发表论文年年限
职称论文的有效期一般是取决于评职称的年限，但是不同地区不同单位对于年限有不同的规定，大家可以向自己所在的单位了解清楚，也可以去当地的人事局了解一下具体情况。医学职称论文具有时效性有些类型的医学论文是具有实效性的。比如论文内容是2015年医学影像学新技术，到2020年医学影像学技术已经革新了，那这篇文章就已经是过时了，用这篇医学论文来评2020年的职称的话就没用了。所以，要发表用来评职称的论文时一定要注意时效性的问题，尽量选择时效性不强的选题。论文一定要提前发表，不用担心发表早了评职称时就不能用了，一般情况下只要论文与要申报的职称等级要求相符，并且没有用来评过职称，就都是有效的。职称等级之间的时间差决定职称论文的有效期我国职称评审文件中明确要求了，用来评中级职称的论文是不能再拿来评高级职称的。比如说，2020年获得主治医师，然后开始准备评副主任医师，2025年评上副主任医师，然后开始准备评主任医师，那么2020到2025年之间发表的论文就只能用来评副主任医师，并且这些论文在评完副主任医师职称后就无效了，不能再用来评主任医师。也就是说，如果这个论文是2021年发表的，那么评职称的有效期就是4年；如果是2023年发表的，那么有效期就是2年。而2025年获得副主任医师职称后发表的论文，是可以用来评主任医师的。数据库收录需要时间很多职称评审不仅要看到杂志样刊，还需要数据库收录证明。文章刊登出版需要时间，文章被数据库随手录也需要时间，每个期刊论文基本都会被知网、万方、龙源、新闻出版总署等数据库收录，这个收录时间一般需要1-3个月。有的单位需要数据收录证明，那在发表医学论文时一定要把数据库收录时间算进论文发表计划里。
评高工职称，只要你文章发表的期刊是3年内的都是有效的，建议你最好提前一年或者半年就着手处理此事，以避免万一出现什么意外，文章没有顺利出刊，而耽搁你的职称评定。至于什么时间上越近越好的说法是没有的，高级工程师的职称发表在省级或者国家级的期刊上面足以满足评职称的要求的，（其实发表省级期刊就行了），本人从事这个行业的，对这比较了解，楼主有什么不明白的，可以追问哦。（对你有帮助的话，记得采纳哦.....）
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职称论文的一大特点就是时效性，文章具备一定时效性就必须是一定时间段内发表的论文，太过久远的文章不符合时间要求，也就不具备时效性，也就不能用来申报职称，所以职称论文是由有效期的，是有时间限制的，时常有作者想用学生时代写作的论文申报职称，从时间要求上来说是不符合要求的，评职称论文有效期是多久？职称论文的有效期还是比较宽松的，一般是申报前3-5年内发表的文章，只要没有公开发表过，没有在其他方面使用过，就可以用来申报职称，作者需要注意，并不是只要时间符合的文章就可以拿来用，还要看文章的研究方向和内容是否适合本次申报，这是最关键的，因为有些文章的内容经过时间的推移可能已经没有创新价值了，内容是本学科内比较陈旧的东西，这样就不适合申报职称了。还需要注意的是职称论文不能反复使用，申报中级职称时的论文到了高级职称申报时就不能再次使用了，需要重新发表职称论文，由此看来，职称论文的发表要尽可能“新鲜”，研究内容尽可能走在学科发展前沿。所以职称论文还是越早准备越好的，一般省级和国家级期刊，发表周期为3-6个月;核心期刊发表周期为12个月左右，根据你的需要，适当的提前发表才好。什么时候发论文的难易程度都是一样，只不过每年年底可能人会多点，难易程度只跟你的论文质量，和期刊有关，跟发表时间无关。
论文发表年限
职称论文的有效期一般是取决于评职称的年限，但是不同地区不同单位对于年限有不同的规定，大家可以向自己所在的单位了解清楚，也可以去当地的人事局了解一下具体情况。医学职称论文具有时效性有些类型的医学论文是具有实效性的。比如论文内容是2015年医学影像学新技术，到2020年医学影像学技术已经革新了，那这篇文章就已经是过时了，用这篇医学论文来评2020年的职称的话就没用了。所以，要发表用来评职称的论文时一定要注意时效性的问题，尽量选择时效性不强的选题。论文一定要提前发表，不用担心发表早了评职称时就不能用了，一般情况下只要论文与要申报的职称等级要求相符，并且没有用来评过职称，就都是有效的。职称等级之间的时间差决定职称论文的有效期我国职称评审文件中明确要求了，用来评中级职称的论文是不能再拿来评高级职称的。比如说，2020年获得主治医师，然后开始准备评副主任医师，2025年评上副主任医师，然后开始准备评主任医师，那么2020到2025年之间发表的论文就只能用来评副主任医师，并且这些论文在评完副主任医师职称后就无效了，不能再用来评主任医师。也就是说，如果这个论文是2021年发表的，那么评职称的有效期就是4年；如果是2023年发表的，那么有效期就是2年。而2025年获得副主任医师职称后发表的论文，是可以用来评主任医师的。数据库收录需要时间很多职称评审不仅要看到杂志样刊，还需要数据库收录证明。文章刊登出版需要时间，文章被数据库随手录也需要时间，每个期刊论文基本都会被知网、万方、龙源、新闻出版总署等数据库收录，这个收录时间一般需要1-3个月。有的单位需要数据收录证明，那在发表医学论文时一定要把数据库收录时间算进论文发表计划里。
如今评职称，基本中高级职称都需要发表职称论文，下面是我整理的评职称论文发表时间，给大家参考。
【一】职称论文发表时间
一、职称论文发表期限长短不一，或者说有效期都不一样，主要是看两个职称等级之间的时间差。
我国职称评审文件中明确要求了，用来评中级职称的论文是不能再拿来评高级职称的。
比如说，2010年获得助理工程师，然后开始准备评中级职称，2015年评上中级工程师，然后开始准备高级工程师评审。
那2010年-2015年之间发表的论文只能用来评中级职称，这论文在评完中级职称后就无效了，不能再拿来留作评高级职称。
那这个论文是2011年发表的，那评职称的有效期就是4年，2013年发表的，有效期就是3年。
而2015年获得中级工程师职称后发表的论文，是可以用来评高级职称的。
二、具有时效性的职称论文容易过期。
有的人担心发表早了，会不会在评职称时时用不上，其实这个不用太过担心。
只要你的论文与要申报的职称等级要求的论文相符，且没有用来评过职称，那都是有效的。
需要担心的是，有时效性的论文
我们发表职称论文时一定要注意这个时效性问题。
所以，我们发表论文时尽量选择时效性不强的选题。
三、数据库收录需要时间。
大多职称评审不仅要看到样刊，还需要数据库收录证明。
文章刊登出版需要时间，文章上网也需要时间，每个期刊基本都会被知网、万方、龙源等数据库收录，这个收录时间需要1-3个月。
有的单位需要数据收录证明，那在发表论文时一定要把数据库收录时间算进论文发表计划里。
这也是为什么，中国58论文网建议大家发表论文提前一年的原因，尽量提前，不要拖后。
四、新旧刊物每年诞生停刊，核心期刊目录也在变化。
我们在发表论文时要注意一下刊物的变迁。
每年都有新刊物诞生，旧刊物停刊。
如果论文发表后评职称时刊物停刊了，论文就不能拿来评职称了。
还有就是中文核心期刊目录每四年变化一次，如果正好赶上目录变更的年份，千万要找一本影响力较大的核心期刊发表，以防论文发表的期刊被剔除核心期刊目录而不能评职称。
【二】其实，论文的有效期，主要取决于职称评职的年限。
