数据库技术复习提纲.docx

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1、第1章 序言1.1 数据库系统相对文件系统的优势1数据库系统的特点相对文件系统1数据库系统由数据库管理系统管理和控制数据。可以解决数据平安、数据完整性检查、并发控制和数据库恢复等问题。由屏蔽数据存取细节：应用程序数据库2数据构造化程度高。数据库存储了整个组织的数据，数据库既存储数据，又存储数据之间的联系。3数据独立性高。数据独立性包括数据的物理独立性和数据的逻辑独立性。物理独立性指用户的应用程序及存储在磁盘上的数据数据库中的数据相互独立，即应用程序只处理数据的逻辑构造，而不关心数据的物理存储。逻辑独立性指用户的应用程序及数据库的逻辑构造相互独立，即数据的逻辑构造发生改变，应用程序可以不变如：表

2、中增加一个列，应用程序可以不变。应用程序按逻辑构造组织的数据按物理构造组织的数据应用程序外模式模式内模式；或者，应用程序模式内模式4数据的共享高，冗余度低，易扩大。数据库的数据面向整个系统，而不是某个特定的应用，数据可以被多个用户、多个应用系统共享使用。数据共享集中控制可以大大减少数据的重复性冗余，节约存储空间，更容易保持数据的一致性。由于数据面向整个系统，且构造化程度高，因此容易增加新的应用，易于扩大，可以适应各种用户的要求。数据库存储整个企业或组织的数据1.2数据库系统的组成1数据库。定义1：自描述的集成的表的存储有点片面，并不是所有数据库均采用表方式存储的。定义2：长期存储在计算机内，有

3、组织的，可共享的数据集合。数据库一般包括：用户数据、元数据、索引、存储过程、触发器、平安数据、备份/恢复数据等。的内容？2数据库管理系统及其开发工具。是系统软件，主要功能包括：数据库创立和维护功能、数据库运行管理功能、数据定义和操纵功能等。商业系统：、 、等。开源系统：、的、 、等3数据库应用系统。4用户和数据库管理员。工作领域的知识工作者，建立数据分析模型，抽取数据进展分析；程序员，编写数据库应用系统；数据库管理员，决定数据库中的信息内容和构造，决定数据库的存储构造和存取策略，定义数据的平安性要求和完整性约束条件，监控数据库的使用和运行，数据库的改良和重组重构。用户？职责？第2章 构造化查询

4、语言简介2.1 特点1关系数据库的标准语言：目前广泛承受的标准是922。2是数据子语言：用于数据查询、数据操纵、数据定义和数据控制等，核心包括数据定义语言、数据操纵语言和数据控制语言。3非过程式语言：语句只提出“做什么，而不关心“怎么做这步由负责完成。对用户隐藏了数据的访问路径2.2 语句的使用语句框架摘自401 * | .* | .1 1 , .2 2 , . , . . . . ;1：谓词，限定返回的记录数，可用的谓词包括、和，没有指明谓词时，表示。2选择全部列使用*。3.*：指定表的全部列多表查询，为表的名称。41 1：列名称取别名。别名不能用于子句、 子句、子句和 子句。5子句：记录的

5、筛选条件。6 子句：分组统计的依据，即根据哪些列进展分组和统计。7子句：设置分组统计结果的筛选条件。8 子句：设置返回结果的排列顺序，表示升序，表示降序。3语法规那么1语句以分号作为语句完毕符。2语句的关键字大小写不敏感。即，、和的写法是一样的。3标识符：用以给数据对象命名，数据对象如：表、列、约束、触发器、存储过程、视图等。如果标识符会让产生歧义，那么必须使用方括号将标识符括起来，如，假设订单表命名为，其中订单号命名为 ，选择订单号为1的订单资料应写成 * = 1;4字符串常量：用单引号括起来，常量中包含单引号字符时，该单引号字符必须使用两个连续的单引号代替。如， 、Im a .。5比拟运算

6、符：，=，=，=， 逻辑运算符； ，。8：例x 100 200，这个写法及x = 100 x = 60);2使用连接a内连接： s g = ，结果为包含列(, , , , )的表，表中只包含符合连接条件的行。b左外连接： s g = ，结果仍为包含列(, , , , )的表，表中除了包含符合连接条件的行之外，还包含没有选课的学生资料，如，没有选课，但他的记录也会出现在结果中，即，结果会包含一行(, , , , )。保证左表数据完整。c右外连接： g s = ，结果为包含列(, , , , )的表，表中除了包含符合连接条件的行之外，还包含没有选课的学生资料，如，没有选课，但他的记录也会出现在结果

