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多版本中央数据库的移动数据库系统并发控制方案


第2 期



科等: 多版本中央数据库的移动数据库系统并发控制方案

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多版本中央数据库的移动数据库系统并发控制方案
曹 科1 ,钟锡昌2 ,张 倪2
(1. 中国科学院 计算技术研究所,北京 100080;2. 中国科学院 软件中心,北京 100080) 摘 要

:首先介绍多版本中央数据库在移动数据库中的优势, 然后分析由多版本中央数据库带来的同步并发控

制问题产生的原因和由此造成的后果。就此问题提出了一个并发方案, 并分析这个方案如何解决了并发问题, 最后对这种并发方案的实质进行了简要的说明。 关键词:移动数据库;多版本;中央数据库;同步过程;并发控制 中图法分类号:TP311. 13 文献标识码:A 文章编号:1001- 3695 2006) 0229- 03 ( 02-

Multi-version DB Server Scheme of Mobile DBMS
CAO Ke1 ,ZHONG Xi-chang2 ,ZHANG Ni2
(1. Institute of Computing Technology, Chinese Academy of Sciences, Beijing 100080, China;2. Software Engineering Center, Chinese Academy of Sciences,Beijing 100080,China)

Abstract:First,presents the advantage of the multi-version DB server in mobile DBMS,which is followed by the analysis of how multi-version DB server bring the new concurrency control problem and the what is the outcome of the problem. Then provides a concurrency scheme and give the explanation of how this scheme works. In the last part briefly illuminates the essential of the concurrency scheme. Key words:Mobile Database;Multi-version;Database Server;Synchronization;Concurrency Control

随着移动数据库技术的发展和应用, 用户对移动数据库系 统的要求已经不仅仅是可用性。性能和易用性逐渐变成了用 户和开发者关心的主要问题。 在现有的移动数据库系统中, 一般采用移动用户 MH)(
[1] 同步服务器 MSS)- 中央数据库 DBS) ( ( 的三级结构 。MH [2] 本地保留一个移动副本 , 支持离线数据库操作, 通过无线网

也就是说每个上载事务需要读写一小部分数据, 而每个下载事 务需要读整个数据库或同步日志。 在增量数据同步中, 每个 MH 上载数据的总量是十分有限 的, 所以 W-R 冲突并不是 DBS 中主要的冲突原因。而在确定 下载数据的过程中, 每个下载事务需要扫描整个中央数据库或 整个同步日志。如果在整个扫描过程中有任何一个 MH 的上 载事务修改了 DBS 中的任何一个元组, 都会造成 R-W 冲突, 导致 DBS 事务回滚或等待。 这也就是说对于整个 DBS 来说, 只要有上载事务和下载 事务同时执行, 就会发生 R-W 冲突, 这将极大地影响 DBS 的 并发能力。为解决这一问题, DBS 可以采用多版本的并发控制
[5] 方式 。在多版本数据库中, 事务读的是数据库在本事务开

络与 MSS 保持弱连接。MSS 处理 MH 的同步请求, 并将其转 换为可执行的数据库事务。MSS 通过高速网络与 DBS 连接。 DBS 保存主副本和一些同步信息。MH 修改本地移动副本后
[3, 进行同步 4]时, DBS 中依次执行两个独立事务, 在 即上载事

务和下载事务。上载事务将 MH 本地移动副本中的修改保存 到 DBS 的主副本中, 在下载事务中, 将其他用户对 DBS 中 MH 主副本的修改保存到本地移动副本中。对主副本来说, 下载事 务是一个只读事务。下载事务结束后, 的本地移动副本与 MH DBS 中的主副本应处于完全一致的状态。 无线通信的高价格和低传输速率, 使得增量数据同步成为 最经济快速的同步方式。增量数据同步是指在每次同步中, MH 只上载上次同步后修改的数据, 只下载上次下载后 DBS 中 被其他 MH 修改的数据。对于增量数据同步来说, 每次传输的 数据量远小于数据库副本总的数据量。 为实现增量数据同步, DBS 或 MSS 中必须有一个记录 在 每个上下载事务时间的机制。上载事务中, 将上载事务修改的 数据和修改时间通过时间戳或同步日志记录下来。下载事务 中, 扫描整个数据库或同步日志, 所有修改时间戳在本 MH 上 次下载事务时间之后的数据, 组成增量数据同步的下载数据。 收稿日期:2005- 03- 10;修返日期:2005- 04- 29