例如：论文是在拿到助工证后发表的，那，拿助工证的时间与到评中级职称年限这中间的时间段为论文的有效期，中级评副高、副高评正高，依此类推。
当您利用文章评完中级后，再评副高，此文章就不能再使用，需要发表新的`论文。
建议评职论文提前发表，因为，现在很多区域评审，不仅仅需要看到期刊，还需在权威数据库(万方、龙源、知网、维普)检索文章是否被收录，文章刊登出版需要时间，同样，文章上网也需要时间。
无论是中国知网还是万方数据，通常要在杂志出刊后的1-3个月内才会登录该期文章。
一般的登录过程是：杂志出刊后，杂志社向中国知网或万方数据递交光盘版的期刊数据，中国知网或万方数据会根据自身的更新速度将光盘数据录入系统。
因为工作量大，所以一般要在1-3个月内才会登录完。
一般文章刊登发表后，3到5个月时间，文章才会被数据库全文收录。
所以，很多作者只考虑到文章刊登时间，而忽略了上网的时间。
因此翰林论文工作室建议大家，发表职称论文一定要打好提前量，论文发表在离评职称2-3年内比较好。
不过每个省市对职称评审的论文要求有所不同，具体还要是建议大家以当地的评审要求为准。
【三】职称论文的最佳准备时间
新闻出版总署和中国知网、万方，龙源，数据的同时检查也逐渐成为了职称评审单位对“刊登作者学术成果”的刊物进行检测真伪的有效手段。
但无论是中国知网还是万方数据，通常要在杂志出刊后的1-3个月内才会登录该期文章。
所以，很多单位对职称评审中递交的期刊要求的时间提前了很多。
比如在17年上半年参加职称评审的，就有要求论文必须在16年12月份前发表，也有要求必须在17年4月份前发表。
其实都是在给中国知网或万方数据让录入时间，以便判断论文发表是否有效。
这就要求作者必须提前发表论文，才可以在职称评审中用得到。
而论文发表通常在投稿到出刊之间又需要1-3个月的时间。
比如现在投稿的文章，发表时间一般安排在9月份到年底12月份，这样发表的文章在明年的4月份的使用中就绝对没有问题。
而明年4月份的职称评审通知，通常是在当年出通知。
等作者收到通知再发表论文，通常就会错过了时间。
在现实工作中，如果大家是评正高/副高，一般都要求发表在有一定分量的核心期刊上，而核心期刊一般都会提前半年甚至更长的时间就已经把版面全部安排好(如现在是8月，很多核心期刊在现在8月就已经在安排明年2-3月的版面，有的甚至已经安排到明年6月及以后)所以，大家一定要早做准备。
综上，我们建议作者，如果是为职称发表论文，不妨至少提前半年以上投稿，提早做准备。
二、不同职称对职称论文的要求不同
申报高级：要在具有CN刊号、ISSN刊号的专业期刊发表论文2篇以上或在具有CN刊号、ISSN刊号的专业期刊发表论文1篇以上，以及解决复杂技术问题，而撰写的有较高水平的专项技术分析(论证)报告2篇以上。
申请中级：要在具有CN刊号、ISSN刊号的专业期刊发表论文1篇或在具有CN刊号、ISSN刊号的专业期刊发表论文1篇以上，以及解决技术问题而撰写的专项技术分析(论证)报告1篇以上。
论文发表有两种方式，第一：通过自己投稿,这种情况一般耗时时间比较长，稿件处理慢，录用的机会也小;第二：直接找杂志社发表，稿件处理快，通过几率高，方便快捷!
三、选择合适的期刊
由于晋升和评定职称都有相应的规定和要求，故而许多单位都对职称论文投递的期刊有着一定的要求和规定，所以我们在选择职称论文期刊的时候应该注意：
1、发表论文的用途。
发表论文是晋升职称?年底单位考核?还是学术交流及扬名?如果是晋升职称，期刊的品质毫无疑问是选择因素的重中之重，随便的发表一个品质一般的期刊，对晋升职称没有任何帮助，有时候还会起到反作用。
2、期刊的办刊方向。
如果您写的是药学方面的文章，那当然不能发表在主打妇产科的杂志上。
所以杂志的办刊方向、栏目内容等要与您的文章相符合才是完美的。
3、不能一味的追求版面费低的杂志。
国内医学期刊8000多种，每个杂志的品质，受欢迎程度，晋升打分认可度都是不同的，版面费标准自然也有所不同，建议作者根据自己的发表用途及经济实力，综合考虑，选择最合适的杂志。
而不要一味的追求便宜。
4、杂志的最新刊期。
如果您晋升职称，必须赶在报材料之前拿到杂志，部分省份还要求晋升前一年就要发表见刊;如果您年底考核，自然要赶在年底之前见刊。
还要考量杂志邮寄的时间以及快递邮寄过程的各种意外因素，因此，在投稿之前一定要询问杂志当前的刊期，确保有充裕的时间可以见刊。
最后，提醒各位作者朋友们，因为地域及单位的不同，职称评定的要求也不同，所以评什么样的职称，需要在什么样的期刊上发表论文，不能一概而论。
在写作论文前一定要弄清楚本单位对于评职称的明文要求，选择期刊才能做到有的放矢。
gfs论文发表年限
CS7680著名的9个论述 也是这门课推荐对于分布式系统的一个初步认识 windows live的架构师james总结一系列大型后台服务的设计原则CAP 准确说是一篇blog，很精简，文字也不多，其实文中的图比文字更清晰。cap的理解也经历了一些纠结的过程，这一篇其实是作者多年后的二次理解。所以出错其实没啥问题，这位老板就完全推翻了之前文章里的阐述 也是通俗易懂的入门介绍cap的blog brewer多年以后写的关于cap的一些误解，C和A并不是完全对立的状态 是对上面这片文章的review心得 开始用了两个新名词来阐述A)yield, which is the probability of completing a request .感觉说的就是AB)harvest ,measures the fraction of the data reflected in the response.感觉说的就是C这篇论文对于available提出里两个比较好的方案：1)牺牲harvest换来yield2）应用架构拆分 和 正交机制BASE base一致性的开山鼻祖，首次提出了和acid相反的一种理论，论文中给出了一些单机事务到多机事务的演进过程，并没有觉得很理论，工程很值得借鉴一致性 一致性的模型，高屋建瓴，是一篇blog 概述的文章 先看看sequential consistency lamport大神不用过多的介绍，读他的论文唯一的感受就是智商的差别吧 也是线性一致性的文章 作者在cmu发表的eventual consistency最终一致性的文章首推 aws的cto 讲了一些高可用和一致性之间的trade-off 描述了 最终一致性 和 因果一致性的关系 consistency Bolt-on的架构设计 cops的架构设计 一个causal consistency的db设计与实现从前三篇文章的作者来看，ucb & cmu&priceton 还是很值得一读的最后一篇的年代已经久远，其实发现计算机的一些理论基础其实是很经得起时间的考验的，所以码农其实也可以过的没有那么的有危机感^_^ 这个是最后一篇论文的ppt版本 consistency分布式锁 Google出品的chubby 必属精品 Yahoo的zookeeper分布式kv存储 Google三驾马车之一bigtable,hbase的蓝本 Google三架马车之二gfs，hdfs的蓝本 Google三架马车之三bigtable，hbase的蓝本 现代很多的kv设计或多或少的都参考了先驱dynamo的设计，值得刷10遍以上。读后感 2009年Cassandra设计的论文 ，很多思想借鉴了dynamo，对于一致性哈希的吐槽也高度类似。