База данных «ИС Центр занятости »

СОДЕРЖАНИЕ

ВВЕДЕНИЕ…………………………………………………………………….…5

1. ОСНОВНАЯ ЧАСТЬ………………………………………………………6
1. Физические модели таблиц базы данных…………………………..6
2. Физические модели хранения данных……………………………...7
3. Файловые структуры организации базы данных………………..…7
4. Разрешение коллизии с помощью области переполнения……….10
5. Разрешение коллизии методом свободного замещения………….11
6. Индексные файлы………………………………………………..….11
1. Файлы с плотным индексом, или индексно-прямые файлы..12
2. Файлы с неплотным индексом, или индексно-последовательные файлы…………………………………………...…15
3. Организация индексов в виде В-дерева — многоуровневой иерархической структуры……………………………………………..16
7. Способы организации памяти для хранения данных……………..17
1. Иерархическая организация памяти…………………………17
2. Организация кэш-памяти……………………………………..18
3. Организация основной памяти……………………………….21
4. Виртуальная память — как средство организации защиты данных…………………………………………………………………..24
5. Страничная организация памяти…………………………..…25
6. Сегментация памяти……………………………………….….26
2. СПЕЦИАЛЬНАЯ ЧАСТЬ………………………………………………...27
1. Назначение и функции программной системы………………...….27
2. Системные требования……………………………………….……..27
3. Связывание таблиц………………………………………………….27
4. Запросы…………………………………………………………..…..28
5. Формы………………………………………………………………..31
6. Отчеты………………………………………………………………..34
7. Макросы…………………………………………………………...…36

ЗАКЛЮЧЕНИЕ…………………………………………………………...……..37

СПИСОК ИСПОЛЬЗОВАННОЙ ЛИТЕРАТУРЫ…………….…….…………38

ВВЕДЕНИЕ

В деловой и личной сфере часто приходится работать с данными из разных источников, каждый из которых связан с определенным видом деятельности. Для координации всех этих данных необходимы определенные знания и организационные навыки.

В общем смысле термин база данных — это совокупность сведений о конкретных объектах реального мира в какой-либо предметной области или разделе предметной области.

Увеличение объема и  структурной сложности хранимых данных, расширение круга пользователей  информационных систем выдвинуло требование создания удобных средств интеграции хранимых данных и управления ими.

Применение «ИС Центр занятости» необходимо при организации деятельности таких учреждений, как бюро по трудоустройству. Так как поиск подходящей работы сложен, то автоматизация поиска вакансий является очень актуальной, поскольку база данных позволяет мгновенно вывести необходимые данные, тем самым, подчеркивая необходимость данной информационной системы.

Объект данной работы — «ИС Центр занятости »

Предмет — проблема организации  и хранения данных в данной ИС.

Цель работы — разработать  эффективную и удобную базу данных.

Для достижения поставленной цели необходимо решить следующие задачи:

1. Разработать и заполнить таблицы соответствующими данными.
2. Установить тип связей в таблице.
3. Создать запросы для вывода необходимых полей.
4. Создать формы, отчеты и макросы.

1. ОСНОВНАЯ ЧАСТЬ

1.1. Физические модели таблиц базы данных.

Физическая модели таблицы  базы данных предполагает описание свойств  каждого поля таблицы. Для описания свойств полей необходимо составить  проект таблицы по форме, показанной на рис. 1.

Таким образом, разработка физической модели проекта таблицы базы данных сводится к описанию характеристик каждого поля. Приведем обязательные характеристики полей таблиц базы данных.

Имя поля — некоторый минимальный набор символов, предназначенный для поиска данных в таблице. В каждой прикладной программной системе для разработки баз данных существуют свои грамматические правила для формирования имен полей. В общем случае не допускается начинать имя поля с символа пробела, выбирать в качестве символов знаки препинания.

Подпись поля идентифицируется с названием признака объекта, значения которого будут храниться в ячейках поля. Подпись поля будет находиться в заголовке таблицы. В современных СУБД не существует каких-либо ограничений на формирование подписи поля.

