数据库系统概论知识点整理

第一章：绪论

数据库（DB）：长期存储在计算机内、有组织、可共享的大量数据的集合。数据库中的数据按照一定的数据模型组织、描述和存储，具有娇小的冗余度、交稿的数据独立性和易扩展性，并可为各种用户共享。

数据库管理系统（DBMS）：位于用户和操作系统间的数据管理系统的一层数据管理软件。用途：科学地组织和存储数据，高效地获取和维护数据。包括数据定义功能，数据组织、存储和管理，数据操纵功能，数据库的事物管理和运行管理，数据库的建立和维护功能，其他功能。

数据库系统（DBS）：在计算机系统中引入数据库后的系统，一般由数据库。数据库管理系统（及其开发工具）、应用系统、数据库管理员构成。目的：存储信息并支持用户检索和更新所需的信息。

数据库系统的特点：数据结构化；数据的共享性高，冗余度低，易扩充；数据独立性高；数据由DBMS统一管理和控制。

概念模型 实体，客观存在并可相互区别的事物称为实体。 属性，实体所具有的某一特性称为属性。 码，唯一标识实体的属性集称为码。

域，是一组具有相同数据类型的值的集合。

实体型，具有相同属性的实体必然具有的共同的特征和性质。 实体集，同一类型实体的集合称为实体集。 联系

两个实体型之间的联系 一对一联系；一对多联系；多对多联系 关系模型 关系，元组，属性，码，域，分量，关系模型

关系数据模型的操纵与完整性约束 关系数据模型的操作主要包括查询，插入，删除和更新数据。这些操作必须满足关系完整性约束条件。关系的完整性约束条件包括三大类：实体完整性，参照完整性和用户定义的完整性。

数据库系统三级模式结构外模式，模式，内模式

模式：（逻辑模式）数据库中全体数据的逻辑结构和特征的描述，是所有用户的公共数据视图。一个数据库只有一个模式。

模式的地位：是数据库系统模式结构的中间层，与数据的物理存储细节和硬件环境无关，与具体的应用程序、开发工具及高级程序设计语言无关。

模式定义的内容：数据的逻辑结构（数据项的名字、类型、取值范围等），数据之间的联系，数据有关的安全性、完整性要求

外模式：（子模式/用户模式）数据库用户（包括应用程序员和最终用户）能够看见和使用的局部数据库和逻辑结构和特征的描述，是数据库用户的数据视图，是与某一应用有关的系统的逻辑表示。一个数据库可以有多个外模式。

外模式的地位：介于模式与应用之间

模式与外模式的关系：一对多。外模式通常是模式的子集。一个数据库可以有多个外模式。反映了不同的用户的应用需求、看待数据的方式、对数据保密的要求。对模式中同一数据，在外模式中的结构、类型、长度、保密级别等都可以不同。

外模式与应用的关系：一对多。同一外模式也可以为某一用户的多个应用系统所使用 但一个应用程序只能使用一个外模式

内模式：存储模式或内视图）是数据物理结构和存储方式的描述，是数据在数据库内部实际存储的表示方式：

记录的存储方式（顺序，B树，hash方法存储），索引的组织方式，数据是否压缩存储，数据是否加密。数据存储记录结构的规定，一个数据库只有一个内模式

三级模式的优点：

（1）保证数据的独立性（内模式与模式分开物理独立；外模式与模式分开逻辑独立） （2）简化用户窗口 （3）有利于数据共享 （4）利于数据的安全保密 （5）数据存储由DBMS管理（用户不用考虑存取路径等细节） 二级映像功能：

（1） 外模式/模式映像（应用可扩充性）

定义外模式(局部逻辑结构)与模式(全局逻辑结构)之间的对应关系，映象定义通常包含在各自外模式的描述

中，每一个外模式，数据库系统都有一个外模式／模式映象。

用途：保证数据的逻辑独立性

当模式改变时，数据库管理员修改有关的外模式／模式映象，使外模式保持不变

应用程序是依据数据的外模式编写的，从而应用程序不必修改，保证了数据与程序的逻辑独立性，简称数据的逻辑独立性。

（2） 模式/内模式映像（空间利用率，存取效率）

模式/内模式映像是唯一的，它定义了数据全局逻辑结构与存储结构之间的对应关。数据库中模式／内模式映象是唯一的。该映象定义通常包含在模式描述中。

用途：保证数据的物理独立性

当数据库的存储结构改变了（例如选用了另一种存储结构），数据库管理员修改模式／内模式映象，使模式保持不变。应用程序不受影响。保证了数据与程序的物理独立性，简称数据的物理独立性。

