天津农学院数据库题纲王梅上期计科

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1、 数据库第一章1.数据(Data)：是数据库中存储的基本对象2.数据库(Database)：是长期储存在计算机内、有组织的、可共享的大量数据的集合。3.数据库管理系统(DBMS)：位于用户与操作系统之间的一层数据管理软件4(K).数据库系统(DBS)：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 4.5(K) 数据库系统包括的内容：硬件及平台、软件、人员。其中人员包括：数据库管理员、系统分析员和数据库设计人员、应用程序员和用户5.数据管理：对数据进行分类、组织、编码、存储、检索和维护6.数据处理：只对数据进行收集、存储、加工和传播的一种活动的总和6.0数据库数据具有：永

2、久存储、有组织、可共享的基本特点7（K）.数据管理技术的发展过程（1）人工管理阶段v 特点：数据不保存 无共享、冗余度极大 数据的独立性：不独立，完全依赖于程序（数据的物理、逻辑结构变化应用也会变化）（2）文件系统阶段v 特点：数据可长期保存 共享性差、冗余度大 记录内有结构,整体无结构，文件间是独立的，因此数据整体无结构。数据的独立性：独立性差，数据的逻辑结构改变必须修改应用程序（3）数据库系统阶段8（K）.数据库系统的特点：（1）整体结构化：不仅数据内部结构化，整体是结构化的，数据之间具有联系（2）数据的共享性高，冗余度低，易扩充（3）数据独立性高物理独立性：指用户的应用程序与存储在磁盘上

3、的数据库中数据是相互独立的。当数据的物理存储改变了，应用程序不用改变。逻辑独立性：指用户的应用程序与数据库的逻辑结构是相互独立的。数据的逻辑结构改变了，用户程序也可以不变。数据独立性是由DBMS的二级映像功能来保证的9（K）.数据模型分为两类（分属两个不同的层次）数据模型分为两类：第一类：概念模型和 第二类：逻辑模型和物理模型(1) 概念模型 也称信息模型，它是按用户的观点来对数据和信息建模，用于数据库设计。是现实世界到机器世界的一个中间层次(2) 逻辑模型和物理模型 逻辑模型主要包括网状模型、层次模型、关系模型、面向对象模型等，按计算机系统的观点对数据建模，用于DBMS实现。物理模型是对数据

4、最底层的抽象，描述数据在系统内部的表示方式和存取方法，在磁盘或磁带上的存储方式和存取方法。9.5(K).数据模型通常由：数据结构、数据操作和完整性约束10(K).两个实体型之间的联系：一对一联系（1:1） 一对多联系（1：n） 多对多联系（m:n）11.概念模型的一种表示方法：实体联系方法(E-R方法)v 实体型用矩形表示，属性用椭圆形表示，联系用菱形表示12(K)层次数据模型的特点：有且只有一个节点没有双亲结点，这个节点称为根节点跟以外的其他节点有且只有一个双亲结点任何记录值只有按其路径查看时，才能显出它的全部意义12.5(K)网状模型的特点：允许一个以上的节点无双亲一个节点有多余一个的双亲

5、13.关系数据模型的数据结构: 关系（Relation）一个关系对应通常说的一张表 元组（Tuple）表中的一行即为一个元组 属性（Attribute）表中的一列即为一个属性，给每一个属性起一个名称即属性名 主码（Key）表中的某个属性组，它可以唯一确定一个元组。 域（Domain）属性的取值范围。性别的域是男女 分量：元组中的一个属性值。 关系模式：对关系的描述 如：关系名（属性1，属性2，属性n）学生（学号，姓名，年龄，性别，系，年级）14(K).关系的完整性约束条件：实体完整性 参照完整性 用户定义的完整性15.数据库系统模式的概念：型(Type)：对某一类数据的结构和属性的说明值(Va