Тип данных — обозначение типа данных в соответствии с конкретной программной системой.

Количество символов – предполагаемое количество символов, которые будут, храниться в ячейках поля.

Точность — число знаков после запятой в числовых полях.

Ключ — указание, что данное поле является ключевым.

Данный состав свойств  является минимально необходимым для  описания данных, хранимых в таблице.

1.2. Физические модели хранения данных.

Физические модели хранения данных определяют методы размещения данных в памяти компьютера или на соответствующих носителях информации, а также способы хранения и доступа к этим данным. Исторически первыми системами хранения и доступа были файловые структуры и системы управления файлами (СУФ). Фактически файловые структуры хранения информации являлись и являются основой операционных систем. В системах управления базами данных использование файловых систем хранения информации оказалось не эффективным потому, что пользователю требовалась информация в виде отдельных данных, а не содержание всего файла. Поэтому в современных СУБД перешли от файловых структур к непосредственному размещению данных на внешних носителях – устройствах внешней памяти. Однако механизмы управления, применяемые в файловых системах, во многом перешли и в новые системы организации данных во внешней памяти, называемые чаще страничными системами хранения информации.

1.3. Файловые структуры организации базы данных.

В каждой СУБД по-разному  организованы хранение и доступ к  данным, однако существуют некоторые  файловые структуры, которые применяются практически во всех СУБД.

В системах баз данных файлы и файловые структуры, которые  используются для хранения информации во внешней памяти, можно классифицировать.

С точки зрения пользователя, файл представляет собой поименованную область дискового пространства, в которой хранится некоторая последовательность записей. В таком файле всегда можно определить первую и последнюю запись; текущую запись; запись, предшествующую текущей и следующую за ней.

В соответствии с методами управления доступом к информации в файлах различают устройства внешней памяти (накопители информации) с произвольной адресацией, или прямым доступом (магнитные и оптические диски), и устройства с последовательной адресацией, или последовательным доступом (магнитофоны, стриммеры).

На устройствах с произвольной адресацией возможна установка головок для чтения записи в любую область накопителя практически мгновенно.

На устройствах с последовательной адресацией вся память рассматривается как линейная последовательность информационных элементов. Поэтому в таких накопителях для получения информации требуется пройти некоторый путь от исходного состояния считывающего устройства до нужной записи.

Файлы с постоянной длиной записи, расположенные на устройствах  прямого доступа (УПД), являются файлами прямого доступа.

В этих файлах физический адрес расположения нужной записи может быть вычислен по номеру записи (NZ).

Каждая файловая система — система управления файлами — поддерживает некоторую иерархическую файловую структуру, включающую чаще всего ограниченное число уровней иерархии в представлении внешней памяти (рис. 9).

Для каждого файла в системе  хранится следующая информация:

• имя файла;
• тип файла (например, расширение или другие характеристики);
• размер записи;
• число занятых физических блоков; - базовый начальный адрес;
• ссылка на сегмент расширения;
• способ доступа (код защиты).

Для файлов с постоянной длиной записи адрес размещения записи с номером К может быть вычислен по формуле

ВА+(К – 1) • LZ + 1, где ВА – базовый адрес; LZ – длина записи.

Если можно определить адрес, на который необходимо позиционировать  механизм считывания записи, то устройства прямого доступа делают это практически  мгновенно, поэтому для таких  файлов чтение произвольной записи практически не зависит от ее номера.

На устройствах последовательного  доступа могут быть организованы файлы только последовательного  доступа.

Они могут быть организованы двумя  способами:

1.     конец записи отмечается специальным маркером;

2.     в начале каждой записи записывается ее длина.

Файлы с прямым доступом обеспечивают достаточно надежный способ доступа к записи. Основным недостатком  файлов прямого доступа является то, что поиск записи производится по ее номеру, что при большом  числе записей занимает существенное время.