优点：

（1）保证了数据库外模式的稳定性。

（2）从底层保证了应用程序的稳定性，除非应用需求本身发生变化，否则应用程序一般不需要修改。 （3）数据与程序之间的独立性，使得数据的定义和描述可以从应用程序中分离出去。

什么叫数据与程序的物理独立性？什么叫数据与程序的逻辑独立性？ 为什么数据库系统具有数据与程序的独立性？

1、数据与程序的逻辑独立性：当模式改变时，数据库管理员修改有关的外模式／模式映象，使外模式保持不变。从而应用程序不必修改，保证了数据与程序的逻辑独立性，简称数据的逻辑独立性。

2、数据与程序的物理独立性：当数据库的存储结构改变了（例如选用了另一种存储结构），数据库管理员修改模式／内模式映象，使模式保持不变。应用程序不受影响。保证了数据与程序的物理独立性，简称数据的物理独立性。

数据库管理系统在三级模式之间错提供的二层影响保证了数据系统中的数据具有较高的逻辑独立性和物理独立性。

数据库系统的组成 硬件平台及数据库，软件，人员

第二章：关系数据库

关系的完整性约束

实体完整性和参照完整性：关系模型必须满足的完整性约束条件称为关系的两个不变性，应该由关系系统自动支持。

用户定义的完整性：应用领域需要遵循的约束条件，体现了具体领域中的语义约束。

外码，主码，候选码的概念

候选码：若关系中的某一属性组的职能唯一地标识一个元组，则称该属性组为候选码。 主码：若一个关系有多个候选码，则选定期中一个为主码。

外部码：设F是基本关系R的一个或一组属性。但不是关系R的码，如果F与基本关系S的主码K想对应，则称F是基本关系R的外部码，简称外码。

关系的3类完整性约束概念

实体完整性：若属性（指一个或一组属性）A是基本关系R的主属性， A不能取空值。

参照完整性：若属性（或属性组）F是基本关系R的外码，它是基本关系S的主码K相对应（基本关系R和S不一定是不同的关系），则对于R中每个元组在F上的值必须为：或者取空值（F的每个属性值均为空值）；或者等于S中某个元组的主码值。

用户定义的完整性：针对某一具体关系数据库的约束条件。反映某一具体应用所设计的数据必须满足的语义要求。

关系操作的特点，关系代数中的各种运算

关系操作的特点是集合操作方式，即操作的对象和结果是集合。

关系代数1、并（R∪S）仍为n目关系，由属于R或属于S的元组组成。R∪∨ 2、差（R – S）仍为n目关系，由属于R而不属于S的所有元组组成。R -∧

3、交（R∩S）仍为n目关系，由既属于R又属于S的元组组成。R∩∧ R∩S = R –(R-S） 4、笛卡尔积R: n目关系，k1个元组；S: m目关系，k2个元组；R×S。

9、选择：选择又称为限制（Restriction）σ:对元组按照条件进行筛选。在关系R中选择满足给定条件的诸元组

σF(R) = {t|t?R∧F(t)= '真'}。

10、投影：投影运算符π的含义：从R中选择出若干属性列组成新的关系πA(R) = { t[AA：R中的属性列投影操作主要是从列的角度进行运算。但投影之后不仅取消了原关系中的某些列，而且还可能取消某些元组（避免重复行）。

11、连接：连接也称为θ连接：两张表中的元组有条件的串接。从两个关系的笛卡尔积中选取属性间满足一定条件的元组∧∧tr[A]θts[B] }

外连接：如果把舍弃的元组也保存在结果关系中，而在其他属性上填空值(Null)，这种连接就叫做外连接。 左外连接：如果只把左边关系R中要舍弃的元组保留就叫做左外连接(LEFT OUTER JOIN或LEFT JOIN)。 右外连接：如果只把右边关系S中要舍弃的元组保留就叫做右外连接(RIGHT OUTER JOIN或RIGHT JOIN)。 12、除÷ ：给定关系R (X，Y) 和S (Y，Z)，其中X，Y，Z为属性组；R中的Y与S 中的Y可以有不同的属性名，但必须出自相同的域集；R与S的除运算得到一个新的关系P(X)，P是R中满足下列条件的元组在 X 属性列上的投影

