пред назначен для потокового слияния двух сортированных страниц отношения со скоростью поступления кортежей второй стр аницы . На базе такого двухвходового проце ссора слияния может быть реализовано устройст во соединения двух отношений ( Delta ). Во многих проектах предлагается аппаратная реализация операци й реляционной алгебры на основе универсальных компараторных процессоров (компараторов ). Прим ер такого компаратора (проект DFRU ) представлен на рис .13. Компаратор (К ) предназначен для реализации операций селекции , проекции , сужения и соединения отношений и используется в пр оцессорной матрице (рис . 9). Он имеет два буф ера объемом , достаточным для помещения одного кортежа , и управляется потоком кортежей , поступающих по двум входным ли ниям побайтно . Компаратор может на ход иться в разных состояниях , управляемых тремя внутренними линиями . Он управляется микропро граммой , запускаемой входными кортежами . Режим работы микропрограммы определяется текущим сос тоянием компаратора . Компаратор содержит три микропрограммных процессо р а (модуля ); в вода , сравнения и выхода , и набор внутренн их регистров (Доп . Р , БР ). Входной модуль читает кортежи на своих входных л иниях и направляет каждый кортеж побайтно в буфер или /и в ком паратор (в зависимости от своего внутреннего состояния ). Дополнит ельные компараторы не обходимы для анализа управляющих битов (флаго в ), таких как признак окончания отношения , который оканчивает обработку . В центральном к омпараторе происходит сравнение значений заданны х атрибутов из входных кортежей (побайтно ). В компарат ор поступает не весь кортеж , а только сравниваемые значения . Этим управляет входной модуль по своей микропрограмме , синхронизируясь по зад анному расположению этих сравниваемых значений . Весь кортеж находится в буфере , и после сравнения заданных атрибутов к омпаратор задает выходному модулю команду на вывод кортежей из соответствующих буферов . Вывод может осуществляться : на выходную шину , если сравнение было успешн ым ; в линию обратной связи (ЛОС ), если , например , из входного модуля по шине уп равления пришла команда о том , что в следующем кортеже второго от ношения то же значение атрибута соединения (для операции со единения ) и этот выводимый кортеж надо пов торно с ним сравнить . При этом соответству ющая входная линия перекрывается и замыкается на ЛОС , пока на входе не поя вится кортеж второго отношения с новым зн ачением атрибута соединения ; удале ние текущего кортежа из выходной последовател ьности при неуспешном сравнении (выходная лин ия замыкается на «землю » ). Для операции соединения в выходном мо дуле может выполняться сцепление выходных кортежей . Режим потоковой обработки здесь обеспечивается тем , что микропрограммные процессоры (входной , компараторный и выходной ) управляются вхо дными последовательностями кортежей через измене ние внутренних состоя ний . При этом опр еделенная микропрограмма выполняется , если модуль находится в соответствующем состоянии , завис ящем от поступления входных кортежей. Рис . 13. Универсальный компараторный процессор для реляционных операций : БР-а-разрядныа буферный регистр ; Доп . Р - дополнительный регистр ; К - компаратор ; ЛОС - линии обратной связи При выполнении операции селекции в Буфер 2 загру жается «псевдокортеж» , соответствующий заданному условию поис ка . (Очевидно , таким образ ом можно реализовать селекцию по условию , не содержащему дизъюнкций .) Кортежи отношения , поступающие на Вх .1, пропускаются через ко мпаратор , а «псевдокорт еж» циркулирует по ЛОС 2, Буфер 2 и компаратору . Входно й модуль синхронизируе т этот процесс . При успешном сравнении в компараторе кортеж отношения посылается на Вых .1, иначе на «землю» . Аналогично рассмотренно му реализован реляционный процессор РП (см . рис . 3) в МБД Delta , но с большим разнообрази ем выполняемых функций. 4. Ап парат ная реализация потоковой фильтрации данных непосредственно в каналах УМП . Такая фильтрация позволяет снизить объемы данных , передаваемых из массовой памяти н а обработку , что является существенным источн иком повышения производительности МБД в целом . Потоков ые процессоры филь трации (фильтры ) должны удовлетворять следующим требованиям : скоро сть обработки должна соответствовать скорости чтения НМД , чтобы избежать холостых оборото в МД ; необх одимость использования двух коммутируемых буферо в обчаемом в одну доро жку МД для обеспечения непрерывности чтения ; возмо жность пропускать в выходной канал только релевантные поисковому условию данные (горизонт альная фильтрация ); возмо жность формировать на выходе часть входной записи в соответствии с заданным условием (верт икальная фильтрация ); задан ие поисковых условий в виде дизъюнктивной нормальной формы элементарных поисковых услови й или в виде поисковых образов ; объем поисковых условий допилен определяться допус тимой скоростью обработки. Доста точно полный обзор сущес твующих процессор ов фильтрации . 