(论文)基于编码的XML关系数据库存储

计算机研究与发展 I s S N1 0 0 0 1 2 3 9 C N1 1 1 7 7 7 T P J o u m a l o fC o m p u t e rR e s e a r c ha n dD e v e l o p m e n t4 2 ( 1 1 ) ：1 9 8 3 1 9 8 8 ，2 0 0 5 基于编码的X M L 关系数据库存储 路燕1 2郝忠孝2 ，3张亮4 1 ( 山东科技大学信息科学与工程学院青岛 2 6 6 5 1 0 ) 2 ( 哈尔滨工业大学计算机科学与技术学院哈尔滨1 5 0 0 0 1 ) 3 ( 哈尔滨理工大学计算机与控制学院哈尔滨1 5 0 0 8 0 ) 4 ( 复旦大学计算机与信息技术系上海2 0 0 4 3 3 ) ( 1 u - y a n 一7 5 h o t m a i l c o m ) N u m b e r i n g S c h e m eB a s e dR e l a t i o n a l S t o r a g e O fX M L D o c u m e n t s L uY a n l 一，H a o z h o n g x i a 0 2 一，a n dz h a n gL i a n 矿 1 ( C D z z t 鲈盯J ，2 ，0 r m 盘i o 疗& i 绷钟口挖dE 咒g i 挖卵以n g ，鼢册如扎gU 恕i 优邝叻0 ，& i 鲫卯口卵d 孔西加z 唰，Q 咒2 6 6 5 1 0 ) 2 ( & 0 0 z0 ，C 0 m 触盯i 跏c e 彻d 了k 矗n o z p 删，H a r 6 锄j ，z s m “把0 ，T k 危咒o z q 削，H 概，z1 5 0 0 0 1 ) 3 ( S 折0 0 zo ，C o 研p “e r & G D 起f r o z ，H a r 6 i 咒m i 伽瑚i 砂o ，& 搪飑卵鲫d1 k 矗挖。地卿，H n r 6 i 咒1 5 0 0 8 0 ) 4 ( D e Z 硷r ，咒P 咒0 L 厂C D m p “i 扎g 口，z dJ 挖b r ，挖口i o ，z1 1 r 扎。厶到，凡d n 九U 挖i 讲，s i 砂，S 矗n ，z g 矗n i 2 0 0 4 3 3 ) A b s t r a c tW i t ht h ep r e v a l e n c eo fX M L ，h o wt om a k e u s eo f R D Bt o s t o r e a n d q u e r y X M Ld o c u m e n t sh a s b e c o m eah o t t o p i c a n d m a n y m e t h o d so f r e l a t i o n a l s t o r a g e o fX M Ld o c u m e n t s a r e p r o p o s e d Ac o m m 。n o b j e c to ft h e s e m e t h o d si st oi m p r o v et h ee f f i c i e n c yo fX 】V n Jp a t hq u e r y I n t h i sp a p e r ，a n u m b e r i n g s c h e m e b a s e dr e l a t i o n a l s t o r a g e o fX M Ld o c u m e n t si sp r o p o s e d ，i nw h i c hX M L p a t hq u e r y c a n b e q u i c k l y d o n e M o r e o v e r ，w i t ht h i sX M Ls t o r a g em e t h o d ，X M L d o c u m e n t s c o n f o r m i n g t od i f f e r e n tD T D ( o r s c h e m a ) c a n b e k e D ti nas a m er e l a t i o n a lt a b l ea n d X M Ld o c u m e n tr e c o n s t r u c t i o nc a nb ed o n ew i t hl i n e a rt i m e c o m p l e x i t y R e c u r s i v es c h e m a h a n d l i n g i s a l s od i s c u s s e d E x p e r i m e n t a l r e s u l t sd e m o n s t r a t et h a tt h i s m e t h o dc a n p r o c e s s g e n e r a lp a t hq u e r i e s ， s u c ha s