第三章：关系数据库标准语言SQL

注意：SQL(Oracle除外)一般不提供修改视图定义和索引定义的操作，需要先删除再重建 定义基本表：CREATE TABLE <表名>

（<列名> <数据类型>[ <列级完整性约束条件> ] [，<列名> <数据类型>[ <列级完整性约束条件>] ] … [，<表级完整性约束条件> ] ）；

列级完整性约束--涉及到该表的一个属性

? NOT NULL ：非空值约束

? UNIQUE：唯一性（单值约束）约束 ? PRIMARY KEY:主码约束

? DEFAULT <默认值>:默认（缺省）约束

? Check < (逻辑表达式) >:核查约束,定义校验条件 ? NOT NULL ：非空值约束

? UNIQUE：唯一性（单值约束）约束 ? PRIMARY KEY:主码约束

? DEFAULT <默认值>:默认（缺省）约束

? Check < (逻辑表达式) >:核查约束,定义校验条件

表级完整性约束--涉及到该表的一个或多个属性。

? UNIQUE(属性列列表) ：限定各列取值唯一 ? PRIMARY KEY (属性列列表) ：指定主码

? FOREIGN KEY (属性列列表) REFERENCES <表名> [(属性列列表)] ? Check(<逻辑表达式>) ：检查约束

? PRIMARY KEY与 UNIQUE的区别？

例：建立“学生”表Student，学号是主码，姓名取值唯一 CREATE TABLE Student

(Sno CHAR(9) PRIMARY KEY，/*主码*/ Sname CHAR(20) UNIQUE， /* Sname取唯一值*/

Ssex CHAR(2)，Sage SMALLINT，Sdept CHAR(20))； 数据类型

修改基本表：ALTER TABLE <表名>

[ ADD <新列名> <数据类型> [ 完整性约束 ] ] [ DROP <列名> |<完整性约束名> ]

[ ALTER COLUMN<列名> <数据类型> ]；

例：向Student表增加“入学时间”列，其数据类型为日期型 ALTER TABLE Student ADD S_entrance DATE；

不论基本表中原来是否已有数据，新增加的列一律为空值

将年龄的数据类型由字符型（假设原来的数据类型是字符型）改为整数 ALTER TABLE Student ALTER COLUMN Sage INT； 注：修改原有的列定义有可能会破坏已有数据 增加课程名称必须取唯一值的约束条件。

ALTER TABLE Course ADD UNIQUE(Cname);

直接删除属性列:(新标准) 例： ALTER TABLE Student Drop Sage； 删除基本表 ：DROP TABLE <表名>［RESTRICT| CASCADE］； RESTRICT：(受限) 欲删除的基本表不能被其他表的约束所引用，如果存在依赖该表的对象（触发器，视图等），则此表不能被删除。

CASCADE：（级联）在删除基本表的同时，相关的依赖对象一起删除。 例：删除Student表 DROP TABLE Student CASCADE ;

基本表定义被删除，数据被删除；表上建立的索引、视图、触发器等一般也将被删除 。 删除索引 ：DROP INDEX <索引名>；

删除索引时，系统会从数据字典中删去有关该索引的描述。 例： 删除Student表的Stusname索引：DROP INDEX Stusname 2、数据查询：基本格式 单表查询

选择表中的若干列 （投影）

查询指定列 （相当于πA(R)，A= A1，A2，?，An ） 例；查询全体学生的学号与姓名 SELECT Sno，Sname FROM Student；

查询全部列：在SELECT关键字后面列出所有列名按用户指定顺序显示。 将<目标列表达式>指定为 *按关系模式中的属性顺序显示。 例：查询全体学生的详细记录

SELECT Sno，Sname，Ssex，Sdept , Sage FROM Student；

或 SELECT *

FROM Student；

P.S: SELECT子句的<目标列表达式>可以为： 查询经过计算的值

例：查全体学生的姓名及其出生年份

SELECT Sname，2011-Sage /*假定当年的年份为2011年*/ FROM Student； 输出结果：

Sname 2011-Sage 李勇 1991 刘晨 1992 字符串常量、函数

例：查询全体学生的姓名、出生年份和所有系，要求用小写字母 表示所有系名 SELECT Sname，‘Year of Birth: '，2004-Sage，ISLOWER(Sdept) FROM Student； 输出结果：