始时刻的快照, 与同时进行的其他事务的写操作之间不会发生 冲突。对于移动数据库系统来说, 将不再存在上载事务和下载 事务不能同时执行的问题。 在增量数据同步中, 我们按照事务开始时间在数据中加上 时间戳或记录同步日志, 来对事务的执行进行排序, 并由此来 确定下载数据。但多版本的 DBS 在同步过程中如果还沿用这
[6] 个方法, 就会造成新的问题, 即事务的串行化调度问题 , 这

个问题将导致有一部分下载数据将被永远遗漏, 并且会破坏整 个移动数据库系统的事务原子性。

!

多版本 *O0 与同步问题
在多版本数据库中, 任何事务的读操作读的是本事务开始

时数据库的快照, 而写操作只是在数据库中增加了一个对其他 事务不可见的临时版本, 在事务被成功提交后, 这个临时版本

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会成为一个永久的版本, 并对其他事务可见。

计算机应用研究

2006 年

机制,C T1 ) ( 对下载事务 T2 是不可见的, 也就是说 T2 的下载 ( 。所以按这种机制确定下载数据时, 数据中不可能包含 C T1 ) C T1 ) ( 既不在 T2 的下载数据中, 也不包含在任何 T2 之后 T2 所 属的 MH 的下载事务中。即 C T1 ) ( 被该 MH 遗漏了。而且这 种同步问题造成的后果不仅仅是下载数据被遗漏。如果有一 个上载事务 T3 ∈D T2 1 ) 满足 W T1 )∩ W T3 )≠ Φ 且 W ( , ( ( (T1 )- W T3 )≠Φ。则在 T2 1 执行后, ( 对于 T2 1 所属的 MH 来 说, T1 ) W T1 )∩ W T3 ) C ( 中 ( ( 的部分随 C T3 ) 被下载, W ( ) 而 (T1 )- W T3 ) ( 的部分却没有被下载。也就是说 C T1 ) ( 只有一 部分反映在 T2 1 所属 MH 的本地数据库副本中。对于这个移
[7] 动副本来说, 事务 T1 的原子性遭到了破坏 。

所以多版本控制相当于在每次读写冲突中, 对事务的执行 顺序进行了重新排序, 也就是说事务开始执行的时间并不是事 务执行的逻辑顺序。这种逻辑顺序是由 DBS 自动生成的, 对 外部用户是完全透明的。而一般来说, 移动数据库系统的 DBS 使用的是现成的大型数据库, 确定移动数据库系统下载数据的 过程只相当于一个外部应用。所以下载事务在确定下载数据 的时候无法知道 DBS 中事务执行的逻辑顺序。这就造成了一 系列的问题。

"

多版本 *O0 同步问题的产生
为方便讨论, 首先我们给出一系列定义。对于事务 T 来

R ( 是事务读到的所有数据的集合,( T) W 是事务修改的 说, T) 所有数据的集合, 我们认为任何一次写操作之前都要读取对应 的数据, W T) R T) 即 ( 是 ( 的子集。C T) W T) ( 是 ( 被事务后改 后得到的结果。在移动数据库系统中, 如果 T 是一个 DBS 下 载事务, T'是 T 前的最后一个同 MH 的下载事务, 是 T 后 则 T 的第 i 个同 MH 的下载事务,D T) ( 是按照某种事务排序机制, 从 T'到 T 之间所有 DBS 上载事务的集合。 数据库事务并发调度可串行化的充要条件是: 对于任何一 组事务的执行, 都存在一个偏序关系 T, , ( ≤) 数据库并发执行 的结果等价于按照这个偏序关系进行拓扑排序后串行执行的 结果。对于一个串行化的偏序关系来说, 所有的拓扑排序执行 结果是等价的。我们这里称任意一个拓扑排序后的结果为串 行化全序关系 T, ) 事务并发的执行结果等价于按这个全 ( < , 序关系顺序执行的结果
[7] i