在replication的过程中，也会通过一个coordinator节点（master节点）来对其他节点进行replicate（这一点和dynamo一样），但是Cassandra提供了一系列的replicate policy可以选择，比如 Rack Unaware, Rack Aware (within a datacenter) and Datacenter Aware. Cassandra也沿用了dynamo里面关于preference list的定义 ucb出的一篇高性能的kv存储，号称比redis快几十倍，使用coordination-free consistency models。虽然说是特别快，但是其实业界的是用并不广泛 时间序列的数据库的一篇介绍 ，介绍了几个应用场景 iot ebay等 ，influxdb的介绍 比较了业界的几种TSDB的异同无论是kv还是传统的关系型数据库，在分布式系统里面无非都会涉及到以下这几方面replication 指出了一种在replication中存在的问题，并给出了解决方案partition&shard分区都逃不了一致性哈希， 被引用度特别高的一篇文章,但是这个版本也是被吐槽最多的，dynamo吐槽过，Cassandra也吐槽了一把1）First, the random position assignment of each node on the ring leads to non-uniform data and load distribution.2）Second, the basic algorithm is oblivious to the heterogeneity in the performance of nodes.解决方案1）One is for nodes to get assigned to multiple positions in the circle (like in Dynamo) dynamo用的就是这种方法2）the second is to analyze load information on the ring and have lightly loaded nodes move on the ring to alleviate heavily loaded nodes 这种方法被Cassandra采用 2）用的方法 也就是这片论文提出的方法memshipfailure detectupdated conflictsimplement关于实现 这篇论文的出镜率特别高，里面的思想被Cassandra和dynamo都采用了 ，作者也是提出cap的大神Eric Brewer（第三作者），值得反复研读 这个是2019年Google提出的一种有状态的kv存储的思路。在工业界的下个请求依赖于上一个请求的情况数据库查询优化器 现在很火的kafa最初设计的论文，细节有些已经被优化，基本的架构还是很值得反复研读。比如In general, Kafka only guarantees at-least-once delivery. Exactly once delivery typically requires two-phase commits and is not necessary for our applications最初kafka只是支持at-least的delivery, 但是不支持exactly once的投递，具体哪个版本开始支持有点记不清了分布式文件系统除了大名鼎鼎的gfs 分布式文件系统已经走过了好几十个年头了 1990年的coda，在很多的论文中出镜率非常高，后面的fs也借鉴了coda的一些思想分布式事务&事务隔离级别 引用率很高的一篇文章 这里面也引用了下面的这篇文章中关于事务隔离级别P0，P1的引用，看之前可以先看下面这篇文章。比如，脏写，脏读，不可重复读&fuzzy读，幻读等读未提交保证了写的串行化，注意只是写的串行化（并不能保证读写的串行化，依然有可能产生脏读），下面这篇论文里面是避免了脏写的操作。如何处理写的冲突呢？ 打时间戳或者last write win的方式都是可行的 不管是怎么讲事务隔离级别，最原生的味道是这一篇，其他的文章都是咀嚼过吐出来的其中也参考了 里面阐述了很多隔离级别的标准共识算法 paxos的simple版本，原来的版本太晦涩，lamport大神自己可能发现之前写的太高深了，写了一个通俗易懂的版本 hermes 这个是精简版的raft 里面有些概念如果理解起来吃力可以看下作者的博士毕业论文 里面有download的连接，以下的几篇文章都是raft的推荐 raft 的分析文章 verdi的实现 raft一致性的分析名字服务 zk最初设计的论文，感觉比市面上的一些中文材料好懂，推荐关于consul以及名字服务的实践，medium上面有两篇比较好的文章A Practical Guide to HashiCorp Consul — Part 1 | by Velotio Technologies | Velotio Perspectives | MediumA Practical Guide To HashiCorp Consul — Part 2 | by Velotio Technologies | Velotio Perspectives | Mediumetcd(94) Introduction to etcd v3 - YouTube 一个youtube上的视频比较清楚的介绍了etcd的设计思路etcd保证了强一致性，这一点感觉和consul不太一样高可用性watchable . 这一点和zk比较像，但是consul是使用gossip进行通知的(94) Deep Dive: etcd - Jingyi Hu, Google - YouTube 讲了etcd是如何使用raft来保证一致性的应用在名字服务里面的gossip protocol开始读到这些论文一直不太理解可以应用到那些地方，后面看到consul在使用gossip来进行memship的管理，基本的原理参考了论文：SWIM.pdf (cornell.edu)后来发现如果cpu的负载如果过高，很可能出现误判的情况1707.00788.pdf (arxiv.org) 这篇论文里面比较好的解决了这个问题
没有那么容易，比较难分布式工程学是一门实践性很强的工科学。所以会出现与其他工科一样的现象就是实践会先于理论。在1960年末被公认为是第一个分布式系统的ARPANET就诞生于美国[1]。在美国50年代到60年受曼哈顿计划的影响，计算机理论迎来了大爆炸的时代。在那个年代发明了我们今天所用到的大部分计算机理论。作为一个新兴学科，当年的科学家大都是刚刚毕业正是壮年。而今他们大多已经是高龄老人，有些科学家则已经离世。在这里向哪些为计算机理论作出贡献的科学家们表示敬意。
GFS的诞生来源于google日益增长的数据量的处理需求，它是一个可扩展的分布式文件系统，用于大型分布式数据密集型应用，在廉价的通用硬件上运行时提供容错机制，并且可以为大量客户端提供较高的聚合性能。 它的设计由当前和预期的应用负载(当时的)和技术环境驱动，与以前的文件系统的假设有着明显不同，因此gfs在设计上有几个不同的points：
当前已部署多个集群用于不同目的，最大的拥有1000多个存储节点，超过300TB的存储服务，并且有数百个客户端连续不断地高负载请求。
前面提到一些对应用负载和技术环境的观察，现在更详细地进行阐述：