Sname 'Year of Birth:' 2004-Sage ISLOWER(Sdept) 李勇 Year of Birth: 1984 cs 刘晨 Year of Birth: 1985 is 列别名

SELECT Sname as NAME,'Year of Birth: ' as BIRTH， 2011-Sage as BIRTHDAY,LOWER(Sdept) as DEPARTMENT FROM Student; 输出结果：

NAME BIRTH BIRTHDAY DEPARTMENT ------- ---------------- ------------- ------------------ 李勇 Year of Birth: 1991 cs 刘晨 Year of Birth: 1992 is 选择表中的若干元组（选择） 消除重复性：

指定DISTINCT关键词，去掉表中重复的行 SELECT DISTINCT Sno FROM SC； 注意 DISTINCT短语的作用范围是所有目标列

错误的写法 SELECT DISTINCT Cno，DISTINCT Grade FROM SC; 正确的写法 SELECT DISTINCT Cno，Grade FROM SC; SELECT 子句缺省情况是保留重复元组(ALL),

例：查询选修了课程的学生学号。SELECT Sno FROM SC；等价于： SELECT ALL Sno FROM SC； 查询满足条件的元组

WHERE子句常用的查询条件（相当于σF）

比较大小使用比较运算符 或逻辑运算符NOT + 比较运算符 例：查询计算机科学系全体学生的名单 SELECT Sname FROM Student

WHERE Sdept=‘CS’；

例：查询所有年龄在20岁以下的学生姓名及其年龄 SELECT Sname，Sage FROM Student

WHERE Sage < 20； //NOT Sage>=20

确定范围 BETWEEN ? AND ? NOT BETWEEN … AND … 例；查询年龄在20~23岁（包括20岁和23岁）之间的学生的姓名、系别和年龄 SELECT Sname，Sdept，Sage FROM Student

WHERE Sage BETWEEN 20 AND 23；//Sage>=20 and Sage<=23 例：查询年龄不在20~23岁之间的学生姓名、系别和年龄 SELECT Sname，Sdept，Sage FROM Student

WHERE Sage NOT BETWEEN 20 AND 23；//Sage<20 or Sage>23 确定集合IN <值表>, NOT IN <值表> 例：查询信息系（IS）、数学系（MA）和计算机科学系（CS）学生的姓名和性别 SELECT Sname，Ssex FROM Student

WHERE Sdept IN ( 'IS'，'MA'，'CS' );

例：查询既不是信息系、数学系，也不是计算机科学系的学生的姓名和性别 SELECT Sname，Ssex FROM Student

WHERE Sdept NOT IN ( 'IS'，'MA'，'CS' );

自负匹配[NOT] LIKE ‘<匹配串>’ [ESCAPE ‘ <换码字符>’] 匹配串为固定字符串

例：查询学号为200215121的学生的详细情况。

SELECT * SELECT *

FROM Student 等价于： FROM Student WHERE Sno LIKE ‘200215121'； WHERE Sno = ' 200215121 '； 匹配串为含通配符的字符串

%：代表任意长度（可以是0）的字符串 _：代表任意单个字符

字符串本身就含有 % 或 _ 时，在% 或 _ 之前加上转义符“\\”要使用ESCAPE ‘<换码字符>’将通配符转义为普通字符。如果‘＼’ 要作为一个普通字符，用连续两个‘＼’ 表示一个真正的‘＼’。

例：查询以\开头，且倒数第3个字符为 i的课程的详细情况。 SELECT * FROM Course

WHERE Cname LIKE 'DB\\_%i_ _' ESCAPE ' \\ ‘；

涉及空值的查询 IS NULL 或 IS NOT NULL “IS” 不能用 “=” 代替 例：查所有有成绩的学生学号和课程号 SELECT Sno，Cno FROM SC