p a t h w i t h p r e d i c a t e c o n s t r a i n t ， f a s t e rt h a nm e t h o d s p r o p o s e db y X R e l ，F l o r e s c u a n dK o s s m a n K e y w o r d s X M L ；n u m b e r i n gs c h e m e ；s c h e m am a p p i n g 摘要在x M L 的发展过程中，如何有效地利用关系数据库技术存储和查询x M L 数据已经成为一个 研究热点提出了一种基于前、后序编码的X M L 关系数据库存储方法，该方法采用的模式映射方法能 够使基于不同D T D ( 或s c h e m a ) 的X M L 文档保存在同一个关系表中，支持快速的X M L 路径查询，且具 有较高的x M L 文档重组效率对该方法中递归模式的处理技术也进行了讨论实验表明，与x R e l ， F l o r e s c u 和K o s s m a n 等人提出的X M L 关系数据库存储方法相比，该方法能够缩短复杂X M L 路径查询 ( 如带条件谓词约束的路径查询) 的响应时间 关键词X M L ；编码机制；模式映射 中图法分类号T P 3 1 2 引日 现已提出的x M L 关系数据库存储方法1 5 | ， 一般要求预先确定文档的结构，如果结构发生了变 化，数据库系统必须适应这种变化，修改相应的模式 定义，给X M L 的管理带来了不便；且一个X M L 模 式，通常会被映射到几个关系表，不利于基于多D m 收稿日期：2 0 0 4 0 51 1 ；修回日期：2 0 0 5 0 卜1 0 基金项目：国家“八六三”高技术研究发展计划基金项目( 2 0 0 2 A A 4 2 3 4 3 0 ) 1 9 8 4计算机研究与发展2 0 0 5 ，4 2 ( 1 1 ) ( 或s c h e m a ) 的x M L 应用环境也有的存储方法设 计了固定的关系模式，然后直接将X M L 数据映射 到关系表中，这类方法实现路径查询时，需要大 量的连接，因而查询效率较低，且还原源文档代价 也较大 本文提出了一种基于编码的X M L 关系数据库 存储方法，该方法具有如下特点：关系数据库的模 式不依赖于x M L 文档的模式；仅以两个关系表， 就可以保存不同的D T D 及其对应的所有X M L 文 档；对复杂x M L 路径如带谓词约束的路径查询 等，具有较高的效率 2 相关研究 近几年所提出的x M L 到关系数据库的模式映 射方法，主要分为两类：第1 类方法映射产生的关系 模式依赖于x M L 模式u 2 它要求预先确定x M L 文档的结构，对D T D ( 或s c h e m a ) 进行简化、分解等 预处理，再将D T D 中的元素、属性映射成关系数据 库中的表或表的属性，即根据D T D ( 或s c h e m a ) 产生 存放x M L 文档数据的一个或几个关系表这种方 法在存储特定的x M L 文档的情况下，具有较高的 存储和查询效率，但是，如果需要存放的是海量的、 具有不同结构的x M L 数据，如I n t e m e t 上得到的各 种数据，则具有很大的局限性：首先，不同的D T D ( 或s c h e m a ) 会产生大量的不同模式的关系表；其 次，如果x M L 文档的结构发生了变化，那么相应的 关系表必须适应这种变化，修改模式定义，重新对 x M L 数据进行存储，更新粒度较大第2 类映射方 法产生的关系模式独立于X M L 模式旧。J 这类方 法通常的做法，是将x M L 文档解析成树或图结构， 然后提供相应的关系模式来储存这些图结构，关系 数据库中不但保存了x M L 数据，且同时保存了 x M L 文档的结构例如文献 3 中F l o r e s c u 和 K o s s m a n 以一个三元关系存储X M L 文档；文献 4 中的M o n e tx M LM o d e l ，用严格的二元模式来表示 结构树中具有相同语义的父子节点关系这些存储 方法直观简单，能够有效地解决第1 类映射方法中 出现的部分问题，但对于x M L 路径查询，通常需要 遍历整个数据库，进行多次连接操作才能确定路径 的正确性完成查询工作，因而效率相对要差些 3映射方法 基于前、后序编码的x M L 关系数据库存储方 法中，D T D 同样需要简化，简化方法是在文献 1 提 出的简化方法的基础上加上两条规则：P 。一e ； 8 7 一P x M L 文档和简化后的D T D 文档被映射 为树 3 1编码 D T D 结构树中的节点咒以六元组( d 埘一谢 ( 行) ，咒n 优e ( 咒) ，p ，o ，矗P r ( 行) ，p o s o ，矗已r ( 咒) ，Z e t 肥Z ( 咒) ，P z P m e 卵k r 舾“抛) 标识，其中，d 翻一埘( ，z ) 是元 素或属性节点，2 所在的D T D 的I D ；咒n m P ( 咒) 是元 素或属性节点他的名称；声理。