7、中，即，结果会包含一行(, , , , )。保证右表数据完整。d我们可以对连接后的表进展筛选、排序、分组统计等操作。例：列出没有选课的学生资料。这个例子也可以用子查询实现。 s.* s g = ;分数：大约10分左右第3章 关系数据库3.1 数据模型1数据模型定义：数据模型是严格定义的一组概念的集合，这组概念准确地描述了系统的静态特性、动态特性和完整性约束条件。2组成要素：数据构造、数据操作和数据的约束条件。a数据构造：描述系统的静态特性。如，关系模型用二维表构造描述数据及其联系。b数据操作：描述系统的动态特性，动态特性是指用户使用数据模型定义的操作，对数据进展检索和更新，使系统的状态发生变化

8、。如，关系模型提供了语言作为操作数据的手段。c数据的约束条件：数据的约束条件是一组完整性规那么的集合。完整性规那么：是给定的数据模型中数据及其联系所具有的约束和依存规那么，用以限定符合数据模型的数据库状态以及状态的变化，以保证数据的正确、有效和相容。如，数据库中存在学生表S(, )、课程表C(, )和选课表(, , )。我们希望有一个完整性规那么，仅当指定有效的学生和有效的课程时，才能填入课程成绩，我们也希望有一个完整性规那么，使填入的成绩符合5分制的要求，另外，我们还可能希望有一个完整性规那么，当某个学生转学之后，除了删除这个学生在学生表S中的记录，同时删除及这个学生相关的其它资料。这些完整

9、性规那么将影响数据操作，即保证数据库状态及状态变化符合要求。数据的约束条件是由用户需求决定的。3数据模型是实现的根底3.2 关系模型1. 重要概念 1关系模式：表头，描述表的构造，红色框局部。a属性：列。b域：列数据的取值范围。c主键：某一列或列组合，通过它的一个值可以唯一地确定一行数据，如表中的学号。2关系：表中存储的数据，蓝色局部。a元组：一行数据。b分量：元组中特定列上的值。3关系类型：根本关系或简称基表、视图和查询表。a基表：实际存在的表，存储全局数据。b视图：由基表或其它视图导出抽取的表，是虚表，不实际存储数据，它反映特定用户的局部需求。如，学生(学号, 姓名, 性别, 籍贯, 照片

10、, )，这张表基表存储了符合大局部用户需求的学生资料，如果任课教师只关心学生的学号和姓名，我们可以导出一个虚表满足任课教师的需要，学生视图(学号, 姓名)。c查询表：查询结果构成的表，我们无法对查询表进展任何数据操作。4关系必须满足的最根本要求：分量原子性，即分量不可再分。基表的根本要求？5根本关系基表的性质6条：a列是同质的，即每列中的分量是同一类型的数据，来自同一个域。b列名称在表中不重复，不同的列可以出自同一个域，即取值范围一样。c列顺序不重要。d行数据不重复。e行顺序不重要。f分量原子性。6关系的形式化定义1域：是一组具有一样数据类型的值的集合。2笛卡尔积：给定一组域D1, D2, ,

11、 ，这些域中可以有一样的。D1, D2, , 的笛卡尔积为D1 x D2 x x = (d1, d2, , ) | , 1, 2, , n。(d1, d2, , ) 称为n元组或元组， 称为分量。D1 = 导师集合 = 张清玫, 刘逸 D2 = 专业集合 = 计算机, 信息D3 = 研究生集合 = 李勇, 刘晨D1 x D2 x D3 = (张清玫, 计算机, 李勇), (张清玫, 计算机, 刘晨), (张清玫, 信息, 李勇), (张清玫, 信息, 刘晨), (刘逸, 计算机, 李勇), (刘逸, 计算机, 刘晨), (刘逸, 信息, 李勇), (刘逸, 信息, 刘晨)3关系：D1 x D2