WHERE Grade IS NOT NULL；

多重条件查询：AND和 OR来联结多个查询条件，AND的优先级高于OR，可以用括号改变优先级，可用来实

现多种其他谓词。 [NOT] IN

[NOT] BETWEEN … AND … 改写 例：查询信息系（IS）、数学系（MA）和计算机科学系（CS）学生的姓名和性别 SELECT Sname，Ssex FROM Student

WHERE Sdept IN ( 'IS'，'MA'，'CS' ) 可改写为：

SELECT Sname，Ssex FROM Student

WHERE Sdept= ' IS ' OR Sdept= ' MA' OR Sdept= ' CS ' ORDER BY子句：对查询结果排序

可以按一个或多个属性列排序：升序：ASC；降序：DESC；缺省值为升序。 当排序列含空值时：空值最大

ASC：排序列为空值的元组最后显示；DESC：排序列为空值的元组最先显示。 例：查询选修了3号课程的学生的学号及其成绩，查询结果按分数降序排列 SELECT Sno，Grade FROM SC

WHERE Cno= ' 3 '

ORDER BY Grade DESC；

聚集函数：对查询结果集中的某列进行计算或统计。

计数COUNT（[DISTINCT|ALL] *） COUNT（[DISTINCT|ALL] <列名>） 计算总和SUM（[DISTINCT|ALL] <列名>） 计算平均值 AVG（[DISTINCT|ALL] <列名>）

最大最小值MAX（[DISTINCT|ALL] <列名>） MIN（[DISTINCT|ALL] <列名>） 例：查询学生200215012选修课程的总学分数 SELECT SUM(Ccredit) FROM SC， Course

WHER Sno='200215012' AND SC.Cno=Course.Cno;

注：除Count（*）,都要跳过空值；Where子句不能使用聚集函数。 GROUP BY子句：对查询结果分组。 用途细化聚集函数的作用对象

未对查询结果分组，聚集函数将作用于整个查询结果 对查询结果分组后，聚集函数将分别作用于每个组

使用GROUP BY 后：其SELECT子句的列名列表中只能出现分组属性和集函数。 如果分组后还要按照条件对这些组进行筛选，可使用having 短语指定筛选条件 例： 查询选修了3门以上课程的学生学号 SELECT Sno FROM SC GROUP BY Sno

HAVING COUNT(*) >3；

例：查询有3门以上课程是90分以上学生的学号及（90分以上的）课程数 SELECT Sno, COUNT(*) FROM SC

Where Grade >90 GROUP BY Sno

HAVING COUNT(*) >3；

HAVING短语与WHERE子句的区别：作用对象不同

WHERE子句作用于基表或视图，从中选择满足条件的元组

HAVING短语作用于组，从中选择满足条件的组。

****连接查询*****p100页

****嵌套查询*****p104页 ***重点***

数据更新

（1）插入数据 插入元组 INSERT

[INTO] <表名> [(<属性列1>[，<属性列2 >?)]

VALUES (<常量1> [，<常量2>] ? )

功能：将新元组插入指定表中；新元组的属性列1的值为常量1，属性列2的值为常量2，?。

INTO子句：属性列的顺序可与表定义中的顺序不一致，但须指定列名；没有指定属性列，表示要插入的是一条完整的元组；指定部分属性列，未指定的属性列取空值，具有NOT NULL的属性列除外。

VALUES子句：提供的值必须与INTO子句匹配，值的个数，值的类型。

例：将一个新学生元组（学号：200215128；姓名：陈冬；性别：男；所在系：IS；年龄：18岁）插入到Student表中

INSERT

INTO Student (Sno，Sname，Ssex，Sdept，Sage) VALUES ('200215128'，'陈冬'，'男'，'IS'，18)； 例： 将学生张成民的信息插入到Student表中 INSERT

INTO Student

VALUES (‘200215126’， ‘张成民’， ‘男’，18，'CS'); 例：插入一条选课记录( '200215128'，'1 ')。 INSERT

INTO SC(Sno，Cno)