6、lue)：是型的一个具体赋值例如：学生记录型：（学号，姓名，性别，系别，年龄，籍贯）一个记录值：（900201，李明，男，计算机，22，江苏）模式（Schema）：数据库逻辑结构和特征的描述，是型的描述，模式是相对稳定的实例（Instance）：模式的一个具体值，反映数据库某一时刻的状态，同一个模式可以有很多实例，实例随数据库中的数据的更新而变动16(K).数据库系统的三级模式结构：模式 外模式 内模式 模式：数据库中全体数据的逻辑结构和特征的描述，一个数据库只有一个模式，是数据库系统模式结构的中间层外模式：数据库用户（包括应用程序员和最终用户）使用的局部数据的逻辑结构和特征的描述，数据库用户

7、的数据视图，是与某一应用有关的数据的逻辑表示。一个数据库可有多个外模式，但一个应用程序只能有一个外模式，外模式通常是模式的子集 内模式：是数据物理结构和存储方式的描述，一个数据库只有一个内模式17.二级映象：外模式模式映像当模式改变时，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。模式内模式映像 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。第二章1.关系

8、数据结构及形式化定义: 关系、关系模式、 关系数据库2.域：是一组具有相同数据类型的值的集合 男，女3.笛卡尔积：给定一组域D1，D2，Dn，这些域中可以有相同的。 D1，D2，Dn的笛卡尔积为：D1D2Dn （d1，d2，dn）diDi，i1，2，n 所有域的所有取值的一个组合不能重复3.1元组（Tuple）：笛卡尔积中每一个元素（d1，d2，dn）叫作一个n元组（n-tuple）或简称元组(Tuple)如：(张清玫，计算机专业，李勇)、(张清玫，计算机专业，刘晨)等都是元组 3.2分量（Component）笛卡尔积元素（d1，d2，dn）中的每一个值di叫作一个分量，如：张清玫、计算机专业

9、、李勇、刘晨等都是分量 3.3基数（Cardinal number：若Di（i1，2，n）为有限集，其基数为mi（i1，2，n），则D1D2Dn的基数M为：3.4：表中的每行对应一个元组，表中的每列对应一个域，表中的某一值为分量4.(K)码-候选码（Candidate key）:若关系中的某一属性组的值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，则选定其中一个为主码（Primary key）主属性：候选码的诸属性称为主属性，不包含在任何候选码中的属性称为非主属性或非码属性5.基本关系的性质 列是同质的（Homogeneous） 不同的列可出自同一个域 列的顺序无所

10、谓,，列的次序可以任意交换 任意两个元组的候选码不能相同 行的顺序无所谓，行的次序可以任意交换 分量必须取原子值6.关系模式（Relation Schema）是型,关系是值;因为关系模式是静态的，关系是动态的，经常改变的。7(K).关系模式可以形式化地表示为： R（U，D，DOM，F）R 关系名U 组成该关系的属性名集合D 属性组U中属性所来自的域DOM 属性向域的映象集合F 属性间的数据依赖关系集合关系模式通常可以简记为：R (U) 或 R (A1，A2，An)8.关系数据库的型: 关系数据库模式；关系数据库的值: 关系模式在某一时刻对应的关系的集合，简称为关系数据库9、关系操作的特点：一次

11、一集合10(K).关系的完整性: 实体完整性、 参照完整性、 用户定义的完整性；实体完整性和参照完整性：称为关系的两个不变性，11(K).规则2.1 实体完整性规则（Entity Integrity）： 若属性A是基本关系R的主属性，则属性A不能取空值（主码不能取空值）12(K).参照完整性学生（学号，姓名，性别，专业号，年龄） 专业（专业号，专业名）在表中：专业号是学生表的外码，学生被称为参照关系，专业被称为被参照关系或目标关系13(K).用户定义的完整性：如自己定义的年龄在0-100之间14(K).关系代数：传统的关系代数运算有：并（Union）、差（Except）、交（Intersect