5. Ус транение препятствия в увеличении производительн ости многопроцессорной МБД с двумя уровнями обработки и системной буферной памят ью за счет улучшения системы коммутации и связи процессоров обработки с СБП и между собой . Это определяется интенсивностью обмена данными между процессорами и СБП и объемом этих данных , которые , как правило , являются частями файлов (отношений БД ). Кроме этого организация па раллельной работы процессоров требует интенсивно го обмена сообщениями м ежду процессорами . Ориентировочные требования к системе коммутации в МБД с высокой сте пенью параллельности : скоро сть передачи данных - 10-80 Мбайт /с ; число под ключаемых автономных банков памяти - 100; число п одключаемых процессоров обработки - 100; отсутс т вие конфликтов. В э той же работе дается ряд перспективных ме тодов реализации высокоскоростных сетей коммутац ии (до 10^3 входов ) и реализации на их основе многопортово й системной буферной памяти для МВД. Фильт ры представляют собой технические или програм мные средства для выделения данных , уд овлетворяющих каким-либо условиям . В реляционной модели данных выбор по условию соответству ет операциям проекции и селекции реляционной алгебры . В задачах обработки текста требу ется , как правило , выбрать текст , содерж а щий данное слово . Те же задач и выбора данных по условию могут решаться и с помощью использования циклов или хэширования. Фильтры , однако , позволяют проверять более сложные условия , чем «равно» (для хэширования возможна только такая проверка ), « не равно» , « больше» , «меньше» . Фильтр ы не требуют предварительной структуризации д анных . Вместе с тем использование фильтров предполагает полный просмотр отношения (или , если в базе хранятся инвертированные фай лы , полный просмотр значений атрибутов , участв ующих в усло вии ). Фильтры могут примен яться и в комбинации с индексированием и хэшированием . Обща я схема использования фильтров следующая . Про цессор , анализирующий запрос , выделяет условие селекции . Выделенное условие передается в с пециальный процессор (или группу пр оцессо ров ), который является программируемым фильтром . Этот процессор может быть как специализиро ванным , так и процессором общего назначения. Зате м фильтр читает последовательно кортежи отнош ения , проверяя на них заданное условие и отбирая удовлетворяющие этому условию кортежи . Отобранные (релевантные ) кортежи передаютс я другим процессорам для дальнейшей обработки . Обработка может осуществляться параллельно с работой фильтра. В ряде проектов МЕД используются фильтры , кот орые моделируют для проверки услови й конечные автоматы . При такой реализации скоро сть проверки условия практически не зависит от его сложности (если размер памяти фильтра достаточен для моделирования конечного автомата , проверяющего условие ) Бина рные операции (объединение , пересечение , со единение ) над отсортированными отношениями также могут быть реализованы с п омощью фильтров . Спе циализироьанный фильтр работает приблизительно в два раза быстрее , чем происходит загрузка входного буфера с диска . В процессе загрузки фильтр может читать уже загруженную часть памяти . Кэш-память служит промежуточной для обмена между дисковой памятью и буферами. Когд а в качестве фильтрующего процессора использу ется процессор общего назначения , входной буф ер разбивается на два . Контроллер загружает блоки входног о файла поочередно в один из двух буферов . Загрузка ведется неп осредственно с диска , так как фильтрация и дет приблизительно в три раза медленнее ч тения . Кэш-память в этом случае не нужна . Результат фильтрации записывается в один и з двух выходных буферов . П о запо лнении буфера его содержимое сбрасывается на диск. К недостаткам фильтров , моделирующих конечные авт оматы , следует отнести высокие требования к размерам памяти фильтра . Другой способ проверки Условий осуществляется прямы м фильтром , структура которо го соответств ует структуре проверяемого условия . Основными блоками фильтра являются компаратор , управляющее устройство и логическое устройство . Компарат оры проверяют истинность простых условий . Их число ограничено и фиксировано в аппарат уре . Современная т е хнология СБИС п озволяет строить прямые фильтры с числом компараторов порядка 100. Управляющее устройство орг анизует работу фильтра , логическое устройст во обрабатывает полученные значения и генерирует окончательное значение истинности с ложного условия . На в ход компаратора п одается запись вида < атрибут , оператор , значени е- операнда > или < атрибут , условие , атрибут > где < условие >-одно из условий сравнения . Ре зультатом работы компаратора является признак ИСТИНА или ЛОЖЬ. Перед аваемое в фильтр формализованное у словие представлено в дизъюнктивной или конъюнктивн ой нормальной форме . Для определенности будем говорить далее о дизъюнктивной нормальной форме . В этом