12、 x x 的子集称为在域D1, D2, , 上的关系，表示为R(A1, A2, , ), R为关系名，n为关系的目或度，分量名字称为属性。7关系模式的形式化定义关系模式：关系的描述称为关系模式，它可以形式化地表示为：RU, D, , F，其中，R为关系名，U为组成该关系的属性名集合，D为属性组U中属性来自的域的集合，为属性向域的映射集合，F为属性间数据的依存关系集合。关系模式经常简写为：R(U)或R(A1, A2, , )。2. 数据构造l 关系模式+关系1在一个给定的应用领域中，所有数据及其联系的关系的集合构成一个关系数据库。2对关系数据库的描述，它包括假设干域的定义以及在这些域上定义的假设

13、干关系模式。3. 数据操作l 、关系代数和关系演算，三者的运算能力等价l 关系代数完备操作集：并、差、笛卡尔积、投影和选择4. 数据完整性l 实体完整性约束？必须提供实体完整性规那么：假设属性A是根本关系基表R的主属性，那么属性A不能取空值。a假设关系中的某个属性或属性组的值可以唯一地确定一个元组，那么该属性或属性组称为候选键。关系可以有多个候选键，如，学生(学号, 姓名, 籍贯, 性别, 身份证号, )，其中，学号和身份证号都是该表的候选键，系统实现时指定的候选键称为主键。主键包含的属性称为主属性。非候选键的属性称为非主属性。b空值表示没有数据。用表示空值，用x 和x 判断x是否空值。l 参

14、照完整性约束？必须提供 参照完整性规那么：假设属性或属性组F是根本关系基表R的外键，它及根本关系基表S的主键相对应根本关系R和S不一定是不同关系，那么对于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中某个元组的主键值。a学生(学号, 姓名, 班长)，班长属性是外键。b课程(课程号, 课程名)c选课(学号, 课程号, 成绩)，学号属性和课程号属性都是外键，且它们的组合是主键。l 用户定义的完整性约束：默认值约束、空值约束、取值范围约束、触发器等等任何都应支持实体完整性和参照完整性，但对用户自定义完整性规那么方面的支持不尽一样。5 关系数据语言1关系数据语言特点：非过

15、程式的集合操作语言；完备的表达能力。2关系代数、关系演算和的表达能力是一样的。3关系代数的完备操作集由并、差、广义笛卡尔积、选择和投影构成。第4章 关系数据理论4.1 重要概念1. 函数依赖？ 函数依赖的定义：设R(U)是属性集U上的关系模式. X, Y是U的子集. 假设对于R(U)的任意一个可能的关系r, r中不可能存在两个元组在X上的属性值相等, 而在Y上的属性值不等, 那么称X函数决定Y或Y函数依赖于X, 记作XY.2. 候选键？主属性？非主属性？候选键：设K为R(U, F)中的属性或属性组合, 假设U完全函数依赖于K, 那么K为R的候选键. 假设候选键多于一个, 那么选定其中的一个作为

16、主键.主属性: 包含在任何一个候选键中的属性.注意: 这及实体完整性规那么提到的主属性的解释不同. 只能对用户指定的主键属性进展实体完整性约束, 而对其它候选键的存在是一无所知的.非主属性: 不包含在任何候选键中的属性.3. 范式？关系模式标准化？ 范式实质l 关系需要满足的条件l ., 符合第一范式(1)要求的关系必须满足分量原子性范式关系l 54321关系模式标准化l 低一级范式的关系模式通过模式分解转换成假设干个高一级范式的关系模式集合的过程1？2？3？ 假设R1, 且每个非主属性完全函数依赖于候选键, 那么称R2. 假设R2, 且每个非主属性均不传递函数依赖于候选键, 那么称R3. 定

17、义1: 假设R3, 且每个主属性均完全函数依赖于候选键且均不传递函数依赖于候选键, 那么称R. 定义2: 假设R1, 且每个函数依赖的决定因素都含候选键, 那么称R.4.2 标准化1. 公理系统l 自反律？增广律？传递律？关系模式 RU, F, U为属性集, F为函数依赖集. 对 R 有以下推理规那么:l A1: 自反律. 假设 Y X U (YXU), 那么XY 为F所蕴涵.l A2: 增广律. 假设 XY 为F所蕴涵, 且 Z U (ZU), 那么 为F所蕴涵.l A3: 传递律. 假设 XY 及 YZ 为F所蕴涵, 那么 XZ 为F所蕴涵.公理系统是有效的, 完备的.2. 标准化过程l