趔e r ( 咒) 和p o s 加r 如r ( 咒) 分别是节点在树中的前序遍历值和后序遍历 值；z e 口e z ( 咒) 是节点在树中的层数( 树的根节点为第 1 层) ；P 如m e 咒肠f 以6 “搪记录咒为元素还是属性( 以 0 代表元素，以1 代表属性) x M L 结构树中节点咒以七元组( d o c 一掘( 咒) ， 声，8 0 ，d e r ( ，z ) ，声0 5 o r d e r ( 咒) ，厶? 伽Z ( 咒) ，d d i 矗( 咒) ， d 埘一声r 印趔e r ( 咒) ，御z “e ( 孢) ) 标识，其中d o c i d ( 咒) 是节点咒所在的x M L 文档的I D ；声聊趔8 r ( 恕) 和 力o 砘r ( 以) 分别表示咒在树中的前序和后序遍历 值；z P 础以( 咒) 是节点在树中的层数( 树的根节点为第 1 层) ；d 翻d ( 咒) 为节点孢所在的x M L 文档对应 的D T D 的I D ；d 埘一声啪以P ，- ( 行) 是节点孢在相应的 D T D 树中对应的节点卵7 的在D T D 结构树中的前 序遍历值声脚趔P r ( 咒7 ) ( 咒7 与以具有相同的元素或 属性名字，处在相同路径的相同位置) ；抛z “e ( ，z ) 为 节点咒的值，若节点咒对应的元素仅含子元素和属 性项，则抛z “e 为空这样，每个节点通过d 斑一 声聊以e r ( 咒) 项，携带了相应的D T D 结构信息 3 2 模式映射 存储D T D 和X M L 数据的关系表主要有两个： 表d 以( 矗蹦一甜，咒n m e ，声r 趔e r ，p f o 以已r ，如钟Z ， P Z e m e 孢f n r i 6 “8 ) 希表z 7 孢z ( d o c i d ，声r e o ，召P r ， p o s o 趔8 r ，Z P 刁已Z ，d 蹦d ，d 彩印，埘P r ，嘲Z “P ) 表中各项的含义参看第3 1 节，D T D 和X M L 结构树中的每个节点，分别在表d 捌和z m z 中对应 一个元组表d 掰的主键是( d 脚一趔，声r 埘P r ) 或 ( d 磁一积，p o s f o 趔P r ) ，表z m Z 的主键是( d o c 一谢， 声瑚趔P r ) 或( d o c d ，p 吲。砘r ) ，为了提高路径查询 的效率，需要在表z m z 的d 斑一以和d 积一声聊府P ，项 上建立索引需要说明的是：如果考虑要尽量节省 存储空间，可以将表z 仇z 中的撇z 甜e 项分到单独一 张表中，因为z 优z 表中的许多元组在X M L 结构树 中对应内部节点，其馓z “g 值多为n u l l 3 3 路径查询的实现 x M L 路径查询的实现过程分为两步： 路燕等：基于编码的x M L 关系数据库存储1 9 8 5 第1 步：根据用户提出的路径查询，对关系表 d 掰进行查询处理此步目的是判断查询路径在现 有的D T D 结构树中是否是合法路径判断方法是 根据d 谢表中的以n 优e 项，从d 蹦表中查询出现在 查询路径中的所有节点的集合，然后利用文献 6 提 出的结构连接算法已e j o i 咒，j o i 咒进行节点集间的 结构连接( j o i 咒中父子关系判断辅以( z e 伽z ) 项) 如果匹配成功，则将条件路径的叶节点、目标路径的 叶节点以及分支节点( 例如，路径查询以6 c 肠= “微z “P ” e 厂中，条件路径的叶节点、目标 路径的叶节点以及分支节点分别为d ，6 和厂) 这三 者在d 耐表中对应的元组的d 彩一掘和声比o ，一如r 值 作为一个四元组( 彩，声糟。以e r 咒，p 愆。趔e r 6 i ， 声僧。以P r n r ) 记录下来( 如存在多条匹配的条件路 径或目标路径，则求出相应的四元组逐一记录) ；如 果查询路径中不存在条件路径，则只须记录目标路 径的叶节点在d 翻表中对应的元组的d 蹦一翻和 夕脚，如r 值( 豺，夕聊趔盯施r ) 如果匹配不成功，则 x M L 文档中也必定不存在与查询路径相匹配的结 构，查询结束 第2 步：根据第1 步的返回结果，对关系表z m z 进行查询处理如果查询路径存在多个谓词约束， 处理方法是将路径分割成多个只有一个谓词约束的 路径表达式分割后的每个路径表达式的查询输出 结果，作为后继的路径表达式运算的一个输入对 没有谓词约束的路径表达式，设第1 步返回的目标 路径的叶节点在d 磁表中对应的元组的d 磁一纠和 p r 以P r 值( 谢，p 舢趔P r 一a r ) ，对表z m z 的查询结 果集为：盯捌涮：耐 删口。础，：口。础，m ( z 优z ) 对只 有一个谓词约束( 设约束值为“抛z “P ”) 的路径表达 式，设第1 步返回的条件路径的叶节点、目标路径的 叶节点以及分支节点在d 翻表中对应的元组的 d 脚一埘和声啪以8 r 值为( 积，p 心o r 如r 一咒， 声阳。