虽然GFS不能提供像POSIX标准的API，但它提供一个相似的文件系统接口。文件在目录中按层次结构组织，并以路径名作为标识。支持create、delete、open、close、read and write files。
gfs支持快照和record append操作。快照以低代价创建文件副本或者目录树，record append支持多个客户端并发地写文件，保证每个独立客户端append的原子性。
一个gfs集群包含一个master和多个chunkservers，chunkserver被多个客户端访问，如图1所示。每一个都是普通linux机器上运行的用户态服务进程。资源允许的情况下，客户端可以和chunkserver部署在同一台机器上。
文件被划分为固定大小的块。每个chunk由一个独一无二的64位大小的chunk handle所标识，chunk handle在chunk被创建时由master分配。每个chunk的副本分布在多个机器上，系统默认为三副本模式，用户也可以为不同namespace的文件指定不同级别的副本。
master包含文件系统的所有元信息。包含namespace、访问控制权限信息、文件到chunks的映射、当前chunks的位置信息。也控制着全局的活动，像chunk租约管理、gc、chunk迁移等。master通过心跳的方式与每个chunkserver交流来发送它的指令和收集状态。
客户端与master的交互涉及元信息操作，所有数据操作直接与chunkserver交互。gfs不提供POSIX标准API，因此不需要挂接到linux的vnode层。
客户端和chunkserver都不缓存文件数据。大多数应用传输大文件，客户端缓存收益很低。chunks作为本地的文件存储，linux系统有自己的buffer cache，chunkserver不需要再增加缓存。
单master简化了系统的设计，但是会有单点的瓶颈问题，这是必须要解决的。客户端不会从master读写数据文件，客户端请求master它需要的交互的chunkserver信息，并且将其缓存一段时间，后续的操作直接与chunkservers交互。
客户端会发送请求给离它最近的一个副本。实际上，客户端通常会向master请求多个chunk的信息，以减少未来与maser交互的代价。
chunk size定为64MB，相比普通的文件系统的block size更大。每个chunk副本以linux文件的形式存在chunkserver上，仅根据需要来扩展。使用lazy space allocation的方式避免空间浪费。
large chunk size有以下几个优点：
但是large chunk size with lazy space allocation也有其缺点：单个文件可能包含很少数量的chunks，或许只有一个，当许多客户端访问相同文件时这些chunks成为热点。但由于目标应用大多是顺序的读多个large chunk文件，热点并不是主要的问题。 然而GFS第一次用于批处理队列系统时确实出现了热点问题，数百个客户端同时访问一个单chunk文件，存储这个文件的几个chunkserver超负荷运转，当时通过错开应用的启动时间避免了这个问题，一个潜在、长期的解决方法是允许客户端从其它客户端读取数据。
master保存三种类型的元数据：
所有元数据都保存在内存中 。对于元数据的内存操作是很快的，后台任务周期巡检整个状态也是比较简单高效的。周期巡检用于实现chunk gc、在chunkserver故障时重新构造副本、chunk迁移以平衡多个chunkserver的负载和disk usage。 虽然系统的容量受master内存大小的限制，但这并不是一个严重的问题，64MB的chunk只需要不到64byte大小的元信息，如果一定需要更大的文件系统，那么增加内存的代价相比为可靠性、性能和灵活性等付出的代价是较小的。
前两种类型的元数据通过写日志来保证持久化，并且会复制日志到远程机器上。master不需要将chunks的位置信息持久化，而是在master启动和新的chunkserver加入集群时向每个chunkserver询问它的位置信息，之后通过心跳信息监控chunk位置变更信息。chunkserver作为最后一关是确切知道自己本地有没有哪些chunk的，因此维护一个一致性的视图是没有必要的。
operation log 包含元数据的变更记录， 它是GFS的核心 ，它不仅仅是唯一的元数据持久化记录，也表明了并发操作的逻辑时间线。文件、chunks和它们的版本都是由逻辑时间线唯一标识。元数据变更记录在持久化之前对客户端是不可见的，而且日志被复制到多个远程的机器，只有相应的记录在本地和远程都持久化到硬盘了才可以回复客户端。master使用批处理log的方式提高系统的吞吐。
master通过回放日志来恢复文件系统的状态，为提高恢复速度需要保持log量足够小。当log增长超过特定大小时，master会checkpoint它的状态，以加速恢复提高可用性。构建checkpoint可能需要花费一段时间，因此master以一种不delay后续变化的方式来组织内部状态，先switch到一个新的日志文件，使用独立的线程创建checkpoint，新的checkpoint包含了所有switch之前的变化。几百万个文件的集群在一分钟内可以完成，完成后将同时被写入本地和远程。恢复只需要最新的checkpoint和之后的日志文件，旧的checkpoints和日志文件可以完全删除。
GFS使用一个宽松的一致性模型，这种模型可以很好地支持分布式应用程序，而且实现起来简单有效。 file namesapce变化(例如文件创建)是原子的，使用namespace锁。 master的operation log定义了这些操作的全局顺序。
数据变化后文件region的状态取决于变化的类型，是否成功、失败或者是并发的。Table1做了总结。如果所有客户端都能看到相同的数据，无论它们读的是哪个副本，则这个file region是一致的。
数据变化有两种：writes或者record appends。write是指从应用指定offset处开始写数据，record append指即使存在并发冲突，数据也要被原子地append到文件至少一次，但offset是由GFS选定。
GFS保证在一系列成功的mutations后，file region是defined，通过下面两点来保证：
过期的副本将不会再涉及到任何mutation，master也不会将其位置信息回应给客户端，不久后将会被gc。但客户端缓存的信息可能包含过期的副本，缓存失效存在一个时间窗口，文件再次打开也会清除该文件的所有chunk信息。由于大多数文件是append-only，过期的副本通常返回的是过早的结尾???而不是过期的数据。
介绍客户端、master和chunkserver之间如何交互来实现数据变化、原子追加写和快照的。
使用租约的方式维护多个副本间一致的mutation order。master授权租约给副本中的一个，称之为primary。primary为chunk的mutaions选择一个顺序，所有副本都按照这个顺序apply。 租约机制最小化了master的管理overhead。租约初始的超时时间是60s，如果chunk一直在变化过程中，primary可以申请续租。这些授权和续租请求由master和chunkserver之间的心跳信息携带。master也可以尝试撤销租约，即使它与primary失去了联系，也可以等租约过期后安全地授权给另外一个副本。
