文档内容
数据库系统知识点总结
店
营
第一章
专
1、数据库系统相关概念
1、数据：描述事物的符号记录，包括数据的表现形式和数据解释两个部分。如数字、音频、图形、文本、
育
图像、语言、视频等多种表现形式。经过数字化处理后存入计算机。
数据是信息的符号表示或载体。信息是数据的内涵是对数据的语义解释。
2、数据库（DB）：长期存储在计算教机内、有组织、可共享的大量数据的集合。数据库中的数据按照一定
的数据模型组织、描述和存储，具有娇小的冗余度、交稿的数据独立性和易扩展性，并可为各种用户共享。
3、数据库管理系统（DBM诚S）：位于用户和操作系统间的数据管理系统的一层数据管理软件。用途：科学
地组织和存储数据，高效地获取和维护数据。包括数据定义功能，数据组织、存储和管理，数据库的事物管
理和运行管理，数据库的建立和维护功能，其他功能。
书
4、数据库系统（DBS）：在计算机系统中引入数据库后的系统，一般由数据库。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。目的：存储信息并支持用户检索和更新所需的信息。
2、数据模型概念，作用及其 3要素
模型：对现实世界中某个对象特征的模拟和抽象。
数据模型：是数据库中用来对现实世界数据特征的抽象的工具，是数据库中用于提供信息表示和操作手
段的形式架构。
三要素：
（1） 数据结构：是所研究的对象类型的集合，是对系统静态特性的描述。
（2） 数据操作：对数据库中各种对象（型）的实例（值）所允许进行的操作的集合，包括操作及有关的操
作规则，是对系统动态特性的描述。
（3） 数据的约束条件：是完整性规则的集合。完整性规则是给订的数据库模型中数据及其联系所具有的制
约和依存规则，用一限定符合数据模型的数据库状态及其变化，以保证数据库的正确、有效、相容。
3、概念模型的作用？
概念模型实际上是显示世界到机器世界的一个中间层次。概念模型用于信息世界的建模，是现实世界到
信息世界的第一层抽象，是数据库设计人进行数据库设计的有力工具，也是数据库设计人员和用户之间进行交流所试用的语言。
4、概念模型中 ER图的设计
E-R图（实体—联系方法）提供了表示实体型、属性和联系的方法：
实体型：用矩形表示，矩形框内写明实体名。
属性：用椭圆形表示，并用无向边将其与相应的实体型连接起来。
5、数据库系统三级模式结构和二级映像功能，这种结构的优点？
三级模式结构：
（1） 模式：（逻辑模式）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。
模式的地位：是数据库系统模式结构的中间层，与数据的物理存储细节和硬件环境无关，与具体的应用程序、
开发工具及高级程序设计语言无关。
模式定义的内容：数据的逻辑结构（数据项的名字、类型、取值范围等），数据之间的联系，数据有关的安全
性、完整性要求
店
（2） 外模式：（子模式/用户模式）数据库用户（包括应用程序员和最终用户）能够看见和使用的局部数据
库和逻辑结构和特征的描述，是数据库用户的数据视图，是与某一应用有关的系统的逻辑表示。一
个数据库可以有多个外模式。 营
外模式的地位：介于模式与应用之间
模式与外模式的关系：一对多。外模式通常是模式的子专集。一个数据库可以有多个外模式。反映了不同的用
户的应用需求、看待数据的方式、对数据保密的要求。对模式中同一数据，在外模式中的结构、类型、长度、
保密级别等都可以不同。
育
外模式与应用的关系：一对多。同一外模式也可以为某一用户的多个应用系统所使用
但一个应用程序只能使用一个外模式
（3） 内模式：存储模式或内视图）教是数据物理结构和存储方式的描述，是数据在数据库内部实际存储的
表示方式：
记录的存储方式（顺序，B树， 诚hash方法存储），索引的组织方式，数据是否压缩存储，数据是否加密。数据
存储记录结构的规定，一个数据库只有一个内模式
三级模式的优点：
书
（1）保证数据的独立性（内模式与模式分开物理独立；外模式与模式分开逻辑独立）
（2）简化用户窗口 （3）有利于数据共享 （4）利于数据的安全保密
（5）数据存储由DBMS管理（用户不用考虑存取路径等细节）
二级映像功能：（1） 外模式/模式映像（应用可扩充性）
店
定义外模式(局部逻辑结构)与模式(全局逻辑结构)之间的对应关系，映象定义通常包含在各自外模式的描述中，
