数据库原理

绪论

1. 数据：描述事物的符号记录称为数据，数据的含义称为语义
2. 数据库（DB）：数据库是长期存储在计算机内，有组织的，可共享的大量数据的集合
3. 数据库管理系统（DBMS）：软件
4. 数据库系统（DBS）：数据库系统是由数据库，数据库管理系统，应用程序和数据库管理员组成的存储、管理、处理和维护数据的系统。

数据库管理的三个阶段

人工管理、文件系统、数据库系统

概念模型

1. 实体：客观存在可相互区别的事物
2. 属性：实体所具有的某一特性
3. 码：唯一标识实体的属性集称为码
4. 实体型：用实体名及其属性名集合来抽象和刻画同类实体。学生（学号，姓名……）
5. 实体集：同一类型实体的集合。全体学生
6. 联系：一对一，一对多，多对多

数据模型

1. 数据结构
2. 数据操作：对数据库中的对象允许执行的操作的集合
3. 数据的完整性约束条件：数据及期联系所具有的制约和依存关系

三级模式结构

1. 模式：也称逻辑模式，是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
2. 外模式：也称子模式或用户模式，是数据库用户能够看见和使用的局部数据的逻辑结构和特征的描述，数据库用户的数据视图，是与某一应用有关的数据的逻辑表示。保证数据库安全性，用户只能看到对应的外模式。
3. 内模式：也称存储模式，一个数据库只有一个内模式，它是数据物理结构和存储方式的描述，是数据在数据库内部的组织方式

• 外模式/模式映象：和外模式个数有关；当模式改变时，只需修改映象，不必修改外模式，保证逻辑独立性
• 逻辑模式/内模式映象：当存储结构改变时，只需修改映象，保证物理独立性

第二章

域：一组具有相同数据类型的值的集合

元组：域的笛卡尔积叫做元组

候选码：某一属性组的值能唯一标识一个元组，而其子集不能

主码：从候选码中选择一个作为主码

外码：关系R中的一个属性，它不是R的候选码，但它与另一个关系S的主码相对应，则称R中的这个属性为外码

关系：基本表、查询表、视图

关系模式：R(U,D,DOM,F)

R为关系名，U为组成该关系的属性名集合，D为U中属性所来自的域，DOM为属性向域的映像集合，F为属性间数据依赖关系集合

结构化查询语言：SQL

关系完整性

1. 实体完整性：主属性不能取空值
2. 参照完整性：属性与另一个表的主码相对应（外码）
3. 用户定义完整性：语义要求（唯一值、取值范围等）

关系代数

∪	-	∩	×	÷	σ	∏	▷◁	ρ
并	差	交	笛卡尔积	除	选择	投影	连接	更名

代数操作

交

θ连接

自然连接

等值连接

θ为“=”的连接运算称为等值连接，选取属性值相等的元组

自然连接是特殊的等值连接，要求比较的分量必须是同名的属性组

除

结果中属性部分包含属性相减之后的，元组部分满足结果与除数的连接的结果在被除数中

外连接

连接时，由于没有公共属性上值相等的元组，造成某些元组被舍弃了，这些被舍弃的元组称为悬浮元组。如果想把悬浮元组也保存在结果中，则其无对应的属性值为NULL，

• 左外连接：只保留连接式左边的元组
• 右外连接：只保留连接式右边的元组
• 全外连接：左右两边都保存

关系元组演算

第三章

SQL功能	动词
数据查询	SELECT
数据定义	CREATE，DROP，ALTER
数据操纵	INSERT，UPDATE，DELETE
数据控制	GRANT，REVOKE

定义语句

	创建	删除	修改
模式	CREATE SCHEMA	DROP SCHEMA
表	CREATE TABLE	DROP TABLE	ALTER TABLE
视图	CREATE VIEW	DROP VIEW
索引	CREATE INDEX	DROP INDEX	ALTER INDEX

没有修改模式和视图的操作，先删除再重建

视图是从基本表中或其他视图中导出的表，它本身并不存储在数据库中，虚表

模式

表示一个数据库的命名空间

--为用户WANG定义一个模式 S-T
CREATE SCHEMA "S-T" AUTHORIZATION WANG

--为用户ZHANG创建一个模式TEST，并且在其中定义一个表TAB1
CREATE SCHEMA TEST AUTHORIZATION ZHANG
CREATE TABLE TAB1(COL1 INT,
                 COL2 CHAR(20)
                 );

--删除模式
DROP SCHEMA <模式名> <CASCADE|RESTRICT>
--CASCADE和RESTRICT必选其一，CASCADE级联，表示在删除模式的同时把该模式下的数据库对象全部删除；RESCRICT限制，表示如果该模式中已经定义了数据库对象，则拒绝该语句的执行