VALUES (‘ 200215128 ’，‘ 1 ’)；

RDBMS将在新插入记录的Grade列上自动地赋空值。或者： INSERT INTO SC

VALUES (‘ 200215128 ’，‘ 1 ’，NULL)；

因为没有指出SC的属性名，在GRADE列上要明确给出空值 插入子查询结果 Insert

Into <表名>[(<属性列1>[，<属性列2 >?)] 子查询（select等）； （2）修改数据 UPDATE <表名>

SET <列名>=<表达式>[，<列名>=<表达式>]? [WHERE <条件>]；

SET子句：指定修改方式，要修改的列，修改后取值：<表达式>。 WHERE子句：指定要修改的元组，，缺省表示要修改表中的所有元组。 功能：修改指定表中满足WHERE子句条件的元组。 修改某一个元组的值 例：将学生200215121的年龄改为22岁 UPDATE Student SET Sage=22

WHERE Sno=' 200215121 '；

修改多个元组的值 例：将所有学生的年龄增加1岁 UPDATE Student SET Sage= Sage+1； 带子查询的修改语句 子查询须放在比较运算符之后 例：将计算机科学系全体学生的成绩置零。 UPDATE SC SET Grade=0 WHERE 'CS'= (SELETE Sdept FROM Student

WHERE Student.Sno = SC.Sno)； （3）删除数据 DELETE

FROM <表名> [WHERE <条件>]；

功能：删除指定表中满足WHERE子句条件的元组。

WHERE子句：指定要删除的元组；缺省表示要删除表中的全部元组，表的定义仍在数据字典中。 删除某一个元组的值 例：删除学号为200215128的学生记录 DELETE

FROM Student

WHERE Sno= 200215128 '； 删除多个元组的值 例：删除所有的学生选课记录 DELETE FROM SC； 带子查询的删除语句 例：删除计算机科学系所有学生的选课记录 DELETE FROM SC

WHERE 'CS'= (SELETE Sdept FROM Student

WHERE Student.Sno=SC.Sno)； 4、视 图

特点：虚表，是从一个或几个基本表（或视图）导出的表；只存放视图的定义，不存放视图对应的数据；基表中的数据发生变化，从视图中查询出的数据也随之改变。

基于视图的操作： 查询、删除、受限更新、定义基于该视图的新视图。 （1）定义视图 建立视图 CREATE VIEW <视图名> [(<列名> [，<列名>]?)] AS <子查询>

[WITH CHECK OPTION]；

子查询：不允许含有ORDER BY子句和DISTINCT短语。

WITH CHECK OPTION：表示对视图进行UPDATE，INSERT和DELETE操作时要保证更新、插入或删除的行满足视图定义中的谓词条件（即子查询中的条件表达式）。

组成视图的属性列名：全部省略或全部指定，但在下列三种情况下必须明确指定组成视图的所有列名： 某个目标列不是单纯的属性名，而是聚集函数或列表达式；

多表连接时选出了几个同名列作为视图的字段； 需要在视图中为某个列启用新的名字。

RDBMS执行CREATE VIEW语句时只是把视图定义存入数据字典，并不执行其中的SELECT语句。在对视图查询时，按视图的定义从基本表中将数据查出。

行列子集视图：从单个基本表导出 ，只是去掉了基本表的某些行和某些列保留了主码 例：建立信息系学生的视图 CREATE VIEW IS_Student AS

SELECT Sno，Sname，Sage FROM Student

WHERE Sdept= ?IS?；

WITH CHECK OPTION 例：建立信息系学生的视图，并要求进行修改和插入操作时仍需保证该视图只有信息系的学生

CREATE VIEW IS_Student AS

SELECT Sno，Sname，Sage FROM Student

WHERE Sdept= 'IS'

WITH CHECK OPTION；

加上了WITH CHECK OPTION子句：RDBMS对IS_Student视图的更新操作：修改操作：自动加上Sdept= 'IS'的条件；删除操作：自动加上Sdept= 'IS'的条件；插入操作：自动检查Sdept属性值是否为'IS' 。如果不是，则拒绝该插入操作。如果没有提供Sdept属性值，则自动定义Sdept为'IS'。

