数据库知识点总结

文件处理系统存在问题：数据的冗余和不一致，数据访问困难，数据孤立，完整性问题，原子性问题，并发访问异常，安全性问题数据库三级抽象物理层：最低层次的抽象，描述数据实际上是怎样存储的。逻辑层：比物理层层次稍高的抽象，描述数据库中存储什么数据及这些数据间存在什么关系。视图层：最高层次的抽象，只描述整个数据库的某个部分数据操纵语言DML：使用户可以访问或操作那些按其某种适当的数据模型组织起来的数据。过程化DML：要求用户指定需要什么数据以及如何获得这些数据。非过程化DML：只要求用户指定需要什么数据，而不指明如何获得这些数据事务状态图活动状态：初始状态；事务执行时处于这个状态。部分提交状态：最后一条语句执行后。失败状态：发现正常的执行不能继续之后。中止状态：事务回滚并且数据库已恢复到事务开始执行前的状态之后。提交状态：成功完成后事务进入中止状态，系统有两种选择：重启事务：事务中止是硬件错误或不是由事务的内部逻辑产生的软件错误时。杀死事务：事务的内部逻辑错误，或者由于输入错误，或所需数据在数据库中没有找到可恢复调度：对于每对事务Ti和Tj，如果Tj读取了由Ti所写的数据项，则Ti先于Tj提交无级联调度：对于每对事务Ti和Tj，如果Tj强实体集：主码是生成的模式的主码。弱实体集：主码由其所依赖的强实体集的主码与弱实体集的分辨符组合而成超码：一个或多个属性的集合，这些属性的组合可以使我们在一个关系中唯一地标识一个元组。候选码：任意子集都不能成为超码。主码：代表被数据库设计者选中的用来在同一关系中区分不同元组的候选码事务ACID特性:原子性：事务的所有操作在数据库中要么全部正确反映，要么全部不反映。一致性：隔离执行事务时保持数据库的一致性。隔离性：尽管多个事务可能并发执行，但系统保证，对于每对事务Ti和Tj，在Ti看来，Tj或者在Ti开始之前已经完成执行，或者在视图：任何不是逻辑模型的一部分但作为虚关系对用户可见的关系。屏蔽数据库的逻辑细节，提供防止用户访问数据库的某些部分的安全性机制。createviewvas<…>物化视图：保证如果用于定义视图的实际关系改变了，视图也跟着修改。视图维护：保证视图一直是最新的过程。用其他视图定义视图：一个视图可能被用到定义另一个视图的表达式中视图展开：该过程家丁视图定义不是递归的完整性约束：保证当授权用户对数据库进行修改时不会破坏数据的一致性，防止对数据的意外破坏DBMS数据库管理系统：由一个互相关联的数据的集合和一组可以访问这些数据的程序组成。该集合为数据库。目标：提供一个可以方便高效的存取数据库信息的环境。广义投影：运算通过允许在投影列表中使用算数函数来对投影进行扩展ПF1~Fn(E)，其中E是任意关系代数表达式，而F1…删除：r←r-Er是关系而E是关系代数查询插入：r←r∪E更新：r←ПF数据定义：数据库中的关系集合由数据定义语言（DDL）指定给系统，包括每个关系的模式每个属性的值域完整性约束每个关系维持的索引集合，每个关系安全性和权限信息。磁盘上每个关系的物理存储结构建造表createtabler（A1D1,…,AnDn，<完整性约束1>，<完整性约束k>）r是关系名Ai是关系r模式的一个属性名Di是属性Ai域的值的域类型notnull数据不允许有空值insertinto关系名values（）deletefrom关系名（表名）删除droptabler去掉一个关系altertableraddAD修改关系表r是已有关系名字A是要添加的属性的名字D是要添加的属性的域as子句给结果关系中的属性赋个名称groupby子句中的一个或多个属性是用来构造分组的distinct用来删除重复元组having分组限定条件空值检测null有空值参与比较运算，结果是unknow集合成员资格：in测试元组是否是集合中成员，也可以用于枚举集合集合的比较：至少比某一个要大>some(some任意一个all所有每一个)=some等价于in<>all等价于notin将“关系A包含B”写成“notexists(BexceptA)”测试是否存在重复元组：结果中没有重复的元组，unique返回真删除：deletefromrwhereP插入：insertintoaccountvalues更新：updateaccountset事务：由查询和更新语句序列组成commitwork提交当前事务rollbackwork回滚当前事务notnull约束：禁止在该属性上插入一个空值；同样可以被用在用户定义域的声明中，由此该域类型的属性不能为空unique：指出Aj1….Ajm属性形成了一个候选码，候选码的属性可为空check：保证属性值满足指定的条件参照完整性：保证一个关系中给定属性集上的取值也在另一关系的某一属性集的取值中出现函数依赖推导：模式R上函数依赖α→β成立的条件是：如果对任意合法关系r（R）及r中任意两个元组t1和t2，若t1[α]=t2[α],则t1[β]=t2[β]保持依赖判别：r分解为n份后，f的闭包不变。视图等价的串行调度1对于每个数据项Q，若事务Ti在调度S中读取Q的初始值，那么在调度S’中Ti也必须读取Q的初始值。2对于每个数据项Q，若事务Ti在调度S执行read（Q），并且读取的值是由事务Tj执行的write（Q）产生的，则在调度S’中，Ti的read（Q）操作读取的值Q也必须是有Tj的同一个write（Q）产生的。3对于每个数据项Q，若在调度S中有事务执行最后的write（Q）操作，则在调度S’中操作该事务也必须执行最后的write（Q）BCNF满足条件：对所有F+中形如α→β的函数依赖下面至少一个成立：α→β是平凡依赖；α是R的一个超码。分解方法：设R为不属于BCNF的一个模式，则至少有一个非平凡的函数依赖α→β，且α不是R的超码，我们在设计中用一下两个模式取代R：（α∪β）（R-（β-3NF满足条件：F+中所有形如α→β的函数依赖，至少有以下之一成立：α→β是一个平凡的函数依赖；α是R的一个超码；β-α中的每个属性A都包含在R无损分解：如果我们把r投影至R1和R2上，然后计算投影结果的自然连接，我们仍然得到一摸一样的r，ΠR1（r）▷◁ΠR2（r）=r。判别：R1交R2是二者中任意一个的超码。属性集闭包（Armstring公理）自反律：β⊆α，则α→β增补律：α→β，则γα→βγ传递律：α→β及β→γ则α→γ合并律α→β及→γ，α→βγ分解律α→βγ，则α→βα→γ伪传递律：若有α→β及γβ→δ则αγ→δ闭包：α为一属性集，我们称在函数依赖集F下由α函数确定的所有属性的集合为F下α的闭包α属性集闭包算法用途：1判定α是否为超码，通过计算α+，看α+是否包含了R中的所有属性。2通过检验是否β⊆α+，我们可以验证函数依赖α→β是否成立。3对任意γ⊆R，我们找出闭包γ+；对任意的无关属性：考虑函数依赖集F及F中函数依赖α→β，如果A∈α并且F逻辑蕴涵（F—﹛α→β﹜）∪﹛（α—A）→β﹜,则A在α中是无关的；如果如果A∈β并且F逻辑蕴涵（F—﹛α→β﹜）∪﹛α—（β→A）﹜,则属性A在β中是无关的正则覆盖(Canonicalcover)F的一个正则覆盖Fc是一个依赖集，使得F逻辑蕴涵Fc中的所有依赖，并且Fc逻辑蕴涵F中的所有依赖，此外Fc必须具有如下性质：Fc中任何函数依赖都不含无关属性；Fc中函数依赖的左半部都是唯一的若一个调度s于一个串行调度冲突等价，称调度s是冲突可串行化的如果调度S可以经过一系列非冲突指令交换转换s’，我们称S与S’是冲突等价的如果某个调度视图等价于一个串行调度，则我们说这个调度S是视图可串行化的共享锁若事务Ti获得了数据项Q的共享型锁，则Ti可读取但不能写Q排它锁：若事务Ti获得了数据项Q的排他型锁，则Ti可读取又能写Q两阶段封锁协议：增长阶段事务可以获得锁，但不能释放锁。缩减阶段事务可以释放锁，但不能获得锁。两阶段封锁协议保证冲突可串行化，并不保证不发生死锁，级联回滚可能发生严格两阶段封锁协议：不仅要求封锁是两阶段，还要求事务持有的所有排它锁必须在事务提交后方可释放。强两阶段封锁协议：要求事务提交之前不得释