表

定义

create table Course
	(Cno char(4) primary key,
	Cname char(40) not null,
	Cpno char(4),
	Ccredit smallint,
	foreign key (Cno) references Course(Cno) --外码约束
	);

create table SC
	(Sno char(9),
	Cno char(4),
	Grade smallint,
	primary key(Sno,Cno),--主键包括两个属性
	foreign key (Sno) references Student(Sno),
	foreign key (Cno) references Course(Cno)
	);

修改

--Student表中增加列S_entrance
alter table Student add S_entrance Date;

--修改表Student的列的数据类型
alter table Student modify Sage int;

--增加Course表中的Cname列的约束条件
alter table Course add unique(Cname);

--删除列的约束条件
alter table Student drop unique(Sno);

删除

--表一旦删除，表中的数据和建立的索引都将自动删除，视图也无法使用
drop table Student;

--CASCADE会删除与该表有关的一切事物

索引

加快表的查询速度，按某种方式排序之后的结果，可以建立在一列或多列上，在DBMS中一般是自动建立的（主键）

• unique：表示索引的每一个索引值只对应唯一的数据记录，有重复值的列不能建立索引
• cluster：聚簇索引，磁盘上存储的物理顺序和索引项的顺序一致，一个表只能建立一个聚簇索引

建立（默认ASC升序）

--在表Student的Sname列建立一个聚簇索引，Student表中的记录按照Sname升序存放
create cluster index ind_Sname on Student(Sname);

--唯一索引
create unique index int_Cno on Course(Cno);
create unique index ind_SC on SC(Sno ASC,Cno DESC)

删除

drop index ind_Sname

查询

between and,not between and
in,not in
like,not like,%,_
is null,is not null
and,or

集函数
count()
sum()
avg()
max()
min()

去重
distinct,all

select Sno,count(*)
from Student
where Sdept='CS'
group by Ssex having count(*)>4
order by Sno ASC

外连接，主表和从表，空值补充

--左外连接,右边从表补充空值
select Student.Sno,Sname,Cno,Grade
from Student,SC
where Student.Sno=SC.Sno(*)

嵌套查询

--子查询一定要写在比较运算符之后
select Sname
from Student
where Sno in
	(select Sno
    from SC
    where Cno='2')

--查询其他系中比IS系所有学生年龄都小的学生名单
select Sname,Sage
from Student
where Sage < all
	(select Sage
    from Student
    where Sdept='IS')
    and Sdept != 'IS'
order by Sage DESC

select Sname,Sage
from Student
where Sage <
	(select min(age)
    from Student
    where Sdept='IS')
    and Sdept != 'IS'
order by Sage DESC

UNION并集(属性相同)

select *
from Student
where Sdept="CS"
union
select *
from Student
where Sage<=19

插入

insert into SC(Sno,Cno)
values('95020','1');

insert into Deptage(Sdept,Averge)
select Sdept,avg(Sage)
from Student
Group by Sdept

修改

update Student
set Sage=22
where Sno="95001"

视图

视图是不实际存储数据的虚表，可以对数据提供安全保护

--创建信息系的学生信息
create view IS_Student
	as 
	select Sno,Sname,Sage
	from Student
	where Sdept='IS'
	with check option

• select语句一般情况下不允许有order by和distinct
• 如果定义视图的语句省略了组成视图的属性名，则默认和select语句的属性名一致
• with check option表示对视图的操作update，insert，delete同时要满足where语句中的谓词条件
• 定义的视图只是把视图的定义存入数据字典，而并不执行select语句，在对视图进行查询操作时才在基础表中进行数据查询，也就是说视图并不是在创建时就固定不变，而是随着基本表的变化而动态变化
• 视图可以建立在另一个视图上

--创建每个学生的平均值
create view S_G(Sno,Gavg)
	as
	select Sno,avg(Grade)
	from SC
	group by Sno

定义视图时最好有明确的属性列名

--创建女生学生视图
create view view1(Snum,Sname,sex,age,dept)
	as
	select *
	from Student
	where Ssex = "女"

select *,如果以后修改了Student表的结构（比如新增加一列），则视图view1与Student的映像关系就会出现问题，所以还是明确指出基本表的属性名与视图属性映射。或者修改基本表的结构之后，删除视图并重新建立

--删除视图
drop view view1

若视图的基本表被删除了，视图不会自动删除，只是会失效

视图的查询：用户对视图的查询+视图定义时的子查询

更新：由于视图是不实际存储数据的虚表，因此对视图的更新最终要转化为对基本表的更新

为防止视图在更新时操作不属于视图操作范围的基本表数据，在创建视图时加上with check option，这样在视图更新时就会检查在视图定义时的条件

并不是所有的视图都允许更新，因为有些不能转化为对应的基本表操作

update IS_Student
set Sname="zhangsan"
where Sno='95002'