QR 移动数据库系统平台运行机制 P!,

为了了解多版本 DBS 移动数据库系统的并发方案的机 制, 首先需要介绍一下相关移动数据库系统的环境和运行流 程。与多数移动数据系统一样, 本移动数据库系统也分为三个 主要部分, MH, 即 MSS 和 DBS。 MH 的平台是手持移动设备, 数据库管理系统是 SQLite。 本地保留移动副本以支持离线数据库操作。此外记录移动事 务日志 以 确 定 上 载 数 据。MH 通 过 无 线 网 络 与 MSS 相 连。 MSS 是基于 Windows 平台的一个进程。该进程维持一个线程 池, 对于每个 MH 的同步请求, 分配一个线程为其服务, 并通过 服务线程生成 DBS 事务。DBS 是多版本数据库 PostgreSQL, 是 用快照一级的隔离级别, 保存移动数据库数据的主副本、 数据 级同步日志和用户级同步日志。数据级同步日志对主副本的 每个数据单元记录一个日志项, 内容是此单元最晚一次被修改 的事务的时间戳。用户级同步日志对每个 MH 有一个日志项, 记录该 MH 已完成的最后一个下载事务的时间戳。
[8] 下面介绍移动数据库系统的具体同步流程 , 为了突出

。根据串行化的定义, 1 < T2 在逻 T

( T 辑上等价于 T1 先于 T2 执行。如果 R T2 ) ( T1 ) ∩W ≠Φ, 2 读 到的是 C T1 ) 如果 R T1 ) ( T2 ) ( ; ( T ( 。 ∩W ≠Φ, 1 不能读到C T2 ) 下载事务 T 中的下载数据就是{UC T i ) T i ∈D T) 。 ( ( } ! 而确定下载数据的关键就是找到 DBS 中事务的一个序关系, 使得按照这个序关系确定下载数据的得到的结果与按照 T, ( <) 相同。下面我们将证明, 在多版本并发机制下按时间顺序 对数据库事务排序与按照 T, ) ( < 得到的下载数据并不相同。 我们假设 t1 时刻 MH1 在 DBS 中开始了一个上载事务 T1 , 在 t2 时刻 MH2 在 DBS 中开始了一个下载事务 T2 , 1 结束的时 T 刻为 t3 。如果满足 t1 < t2 < t3 , 对于事务开始时间排序的全序 关系 T, ’ 来说有 T1 < ’ 2 , < T1 , 2 > ∈ T, ’ 。假设 ( < ) T 即 T ( < ) ( T, ’ 与 T, ) < ) ( < 得到相同的执行结果, 依据增量同步机制, T2 必须要读整个 DBS, R T2 )= I, T1 要执行写操作, W 即 ( 而 即 ( T1 ) 有 ( ( 。 ≠Φ, R T2 ) ( T1 ) ∩W ≠Φ。所以 T2 读到的是 C T1 ) 根据多版本并发机制, t3 时刻 T1 提交之前, T1 ) 在 C ( 对其他 DBS 事务都是不可见的, T2 看到的是 t2 时刻数据库的快 而 照, 所以 T2 不能读到 C T1 ) ( 。与从假设得到的结论矛盾, 所以 假设不成立,( T, ’ 即 < )不能与 T, ) ( < 得到相同的执行结果。

主要问题, 文中不考虑数据同步时的数据冲突问题。同步算法 如下: (1) 根据移动事务日志确定上载数据, MH 然后将上载数 据发送至 MSS。 (2) MSS 的服务线程收到上载数据后, 生成一个 DBS 上载 事务。 (3) 上载事务将上载数据写入主副本, 在数据级同步日志 的对应项中记录本事务的时间戳。 (4) DBS 上载事务结束后, 由服务线程生成一个 DBS 下载 事务 T。 (5) 先查找用户级同步日志, T 得到本 MH 已完成下载事 务的时间戳 t0 , 在数据级同步日志中查找所有修改时间 t i 满足 t0 < t i 的项。因为 t i 是上载事务的时间戳,0 < t i 等价于 t i 所 t 对应的上载事务 T i ∈D T) 所有修改时间 t 满足 t0 < t i 的项的 ( , 集合也就是{UW T i ) T i ∈D T) , ( ( } 据此在 DBS 中查找, 可 ! 以得到{UC T i ) T i ∈D T) , ( ( } 也就是 T1 的增量下载数据。 ! (6) 在用户级同步日志中将本事务时间戳记录到本 MH T 的已完成下载事务时间中。 (7) 服务线程将下载数据发送至 MH。 (8) 将下载数据写入本地移动副本。 MH