在Figure2中，跟随着写入控制流展示了处理过程：
如果一个写请求比较大或者超出了chunk边界，GFS客户端将它拆为多个写操作，但是多个操作可能与其它客户端并发交叉写入，因此共享的fie region最终可能包含多个不同客户端的碎片，这会造成 一致性模型 中所描述的file region处于consistent but undefined状态。
数据以pipline的机制在chunkserver链上线性传输，而控制流是从客户端到primary再到所有的其它副本。分离数据流和控制流可以更高效地使用网络。可以带来以下好处：
GFS提供原子的append operaton叫作 record append 。传统的write中，客户端指定offset，并发写相同region时不是serializable，最终region可能包含多个客户端的碎片数据。而对于record append，客户端仅指定数据，GFS保证至少一次成功的原子append，offset由GFS选定，与Unix的O_APPEND模式相似。
多个客户端并发操作相同文件是比较重的。如果处理传统的write，客户端需要额外复杂和昂贵的同步逻辑，像分布式锁。而record append仅需要primary增加一点额外的逻辑：primary检查是否并发append数据的chunk会超出max size，如果会超出则将chunk填充到max size，并且告诉所有二级副本同样操作，然后回应客户端指出这个操作应该选择另一个chunk重试；大多数情况下记录是在max size内的，primary将数据append到自己的副本，并告诉所有二级副本按照确切的offset写数据，最后回应给客户端。
如果中间出现错误，客户端重试，相同chunk的副本可能包含不同的数据，可能包含相同的记录或者一部分相同，GFS不保证bytewise identical，仅仅保证数据至少有一次被成功地原子写入。从report success逻辑可以容易得出，数据必须是在某个chunk的所有副本上以相同的offset写入。在此之后，所有副本都与记录end一样长，即使后面不同的副本成为primary，任何将来的记录也将分配到更高的offset或者不同的chunk。根据上述的一致性保证，成功的record append的region是defined和一致的，而中间的region是不一致的(undefined)。GFS的应用可以处理这种不一致的region(2.7.2)。
snapshot 操作拷贝一份文件或者目录树，几乎是实时的，同时最大程度减少对正在进行中的mutation的干扰。 像AFS一样，使用标准的COW技术实现snapshot。当master接收到一个snapshot请求，首先将所有涉及到chunks的租约撤销，这保证了这些chunks后续的write将会先请求master查找租约持有者，master会创建一个新的副本来回应。
租约被撤销或者过期后，master将这个操作记录日志到disk。新创建的snapshot引用元数据相同的chunks。 当snapshot操作完成后，客户端第一次要写chunk C，发送请求给master查询持有租约者，master察觉到chunk C的引用大于1，则让每个含有当前chunk副本的chunkserver创建一个新的chunk叫作C'，所有创建都使用本地的副本，相比100Mb的网络本地速度大约是三倍速度。master授权租约给新的chunk C'中的一个并且回复给客户端，之后正常地写chunk。整个过程对客户端是透明的。
master执行所有的namespace操作。另外，它管理整个系统的chunk副本：
接下来，详细探讨这些细节。
许多master操作可能花费较长一段时间，比如snapshot操作需要撤销相关的所有chunks的租约。因此为了不delay其它master操作，在namesapce的regions上使用locks来确保串行化。 GFS没有按目录列出该目录中所有文件的结构，也不支持文件和目录的别名(unix中的硬链和软链)。GFS将完整的路径名到元数据的映射表作为它的逻辑namespace。使用前缀压缩，这个表可以有效保存在内存中。namespace tree中的每个节点都有一个关联的读写锁。 每个master操作在运行前都会获取一组锁。如果涉及到/d1/d2/../dn/leaf，它将获取目录名称/d1、/d1/d2、...、/d1/d2/.../dn上的读锁，完整路径/d1/d2/../dn/leaf的读锁或者写锁。leaf可以是文件或者目录。
创建文件不需要对父级目录加锁，因为没有"目录"的概念不会修改它，而加读锁是防止它被删除、重命名或者snapshot。这种锁机制的好处是允许相同目录下并发的mutations。
一个GFS集群通常具有分布在多个机架上的数百个chunkserver，这些chunkserver也会被相同或者不同机架的数百个客户端访问。不同机架上的两台计算机之间的通信可能会跨越一个或者多个网络交换机。另外进出机架的带宽可能小于机架内所有计算机的总带宽。多级分布式对如何分发数据以实现可伸缩性、可靠性和可用性提出了独特的挑战。 副本放置策略有两个目的：最大化数据可靠性和可用性，最大化网络带宽利用率。不仅要在多台机器上放置，还要在多个racks上，即使整个racks损坏也可以确保部分副本保持可用。也可以利用多个racks的总带宽。
chunk副本创建有三个原因：
当master创建新的chunk时，根据几个因素考虑如何放置新的副本：
当chunk可用副本的数量低于用户指定时，master会重新复制。可能发生在几种情况：
需要重新复制的chunk根据以下几个因素确定优先级：
master限制集群和每一个chunkserver内的活跃的clone数量，另外chunkserver通过限制其对源chunkserver的读请求来限制在每个clone操作上花费的带宽。
master会定期重新平衡副本：检查当前副本的分布，迁移副本以获得更好的磁盘空间利用率和负载平衡。同样通过此过程，master逐渐填充一个新的chunkserver。另外，master通常更倾向于移除具有低磁盘利用率chunkservers上的副本，以平衡空间使用。
当文件被删除时，master记录日志，但不会立即回收资源，而是将文件重命名为包含删除时间戳标记的隐藏名称。如果这些文件存在时间超过三天(时间可配置)，master巡检时会将其删除。在此之前，仍然可以用特殊名称来读取文件，并且可以重命名为正常名称来取消删除。当从namesapce中删除隐藏文件时，其内存元数据将被删除，这有效切断了所有chunk的连接，在对chunk namespace的扫描中，master识别出孤立的chunk并清除元数据。在心跳信息中，每个chunkserver报告其拥有的chunks子集，而master将回应不在存在于master元数据中的所有的chunk的标识。chunkserver可以自由删除此类chunk的副本。
这种gc机制相比立即删除有以下几个优点：