12、ion）、笛卡尔积专门的关系代数运算有：选择、投影、连接、除 选择举例：查询信息系（IS系）全体学生 Sdept = IS (Student)或 5 =IS (Student) 投影运算符的含义：从R中选择出若干属性列组成新的关系 投影举例：查询学生的姓名和所在系即求Student关系上学生姓名和所在系两个属性上的投影 Sname，Sdept(Student)或 2，5(Student)连接也称为连接 等值连接 自然连接：可以消除重复的列除：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

13、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：元组在X上分量值x的象集Yx包含S在Y上投影的集合，记作： RS = tr X | tr RY (S) Yx Yx：x在R中的象集，x = trX设关系R、S分别为下图的(a)和(b)，RS的结果为图(c) 在关系R中，A可以取四个值a1，a2，a3，a4 a1的象集为 (b1，c2)，(b2，c3)，(b2，c1)a2的象集为 (b3，c7)，(b2，c3) a3的象集为 (b4，c6) a4的象集为 (b6，c6)S在(B，C)上的投影为 (b1，c2)，(b2，c1)，(b2，c3) 只有a1的象集包含了S在(B，C)属性组上

14、的投影，所以 RS =a1 15. 查询至少选修1号课程和3号课程的学生号码(全部或至少用除法) 解: k=cno（cno=1/cno=3（SC） Sno,Cno(SC)K15.1 选修1号课程或者3号课程的学生号码cno（cno=1/cno=3（SC）15.2没有选修1号课程的学生的学号Sno（Student）-Sno(cno=1(SC)16.查询选修了2号课程的学生的学号。解：Sno（Cno=2（SC）17.查询至少选修了一门其直接先行课为5号课程的的学生姓名 解： Sname(Cpno=5(CourseSCStudent)或 Sname(Cpno=5(Course)SCSno，Sname

15、(Student)或 Sname (Sno (Cpno=5 (Course)SC) Sno，Sname (Student)18. 查询选修了全部课程的学生号码和姓名。解:Sno，Cno（SC）Cno（Course）Sno，Sname（Student） 第四章存取控制的方法有：自主存取控制（DAC）主要通过SQL的GRANT和REVOKE语句来实现强制存取控制（MAC）第六章1.数据依赖：定义属性值间的相互关连（主要体现于值的相等与否），一个关系内部属性与属性之间的约束关系，这就是，它是数据库模式设计的关键2.数据依赖的类型：函数依赖、多值依赖3.规范化理论：正是用来改造关系模式，通过分解关系模

16、式来消除其中不合适的数据依赖，以解决插入异常、删除异常、更新异常和数据冗余问题。4(K).在关系模式R(U)中，对于U的子集X和Y，如果XY，但Y X，则称XY是非平凡的函数依赖若XY，但Y X, 则称XY是平凡的函数依赖例：在关系SC(Sno, Cno, Grade)中， 非平凡函数依赖： (Sno, Cno) Grade(1.1) 平凡函数依赖：(Sno, Cno) Sno 、(Sno, Cno) Cno5. 定义6.2 在R(U)中，如果XY，并且对于X的任何一个真子集X，都有XY, 则称Y对X完全函数依赖，记作 X Y。 若XY，但Y不完全函数依赖于X，则称Y对X部分函数依赖，记作XY

17、。(Sno,Cno)Grade是完全函数依赖， (Sno,Cno)Sdept是部分函数依赖，因为Sno Sdept成立，6. 在R(U)中，如果XY，(Y X) ,YX YZ， 则称Z对X传递函数依赖。 记为：X Z7.设K为R中的属性或属性组合。若K U， 则K称为R的侯选码（Candidate Key）。 若候选码多于一个，则选定其中的一个做为主码（Primary Key）。 例子：关系模式S(Sno,Sdept,Sage)，单个属性Sno是码， SC（Sno，Cno，Grade）中，（Sno，Cno）是码 外部码：如在SC（Sno，Cno，Grade）中，Sno不是码，但Sno是关系模式