случае условие представляет собой дизъюнкцию мон омов . Каждый моном есть конъюнкция простых условий . На каждом шаге компаратор проверяет очередно е простое условие , и постепенно формируется окончательный результат проверки всего сложног о условия. С каждым компаратором соединен логический блок , который вычисляет очередное промежуточное значен ие окончательного результата по результату работы компаратора , предыдущему промежуточному значению и логической связке . На каждой плате размещен контроллер и набор соединен ных компараторов и логических блоков. Управля ющее устройство выполняет следующие функции : декодиров ание , вычисление длины опер андов и подготовка данных к вычислениям ; определение концов операндов и установк а соответствующих признаков ; управление входным и выходным буферами . Входной буфер не является необходимым ввиду возможности прямого доступа управля ющего устройства к ос новной памяти. Опера нды проще всего размещать во внешней памя ти , общей для всех компараторов . Время обр ащения к общей памяти налагает в этом случае ограничения на число компараторов в фильтре . Если время ввода одной записи 100 не , а в ремя работы компаратора 400 не , то нет смысла иметь более четырех ко мпараторов . Использование СБИС-технологии позволяет обеспечить каждому компаратору достаточную вну треннюю память (порядка 256 байт ). Сущес твует ряд проблем , которые находятся пока за рамк ами исследований по МВД. 1. По вышение эффективности хранения данных в больш их БД часто связывают со сжатием данных , специальным кодированием данных и т . п . Но псевдоассоциати вный поиск и фильтр ация данных непосредственно в УМП трудно реализуемы , если данн ые в УМП хранятся в сжатом и зак одированном виде . Пока только в единственном проекте DS DBS предпринята попытка решить эту проблему. 2. Пр и разработке МЕД совсем не рассматривается проблема обеспечения интерактивного взаимодействия пользователя с БД посре дством графич еского дисплея . Если терминалы работают под управлением МБД , то сложность ОС МБД существенно возрастает , что может привест и к деградации общей производительности МБД . Если терминалы пользователя работают под управлением главной ЭВМ , то растет объем данных , передаваемых от МБД в главную ЭВМ и наоборот. 3. Повы шение производительности МВД обычно связывается со скоростью выполнения операций , деревьев запросов , отдельных транзакций и смеси таки х транзакций . При этом выдача данных терми нальному пол ьзователю начинает осуществлятьс я только после выполнения последней реляционн ой операции в последовательности операций , со ответствующих запросу . Иногда для принятия ре шения достаточно нескольких кортежей , являющихся результатом этой последовательности (де р ева запроса ). Увеличение реактивности МБД при выдаче этих нескольких кортежей , у довлетворяющих запросу , часто противоречит увелич ению традиционной пропускной способности МВД . Решить эту проблему можно только реализацией в МВД такого режима потоковой обрабо тки отношений , при котором реляционн ая операция начнет выдавать результирующие ко ртежи , не ожидая появления целиком сформирова нных отношений-операндов . Для ряда операций ре ляционной алгебры сложности 0( n ^2) (где n -кардинальность отношений-операндов ) реализ ация такого режима трудно разрешима , например для операции сортировки отношений. 4. Об еспечение целостности БД при параллельных обн овлениях в МВД с высокой степенью внутрен него параллелизма , а также живучести таких систем и их надежного функционирования-т акже серьезная проблема. 5. Ра зработка единой методологии проектирования МВД исходя из заданного набора требований (объе м и тип БД , типы и частота запросов , сфера применения и т . п .). В настоящее время проектирование МВД основано на интуитивны х соображени ях , и отсутствуют механизмы предварительной оценки производительности , такие как для параллельных систем вычислительного типа. Налич ие указанных проблем в проектировании МВД заставляет некоторых авторов на вопрос «Су ществует ли идеальная МБД ?» ответить сл едующим образом : «Идеальная МБД , если она существует , должна быть , очев идно , слишком дорогостоящей и слишком сложной , чтобы ее можно было использовать универс ально в каждой области применений». Лучшей рекомендацией в данном случае является р азработка семе йства МВД , позволяющая осущ ествить необходимый выбор для каждого специфи ческого применения . Например , мультипроцессорная м ашина псевдоассоциативного поиска в больших файлах библиографических систем или многопроце ссорные МВД для поддержки реляционных операц ий как составная часть систем баз знаний и логического вывода , или функционал ьно полные МВД коммерческого типа для эко номических приложений в задачах управления , г де осуществляется доступ к структурированным данным из прикладной программы , функционирующей в главной ЭВМ.
1Архитектура и строительство
2Астрономия, авиация, космонавтика
 