基于多个基表的视图 例：建立信息系选修了1号课程的学生视图 CREATE VIEW IS_S1(Sno，Sname，Grade) AS

SELECT Student.Sno，Sname，Grade FROM Student，SC

WHERE Sdept= 'IS' AND Student.Sno=SC.Sno AND SC.Cno= '1'； 基于视图的视图 例：建立信息系选修了1号课程且成绩在90分以上的学生的视图 CREATE VIEW IS_S2 AS

SELECT Sno，Sname，Grade FROM IS_S1

WHERE Grade>=90；

由于视图中的数据不会实际存储，所以定义视图时可根据应用的需要，设置一些派生属性列或虚拟列，以便于查询和统计。

以 SELECT * 方式创建的视图可扩充性差，应尽可能避免 。

缺点：修改基表Student的结构后，Student表与F_Student视图的映象关系被破坏，导致该视图不能正确工作。 删除视图DROP VIEW <视图名>；

该语句从数据字典中删除指定的视图定义。如果该视图上还导出了其他视图，使用CASCADE级联删除语句，把该视图和由它导出的所有视图一起删除 。删除基表时，由该基表导出的所有视图定义都必须显式地使用DROP VIEW语句删除。

例：删除视图BT_S：

DROP VIEW BT_S; 删除视图IS_S1：拒绝执行

2、2NF；若R∈1NF，且每一个非主属性完全函数依赖于码，则R∈2NF 简而言之，第二范式就是每一行被码唯一标识 例：S-L-C(Sno, Sdept, Sloc, Cno, Grade) ∈1NF S-L-C(Sno, Sdept, Sloc, Cno, Grade) ∈2NF SC（Sno， Cno， Grade） ∈ 2NF S-L（Sno， Sdept， Sloc） ∈ 2NF

采用投影分解法将一个1NF的关系分解为多个2NF的关系，可以在一定程度上减轻原1NF关系中存在的插入异常、删除异常、数据冗余度大、修改复杂等问题。但将一个1NF关系分解为多个2NF的关系，并不能完全消除关系模式中的各种异常情况和数据冗余。

3、3NF：关系模式R 中若不存在这样的码X、属性组Y及非主属性Z（）, 使得X→Y， Y → X， Y→Z成立，即每个非主属性都不传递依赖于R的码，则称R ∈ 3NF。若R∈3NF，则每一个非主属性既不部分依赖于码也不传递依赖于码。

简而言之，第三范式（3NF）要求一个数据库表中不能包含其它表中已包含的非码信息。 例：S-L(Sno, Sdept, Sloc) ∈ 2NF S-L(Sno, Sdept, Sloc) ∈ 3NF S-D(Sno，Sdept) ∈ 3NF D-L(Sdept， Sloc)∈ 3NF 如果R∈3NF，则R也是2NF。

局部依赖和传递依赖是模式产生数据冗余和操作异常的两个重要原因。

由于3NF模式中不存在非主属性对候选码的局部依赖和传递依赖，因此一定程度上上解决原2NF关系中存在的插入异常、删除异常、数据冗余度大、修改复杂等问题具有较好的性能。将一个2NF关系分解为多个3NF的关系后，仍然不能完全消除关系模式中的各种异常情况和数据冗余。

4、BC范式（BCNF）：关系模式R∈1NF，若X→Y且时X必含有码，即每个属性都不传递依赖于R的码，则R ∈BCNF。

等价于：每一个决定因素都包含码，即消除任何属性对码的部分和传递函数依赖

若R∈BCNF 所有非主属性对每一个码都是完全函数依赖；所有的主属性对每一个不包含它的码，也是完全函数依赖；没有任何属性完全函数依赖于非码属性。

R ∈BCNF

R ∈3NF 。如果R∈3NF，且R只有一个候选码

R ∈BCNFR ∈3NF

例：关系模式S（Sno，Sname，Sdept，Sage）假定S有两个码Sno，Sname S∈3NF S ∈ BCNF

例：系模式SJP（S，J，P） s 学生，J课程， P名次 函数依赖：（S，J）→P；(J，P）→S （S，J）与（J，P）都可以作为候选码,属性相交 SJP∈3NF，(不存在非主属性对码的部分和传递依赖) SJP∈BCNF,(每个决定因素都包含码)