18、数据语义函数依赖集l 函数依赖集候选键求属性集闭包，确定主属性和非主属性l 通过模式分解，用高范式关系模式集替换低范式关系模式4.3 模式分解特性1. 分解的保持函数依赖性判别2. 分解的无损连接性判别3. 分解成3模式集可以既保持函数依赖又保证无损连接性第5章 使用模型进展数据建模5.1 模型1. 用途：表达概念模型信息世界的工具；不同于数据模型2. 根本元素：实体，属性，标识符，弱实体，超类实体，子类实体，联系，最大粒度，最小粒度，依赖联系，联系l 传统画法和画法鸦脚3. 建模工具：，5.2 数据建模1. 找实体，找属性，确定标识符实体: 用户想跟踪的事物.a) 两种理解: 实体类 & 实

19、体实例属性: 用于描述实体的特性.b) 多值属性和组合属性的问题标识符: 用于区分实体的属性或属性组.2. 确定实体间的联系，确定联系的最大粒度和最小粒度联系: 表达实体之间的关系. a) 联系类, 实体类之间的关系; b) 联系实例, 实体实例之间的关系.联系的度: 联系中设计的实体个数.二元联系, 三元联系, .联系的命名: 可从任一实体的角度命名, 当实体之间存在多种联系时, 应该给联系命名.联系可以具有属性.最大粒度联系实例涉及的实体实例的最大数目. 最小粒度联系实例涉及的实体实例的最小数目.通常最小粒度是1或0. 尽量准确.第6章 把模型转换成关系数据库模式6.1 转换规那么1. 实

20、体转换成基表2. 联系的最大粒度如何转换？3. 最小粒度影响什么？第7章 2K初步7.11. ，1. 单记录插入 (, , , ) (康, M, 2004, ); 批量插入 (, , , ) , , , ; 2. P181, 带条件的更新 = , = = 1000; P181, 批量更新 = ; 3 (慎重使用) P182, 带条件删除 = 1000; 全部删除 ; 截断表 ; ()逐行删除数据, 触发器可用, 标识列计数器不变 整个表删除, 触发器不可用, 标识列重新计数, 另外还有一些情况不能使用它, 参考帮助2. ， ， ， ， 7.2 事务1. 事务？事务a) 用户定义的一个数据库操作

21、序列,b) 是不可分割的工作单位,c) 是数据库应用程序的根本逻辑单元.d) 是数据库恢复技术和并发控制技术的根底.2. 事务特性？ 原子性 () 事务包含的操作序列是一个整体,每个操作或者都成功执行, 或者都不执行.一致性 ()数据库如果在事务执行前是一致的,那么执行事务后仍然应该是一致的.隔离性 ()事务之间互不干扰. (并发问题)持续性 ()事务一旦提交 (成功执行), 它对数据库的改变是永久性的. 特性 ：酸雨3. 显式事务框架7.3 视图1. 视图？视图是一个或几个根本表 (或视图) 构造出的一个虚拟表.视图是一个语句. (见P186注释)2. 视图特性？数据库只存放视图的定义, 不

22、存放视图对应的数据. (虚表)视图可以更新 (增, 删, 改) .视图可以定义在另一视图之上.7.4 三层模式构造1. 三层模式构造l 应用程序外模式模式内模式2. 对三层模式构造的支持l 应用程序视图基表文件3. 二级映像及数据独立性4. 数据库设计及系统开发阶段的对照7.5 触发器1. 触发器？a) 一类靠事件驱动 (增, 删, 改) 的特殊存储过程. 可用以编写复杂的完整性约束.b) 触发器附着在基表或索引视图上.c) : 触发器和 触发器.第8章 管理多用户数据库8.1 并发控制并发控制: 用正确的方式调度并发操作, 使一个事务的执行不受其它事务的干扰, 从而防止数据的不一致性. ()