这种机制主要的缺点是当存储空间紧张时，延迟有时会影响用户的使用，重复创建和删除临时文件的应用可能无法立即重用存储。如果删除的文件再次被明确删除，GFS将通过加快存储回收来解决这些问题。还允许用户将不同的复制和回收策略应用于不同的namespace的不同部分中。
如果一个chunkserver故障或者chunk丢失了mutations，这个chunk副本可能是过期的。对于每个chunk，master都维护了一个chunk版本号。
当master授权租约给一个chunk时，这个chunk的版本号增加1，如果一个副本当前不可用了，则其版本号将不会领先。当chunkserver重新启动并报告其chunks集合和相关联的版本号时，master将检测到该chunkserver上具有过期的副本。如果master看到的版本号大于它记录的版本号，则认为在授权租约时失败了，因此将较高的版本号更新。
master在常规gc中删除旧的副本。另一个保护措施，在master回应客户端哪个chunk持有租约或者clone操作中chunkserver从另一个chunkserver读取chunk时会包含chunk的最新版本号。客户端或者chunkserver在执行操作时会验证版本号。
这个系统最大的挑战之一是处理经常故障的组件。组件的质量和数量造成的问题会超出预期，组件故障可能造成系统不可能，甚至数据错误。接下来讨论GFS如何应对这些挑战，还有系统如何诊断不可避免问题。
使用两个简单有效的方式保证系统的高可用：快速恢复和复制。 master和chunkserver的恢复都是秒级别的。 master维护每个chunk的副本数量，当chunkserver下线或者checksum检测出错误副本时，master会通过已有副本来复制。尽管复制提供了很好的解决方式，但仍在探索其它形式的跨服务器冗余方案，例如奇偶校验或者纠删码，以适应不断增长的只读存储需求。在非常松耦合的系统中实现这些更复杂的冗余方案更具有挑战性。
master的操作日志和checkpoint会被复制到多台机器上，状态的变化只有在本地和所有副本上都持久化以后才可以commit。master进程负责所有的mutations以及后台任务，当它宕机时可以很快重启，如果机器或者磁盘故障，GFS的外部监控将使用日志在其它节点重启新的master进程。在master宕机时，master的备节点只提供只读服务，它们不与master保持强一致，可能会落后于master，通常在1/4秒内。它们保证了那些不介意读到过期数据的应用的高可用读。类似于chunk的primary机制，master的备按照相同的序列应用日志。与master一样，在启动时从每个chunkserver拉取chunks的位置信息，与它们频繁交换握手消息来监控其状态。
每个chunkserver使用checksum来检测存储数据的损坏。数据损坏的chunk可以通过其它的副本来恢复，但是通过副本间比较来检验数据是不切实际的。正常的副本也不是完全一样的，如前文所讲，原子的append并不能保证完全一样的副本。因此每个chunkserver会维护自己的checksum。 每个chunk分为多个64kb的blocks，每个block包含一个32位的checksum，与其它元数据一样，checksum保存在内存中，依靠log持久化，与用户数据分离。
对于读，chunkserver在返回数据给请求者前先检测checksum，确保不会将出错的数据传输给其它chunkservers或者客户端。如果数据是坏的，chunkserver将错误返回给请求者并报告给master，请求者将会去读其它副本， master将会根据其它副本重新克隆一份。当新的副本创建以后，master指示chunkserver将错误的副本删除。checksum的计算不涉及I/O，对读的影响比较小，客户端通常尝试使用对齐block边界读来减少overhead。
为append写是做了checksum计算上的优化的，因为append写是主要的负载(相比于overwrite)。GFS只增量地更新最后部分block的checksum，为新的block的计算新的checksum。这样即使block已经损坏，新的checksum将与存储的数据不会匹配，下次读时将会与正常一样被检测出来。 如果一个写请求要写一个chunk中已存在的region，必要要先检验region的第一个和最后一个block的checksum，然后再重写，最后计算新的checksums。因为第一个和最后一个block可能含有不被重写的内容，如果这部分数据是损坏的，则新的checksum将包含错误的数据。
在idle时，checkserver可以扫描并检查不活跃的chunks，可以检测到冷chunks的错误，一旦错误被检测到，master可以创建一个新的副本。
GFS在设计上与传统文件系统有很多不同，这些点是基于对当时应用负载和技术环境的观察所重新设计，将组件故障看作平常的事件而非异常，为大文件的读取和追加写做优化，扩展和放宽了标准的文件系统接口以改善整个系统。通过监控、复制以及快速恢复能力提供容错能力，使用checksum机制来校验数据的正确性。通过将控制流和数据流分离，数据直接在chunkservers、客户端之间传输，为许多并发的各种任务的读取和写入提供了高吞吐量。大chunk size和租约机制使得master的操作足够轻量化，使得这样一个简单中心化的master不会成为瓶颈。
GFS成功地满足了google的存储需求，作为研究、开发和数据处理的存储平台广泛地应用于google内部。
GFS：Google File System HDFS：Hadoop Distribute File System 首先，有一点要确认的是，作为GFS的一个最重要的实现，HDFS设计目标和GFS是高度一致的。在架构、块大小、元数据等的实现上，HDFS与GFS大致一致。但是，在某些地方，HDFS与GFS又有些不同。如：1、 快照（Snapshot）： GFS中的快照功能是非常强大的，可以非常快的对文件或者目录进行拷贝，并且不影响当前操作（读/写/复制）。GFS中生成快照的方式叫copy-on-write。也就是说，文件的备份在某些时候只是将快照文件指向原chunk，增加对chunk的引用计数而已，等到chunk上进行了写操作时，Chunk Server才会拷贝chunk块，后续的修改操作落到新生成的chunk上。 而HDFS暂时并不支持快照功能，而是运用最基础的复制来完成。想象一下，当HBase上的数据在进行重新划分时（过程类似于hash平衡），HDFS需要对其中的所有数据（P/T级的）进行复制迁移，而GFS只需要快照，多不方便！2、 记录追加操作（append）： 在数据一致性方面，GFS在理论上相对HDFS更加完善。 a) GFS提供了一个相对宽松的一致性模型。GFS同时支持写和记录追加操作。写操作使得我们可以随机写文件。记录追加操作使得并行操作更加安全可靠。 b) HDFS对于写操作的数据流和GFS的功能一样。但是，HDFS并不支持记录追加和并行写操作。NameNode用INodeFileUnderConstruction属性标记正在进行操作的文件块，而不关注是读还是写。DataNode甚至看不到租约！一个文件一旦创建、写入、关闭之后就不需要修改了。这样的简单模型适合于Map/Reduce编程。3、 垃圾回收（GC）： a) GFS垃圾回收采用惰性回收策略，即master并不会立即回收程序所删除的文件资源。 