Суть методов хеширования  состоит в том, что выбираются значения ключа (или некоторые его  характеристики), которые используются для начала поиска, т.е. вычисляется  так называемая хеш-функция h(k), где k – значение ключевого поля. В этом случае число шагов поиска значительно уменьшается. Однако при таком подходе возможны ситуации, когда нескольким разным ключам может соответствовать одно значение хеш-функции, т.е. один адрес. Подобные ситуации называются коллизиями. Значения ключей, которые имеют одно и то же значение хеш-функции, называются синонимами.

Поэтому при использовании  хеширования как метода доступа  необходимо принять два независимых  решения:

• выбрать хеш-функцию;
• выбрать метод разрешения коллизий.

Существует множество различных стратегий разрешения коллизий, наиболее распространенными из которых являются:

• разрешение коллизии с помощью области переполнения;
• разрешение коллизии методом свободного замещения.

1.4. Разрешение коллизии с помощью области переполнения.

При выборе этой стратегии область хранения разбивается на две части: основную область и область переполнения.

Для каждой новой записи вычисляется значение хеш-функции, которое определяет адрес ее расположения, и запись заносится в основную область в соответствии с полученным значением хеш-функции.

Если вновь заносимая  запись имеет такое же значение функции  хеширования, которое использовала другая запись, уже имеющаяся в  БД, то новая запись заносится в  область переполнения на первое свободное  место, а в записи-синониме, которая находится в основной области, делается ссылка на адрес вновь размещенной записи в области переполнения. Если же уже существует ссылка в записи-синониме, которая расположена в основной области, то новая запись получает дополнительную информацию в виде ссылки и уже в таком виде заносится в область переполнения.

При таком алгоритме  время размещения любой новой  записи составляет не более двух обращений  к диску, с учетом того, что номер  первой свободной записи в области  переполнения хранится в виде системной переменной.

1.5. Разрешение коллизии методом свободного замещения

При этой стратегии файловое пространство не разделяется на области, но для каждой записи добавляются  два указателя: указатель на предыдущую запись в цепочке синонимов и  указатель на следующую запись в цепочке синонимов. Отсутствие соответствующей ссылки обозначается специальным символом, например нулем. Для каждой новой записи вычисляется значение хеш-функции и, если данный адрес свободен, запись попадает на заданное место и становится первой в цепочке синонимов.

Если запись, которая  занимает требуемое место, не является первой записью в цепочке синонимов, значит, она занимает данное место  «незаконно» и при появлении  «законного владельца» должна быть «выселена», т.е. перемещена на новое место.

После перемещения «незаконной» записи вновь вносимая запись занимает свое законное место и становится первой записью в новой цепочке  синонимов.

1.6. Индексные файлы.

Несмотря на высокую  эффективность хеш-адресации в  файловых структурах не всегда удается найти соответствующую функцию, поэтому при организации доступа по первичному ключу широко используются индексные файлы.

Индексные файлы можно  представить как файлы, состоящие  из двух частей. Сначала идет индексная  область, которая занимает некоторое целое число блоков, а затем идет основная область, в которой последовательно расположены все записи файла.

В некоторых системах индексными файлами называются также  и файлы, организованные в виде инвертированных  списков, которые используются для  доступа по вторичному ключу. В зависимости от организации индексной и основной областей различают два типа файлов: с плотным индексом (индексно-прямые файлы) и с неплотным индексом (индексно-последовательные файлы).

1.6.1. Файлы с плотным индексом, или индексно-прямые файлы.

В этих файлах основная область  содержит последовательность записей  одинаковой длины, расположенных в  произвольном порядке, а структура  индексной записи в них имеет  следующий вид:

Здесь значение ключа — это значение первичного ключа, а номер записи – это порядковый номер записи в основной области, которая имеет данное значение первичного ключа.

Наиболее эффективным  алгоритмом поиска на упорядоченном  массиве является логарифмический, или бинарный, поиск. В теории вероятности его называют методом половинного деления. Максимальное число шагов поиска определяется двоичным логарифмом от общего числа элементов (целей) в искомом пространстве поиска:

где N – число элементов.

При поиске записей существенным является только число обращений к диску по заданному значению первичного ключа. Сначала производится поиск в индексной области, где применяется двоичный алгоритм поиска индексной записи, а затем путем прямой адресации в основной области производится поиск по номеру записи. Для того чтобы оценить максимальное время доступа к записи, необходимо определить число обращений к диску в процecce поиска.