23、1. 并发问题丧失修改？不可重复读？读“脏数据？l 丧失修改( ): 两个事务T1和T2读入同一数据并修改, T2提交的结果破坏了T1提交的结果, 导致T1的修改被丧失.l 不可重复读( ): 事务T1读取数据后, 事务T2执行更新操作(增, 删, 改), 使T1无法再现前一次读取的结果.增加和删除引起的不可重复读, 又称幻影现象.l 读“脏数据( ): 事务T1修改某一数据, 并将其写回磁盘, 事务T2读取同一数据后, T1由于某种原因被撤销, 这时T1已修改正的数据恢复原值, T2读到的数据及数据库中的数据不一致, 那么T2读到的数据为“脏数据.2. 加锁：申请锁加锁操作数据释放锁根本锁和

24、相容矩阵：共享锁S和排它锁Xl 根本的锁类型共享锁(): S锁, 读锁, 读数据前加S锁.排它锁(): X锁, 写锁, 写数据前加X锁.l 加锁协议及解决的问题1一级加锁协议事务T在修改数据之前必须先对其加X锁, 直到事务完毕后释放. 事务完毕包括正常完毕和非正常完毕.一级加锁协议的能力可以防止丧失修改，无法防止不可重复读和读“脏数据，一级加锁协议没有限制读操作2二级加锁协议一级加锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁, 读完后即可释放S锁.二级加锁协议的能力可以防止丧失修改和防止读“脏数据.，无法防止不可重复读.，读完数据即可释放S锁.3三级加锁协议一级加锁协议加上事务T在读取数据

25、R之前必须先对其加S锁, 直到事务完毕才释放.三级加锁协议的能力可防止丧失修改, 读“脏数据和不可重复读3. 并发调度正确性判断准那么l 可串行化调度？两段加锁协议保证可串行化调度1.可串行化调度. (保证数据一致性).2.两段加锁协议三级加锁协议解决三个并发事务执行的问题8.2 数据库平安1. 提供哪些平安手段l 用户身份标识和鉴别，存取控制和？，视图，审计？，加密: 将数据对象限制在一定范围内.: 自动记录用户对数据库的所有操作.: 防止数据库中的数据存储和传输中失密的有效手段.4.自主存取控制：语言的平安性控制功能授权： , ;收回 ;自主存取控制的缺点存取权限可以转授; 数据本身无平安

26、性标记.5.强制存取控制：所管理的全部实体分为主体和客体.主体是系统中的活动实体, 用户或进程.客体是系统中的被动实体, 受主体操纵, 文件, 基表, 视图, 索引等.为每个实体的实例指派一个敏感度标记 (绝密, 机密, 可信, 公开等).主体的敏感度标记称为许可证级别.客体的敏感度标记成为密级.2. 平安模型书上8.3 数据库恢复1. 故障种类(1) 事务内部故障 (预期和非预期)(2) 系统故障(3) 存储介质故障 (最严重)(4) 人为故障 (计算机病毒)2. 恢复的原理(1) 建立冗余数据 (副本)(2) 利用冗余数据实施恢复3. 恢复的实现技术l 数据转储动态转储和静态转储；海量转储

27、和增量转储l 登记日志文件基于记录；基于数据块4. 故障恢复策略l 事务故障？系统故障？介质故障？(1) 事务故障的恢复 事务故障 事务在运行至正常终止点前意外终止. (需要撤销, ) 恢复: 由系统自动完成. 步骤 反向扫描日志文件 (从最后向前扫描文件), 查找该事务的更新操作. 对该事务的更新操作执行逆操作 (利用前像和后像). 继续反向扫描日志文件, 查找该事务的其他更新操作, 并做同样处理. 如此处理下去, 直至读到此事务的开场标记, 该事务的故障恢复完成.(2) 系统故障的恢复 系统故障 未完成的事务对数据库的更新可能已写入数据库. (需要撤销, ) 已提交事务对数据库的更新可能还留在缓冲区, 没来得及写回数据库. (需要重做, ) 恢复: 由系统重启后自动完成. 步骤 正向扫描日志文件, 找出故障前已提交的事务, 建立队列, 同时找出未完成的事务, 建立队列. 对队列执行撤销处理. 对队列执行重做处理.(3) 介质故障的恢复 介质故障 数据文件和日志文件被破坏. 恢复: 需要参及完成. 步骤 装入最新的数据库后备副本. 动态转储还需同时装入转储开场时刻的日志文件副本, 利用系统故障方法 ( + ) 恢复到一致状态. 装入相应的日志文件副本 (转储完毕时刻的日志文件副本), 重做已完成事务 ().