18、SC（Sno，Sdept，Sage）的码，则Sno是关系模式SC的外部码 8. 主码与外部码一起提供了表示关系间联系的手段9. 各种范式之间存在联系：10. 1NF的定义：如果一个关系模式R的所有属性都是不可分的基本数据项，则R1NF（表中不能再有表）11(K). 2NF的定义：若R1NF，且每一个非主属性完全函数依赖于码，则R2NF。（非主属性完全依赖于码）例子：S-L-C(Sno, Sdept, Sloc, Cno, Grade) 1NF， S-L-C(Sno, Sdept, Sloc, Cno, Grade) 2NF 其中，sloc为学生的住处，并且每个系的学生住在同一个地方函数依赖有：

19、（Sno， Cno） Grade SnoSdept，（Sno， Cno）Sdept SnoSloc，（Sno，Cno）Sloc规范化后： SC（Sno， Cno， Grade） 2NF S-L（Sno， Sdept， Sloc） 2NF12.3NF的定义：则每一个非主属性既不部分依赖于码也不传递依赖于码。 （非主属性完全依赖于码并且不传递依赖） 例子：2NF关系模式S-L(Sno, Sdept, Sloc)中函数依赖： SnoSdept、Sdept Sno、SdeptSloc 可得：SnoSloc，即S-L中存在非主属性对码的传递函数依赖，S-L 3NF解决方案：S-D（Sno， Sdept）

20、、D-L（Sdept，Sloc） 若R3NF，则R未必属于BCNF13(KPd).多值依赖与函数依赖的的区别多值依赖的有效性与属性集的范围有关若函数依赖XY在R(U)上成立，则对于任何YY均有XY.而多值依赖XY若在R(U)上成立，却不能断言对于任何YY均有XY成立(1.2)题：例：设有一个记录各个球队队员每场比赛进球数的关系模式R(队员编号，比赛场次，进球数，球队名，队长名)。如果规定每个队员只能属于一个球队，每个球队只有一个队长。 (1)写出关系模式的基本FD（函数依赖）和关键码。 (2)说明R不是2NF的理由，并把R分解成2NF模式集。 (3)把R进一步分解成3NF,说明理由。解：（1）

21、函数依赖为：队员编号球队名、队长名、比赛场次、进球数，球队名队长名 队员编号和球队名是关键码（2）例2：假设某商业集团数据库中有一关系模式R如下： R (商店编号，商品编号，数量，部门编号，负责人) 如果规定：(1) 每个商店的每种商品只在一个部门销售； (2) 每个商店的每个部门只有一个负责人； (3) 每个商店的每种商品只有一个库存数量。 试回答下列问题： (1) 根据上述规定，写出关系模式R的基本函数依赖； (2) 找出关系模式R的候选码； (3) 试问关系模式R最高已经达到第几范式？为什么？ (4) 如果R不属于3NF，请将R分解成3NF模式集。分析(1)有三个函数依赖：(商店编号，商

22、品编号) 部门编号 (商店编号，部门编号) 负责人 (商店编号，商品编号) 数量(2) R的候选码是 (商店编号，商品编号) (3) 因为R中存在着非主属性“负责人”对候选码 (商店编号、商品编号)的传递函数依赖，所以R属于2NF，R不属于3NF。(4) 将R分解成：R1 (商店编号，商品编号，数量，部门编号)R2 (商店编号，部门编号，负责人) 例3：例：假设某公司销售业务中使用的订单格式如下：订单号：1145订货日期：09/15/2002 客户名称：ABC 客户电话：8141763公司的业务规定：(1)订单号是唯一的，每张订单对应一个订单号；(2)一张订单可以订购多种产品，每一种产品可以在

23、多个订单中出现；(3)一张订单有一个客户，且一个客户可以有多张订单；(4)每一个产品编号对应一种产品的品名和价格；(5)每一个客户有一个确定的名称和电话号码。试根据上述表格和业务规则设计关系模式：R(订单号，订货日期，客户名称，客户电话，产品编号，品名，价格，数量)问： (1)写出R的基本函数依赖集。 (2)找出R的候选码。 (3)判断R最高可达到第几范式?为什么? (4)给出一个可能的3NF分解。分析:（1）F=订单号客户名称，产品编号（品名，价格）， 客户名客户电话，(订单号，产品编号）数量（2）订单号，产品编号（3）第1范式，因为存在 订单号客户名称，即客户名称这个非主属性对主属性是部分