--转换成对应基本表的操作,添加上视图创建时的where谓词条件
update Student
set Sname="zhangsan"
where Sno='95002' and Sdept='IS'

insert into IS_Student
values('95025','lisi',20)

--转化
insert into Student(Sno,Sname,Sage,Sdept)
values('95025','lisi',20,'IS')

delete from IS_Student
where Sno='95025'

--转化
delete from IS_Student
where Sno='95025' and Sdept='IS'

授权

对象	类型	操作权限
属性列，视图	Table	Select,Insert,Update,Delete,All Privileges(四种8权限的总和)
基本表	Table	Select,Insert,Update,Delete,Alter,Index,All Privileges
数据库	Database	CREATETAB

--把修改Student表的权限授给用户U1,并允许U1将此权限授给其他用户
Grant Update On Table Student To U1 With Grant Option

--把Student和Course表的所有权限授给用户U3和U2
Grant All Privileges On Table Student,Course To U3,U2

--把Student的插入权限授给所有用户
Grant Insert On Table Student To Public

--DBA将在数据库S_C中创建表的权限授给U4
Grant CREATETAB On DATABASE To U4

第四章

关系模式：R(U,D,DOM,F)

R为关系名，U为组成该关系的属性名集合，D为U中属性所来自的域，DOM为属性向域的映像集合，F为属性间数据依赖关系集合

逻辑蕴涵

设F是关系模式R(U)中的一个函数依赖集合，X，Y是R的属性子集，如果从F中的函数依赖能够推导出X->Y，则称F逻辑蕴涵X->Y，或称X->Y是F的逻辑蕴涵。

闭包

被F逻辑蕴涵的所有函数依赖集合称为F的闭包，记作F+

(若F+=F，则说F是一个全函数依赖族)

Armstrong ‘ s Axioms 阿姆斯特朗公理

1. 自反律：若Y属于X属于U，则X->Y被F逻辑蕴涵。
2. 增广律：若X->Y∈F，且Z属于U，则XZ->YZ
3. 传递率：若X->Y∈F，且Y->Z，则X->Z被F逻辑蕴涵

• 合并律：若X->Y且X->Z，则X->YZ
• 伪传递律：若X->Y且WY->Z，则XW->Z
• 分解律：若X->Y且Z属于Y，则X->Z

属性闭包

X+ = { A | 用阿姆斯特朗定理从F导出的X->A }

覆盖

对R(U)上的两个函数依赖集合F,G，如果F+ = G+ ，则称F和G是等价的，也称F覆盖G或者G覆盖F。

---

函数依赖

函数依赖：X函数确定Y。F={Sno->Sdept,Sdept->Mname,(Sno,Cname)->Grade}

糟糕的关系模式会存在：数据冗余太大，更新异常，插入异常，删除异常

平凡函数依赖与非平凡函数依赖

• 非平凡函数依赖：R(U)中，对于U的子集X和Y，如果X->Y，但Y不是X的子集，则称X->Y是非平凡函数依赖

• 平凡函数依赖：如果X->Y，Y是X的子集，则称X->Y是平凡函数依赖

完全函数依赖与部分函数依赖

• 完全函数依赖：R(U)，如果X->Y，并且对于X的任何一个真子集X’，都不能X’->Y，则称Y完全函数依赖于X，记作X-f->Y

  (Sno,Cno)-f->Grade

• 部分函数依赖：若X->Y，但Y不完全函数依赖于X，则称Y部分函数依赖于Y，记作X-p->Y

  (Sno,Cno)-p->Cname

传递函数依赖

X->Y，Y->Z，且Y不是X的子集，Z不是Y的子集，Y不能退出X，则称Z传递函数依赖X

码

• 候选码：R，若K-f->U，则K称为R的一个候选码
• 主码：选定一个候选码为主码
• 主属性：如一个属性是构成某一个候选关键字的属性集中的一个属性，称为主属性

第一范式1NF

所有属性都是不可分的基本数据项，R属于1NF

SLC(Sno,Sdept,Sloc,Cno,Grade),[【码（Sno,Cno）】

(Sno,Cno)-f->Grade,完全函数依赖；(Sno,Cno)-p->Sdept,部分函数依赖

插入异常，删除异常，数据冗余大，修改复杂。【原因：Sdept,Sloc对码的部分函数依赖】

第二范式2NF

若R属于1NF，并且每一个非主属性都完全依赖于R的码，则R属于2NF

SC(Sno,Cno,Grade)【码（Sno,Cno）】；SL(Sno,Sdept,Sloc)【码：Sno,Cno】

【消除了Sdept，Sloc对码的部分函数依赖】

依然存在插入异常，删除异常，数据冗余性大，修改复杂。【原因：SL中Sloc传递函数依赖与Sno】

第三范式3NF

第三范式每一个非主属性既不部分函数依赖于候选码，也不传递函数依赖于候选码

把SL分解为SD(Sno,Sdept)【码：Sno】；DL(Sdept,Sloc)【码：Sdept】

BCNF

所有属性都不部分依赖于码也不传递依赖于码。每个决定属性集都包含候选码，BCNF

STJ(S,T,J)学生，教师，课程。一个教师教一门课，每门课由若干教师教

函数依赖：(S,J)->T；(S,T)->J；T->J。满足3NF，但仍存在问题。

T是决定属性集，T只是主属性，既不是候选码也不包含候选码

分解：ST(S,T)；TJ(T,J)