&

多版本 *O0 同步问题产生的后果
在第 2 节的例子中, 如果我们根据按事务开始时间排序的

全序关系 T, ’ 确定下载数据, ( < ) 得到的结果是 T1 ∈D T2 ) ( , 即 C T1 ) ( 应该包含在 T2 的下载数据中。T2 i 来说, 1 不属于 T D T2 ) T2 不再需要下载 W T1 ) ( , ( 。而实际上根据多版本并发
i i

第2 期



科等: 多版本中央数据库的移动数据库系统并发控制方案

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(

多版本 *O0 移动数据库系统并发控制方案
要解决并发控制问题, 最佳的方法是找到( T,< ) 。事实

果按照 T, ) ( ≤" 的拓扑排序执行事务, 在同步的过程中都不会 使得整个移动数据库系统出现任何异常, 那么( T, ) ≤" 就是 可接受的。 对于两个上载事务来说, 如果依据 T, ) ( ≤" 拓扑排序与依 据 T, 得到不同的结果 由于服务线程向数据库请求执行 ( ≤) ( 事务的顺序和数据库执行事务的实际执行顺序并不一定相同, 所以这种情况有可能出现) 由于 DBS 有 $%$ 冲突的并发机 , 制, 所以不会造成数据记录的错误, 而两个事务都不生成下载 数据, 所以对下载数据没有任何影响。 对于两个下载事务 T1 和 T2 来说, 由于下载事务修改的唯 而 一数据是用户级同步日志中 MH 已完成下载事务的时间戳, 同时不可能有两个属于同一个 MH 的下载事务在执行, 所以有 & T2 ) ( T1 )= Φ 和 & T1 ) ( T2 )= Φ。即两个事务互相 ( ( ∩$ ∩$ 之间没有任何影响, 也就是说即使出现依据 T, ) ( ≤" 拓扑排序 与依据 T, 得到不同的结果的情况, ( ≤) 也不会造成任何影响。 如果 T1 是上载事务, 2 是下载事务, T 且有 T1 ≤T2 。对于 两个事务的时间戳 #1 和 #2 来说, #1 < #2 。根据下载事务逻辑 有 时间戳产生的机制, T2 的服务线程对共享内存加读锁的时 在 刻, 共享内存内的最早上载事务的时间戳为 #2 + 1, 大于 #1 , 此 时 #1 已经被 T1 的服务线程删除, 而在 DBS 中 T1 必然已经提 交, ( T, , 依据 ≤) 必然有 T1 ≤T2 。如果共享内存中没有记录, 也可以得出同样的结果。此时依据 T, ) ( ≤" 拓扑排序与依据 ( T, 得到的结果相同, 不会出现任何异常。 ≤) 如果 T1 是上载事务, 2 是下载事务, T 而且有 T2 ≤” 1 和 T T1 ≤T( 从 T1 在 DBS 中提交, T1 的服务线程删除共享内存 到 2 中的时间戳之间, 如果 T2 读取共享内存并且得到的时间戳是 T1 的时间戳是 #1 - 1, 就会出现这种情况) 。考虑到 T2 修改的 唯一数据是用户级同步日志, T1 对用户级同步日志不进行 而 任何读写操作, 所以有 & T1 ) ( T2 )= Φ。这意味着顺序错 ( ∩$ 乱不会对 T1 造成任何影响。对于 T2 来说, 由于 ’ T1 ) T2 ( 对 是可见的, 2 在确定下载数据时时间戳 #1 > #2 , T 更大于 T2 ’ 时 间戳, 所以 ’ T1 ) ( 包含在 T2 的下载数据中。依据 T,≤) 1 ( ,T 不属于 ( T2 1 ) 但 依 据 并 发 控 制 方 案 有 T2 ≤” 1 , T1 ∈ ( , T 即 ( T2 1 ) ( 。这意味着 ’ T1 ) ( 将在 T2 1 中再次被下载。所以在这 种情况下至多有一部分数据被重复下载, 不会造成数据的遗 漏, 也不会造成事务完整性被破坏。是可以接受的。 总而言之, 对于任何情况, 依据上述的并发控制方案确定 下载数据, 可能出现的最坏结果是某些数据被重复下载, 并不 影响移动数据库系统的正常运作。