24、函数依赖 （4）R1（订单号，订货日期，客户名称） R2（客户名称，客户电话） R3（产品编号，品名，价格） R4（订单号，产品编号，数量）13.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的任何一组属性R BCNFR 3NF如果R3NF，且R只有一个候选码 R BCNFR 3NF 例子：在关系模式STJ（S，T，J）中，S表示学生，T表示教师，J表示课程。函数依赖：(S，J)T，(S，T)J，TJ。(S，J)和(S，T)都是候选码 因为J是主属性，在(S，T)J中他部分依赖于不包含他的码（是3nf不是BCNF）

25、14.多值依赖+4NF15. 关系模式R 来说有以下的推理规则： A1.自反律（Reflexivity）：若Y X U，则X Y为F所蕴含。 A2.增广律（Augmentation）：若XY为F所蕴含，且Z U，则XZYZ为F所蕴含。 A3.传递律（Transitivity）：若XY及YZ为F所蕴含，则XZ为F所蕴含。根据A1，A2，A3这三条推理规则可以得到下面三条推理规则： 合并规则：由XY，XZ，有XYZ（A2， A3） 伪传递规则：由XY，WYZ，有XWZ。（A2， A3） 分解规则：由XY及 ZY，有XZ。（A1， A3）16（K）.闭包：已知关系模式R，其中U=A，B，C，D，E；

26、F=ABC，BD，CE，ECB，ACB。求（AB）F+ 。解 设X（0）=AB；(1) X（1）=ABCD=ABCD。(2) X（0） X（1）， X（2）=X（1）BE=ABCDE。(3) X（2）=U，算法终止（AB）F+ =ABCDE。17(K186).函数依赖集：如果函数依赖集F满足下列条件，则称F为一个极小函数依赖集。亦称为最小依赖集或最小覆盖。 (1) F中任一函数依赖的右部仅含有一个属性。 (2) F中不存在这样的函数依赖XA，使得F与F-XA等价。 (3) F中不存在这样的函数依赖XA， X有真子集Z使得F-XAZA与F等价。 例子：关系模式S，其中： U= Sno，Sdept

27、，Mname，Cno，Grade ， F= SnoSdept，SdeptMname，(Sno，Cno)Grade 设F=SnoSdept，SnoMname，SdeptMname， (Sno，Cno)Grade，(Sno，Sdept)SdeptF是最小覆盖，而F不是。因为：F - SnoMname与F 等价 F - (Sno，Sdept)Sdept也与F 等价17.5 (K) F的最小依赖集Fm不一定是惟一的 18.模式分解的3个定义： 分解具有无损连接性 分解要保持函数依赖 分解既要保持函数依赖，又要具有无损连接性18.5(K)无损连接：不丢失信息、净自然连接能实现成原来数据库的情况18.6(

28、K)函数依赖：解决了更新异常无损连接性：两个交集推出连个的差集题：RABC =AB，AC 判断下列分解是否保持函数依赖及无损来连接性（1） F=AB（2） F=AC，BC（3） F=BA（4） F=CB，BA解：（1）AB= AB ，AC= ABAC=AB=F 函数依赖 ABAC=A，AB-AC=C或B AB=F 无损连接 （2）AB=，AC=AC ABAC=ACF 不是函数依赖ABAC=A，AB-AC=C或B AC=F 无损连接（3）AB= BA ，AC= ABAC=BA=F 函数依赖ABAC=A，AB-AC=C或B ACF 有损连接（4）AB= BA ，AC= ABAC=ABF 不是函数依

29、赖ABAC=A，AB-AC=C或B AB或ACF 有损连接18.转换为3N既有无损连接性有保持函数依赖算法RABCDE AB，CD算法：有左同右不同的则合并 XY，XZ 合并为XYZ将上面的合并完的改写为 AB CD候选键为 ACE分解为 ABCDACE判断题（Y）任何一个二目运算关系是属于3NF的（Y）任何一个二目运算关系是属于BCNF的 (Y) 任何一个二目运算关系是属于4NF的(N )当且仅当函数依赖AB在R上成立时，关系R（A,B,C）等于其投影的连接（Y）若R.AR.B，R.BR.C，则R.AR.C（Y）若R.AR.B，R.AR.C，则R.AR.(B,C) (Y)若R.BR.A，R.