GFS选择以一种特定的形式标记删除文件（通常是将文件名改为一个包含时间信息的隐藏名字），这样的文件不再被普通用户所访问。Master会定期对文件的命名空间进行检查，并删除一段时间前的隐藏文件（默认3天）。 b) HDFS并没有采用这样的垃圾回收机制，而是采取了一种更加简单但是更容易实现的直接删除方式。 c) 应该说延迟回收和直接删除各有优势。延迟回收为那些“不小心“的删除操作留了后路。同时，回收资源的具体操作时在Master结点空闲时候完成，对GFS的性能有很好的提高。但是延迟回收会占用很大的存储空间，假如某些可恶的用户无聊了一直创建删除文件怎么办？试分析下这种不同。有人说，GFS在功能上非常完善，非常强大，而HDFS在策略上较之简单些，主要是为了有利于实现。但实际上，GFS作为存储平台早已经被广泛的部署在Google内部，存储Google服务产生或者要处理的数据，同时用于大规模数据集的研究与开发工作。因此GFS并不仅仅是理论上的研究，而是具体实现。作为GFS的后辈与开源实现，HDFS在技术上应该是更加成熟的，不可能为了“偷懒”而简化功能。因此，简化说应该是不成立的。 个人认为，GFS与HDFS的不同是由于“专”与“通”的区别。众所周知，Hadoop是一个开源软件/框架，在设计之初就考虑到了用户（面向世界上的所有个人、企业）在需求上的差异，比如数据密集型（如淘宝的数据存储）、计算密集型（百度的PR算法）、混合型等等。而GFS在设计之初就对目标比较明确，都是Google的嘛，因此GFS可以对其主要功能进行性能上的优化。说到这里，突然想起了某件事。曾经某个公司的Boss吹牛B：“我不关心J2EE，实际上在大公司里面用J2EE的很少，都有自己的一些框架。测试过了，我们在用自己开发的框架时候性能就是以前用J2EE的时候的7倍左右。”唬的我一跳一跳的，好牛啊！！后来想了一下，其实不是这个公司技术比SUN要强，而是J2EE是一个开源框架，其应用范围非常广，因此不能做到面面俱到。而他们公司自己开发的框架肯定是对其主要业务逻辑方面做了专门的优化和改进，甚至删除了或者弱化了许多对他们来说作用不大的模块。 貌似这个和GFS与HDFS的关系好像！！
论文发表的年限
职称论文的有效期为3-5年。所以这段时间还是很宽裕的，想评职称的群体可以依照时间去提交材料参加职称评定。我看到：通知：部分论文考试取消、条件放宽。查阅各省最新职称政策可搜：全国论文办郑州郑密路20号（简称、统称，搜索可查各省全部政策，在百度、360、搜狗58-68页）、全国职称办郑州郑密路20号、高级职称郑州郑密路全国办、全国论文办郑州郑密路18号（17年原名）、高级经济师论文郑州郑密路20号全国办、高级经济师论文选题郑州郑密路20号全国办、高级经济师论文范文郑州郑密路20号全国办、高级经济师论文辅导郑州郑密路20号全国办、高级经济师报考条件郑州郑密路20号全国办、高级经济师评审条件郑州郑密路20号全国办、高级经济师考试科目郑州郑密路20号全国办。搜：高级职称（高级经济师、农经师、会计师、审计师、统计师、政工师、工程师、人力资源管理师、教师）论文（论文选题、论文范文、论文辅导、报考条件、评审条件、考试科目）郑州郑密路20号全国办、中国职称大学郑州郑密路20号全国办等。★即搜：高级经济师论文郑州郑密路20号全国办、高级会计师（农经师、审计师、统计师、政工师、工程师、教师、人力资源管理师等）论文郑州郑密路20号全国办。搜：高级经济师评审条件郑州郑密路20号全国办、高级会计师（农经师、审计师、统计师、政工师、工程师、教师、人力资源管理师等）评审条件郑州郑密路20号全国办。搜：高级经济师报考条件郑州郑密路20号全国办、高级会计师（农经师、审计师、统计师、政工师、工程师、教师、人力资源管理师等）报考条件郑州郑密路20号全国办。搜：高级经济师考试科目郑州郑密路20号全国办、高级会计师（农经师、审计师、统计师、政工师、工程师、教师、人力资源管理师等）考试科目郑州郑密路20号全国办。搜：高级经济师论文选题郑州郑密路20号全国办、高级会计师（农经师、审计师、统计师、政工师、工程师、教师、人力资源管理师等）论文选题郑州郑密路20号全国办。搜：高级经济师论文范文郑州郑密路20号全国办、高级会计师（农经师、审计师、统计师、政工师、工程师、教师、人力资源管理师等）论文范文郑州郑密路20号全国办。搜：高级经济师论文辅导郑州郑密路20号全国办、高级会计师（农经师、审计师、统计师、政工师、工程师、教师、人力资源管理师等）论文辅导郑州郑密路20号全国办。......在百度、360、搜狗58-68页。详搜：中国职称大学郑州郑密路20号全国办、郑州论文大学郑密路20号全国办、郑州职称论文大学郑密路20号全国办、郑州高级职称论文大学郑密路20号全国办、河南职称论文大学郑密路20号全国办、河南高级经济师学院郑州郑密路20号全国办、河南高级会计师（农经师、审计师、统计师、政工师、工程师、教师、人力资源管理师等）学院郑州郑密路20号全国办。学术论文的要求就是要新颖，所以论文是有时效性的，没有一个行业会在意一些落后甚至是被淘汰的技术研究。但是论文的有效期，主要取决于职称评职的年限。
同等学力申硕小论文的有效期是一般是5年，通常指从论文发表的日期算起，在这五年内，如果学位授权单位需要，可以使用该篇论文进行论文答辩和评审。如果超过了有效期，就需要重新提交申请，并进行相关的考试和论文评审。需要注意的是，不同的学位授权单位和学校可能会有不同的规定，因此具体的有效期还要根据本校的相关规定进行确定。此外，有些学位授权单位可能会对论文的发表网站、发表期刊、发表等级等进行限制，需要认真了解相关规定，避免因为未能满足学位要求而导致的不必要的麻烦。
导师指导本科毕业论文年限写论文发表见刊的年份即可。根据查询相关信息显示论文中的年限指整篇论文所要运用到到文献检索年限，即论文发表见刊的年份。就是自己在写该论文是需向别处学习和工作的查询借鉴过程，具有一定的历史性，所以为达真实性，数据中的年限是不允许被修改的论文的例数是指论文中运用到的案例总例子数量。
如今评职称，基本中高级职称都需要发表职称论文，下面是我整理的评职称论文发表时间，给大家参考。
【一】职称论文发表时间
一、职称论文发表期限长短不一，或者说有效期都不一样，主要是看两个职称等级之间的时间差。
我国职称评审文件中明确要求了，用来评中级职称的论文是不能再拿来评高级职称的。
比如说，2010年获得助理工程师，然后开始准备评中级职称，2015年评上中级工程师，然后开始准备高级工程师评审。
那2010年-2015年之间发表的论文只能用来评中级职称，这论文在评完中级职称后就无效了，不能再拿来留作评高级职称。
那这个论文是2011年发表的，那评职称的有效期就是4年，2013年发表的，有效期就是3年。
而2015年获得中级工程师职称后发表的论文，是可以用来评高级职称的。
二、具有时效性的职称论文容易过期。
有的人担心发表早了，会不会在评职称时时用不上，其实这个不用太过担心。
只要你的论文与要申报的职称等级要求的论文相符，且没有用来评过职称，那都是有效的。
需要担心的是，有时效性的论文
我们发表职称论文时一定要注意这个时效性问题。
所以，我们发表论文时尽量选择时效性不强的选题。
三、数据库收录需要时间。
大多职称评审不仅要看到样刊，还需要数据库收录证明。
文章刊登出版需要时间，文章上网也需要时间，每个期刊基本都会被知网、万方、龙源等数据库收录，这个收录时间需要1-3个月。