В соответствии с формулой число обращений к диску при  поиске записи определится следующим  образом:

где – число индексных блоков, в которых размещаются все записи.

Учитывая что после  поиска записи в индексном блоке  нужно еще раз обратиться к  основной области, в формуле, добавилась единица (+1).

В табл. 1 представлена схема организации такого файла на дисковом пространстве (фоном выделены свободные зоны).

Из табл. 1 видно, что файл организован в виде двух областей — основной и индексной. В основной области хранятся значения ключевых полей, номера и содержание записей. В индексной области хранятся значения ключевых полей и ссылки на номер записи в основной области.

При операции добавления осуществляется запись данных в конец  основной области. При этом в индексную  область необходимо добавить значения соответствующего ключевого поля и  ссылку на номер записи, причем добавить информацию необходимо таким образом, чтобы не нарушить порядок записей.

Такой прием организации  индексной области позволяет  без нарушения системы вводить  новые типы изделий и присваивать  им соответствующие буквенно-цифровые коды.

Именно поэтому при  проектировании физической модели хранения данных необходимо как можно точнее определить объемы хранимой информации, спрогнозировать ее рост и соответственно предусмотреть соответствующее расширение области хранения.

При организации хранения данных в виде файлов с плотным индексом число обращений к диску при добавлении новой записи определится по формуле

Т_n = log₂ N_{инд. обл.} + 1 + 1 + 1.

Смысл формулы заключается в  следующем: число обращений определяется числом обращений к индексной  области плюс одно обращение к основному блоку, плюс одно обращение для изменения индексного блока и плюс одно обращение для занесения записи в основную область.

Таким образом, в файлах с плотным  индексом при обработке одной  записи требуется дополнительно  два обращения к дисковому  пространству компьютера.

Следовательно, способы организации  файлов баз данных и соответствующие  им физические модели должны быть направлены на сокращение времени обращения  к дисковому пространству при  ее поиске и сокращению времени на добавление и корректировку содержания баз данных. На это и направлен метод организации файлов с неплотным индексом.

1.6.2. Файлы с неплотным индексом, или индексно-последовательные файлы

Структура записей данных в таких файлах имеет вид, представленный на рис. 4.

При такой организации  файловой структуры процессы добавления новых записей отличаются от аналогичных  действий в файлах с плотным индексом. Каждая новая запись заносится в  соответственный блок на место, определенное значением ключевого поля. В этом случае выполняется следующая последовательность действий:

• определяется номер блока основной области, в который необходимо поместить новую запись;
• найденный блок считывается в оперативную память;
• в оперативной памяти производится корректировка блока;
• откорректированный блок записывается на диск на прежнее место.

В этом случае число обращений  к диску при внесении новой  записи равно числу обращений  к диску при поиске блока плюс одно обращение, которое необходимо выполнить при записи откорректированного  блока на прежнее место. В данном случае не принимается во внимание время записи блока в оперативную память, которое несопоставимо со временем обращения к диску.

Следовательно, число  обращений к дисковому пространству при такой организации файловой структуры будет на единицу меньше, чем у файлов с плотным индексом для каждой записи, что при значительном числе записей не только существенно сокращает время обработки данных, но и повышает надежность работы дисковых устройств.

1.6.3. Организация индексов в виде В-дерева — многоуровневой иерархической структуры

Данное направление  совершенствования организации  файловой структуры связано с  преобразованием индексной области  файлов с неплотным индексом, который  изначально предполагает описание этой области как одного упорядоченного списка, в вид иерархического симметрического поискового дерева. В таких деревьях число узлов на каждом уровне одинаково. Теоретические основы организации машинной памяти при построении таких иерархических систем были изложены в 1967 г. автором языка ассоциативного программирования АЛГЭМ, преподавателем Московского энергетического института А. И. Китовым.

Однако в современной  литературе по теории баз данных иерархическую  поисковую структуру принято  называть B-деревом (читается: «Б-деревом») (от англ. B-tree – сбалансированное дерево).