30、CR.A则R.(B,C)R.A（N）若R.(B,C)R.A则R.BR.A，R.CR.A第七章1.数据库设计：数据库设计是指对于一个给定的应用环境，构造（设计）优化的数据库逻辑模式和物理结构，并据此建立数据库及其应用系统，使之能够有效地存储和管理数据，满足各种用户的应用需求，包括信息管理要求和数据操作要求2.数据可设计的特点：（1）数据库建设的基本规律三分技术，七分管理，十二分基础数据 (2)结构（数据）设计和行为（处理）设计相结合 3(K).数据库设计的基本步骤：需求分析 -数据流图和数据字典概念结构设计 -E-R图逻辑结构设计 -二维表物理结构设计数据库实施数据库运行和维护v 需求分析和概念

31、设计独立于任何数据库管理系统 v 逻辑设计和物理设计与选用的DBMS密切相关 3.1.需求分析方法：结构化分析方法（Structured Analysis，简称SA方法） 从最上层的系统组织机构入手 自顶向下、逐层分解分析系统3.1.1数据流图：表达数据和处理过程的关系3.1.2数据字典：系统中各类数据描述的集合3.1.3数据字典包括：数据项、数据结构、数据流、数据存储、处理过程3.2.1概念结构模型设计：有力工具是E-R图3.2.2设计概念结构的四类方法：自顶向下、自底向上、逐步扩张、混合策略3.2.3(K)数据抽象的三类方法：分类、聚集、概括3.2.4设计E-R图的步骤：选择局部应用逐一设

32、计分E-R图， 通常以中层数据流图作为设计分E-R图的依据3.2.5(K)设计E-R图的准则：（不可再分为属性，可在分为实体）（1）属性不能再具有需要描述的性质。即属性必须是不可分的数据项，不能再由另一些属性组成（2）属性不能与其他实体具有联系。联系只发生在实体之间3.2.6画E-R图3.2.7集成局部E-R图的步骤1. 合并2. 修改与重构 (K)E-R的冲突主要有:属性冲突、命名冲突、结构冲突3.3逻辑结构设计：E-R图向关系模型的转换3.3.1逻辑结构设计的步骤v 将概念结构转化为一般的关系、网状、层次模型v 将转换来的关系、网状、层次模型向特定DBMS支持下的数据模型转换v 对数据模型

33、进行优化例题.有6个实体，其中2个实体1:1,1个1：n，3个m:n，则共需要几张表9张 解：6个实体6张表，1:1、1：n不需要表，m:n需要3张表，则共9张表。3.3.1数据模型的优化：并不是规范化程度越高的关系就越优，一般说来，第三范式就足够了3.4数据库的物理设计：为一个给定的逻辑数据模型选取一个最适合应用环境的物理结构的过程，就是数据库的物理设计3.4.1(K)DBMS常用存取方法有三类：第一类：索引方法，目前有B+树索引法、第二类：聚簇（Cluster）方法、第三类：HASH方法聚簇的局限性1. 聚簇只能提高某些特定应用的性能2. 建立与维护聚簇的开销相当大对已有关系建立聚簇，将导

34、致关系中元组移动其物理存储位置，并使此关系上原有的索引无效，必须重建当一个元组的聚簇码改变时，该元组的存储位置也要做相应移动3.4.2确定数据库物理结构的内容 1. 确定数据的存放位置和存储结构 2. 确定系统配置3.4.3确定数据存放位置和存储结构的因素 存取时间 存储空间利用率 维护代价3.4.4（K）数据库的事实和维护功能(组织数据入库)：数据的载入和应用程序的调试、数据库的试运行（功能和性能）、数据库的运行和维护（任务：安全性控制）3.4.5数据库的重组织不会改变原设计的数据逻辑结构和物理结构而数据库的从构造不同，它是指部分修改数据库的内模式和模式第九章 关系查询处理和查询优化1（K）