趔P r i ，声彻砘r 勉r ) ，则对表z m z 的查询为： d 诜d 耐= 耐 出d p ，位r = p r 8 0 r 以，n ，“P = “伽f “P ”( z ，咒Z ) = 7 z ；盯捌一耐：耐 d 蹦M 础，：p 。础，。( z m z ) = 6 i ； 呦_ ：爿 删- M ，咖：声M 础，( z m Z ) 2 以r i 对咒 和6 i 中所有具有相同d o c 一积的元组，进行文献 6 中给出的结构连接运算卯一j o i 咒，生成统一咒8 叫；对 抛r 和6 i 一以8 叫中所有具有相同d o c 一磁的元组，进行 文献 6 中的结构连接运算卯一_ f o i 咒，产生查询 结果集 在这种存储方法中，对只有一个( 或没有) 谓词约 束的路径查询，仅需要1 ( 或3 ) 次对z m z 表的遍历及 0 ( 或2 ) 次费时的结构连接操作，因此效率较高 4 X M L 文档的重组 命题1 按照本文给出的映射方法产生的关系 表z m z 中的任意两个元组咒1 和，z2 ，如果咒1 d o c i d = 咒2 d o c i d 押1 p ，矗e r = 咒2 户，矿d P r + 1 咒】彪馏Z = 咒2 z 已可以+ 1 ，则咒】在X M L 结构树中对 应的节点是咒，对应节点的最左儿子节点 证明因为咒1 矗o c 一耐= 咒2 d o c 一埘，所以，咒l 和咒2 在x M L 结构树中对应的节点( 设为N ，和 N 2 ) 属于同一个x M L 文档；因为咒1 P 锄以= 咒2 z P 说z + l ，所以N 1 和N 2 可能存在3 种关系： N 1 在N 2 的左兄弟树中，此时p 彻眺，( N 1 ) 弋一 I F i g 1 R e c u r s i o n h a n d l i n g 图l 递归的处理 6 实验及分析 实验主要包括两个部分：测试在基于编码的 存储方法基础上x M L 文档重组的扩展性；测试 x M L 路径查询的效率，选用了传统的F l o r e s c u 和 K o s s m a n n l 3 o 提出的方法( 后文中简称F K ) 和支持较 快路径查询的方法x R e l bo 作为比较实验数据集采 用了x M L 数据集莎士比亚戏剧( h t t p ：w w w 路燕等：基于编码的X M L 关系数据库存储1 9 8 7 i b i b l i o o r g b o s a k x m l e g ) 、3 7 个文件、7 5 M B 原型 系统以J a v a 实现，运行在W i n d o w sX P 上，硬件环境 为I n t e l ( R ) P e n t i u m ( R ) Mp r o c e s s o r1 5 G H z ， 2 5 6 M B 内存，x M L 解释器为x e r c e s ；F K 和x R e I 运 行的硬件环境是S u nE n t e r p r i s e4 0 0 0 ( 4 U l t r a S P A R C 一2 4 8 M H zC P u ，2 0 4 8 M B 内存) ，操 作系统是S o l a r i s 2 。5 1 6 1 x M L 文档重组的测试 为测试X M L 文档重组的可扩展性，依次从 S h a k e s p e a r e 的3 7 个文档中取1 个、7 个、1 4 个、2 2 个、3 0 个和3 7 个存储到关系表z m z 中文档重组 的时间见图2 ( 横轴为表z m f 中的元组数，纵轴为重 新组成x M L 文档的时间) ，重组时间取前1 0 次运 行时间的平均值( 下文中的执行时间均为前1 0 次运 行时间的平均值) 由图2 可以看出，第4 节中给出 的重组算法有良好的可扩展性，基本符合文中重组 算法具有线性时间复杂度的推断 F i g 2 R e c o n s t r u c t i o no fX M Ld o c u m e n t 图2X M L 文档的重组 6 2 路径查询效率的测试 将X M L 文档解析、编码并输出编码文件，然后 利用D B 2 的装人工具( L o a d ) 将x M L 数据存储到关 系数据库中其中，将S h a k e s p e a r e 的D T D 和3 7 个 X M L 文档解释、编码并输出的时间为4 2 2 9 5 m s ， D T D 和X M L 文档的编码文件分别装入表矗纪和表 z m Z 的时间为3 0 s 和7 5 0 s 装人数据后的d 埘和 z m z 表文件的大小分别为8 K B ，2 3 1 9 2 K B ( 其中， 懈z “e 项的字符长度设为8 0 ；由于实验数据只有一 个D T D ，所以关系表d 蹦和z 优z 都省略了字段d 翻一 涮) ，z m z 表的索引文件为4 6 2 8 K B 由表1 可以看 到，存储D T D 和X M L 文档的表的大小，与F K 和 x R e l 两种x M L 关系数据库存储方法所需要的空间 大小相差不大 由于具有多个谓词约束的路径表达式，可以看 做是由若干只有一个谓词约束的路径表达式组成 的，因此路径查询的测试用例，分别选取了简单路径 