有的单位需要数据收录证明，那在发表论文时一定要把数据库收录时间算进论文发表计划里。
这也是为什么，中国58论文网建议大家发表论文提前一年的原因，尽量提前，不要拖后。
四、新旧刊物每年诞生停刊，核心期刊目录也在变化。
我们在发表论文时要注意一下刊物的变迁。
每年都有新刊物诞生，旧刊物停刊。
如果论文发表后评职称时刊物停刊了，论文就不能拿来评职称了。
还有就是中文核心期刊目录每四年变化一次，如果正好赶上目录变更的年份，千万要找一本影响力较大的核心期刊发表，以防论文发表的期刊被剔除核心期刊目录而不能评职称。
【二】其实，论文的有效期，主要取决于职称评职的年限。
例如：论文是在拿到助工证后发表的，那，拿助工证的时间与到评中级职称年限这中间的时间段为论文的有效期，中级评副高、副高评正高，依此类推。
当您利用文章评完中级后，再评副高，此文章就不能再使用，需要发表新的`论文。
建议评职论文提前发表，因为，现在很多区域评审，不仅仅需要看到期刊，还需在权威数据库(万方、龙源、知网、维普)检索文章是否被收录，文章刊登出版需要时间，同样，文章上网也需要时间。
无论是中国知网还是万方数据，通常要在杂志出刊后的1-3个月内才会登录该期文章。
一般的登录过程是：杂志出刊后，杂志社向中国知网或万方数据递交光盘版的期刊数据，中国知网或万方数据会根据自身的更新速度将光盘数据录入系统。
因为工作量大，所以一般要在1-3个月内才会登录完。
一般文章刊登发表后，3到5个月时间，文章才会被数据库全文收录。
所以，很多作者只考虑到文章刊登时间，而忽略了上网的时间。
因此翰林论文工作室建议大家，发表职称论文一定要打好提前量，论文发表在离评职称2-3年内比较好。
不过每个省市对职称评审的论文要求有所不同，具体还要是建议大家以当地的评审要求为准。
【三】职称论文的最佳准备时间
新闻出版总署和中国知网、万方，龙源，数据的同时检查也逐渐成为了职称评审单位对“刊登作者学术成果”的刊物进行检测真伪的有效手段。
但无论是中国知网还是万方数据，通常要在杂志出刊后的1-3个月内才会登录该期文章。
所以，很多单位对职称评审中递交的期刊要求的时间提前了很多。
比如在17年上半年参加职称评审的，就有要求论文必须在16年12月份前发表，也有要求必须在17年4月份前发表。
其实都是在给中国知网或万方数据让录入时间，以便判断论文发表是否有效。
这就要求作者必须提前发表论文，才可以在职称评审中用得到。
而论文发表通常在投稿到出刊之间又需要1-3个月的时间。
比如现在投稿的文章，发表时间一般安排在9月份到年底12月份，这样发表的文章在明年的4月份的使用中就绝对没有问题。
而明年4月份的职称评审通知，通常是在当年出通知。
等作者收到通知再发表论文，通常就会错过了时间。
在现实工作中，如果大家是评正高/副高，一般都要求发表在有一定分量的核心期刊上，而核心期刊一般都会提前半年甚至更长的时间就已经把版面全部安排好(如现在是8月，很多核心期刊在现在8月就已经在安排明年2-3月的版面，有的甚至已经安排到明年6月及以后)所以，大家一定要早做准备。
综上，我们建议作者，如果是为职称发表论文，不妨至少提前半年以上投稿，提早做准备。
二、不同职称对职称论文的要求不同
申报高级：要在具有CN刊号、ISSN刊号的专业期刊发表论文2篇以上或在具有CN刊号、ISSN刊号的专业期刊发表论文1篇以上，以及解决复杂技术问题，而撰写的有较高水平的专项技术分析(论证)报告2篇以上。
申请中级：要在具有CN刊号、ISSN刊号的专业期刊发表论文1篇或在具有CN刊号、ISSN刊号的专业期刊发表论文1篇以上，以及解决技术问题而撰写的专项技术分析(论证)报告1篇以上。
论文发表有两种方式，第一：通过自己投稿,这种情况一般耗时时间比较长，稿件处理慢，录用的机会也小;第二：直接找杂志社发表，稿件处理快，通过几率高，方便快捷!
三、选择合适的期刊
由于晋升和评定职称都有相应的规定和要求，故而许多单位都对职称论文投递的期刊有着一定的要求和规定，所以我们在选择职称论文期刊的时候应该注意：
1、发表论文的用途。
发表论文是晋升职称?年底单位考核?还是学术交流及扬名?如果是晋升职称，期刊的品质毫无疑问是选择因素的重中之重，随便的发表一个品质一般的期刊，对晋升职称没有任何帮助，有时候还会起到反作用。
2、期刊的办刊方向。
如果您写的是药学方面的文章，那当然不能发表在主打妇产科的杂志上。
所以杂志的办刊方向、栏目内容等要与您的文章相符合才是完美的。
3、不能一味的追求版面费低的杂志。
国内医学期刊8000多种，每个杂志的品质，受欢迎程度，晋升打分认可度都是不同的，版面费标准自然也有所不同，建议作者根据自己的发表用途及经济实力，综合考虑，选择最合适的杂志。
而不要一味的追求便宜。
4、杂志的最新刊期。
如果您晋升职称，必须赶在报材料之前拿到杂志，部分省份还要求晋升前一年就要发表见刊;如果您年底考核，自然要赶在年底之前见刊。
还要考量杂志邮寄的时间以及快递邮寄过程的各种意外因素，因此，在投稿之前一定要询问杂志当前的刊期，确保有充裕的时间可以见刊。
最后，提醒各位作者朋友们，因为地域及单位的不同，职称评定的要求也不同，所以评什么样的职称，需要在什么样的期刊上发表论文，不能一概而论。
在写作论文前一定要弄清楚本单位对于评职称的明文要求，选择期刊才能做到有的放矢。
博士论文发表年限
一般来说，完成博士论文发表的时间会因国家和学校的不同而有所不同，但一般需要3至5年的时间。
博士6年不发表论文的后果没有统一规定，各学校要求不同。根据目前国内的博士论文发表现状，长时间不发表论文，一般情况下会导致延期毕业，严重的会无法取得博士毕业证书。
举例如中科大博士刘春杨6年未发论文，硕博连读是五年制，刘春杨应该在2017年6月拿到博士学位，但他没有达到博士毕业的要求，因此读博期间延期毕业。
《中国科学技术大学关于博士学位标准修订的指导原则》规定，地球化学博士学位授予的科研成果要求是，“以研究生为第一作者(导师署名不计在内)、以我院(中国科学技术大学地球和空间科学学院)为第一署名单位。
发表(或被接收)与学位论文相关的研究性学术论文”、“必须至少发表一篇本人第一的英文文章(影响因子大小不限)。”文件中还对硕博连读的年限作出了规定：“学习年限一般为5年，其中博士阶段学习年限不少于3年。
导师可根据实际情况在培养年限上采取弹性学制，博士阶段最长学习年限应不超过6年(含休学)。”是非常要紧的。
一、在核心期刊以第一作者发表两篇以上论文在核心期刊上以第一作者发表论文是博士毕业的硬性条件，其中如果被发表在一类期刊上，则可以被算作两篇，其他种类的核心期刊只能算作一篇。二、在规定年限内修满所有学分博士的标准学制年限是3年，如果是硕博连读是两年，博士生需要在规定的学习年限内修满所有学分，并通过答辩，才能申请毕业。三、没有学术不端记录博士生在发表论文的时候，要保证论文科学可靠，不能有造假或剽窃行为，如果被发现有学术不端行为，将被取消学籍。博士毕业后的就业方向1、在公司任职：个别博士生博士毕业后并不想留在学术界，就会选择去公司工作。2、终身教授：最典型的就是读完博士以后去学校当老师，教授。学校规模比较小，工资较低，但是工作压力小，总体看含金量还是较高的。3、在政府部门和科研机关工作：这种职位几乎不招外国人，但少数中国人可以找到会计或者IT相关的工作，福利待遇好，并且很稳定。4、科研机构：在公司一般是做应用开发相关的工作，而不是科研。