35、.查询优化分类 ：代数优化、物理优化2（K）. RDBMS查询处理阶段 ： 1. 查询分析2. 查询检查3. 查询优化 4. 查询执行 2.1查询分析:查看语句是否符合SQL语法规则2.2查询检查：根据数据字典对合法的查询语句进行语义检查 ，检查通过后把SQL查询语句转换成等价的关系代数表达式 2.3查询优化：选择一个高效执行的查询处理策略 2.3.1查询优化方法选择的依据：基于规则、基于代价、基于语义2.4查询执行：依据优化器得到的执行策略生成查询计划，代码生成器(code generator)生成执行查询计划的代码 3. 关系查询优化是影响RDBMS性能的关键因素 4关系表达式等价替换规则

36、：通过对关系代数表达式的等价变换来提高查询效率 5.关系代数表达式的等价：指用相同的关系代替两个表达式中相应的关系所得到的结果是相同的。6. 常用的等价变换规则：见书270页7.物理优化的选择方法：基于规则的启发式优化、基于代价估算的优化、两者结合的优化方法8(K)查询树的启发性优化的规则：选择运算尽可能先做 投影运算和选择运算同时进行 把投影同期前或其后的双目运算结合起来，没必要为了某些字段而扫描一遍关系 把某些选择同在他前面要执行的笛卡尔积结合起来成为一个连接运算 找出公共表达式第十章1、事务处理技术主要包括：数据库的恢复技术和并发控制技术数据库恢复技术1（K）事务：是用户定义的一个数据库

37、操作序列，这些操作要么全做要么全部做，是一个不可分割的工作单位，在关系数据库中，他可以是一条SQL语句、一组SQL语句或是整个程序2（K）事务通常以BEGIN TRANSACTION开始，以COMMIT或ROLLBACK结束。3（K）事务的特性：原子性、一致性、隔离性、持续性，这四个特性简称为ACID 原子性： 一致性：例子为AB两个用户转账，A用户减少1万，B用户增加1万。这两个动作都发生，则一致性。 隔离性：并发执行的事务之间互不干扰 持久性：事务一旦提交，对数据库中的数据的改变就是永久的。4事务故障的恢复：撤消事务（UNDO）5故障种类：（T|X） 故障种类举例事务内部的故障（编程问题）

38、如：运算溢出、并发事务发生死锁而被选中撤销该事务违反了某些完整性限制等系统故障：是指造成系统停止运转的任何事件，使得系统要重新启动。如：特定类型的硬件错误（如CPU故障）、操作系统故障、DBMS代码错误、系统断电。发生故障时，未提交则UNDO，提交REDO介质故障称为硬故障指外存故障、磁盘损坏、磁头碰撞、操作系统的某种潜在错误瞬时强磁场干扰。解决：装入数据库发生介质故障前某个时刻的数据副本,重做自此时始的所有成功事务，将这些事务已提交的结果重新记入数据库计算机病毒6.各类故障，对数据库的影响有两种可能性一、是数据库本身被破坏二、是数据库没有被破坏，但数据可能不正确，这是由于事务的运行被非正常终

39、止造成的。7（K）恢复操作的基本原理：冗余。即数据库中任何一部分被破坏的或不正确的数据可以根据存储在系统别处的冗余数据来建立。8.建立冗余数据最常用的技术是：数据转储和登陆日志文件9.转存可分为：静态转存和动态转存 静态转存：系统中无运行事务时进行的转存操作 动态转存：转存和用户事务是并发的（不能保证事务的正确性）10.转存还可分为：海量转存和增量转存海量转存：每次转存全部的数据（进行恢复时方便一些）增量转存：每次只转存上一次转存后更新的数据（数据库大，事务繁琐时使用）转储状态动态转储静态转储转储方式海量转储动态海量转储静态海量转储增量转储动态增量转储静态增量转储11.登记日志文件 日志文件是