3Безопасность жизнедеятельности
4Биология
 
5Военная кафедра, гражданская оборона
 
6География, экономическая география
7Геология и геодезия
8Государственное регулирование и налоги
 
9Естествознание
 
10Журналистика
 
11Законодательство и право
12Адвокатура
13Административное право
14Арбитражное процессуальное право
15Банковское право
16Государство и право
17Гражданское право и процесс
18Жилищное право
19Законодательство зарубежных стран
20Земельное право
21Конституционное право
22Конституционное право зарубежных стран
23Международное право
24Муниципальное право
25Налоговое право
26Римское право
27Семейное право
28Таможенное право
29Трудовое право
30Уголовное право и процесс
31Финансовое право
32Хозяйственное право
33Экологическое право
34Юриспруденция
 
35Иностранные языки
36Информатика, информационные технологии
37Базы данных
38Компьютерные сети
39Программирование
40Искусство и культура
41Краеведение
42Культурология
43Музыка
44История
45Биографии
46Историческая личность
47Литература
 
48Маркетинг и реклама
49Математика
50Медицина и здоровье
51Менеджмент
52Антикризисное управление
53Делопроизводство и документооборот
54Логистика
 
55Педагогика
56Политология
57Правоохранительные органы
58Криминалистика и криминология
59Прочее
60Психология
61Юридическая психология
 
62Радиоэлектроника
63Религия
 
64Сельское хозяйство и землепользование
65Социология
66Страхование
 
67Технологии
68Материаловедение
69Машиностроение
70Металлургия
71Транспорт
72Туризм
 
73Физика
74Физкультура и спорт
75Философия
 
76Химия
 
77Экология, охрана природы
78Экономика и финансы
79Анализ хозяйственной деятельности
80Банковское дело и кредитование
81Биржевое дело
82Бухгалтерский учет и аудит
83История экономических учений
84Международные отношения
85Предпринимательство, бизнес, микроэкономика
86Финансы
87Ценные бумаги и фондовый рынок
88Экономика предприятия
89Экономико-математическое моделирование
90Экономическая теория

 Анекдоты - это почти как рефераты, только короткие и смешные Следующий
— Дорогой, я что-то себе совсем места не нахожу.
— Забыла, где кухня?
Anekdot.ru

Узнайте стоимость курсовой, диплома, реферата на заказ.

Обратите внимание, реферат по программированию "Принципы реализации машин БД", также как и все другие рефераты, курсовые, дипломные и другие работы вы можете скачать бесплатно.

Смотрите также:


Банк рефератов - РефератБанк.ру
© РефератБанк, 2002 - 2016
Рейтинг@Mail.ru