第七章：数据库设计

三分技术，七分管理，十二分基础数据是数据库设计的特点之一。 数据库设计的基本步骤 1、需求分析

2、概念结结构设计 3、逻辑结构设计 4、物理结构设计 5、数据库实施

6、数据库运行和维护 数据字典 p207页

什么是数据库的逻辑结构设计？试述其设计步骤？E-R图向关系模型的转换

逻辑结构设计P224

4、数据库的再组织和重构造

第十章：数据库恢复技术

事务事务是用户所定义的一个数据库操作序列，这些操作要么全做，要么全不做，是一个不可分割的工作单位。事

务具有四个特性：

1、原子性：事务是数据库的逻辑单位，事务中所包括的读项操作要么都做，要么都不做。 2、一致性：事务执行的结果必须是使数据库从某个一致性状态转变到另一个一致性状态。

3、隔离性：一个事务的执行不能被其他事务干扰，即一个事务内部的操作及所试用的数据对其他并发事务是隔离的，并发执行的各个事务之间不能互相干扰。

4、持续性：（永久性）事务一旦提交，它对数据库中主句的改变就应该是永久的。接下来的其他操作或昂不应对其执行结果产生任何影响。

为了保证事务的原子性、一致性与持续性。DBMS必须对事务故障、系统故障和介质故障进行恢复；为了保证事务的隔离性和一致性，DBMS需要对并发操作进行控制。

故障的种类及其影响以及相应的恢复策略

1、事务内部故障的恢复：事务内部故障的恢复由DBMS自动完成，对用户而言是透明的。DBMS执行的恢复步骤如下：

（1）反向扫描文件日志（即从后向前扫描日志文件），查找该事务的更新操作。

（2）对该事务的更新操作执行逆操作，即将日志记录中“更新前的值”写入数据库。 （3）继续反向扫描日志文件，进行同样的处理。

（4）如此继续下去，直至独到此事务的开始标记，该事务故障恢复就完成了。

2、系统故障的恢复：会造成数据库处于不一致的状态，主要是一方面，为完成事务对数据库所做的更新可能已写入数据库；另一方面，已提交事务对数据库做的更新可能尚留在缓冲区，未能及时写入数据库。因此恢复操作就是撤销（UNDO）故障发生时为完成的事务，重做（REDO）已完成的事务。恢复步骤如下：

（1）正向扫描日志文件，找出在故障发生之前已经提交的事务队列（REDO队列）和为完成的事务队列（UNDO队列）。

（2）对于撤销队列中的各个事务进行UNDO处理。进行UNDO处理的方法是：反向扫描日志文件，对每个UNDO事务的过呢更新操作执行逆操作，即将日志记录中“更新前的值”写入数据库中。

（3）对重做队列中的各个事务进行REDO处理。进行REDO处理的方法是：正向扫描日志文件，对每个REDO事务重新执行日志文件中所登记的操作，激将日志记录中“更新后的值”写入数据库。

3、截至故障的恢复：恢复方法是重装数据库，然后重做已完成的事务，具体操作如下：

（1）DBA装入最新的数据库后备副本（离故障发生时刻最近的转储副本）,使数据库回复到转储时的一致性状态。

（2）DBA装入转储结束时的日志文件副本。

（3）DBA启动系统恢复命令，有DBMS实现恢复功能，即重做已完成的事务。

恢复的实现技术

数据转储（动态海量转储，动态增量转储，静态海量转储，静态增量转储） 登记日志文件

第十一章：数据库并发控制技术 并发操作可能产生的数据不一致

1、丢失修改：两个事务1、2同时读入同意数据并进行修改，2所提交的结果破坏（覆盖）了1提交的结果，导致1所做的修改被丢失。

2、不可重复读：事务1读取某一数据后，事务2对其执行更新操作，使1无法再现前一次读取的结果。

3、读‘脏’数据：事务1修改某一数据，将其协会磁盘，事务2读取同意数据后，事务1由于某种原因被撤销，这是事务1已修改过的数据将恢复原值，事务2所读取的数据就与数据库中的数据不一致，则事务2所独到的就是‘脏’数据，即不正确的数据。

避免不一致性的方法是并发控制机制。最常用的并发控制技术是封锁技术。 封锁 排它锁，共享锁 活锁和死锁 P296

并发调度的可串行性,冲突可串行性化调度 P299 封锁的粒度，多粒度封锁协议 P302

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