上这个全序关系很难得到, 我们这里通过一个逻辑时间戳产生 机制, 得到一个可接受的全序关系 T,< " ) 使得依据这个全 ( , 序关系得到的下载数据不会有数据遗漏或影响事务完整性的 现象发生。 要得到 T,< " ) 主要是要避免第 2 节中讨论的情况发 ( , 生, 即对于任意两个上载事务 T1 和下载事务 T2 , 不能同时满 足 T1 < " T2 和 T2 < T1 。也就是说并发控制方案得到的下载事 务的逻辑时间戳, 需要比按照事务开始时间得到的时间戳更加 早。最佳的结果是每个下载事务的逻辑时间戳恰早于数据库 中正在运行的所有上载事务的时间戳。可以立刻想到的方法 就是得到数据库中所有活跃上载事务的时间戳, 并据此产生下 载事务的逻辑时间戳。但事实上数据库中所有上载事务的信 息是不可能得到的。即使得到了部分信息, 如果不对其加锁, 我们生成逻辑时间戳的时候, 这些信息已经改变了。而如果加 了锁, 那么并发效率就和非多版本 DBS 没有区别了。所以试 图得到 DBS 中 事 务 执 行 情 况 是 不 可 行 的, 一 的 方 法 是 在 唯 DBS 外使用一种机制, 使得下载事务的逻辑时间戳至少不比正 在执行的上载事务时间戳晚, 而且在任何情况下不会产生新的 不可接受的并发问题。据此笔者设计了如下的方法。 在数据结构的支持方面, 需要在 MSS 中对所有服务线程 维护一块共享内存, 用于生成逻辑时间戳。上载算法如下: 服务线程对共享内存加写锁。 (1) (2) 服务线程取得 MSS 本地时钟 # 作为上载事务的时间 戳。 (3) 服务线程将该 # 记录到共享内存中。 (4) 服务线程解除写锁。 (5) 开始 DBS 上载事务, 作为上载事务的时间戳被记录 # 到数据级同步日志中。 (6) DBS 上载事务结束。 (7) 服务线程删除共享内存中本事务的时间戳记录。 下载事务的算法如下: (1) 服务线程对共享内存加读锁。 (2) 服务线程扫描共享内存中所有的记录, 找到最早的时 则读取 MSS 本地时钟, 记 间戳 #0 。如果共享内存中没有记录, 作 #0 。 (3) 本下载事务的逻辑时间戳 # = #0 - 1。 (4) 服务线程解除读锁。 (5) 开始 DBS 下载事务。 (6) 下载事务依据用户级同步日志中同 MH 的上次下载 事务的时间戳整理下载数据。 (7) 下载事务将逻辑时间戳 # 记录到用户级同步日志中。

S

并发方案的实质
在移动数据库系统的 DBS 中, 选择多版本并发机制是为

了增加 DBS 的并发度。对多版本的 DBS 来说, 虽然在 一 般 DBS 中需要回滚或等待的 $%& 冲突不存在了, 但因而导致了 很多本来顺序执行的事务被并发执行了, 而这些并发事务之间 的排序问题, DBS 的数据库管理系统无法处理, 需要移动数据 库系统的设计者来解决。如果恢复 DBS 读写冲突, 这个问题 就不存在了。问题是能否通过其他数据结构的读写冲突, 在 DBS 以外, 重现这种数据库管理系统的并发控制。事实证明虽 然不能完全做到, 但是通过这种机制至少可以 ( 下转第 245 页)

K

并发控制方案的有效性分析
对于 DBS 中任何事务, 依据上述的逻辑时间戳生成方案,

可以产生一个偏序关系 T, ) ( ≤" 。实际上这个偏序关系不可 能等价串行化偏序关系。但只要这个偏序关系可以保证, 即使 两个事务依据 T, ) ( T, 拓扑排序的顺序不一致, ( ≤" 和 如 ≤)

第2 期



蕊等: 一种基于 DCT 系数特性的盲检水印算法
参考文献:

? 245?