每一个外模式，数据库系统都有一个外模式／模式映象。
用途：保证数据的逻辑独立性 营
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，从而应用程序不专必修改，保证了数据与程序的逻辑独立性，简称数据
的逻辑独立性。
（2） 模式/内模式映像（空间利用率，存取效率）
育
模式/内模式映像是唯一的，它定义了数据全局逻辑结构与存储结构之间的对应关。数据库中模式／内模式映
象是唯一的。该映象定义通常包含在模式描述中。
用途：保证数据的物理独立性 教
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
诚
证了数据与程序的物理独立性，简称数据的物理独立性。
优点：
（1）保证了数据库外模式的稳定性。
书
（2）从底层保证了应用程序的稳定性，除非应用需求本身发生变化，否则应用程序一般不需要修改。
（3）数据与程序之间的独立性，使得数据的定义和描述可以从应用程序中分离出去。
6、什么叫数据与程序的物理独立性？什么叫数据与程序的逻辑独立性？ 为什么数据库系统具
有数据与程序的独立性？
1、数据与程序的逻辑独立性：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。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。
2、数据与程序的物理独立性：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。
数据库管理系统在三级模式之间错提供的二层影响保证了数据系统中的数据具有较高的逻辑独立性和物
理独立性。
第二章：关系数据库
1、关系模型的 3个组成部分及各部分所包括的主要内容。
1、关系数据结构：描述现实世界的实体以及实体间的各种联系。只包含单一的数据结构—关系。2、关系操作
查询操作：选择、投影、连接、除、并、差、交、笛卡尔积等。
插入、删除、修改操作。
3、关系的完整性约束
实体完整性和参照完整性：关系模型必须满足的完整性约束条件称为关系的两个不变性，应该由关系系
统自动支持。
用户定义的完整性：应用领域需要遵循的约束条件，体现了具体领域中的语义约束。
2、关系数据结构的形式化定义（各术语）
域：一组具有想通数据类型的值的集合。（用D表示）域中所包含的值的个数称为域的基数（用m表示）。
例:整数、实数等。
笛卡尔积：域上面的一个集合运算。给定一组域D1，D2…Dn (可以是相同的域) D1，D2…Dn的笛卡尔
积为：D1×D2×…×Dn ＝｛（d1，d2…dn）｜di ，Di＝i1，2，…，n｝所有域的所有取值（n 元有序组）
的一个组合。有序组的取值不能完全重复。
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)(张
店
清玫，计算机专业，李勇)、(张清玫，计算机专业，刘晨)等都是元组。
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。张清玫、计算机
专业、李勇、刘晨等都是分量。 营
基数（Cardinal number）：若Di（i＝1，2，…，n）为有限集， Di中的集合元素个数称为Di的基数，用
mi（i＝1，2，…，n）表示，则 D1×D2×…×Dn的基专数 M （即元素的个数）为为所有域的
基数的累乘之积。
例：A={a,b} B={1,2,0}
育
A与B的笛卡尔积={,,,,,}
B与A的笛卡尔积=｛<0,a>,<0,b>,<1,a>,<1,b>,<2,a>,<2,b>｝
期中<0,a>等都是元祖，a、b、0、1 教、2都是分量，基数M=2*3=6，一共有六个元组。
关系：是笛卡尔积的有限子集，无限关系在数据库系统中是无意义的。D1×D2×…×Dn的子集叫作在域
D1，D2，…，Dn上的n元关系
诚
，表示为R（D1，D2，…，Dn）
R：关系名 n：关系的目或度（Degree）
书
（1）元组：关系中的每个元素是关系中的元组，通常用t表示。
（2）单元关系与二元关系：当n=1时，称该关系为单元关系（Unary relation）或一元关系；当n=2时，