分解后没有任何属性对码的部分函数依赖和传递函数依赖

多值依赖

Teach(C,T,B)课程C，教师T，参考书B

C—>—>T，T多值依赖于C。一个C的值可以决定多个T的值

第四范式4NF

限制关系模式的属性之间不允许有非平凡且非函数依赖的多值依赖

CT(C,T)；CB(C,B)

关系模式的分解

如果分解后的关系可以通过自然连接恢复成原来的关系，那么这种分解就没有丢失信息，具有无损连接性

• 分解具有无损连接性能保证不丢失信息；分解保持函数依赖可以减轻或解决各种异常情况
• 具有无损连接性的分解不一定能保持函数依赖；同样保持函数依赖的分解也不一定具有无损连接性

如果分解具有无损连接性，那么模式分解一定能够达到4NF

若要求分解保持函数依赖，那么模式分解一定能够达到3NF，但不一定能够达到BCNF

若要求分解达到无损连接和函数依赖，那么模式分解一定能够达到3NF，但不一定能够达到BCNF

第五章

数据库保护

用户标识和鉴定、存取控制、定义视图、审计（日志）、数据加密

并发控制

事务

事务是数据库的逻辑工作单位，它是用户定义的一组操作序列

--开始
Begin Transaction
--提交事务的所有操作，将事务中所有对数据库的更新写回到磁盘上的物理数据库，事务正常结束
Commit
--回滚，发生故障，将事务中对数据库的所有已完成的更新操作全部撤销，回滚到开始时的状态
RollBack

ACID属性

• 原子性（atomicity）:不可分割，一个事务中的操作要么都做，要么都不做
• 一致性（consistency）：从一个一致性状态到另一个一致性状态
• 隔离性（isolation）：一个事物的执行不能被另一个事务干扰
• 持续性（durability）：一个事物一旦提交，它对数据库的数据改变就应该是永久性的

丢失修改

不可重复读

脏读

触发器

定义在关系表上的一类由事件驱动的特殊过程

create trigger SC_T--触发器名
After update of Grade on SC--触发事件

并发操作的调度

事务不同的执行顺序，串行执行结果相同，这种并行的调度策略称为可串行化

封锁

1. 排它锁（X锁，写锁）：事务T给数据对象A加上X锁，只允许T读取和修改A，其他任何事务都不能对A做任何操作，直到T释放A上的锁
2. 共享锁（S锁，读锁）：事务T对数据对象A加上S锁，只允许读A，其他事务只能对A加S锁，不能加X锁，直到T释放A的S锁。

封锁粒度：封锁的粒度越大，系统中能够被封锁的对象就越少，并发度也就越小，但同时系统开销也就越小。相反，封锁粒度越小，并发度越高，系统开销越大

死锁和活锁

活锁：某个事务由于某种原因一直处于无限期的等待

死锁：多个事务处于一种互相争夺资源数据的状态，互相等待，不能结束

恢复

事务故障、系统故障、介质故障

日志文件：先写日志文件，再写数据库

数据库复制

对等复制：各个场地的数据库地位平等，可以互相复制数据

主/从复制：只能从主数据库复制到从数据库中，更新数据也只能在主数据库中

级联复制：从主数据库复制过来的数据又从该场地复制到其他数据库中

第六章

数据库设计步骤

数据字典

数据项、数据结构、数据流、数据存储、处理过程

第八章

数据库系统的发展

1. 第一代：层次和网状
2. 第二代：关系数据
3. 第三代：面向对象

分布式数据库的特点

1. 数据的物理分布，分布在不同场地的计算机上；
2. 数据的逻辑整体性，逻辑上是相互联系的整体；
3. 数据的分布独立性，用户不必关心数据的分布和分片；
4. 场地自治的协调，每个结点具有独立性，能处理局部的请求和处理全局的应用请求；
5. 数据的冗余及透明性，存在适当冗余以适合分布式处理的特点

数据仓库

为了构建新的分析处理环境而出现的一种数据存储和组织技术

面向主题的、集成的、不可更新（数据仓库主要供分析决策之用，一般不进行修改操作）、数据仓库随时间变化（增加新的数据，删除旧的数据）