[1] R G van Schyndel,A Z Tirkel,C F Osborne. A Digital Watermark [ C] IEEE Int. Conf. on Image Processing,Austin,TX,USA, . 1994. 86- 90. [2] I J Cox,J Kilian,T Leighton, al. Secure Spread Spectrum Wateret [ . marking for Image,Audio and Video C] Proc. of the IEEE Int. Conf. on Image Processing, Lausanne, Switzerland, 1996. 243246. [3] M Barni,F Bartolini,V Cappellini,et al. A DCT-domain System for [ . (1) : Robust Image Watermarking J] Signal Processing,1998,66 357- 372. [4] A G Bors,I Pitas. Image Watermarking Using DCT Domain Constraints C ] Proc. of the IEEE Int. Conf. on Image Processing, [ . Lausanne,Switzerland, 1996. 231- 234. [5 ] J K Joseph,P Shelby. A Secure Robust Digital Image Watermark [ C] EUROPTO Conference on Electronic Imaging,Zurich,Switzer. land, 1998, 150-163. [6] Min-Jen Tsai,Kuang-yao Yu,Yi-Zhang Chen. Joint Wavelet and Spatial Transformation for Digital Watermarking J] IEEE Trans. on [ . 2000, ( 1) 237. 46 : Consumer Electronics, [7] 王道顺, 杨地莲, 齐东旭. 数字图像的两类非线性变换及其周期 性 J] 计算机辅助设计与图形学学报, [ . 2001, 8) 829- 833. ( : [8] 邹建成, 铁小匀. 数字图像的二维 Arnold 变换及其周期性 J] 北 [ .

图 3 a)~ 图 3 e) ( ( 的实验结果说明, 含水印的 Lena 图分别 剪切 1 / 4、 剪切 1 / 2、 恶意窜改的攻击情况 在无攻击、 剪切 1 / 8、 下, 提取出来的水印图像。容易看出, 本算法对于图像剪切、 恶 意窜改等攻击具有良好的鲁棒性, 这是由于我们在水印图像的 预处理阶段使用了 Z 字形编码置乱技术。

K

结论
本算法中, 利用函数周期性来提取载体图像特征嵌入水印,

方工业大学学报, 2000, 12(1) 10-14. : [9] 易开祥. 数字图像加密与数字水印技术研究 D] 杭州: [ . 浙江大 学.

并实现了水印的盲检测。同时, JPEG 压缩原理中的 Z 字形 将 变换规则应用于水印图像的置乱, 极大的提高了视觉效果, 对于 各种常见攻击, 特别是图像剪切几何攻击, 具有良好的鲁棒性。 如果能够充分利用人眼视觉特性, 则结果有可能会更好。 保证移动数据库系统的正常运行。为了提高 ( 上接第 231 页) 效率, 这个数据结构需要尽可能简单, 操作速度尽可能快, 所 以只记录上载事务开始时间的共享内存, 将生成时间戳的过 程完全用锁保护起来, 仅通过时间戳一个数据, 在内存中基 本重现了整个 DBS 的读写冲突机制, 并由此得到了较高的并 发度。 所以, 应用文本中并发控制方案的多版本 DBS 移动数据 库系统中, 整个 DBS 的读写冲突表现为时间戳的读写冲突, 上 下载事务在整个 DBS 中无法同时执行变成了在共享内存中无 法同时执行。由于共享内存操作速度快, 时间戳数据量小, 等 于把上下载不能并发的范围大大减小, 把不能并发的数据的操 作速度大大加快, 从而提高了整个系统的并发性能。 参考文献:
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作者简介:
杨蕊, 硕士研究生, 女, 主要研究方向为信息安全; 普杰信, 教授, 男, 在 职博士生, 研究方向为人工智能与模式识别、 信息安全。

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作者简介:
曹科 (1978- ) 男, , 天津人, 硕士, 主要研究方向为数据库实现、 移动数 据库、 事务处理; 钟锡昌 (1938- ) 男, , 江苏人, 软件中心主任, 研究员, 学士, 主要研究方向为嵌入式软件; (1957- ) 男, 张倪 , 山西人, 研究员, 硕士生导师, 硕士, 主要研究方向为嵌入式软件。


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