数据库复习

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第一章 数据库概论
1.数据库系统的三级模式：
外模式（用户模式，通常是模式的子集，也叫子模式） 模式（逻辑、概念模式，记录和数
据有关的一切内容并且存储相关联系） 内模式（存储模式，记录存储方式、索引组织方式）

2.模型：概念模型（用户定义，第一步抽象） 数据模型（网状、层状、关系，计算机的角
度来看）
3.概念模型中联系：1对1 1对多 多对多
概念模型的表示方法最常用的是实体—联系方法，用E-R图来表示
方框表示实体，椭圆框表示属性，菱形表示联系
4.关系模型是用二维表表示实体和实体间联系的模型
主要术语：关系（对应于我们平常说的表） 元组 属性 域 主码（表中的某个属性组，唯一
标识一个元组） 分量（元组中的一个属性值）
关系模式：对关系的描述，
用关系名（属性名1，属性名2，…，属性名n）来表示。例如：关系可描述为：
学生（学号，姓名，年龄...）
5.关系模型的特点
概念单一（实体内外联系为关系，数据结构为表）
关系必须是规范化的关系
用户对数据的检索不过是从原来表中得到一张新表（无论原始数据还是结构都是一张二维
表）

第二章 关系数据库

1.关系：笛卡儿积 D1×D2×… ×Dn 的子集称为定义在域D1,D2,…,Dn上的n元关系(Relation)，
可用R(D1,D2,…,Dn )表示。 一般来说，关系式从笛卡尔积中选取有意义的子集
2.关系的性质：
（1）关系中没有重复元组（2）元组和属性的顺序无关紧要，可以交换顺序（3）属性名必
须不同，不同的属性可来自同一个域，同一个属性下属性值必须是同类型且来自同一个域（4）
每个属性都是原子的，不可再分的（1NF约束）
3.码（唯一标识元组的一个或者一组属性）、候选码（有多个码，每个都叫候选码）、主码（候
选码中选择一个作为关系的主码，表的主码），外部码（如关系R2 的一组属性不是R2的主
码，而是关系R1 的主码，则该属性组成为R2的外部码）
4.关系的操作：选择投影交并差笛卡尔积增加删除修改等等
5.关系模型的三类完整性质：
实体完整性（主码不能为空） 参照完整性（外部码必须在对应的主码中能够找到或者取空
值） 用户定义完整性（比如规定属性的域，比如规定某一属性取值必须为宜或者某一属性
的取值为0-100）
6.关系模式（实际上可以理解为关系的表头部分），形式如下：R(A1,A2,…An)，具体如下：学
生（学号，姓名，性别，班级，年龄，系部） 关系名加属性名
7.关系代数：
传统的集合运算：并交差笛卡尔积
专门的关系运算：选择（结果是元组σF（R））投影（结果是属性列πX(R) X为R的属性列）
连接除

目或者度是指关系中属性的个数
自然连接与条件连接的区别

条件连接
自然连接（相同属性名不重复）
除法操作：

第四章 关系数据库理论
1.函数依赖：
由一个推出另一个，而且对于不同的元组，只要起决定性作用的属性值相同，被决定的属性
值一定是相同的。X起决定性作用，Y被决定的属性，则XY，X函数决定Y，或者Y函数
依赖于X，对所欲的元组都起作用。
2.非平凡的函数依赖，Y不是X的子集。完全函数依赖与部分函数依赖，完全函数依赖是说
X内所有的属性在一起决定了Y的属性，而部分依赖是指X中的部分属性就可以完全决定Y
的属性。传递函数依赖，XY,Y不能X，YZ，则称Z传递函数依赖于X，或者X传递函数

决定Z，记为XZ。主属性是指包含在任意一个候选码中的属性，而非主属性是指不包含
在任意一个候选码中的属性。
候选码的两个性质：1.标识的唯一性，即确定候选码，即确定元组的所有属性；2.无冗余性，
定义了候选码的完全函数依赖。
3.范式
第一范式：每个属性都是原子的，都不可再分
第二范式：在1NF的基础上，每个非主属性都完全依赖于R的任意候选码。实现的方式是
将不满足2NF的关系分解为投影的集合，令每个投影集合中的属性都满足2NF约束。
第三范式：在2NF的基础上，每个非主属性都不传递依赖于R的任意候选码。实现的方式
也是将不满足3NF的关系分解为投影的集合，令每个集合满足3NF约束，但是，投影的集
合不一定都要包含候选码，因为只要一个包含，在之后的自然连接中能够连接然后可以恢复
即可。
Boyce-Codd范式：是为了解决3NF中没有限制有些主属性对码的部分依赖和传递依赖关系，
当R属于1NF，而且R中每个决定元素都是候选码，则R属于BCNF，即候选码全都是一个
元素。
多值依赖：
第四范式：一个关系如果在BCNF中且不存在平凡多值依赖，则处于4NF