40、用来记录事务对数据库的更新操作的文件，它包括以记录为单位的日志文件和以数据块为单位的日志文件12（K2）登记日志文件的两条原则： 登记的次序必须严格按并发事务执行的时间顺序 必须先写日志文件，后写数据库13.事务故障的恢复（反向） 系统故障的恢复：（正向） 介质故障的恢复14(K)具有检查点的恢复技术：第十一章并发控制是衡量一个数据库管理系统的重要标志。为了保证事物的隔离性和一致性，DBMS需要对并发操作进行正确调度1(K)数据不一致性主要包括：丢失数据、不可重读数据、读”脏”数据,他们破坏了事务的隔离性2(K)封锁:是实现并发控制的一个非常重要的技术手段。所谓封锁就是事务T在某个数据对象例如

41、表、记录等操作之前，先向系统发出请求，对其加锁。3(K)基本的封锁有：排他锁（X锁）和共享锁（S锁） 排它锁又称写锁：若事务T对数据对象A加了X锁，T可以读和修改A，但不可以对对象A加任何类型的锁。 共享锁又称读锁：若事务T对数据对象A加了S锁，则事务T可以读A但不能修改它，其它事务只能在对A加S锁，而不能加X锁，直到T释放了A上的S锁。4.排它锁和共享锁的相容性T1：已经获取数据对象上的封锁类型。T2：对同一数据对象发出的封锁请求-：没有加锁Y：YESN:NO5.封锁的好处：没有丢失修改、可重读、不读”脏”数据。6.活锁：如果事务T1封锁了R，事务T2又请求封锁R，于是T2等待。T3也请求封

42、锁R，当T1释放了R上的资源后系统首先批准了T3的请求，T2仍然等待。之后，T4又请求封锁R，当T3释放了R 上的封锁之后，又批准了T4的请求.T2有可能永远等待，这就是活锁。7(K)死锁死锁：如果事务T1封锁了数据R1，T2封锁了数据R2，然后T1有请求封锁R2，因T2已封锁了R2，于是T1等待T2释放R2上的锁。接着T2又申请求封锁R1，因T1已封锁了R1，T2也只能等待T1释放R1上的锁。这样就出现了T1等T2，而T2又等T1的局面，T1和T2两个事务永远不能结束，形成死锁。死锁形成回路又环8.(k)可串行化调度：多个事务并发执行是正确的，当且仅当其结果与按某一次串行地执行这些事务的结果

43、相同，这种调度称为可串行化调度。9(K) 可串行化调度是正确调度10.可串行化调度的充分条件：调度是冲突可串行化的、两段锁协议 即：冲突可串行化可串行化的 两段锁协议可串行化的11.冲突可串行化调度12.两段锁协议和放置死锁的一次封锁法的异同 一次封锁法要求每个事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，否则就不能继续执行，因此一次封锁法遵守两段锁协议 两段锁协议并不要求事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁因此遵守两端锁协议的事务可能发生死锁。13.意向锁：如果对一个节点加锁，则说明该节点的下层节点正在被加锁；对任一节点加锁时，必须先对它的上层节点加意向锁。它包括：意向共享锁（IS）、意向排它锁（IX）和共享意向排它锁（SIX）意向共享锁（IS）：如果对数据对象加IS锁，表示他的后裔节点似加S锁 例如：事务T1要对R1中某个元组加S，则首先对关系R1和数据库加Is锁意向排它锁（IX）：如果对数据对象加IX锁，表示他的后裔节点似加X锁 例如：事务T1要对R1中某个元组加，则首先对关系R1和数据库加I锁共享意向排它锁（SIX）: 如果对一个数据对象加SIX锁，表示对它加S锁，再加IX锁，即SIX = S + IX。例：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）。14.