На рис. 5 показан пример организации файловой структуры в виде В-дерева.

1.7. Способы организации памяти для хранения данных

В основе реализации организации  памяти современных компьютеров лежат два принципа: принцип локальности обращений и соотношение стоимость/производительность. Принцип локальности обращений говорит о том, что большинство программ не выполняют обращений ко всем своим командам и данным равновероятно, а оказывают предпочтение некоторой части своего адресного пространства. Рассмотрим следующие аспекты организации памяти для хранения данных:

• иерархическая организации памяти;
• организация кэш-памяти;
• организация основной памяти;
• виртуальная память – как средство организации защиты данных.

1.7.1. Иерархическая организация памяти

Иерархическая организация  памяти современных компьютеров  строится на нескольких уровнях, причем более высокий уровень меньше по объему, быстрее и имеет большую  стоимость в пересчете на байт, чем более низкий уровень. Уровни иерархии взаимосвязаны: все данные на одном уровне могут быть также найдены на более низком уровне, и все данные на этом более низком уровне могут быть найдены на следующем лежащем ниже уровне и так далее, пока мы не достигнем основания иерархии.

Успешное или неуспешное обращение к более высокому уровню называются соответственно попаданием (hit) или промахом (miss). Попадание есть обращение к объекту в памяти, который найден на более высоком уровне, в то время как промах означает, что он не найден на этом уровне. Доля попаданий (hit rate), или коэффициент попаданий (hit ratio), есть доля обращений, найденных на более высоком уровне. Иногда она выражается в процентах. Доля промахов (miss rate) есть доля обращений, которые не найдены на более высоком уровне.

Чтобы описать некоторый  уровень иерархии памяти, надо ответить на четыре вопроса.

1.7.2. Организация кэш-памяти

Концепция кэш-памяти возникла раньше, чем архитектура IBM/360. Сегодня кэш-память имеется практически в любом классе компьютеров, а в некоторых компьютерах – во множественном числе.

Рассмотрим организацию  кэш-памяти более детально, отвечая  на поставленные выше вопросы об иерархии памяти.

Где может размещаться блок в  кэш-памяти? Принципы размещения блоков в кэш-памяти определяют три основных типа их организации:

• если каждый блок основной памяти имеет только одно фиксированное место, на котором он может появиться в кэш-памяти, то такая кэш-память называется кэшем с прямым отображением (direct mapped). Это наиболее простая организация кэш-памяти, при которой для отображения адресов блоков основной памяти на адреса кэш-памяти просто используются младшие разряды адреса блока. Таким образом, все блоки основной памяти, имеющие одинаковые младшие разряды в своем адресе, попадают в один блок кэш-памяти, т.е. (адрес блока кэш-памяти) = (адрес блока основной памяти)×mod (число блоков в кэш-памяти);
• если некоторый блок основной памяти может располагаться на любом месте кэш-памяти, то кэш называется полностью ассоциативным (fully associative);
• если некоторый блок основной памяти может располагаться на ограниченном множестве мест в кэш-памяти, то кэш называется множественно-ассоциативным (set associative).

Блок может размещаться  на любом месте данного множества.

Как найти блок, находящийся  в кэш-памяти? У каждого блока в кэш-памяти имеется адресный тег, указывающий, какой блок в основной памяти данный блок кэш-памяти представляет. Эти теги обычно одновременно сравниваются с выработанным процессором адресом блока памяти. Кроме того, необходим способ определения того, что блок кэш-памяти содержит достоверную или пригодную для использования информацию.

Какой блок кэш-памяти должен быть замещен при промахе? При возникновении промаха контроллер кэш-памяти должен выбрать подлежащий замещению блок. Как правило, для замещения блоков применяются две основные стратегии: случайная и Least-Recently Used (LRU). В первом случае, чтобы иметь равномерное распределение, блоки-кандидаты выбираются случайно. В некоторых системах, чтобы получить воспроизводимое поведение, которое особенно полезно но время отладки аппаратуры, используют псевдослучайный алгоритм замещения.