查询( 表2 中的Q 1 ) 、不带谓词约束的复杂路径查询 ( Q 2 和Q 3 ) 以及带一个条件谓词约束的复杂路径查 询( Q 4 和Q 5 ) T a b l e1S i z e o f D a l a b a s e 表1 数据库的大小 S t o r a g eT e c h n i q u e S i z eo fD a t a b a s e ( M B ) F K X R e l N u m b e 血1 9S c h e m eB a s e d R e l a t i o n a l S t o r a g e 2 8 2 9 2 3 5 2 3 2 T a b l e2E V a I u a t i o no fX M LP a t h Q u e r y 表2x M L 路径查询测试 P r o c e s s i n gT i m e ( s ) P a t h Q u e r y N u m b e rR e s u l t s N “b 。i “g F KX R e lS c h e m eB a s e d T e c h n i q u e P L A Y A c T s c E N E s P E E c H L I N E s T A G E D I RQ 1 6 1 80 6 9 40 0 2 40 1 4 3 s C E N E T I T L E A C T T I T L E P L A Y A c T s c E N E s P E E c H s P E A K E R = c u R l 0 P L A Y A c T s c E N E s P E A K E R = s t e w a r d T I T L E Q 2 Q 3 Q 4 Q 5 7 5 00 1 2 5 9 5 1 1 6 5 0 9 41 9 3 0 6 6 一 O 3 2 0 O 3 0 4 2 7 4 8 9 6 8 7 O 1 6 0 0 1 7 4 0 3 2 1 由表2 可以看到，由于F K 和X R e I 硬件环境的 运算能力较强，也由于基于编码的方法在对存储 X M L 文档的表进行查询以前，需要对d 翻表进行 查询和结构匹配的处理，因此对于简单路径查询 Q 1 ，所需要的响应时间较F K 和x R e l 方法略长；同 样由于对D T D 的预处理及查询路径和D T D 结构匹 配方法，使得“ 的存在与否，并不影响基于编码方 法的查询时间，例如Q 2 和Q 3 ，而F K 和x R e l 则不 然，尤其F K 方法，“，的存在对查询响应时间影响 较大( Q 2 影响不大是因为“，处于路径之首，不需 要递归查询，所以响应时间较短) ；对于查询路径中 有条件谓词约束的情况如Q 4 和Q 5 ，可以充分看到 g o 釜钫a o u 3 = o J 廿g = 计算机研究与发展2 0 0 5 ，4 2 ( 1 1 ) 基于编码方法的优势：F K 和x R e l 所需要的时间剧 增，而基于编码方法的结构匹配仍然是在规模较小 的d 磁表上进行，仅仅是由于条件谓词约束的存 在，增加了一个( Q 4 ) 或两个( Q 5 ) x M L 节点集的结 构连接运算，所以响应时间较简单路径和不带谓词 约束的路径查询略有增长，变化不是很大 总的来说，对于固定的x M L 数据集，以基于编 码的方法存储x M L 数据，有两个主要因素影响路 径查询的效率：表z 优z 中符合查询要求的元组的 数量随着符合要求的元组数量的增加，查询响应 时间会增长查询路径中是否存在谓词约束如果 存在谓词约束，查询过程会增加结构连接运算，因而 响应时间会增长 7 结论和未来工作 本文提出了一种基于编码的x M L 关系数据库 存储方法该方法结合了现有的两类x M L 到关系 数据库的模式映射方法的优点，具有如下特点：采 用的模式映射方法使基于不同D T D ( 或s c h e m a ) 的 x M L 文档可以保存在同一个关系表中；能够有效 地支持X M L 复杂路径查询本文还对该方法中 X M L 文档的重组和递归模式的处理进行了讨论 实验结果表明，在传统x M L 数据集莎士比亚戏剧 的应用中，较F K 和x R e l 等方法，该存储方法能够 更加有效地支持x M L 复杂路径查询 未来的工作主要是有序x M L 文档的处理 参考文献 1 J S h a n m u g a s u n d a r a m ， K T u “e R e l a t i o n a ld a t a b a s e sf o r q u e r y i n g X M L d o c u m e n t s ： “m i t a t i o n sa n d o p p o r t u n j t i e S I n ： P r o c 2 5 t hI n t lC o n f V e r yL a r g eD a t aB a s e s N e wY o r k ： M o r g a n K a u f m a n n ，1 9 9 9 3 