第十一章 并发控制
1.脏数据 A修改数据a,B读取a， 之后a的修改被撤销，a恢复原值，而B读到的a值即与
数据库中的不一致。
2.基本封锁类型：排它锁（X锁，写锁）、共享锁（S锁，读锁），
3.
活锁：进程调度的随机性，导致了锁的分配的不公平性，解决策略：排队机制
死锁：两个进程互相锁住了对方接下来要加锁的数据，导致两个进程都无法正常的执行下去。
解决方法：
（1）预防死锁（不适合操作系统使用）
①一次封锁法
事务必须将要加锁的数据一次性加锁，否则就不能继续执行（降低了系统并发度，并且
实现难以全部预料）
②顺序封锁法
预先对数据对象规定一个封锁顺序，所有事务都按照这个顺序封锁（数据对象极多，不
断变化，难以确定封锁顺序，也很难确定事务要封锁哪些数据）
（2）诊断解除
死锁诊断：
超时法
事务等待图法
如果事务T1等待事务T2，则画一条T1指向T2 的射线，画出状态图，如果T1和T2 互
相指的话，则证明出现了死锁，选择一个处理代价最低的死锁进行解除其占有的所有的锁（我
认为是在题目没有要求的前提下是解除被指向自己最多的结点）
4.可串行化调度
一个调度Sc在保证冲突操作次序不变的前提下，通过交换两个不冲突的操作的次序来得到
另一个调度Sc’，如果Sc’是串行的，则称Sc为冲突可串行操作。
5.冲突操作是指不同的事务对同一个数据的读写操作和写写操作，例如下面：
Wi（x）和Rj（x），或者Wi（x）和Wj（x）
其他操作是非冲突操作
冲突可串行化调度是可串行化调度的充分条件，不是必要条件
6.两段锁协议：
（1）扩展阶段：事务可以申请获得任何类型的锁，但不能释放
（2）收缩阶段：事务可以释放任何类型的锁，但不能再申请获得任何类型的封锁
理论研究证明，遵从两段锁协议可以获得可串行化调度
疑问，为什么两段锁一个事务给A上了S锁之后可以直接给其上X锁
7.粒度
封锁对象的大小叫做封锁的粒度
封锁的对象：逻辑单元（属性值 属性集合 元组 关系 索引项 整个索引 整个数据库） 物
理单元（数据页或索引页、物理记录）
封锁粒度越大，系统的并发度越小，消耗的资源越少；封锁粒度越小，系统的并发度越高，
但消耗的资源越多。
多粒度封锁，是可以对封锁粒度进行选择（用多粒度数可以表示多级封锁粒度，根是数据库，
表示最大的封锁粒度，叶节点是最小的封锁粒度，会导致隐式加锁）
显式加锁：直接对数据对象加锁
隐式加锁：对该数据对象的上级加锁，就相当于对该数据对象加同样的锁，效果是相同的。
比如说事务要对关系R1加锁，那么先要检查是否有显式加锁，如果没有，需要检查数据库
是否加锁，同时还需要检查其下级的元组是否被加锁。如果有不相容锁，那么就需要等待。
8.意向锁
对下层节点加锁，会对上层结点加上意向锁，而且这一操作是先于加基本锁的。
IS锁（意向共享锁），IX锁（意向排他锁），SIX锁（共享意向排他锁）
SIX=S+IX 对某个表加SIX锁，则表示该事务要读整个表（所以要对该表加S锁），同时会更
新个别元组（所以要对该表加IX锁）。

一个事务在申请封锁时以强锁代替弱锁是安全的，反之是不安全的。
9.申请封锁的过程应该是自上而下，而释放封锁应该是自下而上。
3.SQL相关
定义数据完整性的约束：
基本语法： NULL/NOT NULL UNIQUE PRIMARY KEY FOREIGN KEY CHECK
--外键创建
CREATE TABLE SC
( SNo CHAR(6) NOT NULL CONSTRAINT S_Fore FOREIGN KEY REFERENCES S(SNo),
CNo CHAR(5) NOT NULL CONSTRAINT C_Fore FOREIGN KEY REFERENCES C(CNo),
Score NUMERIC(4,1),
CONSTRAINT S_C_Prim PRIMARY KEY (SNo,CNo));

简答题：
1.试述关系模型的三个组成部分。
答：
关系模型由关系数据结构、关系操作集合和关系完整性约束三部分组成。