0 2 3 1 4 2D L e e M M a n i s c h e m ac o n v e r S i o nm e t h o d s b e t w e e n X M L a n dr e l a t i o n a l m o d e l s I n ：K n o w l e d g eT r a n s f o r m a t i o nf o r t h e S e m a n t i cW e b A m s t e r d a m ：1 0 SP r e s s 2 0 0 3 1 1 7 3 D F l o r e s c u ，D K o S s m a n n S t o r i n g a n d q u e r y i n g X M Ld a t a u s i n g a nR D B M S B u l l e t i no f I E E E c o m p u t e rS 0 c i e t y T e c h n i c a l C o m m i t t e eo n D a t a E n g i n e e r i n g ，1 9 9 9 ，2 2 ( 3 ) ：2 7 3 4 4m b r e c h t s c h m i d t ，M a r t i nK e r s t e n ，M e n z oW i n d h o u w e r ，甜Z E f f i c i e n t r e l a t i o n a ls t o r a g ea n dr e t r i e v a l o f X M Ld o c u m e n t I n ： P r o c W e b D B B e r l i n ：S p r i n g e r ，2 0 0 0 4 7 5 2 5 M Y o u s h i k a w a ，T A m a g a s a X r e l ：Ap a t h b a s e da p p r o a c h t o s t o r a g e a n d r e t r i e v a l o fX M Ld o c u m e n t s u s i n g r e l a t i o n a l d a t a b a s e A C MT r a n s I n t e r n e t T e c h n o l o g y ，2 0 0 1 ，1 ( 1 ) ：1 1 0 1 4 1 6 Q “，B M o o n I n d e x i n g a n d q u e r y i n g X M L d a t a f o rr e g u l a r p a t h e x p r e s s i o n s I n ：P r o c 2 7 t h I n t lC o n f V e r y L a r g e D a t a B a s e N e w Y o r k ：M o r g a nK a u f m a f u l ，2 0 0 1 3 6 1 3 7 0 L uY a n ，b O mi n 1 9 7 5 S h ei sap o s tP h D H e rc u r r e n tr e s e a r c hi n t e r e s t si n c l u d e d a t a b a s e t h e o r y a n d a p p l i c a t i o n 路燕，1 9 7 5 年生，博士后，主要研究方向为 数据库理论与应用 H a o Z h o n g x i a o ， b o r ni n1 9 4 0 H ei sa p r o f e s s o r a n dd o c t o r a l s u p e r v i s o r H i sm a i n r e s e a r c h i n t e r e s t s i n c l u d ed a t a b a s e t h e o r y a n d a p p l i c a t i o n 郝忠孝，1 9 4 0 年生，教授，博士生导师，主 要从事数据库理论及应用研究 Z h a n gL i a n g ， b o mi n1 9 6 3 H ei sa p r o f e s s o r a n dd o c t o r H i sm a i nr e s e a r c ha r e a s a r em u l t i m e d i a t e c h n o l o g y ， i n f o r m a t i o n i n t e g r a t i o n a n d b i o l o g yi n f o m a t i c s 张亮，1 9 6 3 年生，教授，博士，主要研究方 向为多媒体技术、信息集成及生物信息学 R e s e r a c h B a c k g r o u n d W i t ht h ep r e v a l e n c eo fX M L ，h o wt