称该关系为二元关系（Binary relation）
（3）关系的表示：关系也是二维表，表的每行对应一个元组，表的每列对应一个域。
（4）属性：由于笛卡尔积不满足交换律，即(d1，d2，…，dn)≠(d2 ， d1 ，…，dn)
但关系满足交换律，即 (d1，d2，…，di ，dj ，…， dn ）=（ d1，d2 ，…，dj，di ，…， dn ） （i，
j = 1，2，…，n）
解决方法：为关系的每个列附加一个属性名以取消关系元组的有序性；关系中不同列可以对应相同的域；
为了加以区分，必须对每列起一个名字，称为属性（Attribute）；n目关系必有n个属性。
（5）码：
候选码：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。
主属性：候选码的诸属性称为主属性，不包含 在任
何侯选码中的属性称为非主属性或非码属性。
超码：关系中能唯一标识元组的属性集，超码 的任
意超级仍是超码
候选码：任意真子集都不能成为超码的“最小” 超码，即在候选码中，若要再删除属性，就不是超码了。
3、外码，主码，候选码的概念
候选码：若关系中的某一属性组的职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，则选定期中一个为主码。
外部码：设F是基本关系R的一个或一组属性。但不是关系R的码，如果F与基本关系S的主码K想对
应，则称F是基本关系R的外部码，简称外码。
4、关系的 3类完整性约束概念
实体完整性：若属性（指一个或一组属性）A是基本关系R的主属性， A不能取空值。
参照完整性：若属性（或属性组）F是基本关系R的外码，它是基本关系S的主码K相对应（基本关系
R和S不一定是不同的关系），则对于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中某个元组的主码值。
用户定义的完整性：针对某一具体关系数据库的约束条件。反映某一具体应用所设计的数据必须满足的
语义要求。
店
5、关系操作的特点，关系代数中的各种运算
关系操作的特点是集合操作方式，即操作的对象和结果是集营合。
关系代数：
专
育
教
诚
书
1、并（R∪S）仍为n目关系，由属于R或属于S的元组组成。R∪S = { t|t ∨ tR S }
2、差（R – S）仍为n目关系，由属于R而不属于S的所有元组组成。R -S = { t|t ∧tR S }
3、交（R∩S）仍为n目关系，由既属于R又属于S的元组组成。R∩S = { t|t ∧ tR R∩S }S = R –
(R-S）
4、笛卡尔积R: n目关系，k1个元组；S: m目关系，k2个元组；R×S。
5、R，t∈R，t[Ai]
设关系模式为 R(A1，A2，…，An)，它的一个关系设为 R，t∈R 表示 t 是 R 的一个元组，t[Ai]则表示元
组t中相应于属性Ai的一个分量。
6、A，t[A]， A
若A={Ai1，Ai2，…，Aik}，其中Ai1，Ai2，…，Aik是A1，A2，…，An中的一部分，则A称为属性
列或属性组；t[A]=(t[Ai1]，t[Ai2]，…，t[Aik])表示元组t在属性列A上诸分量的集合；A则表示{A1，A2，…，
An}中去掉{Ai1，Ai2，…，Aik}后剩余的属性组。
7、tr ts
R为n目关系，S为m目关系。tr ∈R，ts∈S， tr ts称为元组的连接。tr ts是一个n + m列的元组，前n个分量为R中的一个n元组，后m个分量为S中的一个m元组。
8、象集Zx
给定一个关系R（X，Z），X和Z为属性组。当t[X]=x时，x在R中的象集（Images Set）为：Zx={t[Z]|t
R，t[X]=x}。
它表示R中属性组X上的分量值为x的诸元组在Z上分量的集合
9、选择：选择又称为限制（Restriction）σ:对元组按照条件进行筛选。在关系 R 中选择满足给定条件的
诸元组σF(R) = {t|t∈R∧F(t)= '真'}。
10、投影：投影运算符π的含义：从R中选择出若干属性列组成新的关系πA(R) = { t[A] | t R } A：
R中的属性列
投影操作主要是从列的角度进行运算。但投影之后不仅取消了原关系中的某些列，而且还可能取消某些
元组（避免重复行）。
11、连接：连接也称为θ连接 ：两张表中的元组有条件的串接。
从两个关系的笛卡尔积中选取属性间满足一定条件的元组 R S = { | tr ∧ tsR ∧S
店
tr[A]θts[B] }
A和B：分别为R和S上度数相等且可比的属性组 θ：比较运算符
连接运算从R 和S 的广义笛卡尔积R×S 中选取（R关系）营在A属性组上的值与（S关系）在B属性组
上值满足比较关系θ的元组。
等值连接：θ为“＝”的连接运算称为等值连接。 专
从关系R与S的广义笛卡尔积中选取A、B属性值相等的那些元组，即等值连接为：
育
R S = { tr ts | tr ∈R∧ts ∈S∧tr[A] = ts[B] }
自然连接是一种特殊的等值连接：两个关系中进行比较的分量必须是相同的属性组，在结果中把重复的
属性列去掉。 教
自然连接的含义：R和S具有相同的属性组B。 R S = {tr ts| tr ∧Rts ∧Str[B] = ts[B] }
诚
外连接：如果把舍弃的元组也保存在结果关系中，而在其他属性上填空值(Null)，这种连接就叫做外连接。
左外连接：如果只把左边关系R中要舍弃的元组保留就叫做左外连接(LEFT OUTER JOIN或LEFT JOIN)。
书
右外连接：如果只把右边关系 S 中要舍弃的元组保留就叫做右外连接(RIGHT OUTER JOIN 或 RIGHT
JOIN)。
12、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：
(若)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：
R÷S = {tr [X] | tr ∧π RY (S) Y x } Yx：x在R中的象集，x =tr[X]
第三章：关系数据库标准语言 SQL
1、SQL语言的特点
1、综合统一。 2、高度非过程化。
3、面向集合的操作方式。 4、以同一种语法结构提供多种使用方式
5、语言简洁、易学易用。
2、SQL语言的数据查询，数据定义，数据操纵功能，这些分别有哪些 SQL语句？
1、数据定义：定义数据库中的基本对象、模式(架构)定义、表定义、视图和索引。注意：SQL(Oracle除外)一般不提供修改视图定义和索引定义的操作，需要先删除再重建
（1）模式：
定义模式：CREATE SCHEMA <模式名> AUTHORIZATION <用户名>[<表定义子句>|<视图定义子
句>|<授权定义子句>]
例：CREATE SCHEMA TEST AUTHORIZATION ZHANG
CREATE TABLE TAB1(COL1 SMALLINT， COL2 INT，COL3 CHAR(20)，COL4 NUMERIC(10，3)，
COL5 DECIMAL(5，2))；
店
为用户ZHANG创建了一个模式TEST，并在其中定义了一个表TAB1。
删除模式：DROP SCHEMA <模式名>
CASCADE(级联)： 删除模式的同时把该模式中所有的数据库营对象全部删除
RESTRICT(限制); 没有任何下属的对象时 才能执行。
（2）表： 专
定义基本表：CREATE TABLE <表名>
（<列名> <数据类型>[ <列级完整性约束条件> ]
育
[，<列名> <数据类型>[ <列级完整性约束条件>] ] …
[，<表级完整性约束条件> ] ）；
列级完整性约束--涉及到该表的一个属性教
NOT NULL ：非空值约束
UNIQU诚E：唯一性（单值约束）约束
PRIMARY KEY:主码约束
DEFAULT <默认值>:默认（缺省）约束
书
Check < (逻辑表达式) >:核查约束,定义校验条件
NOT NULL ：非空值约束
UNIQUE：唯一性（单值约束）约束
PRIMARY KEY:主码约束
DEFAULT <默认值>:默认（缺省）约束
Check < (逻辑表达式) >:核查约束,定义校验条件
表级完整性约束--涉及到该表的一个或多个属性。
UNIQUE(属性列列表) ：限定各列取值唯一
PRIMARY KEY (属性列列表) ：指定主码
FOREIGN KEY (属性列列表) REFERENCES <表名> [(属性列列表)]
Check(<逻辑表达式>) ：检查约束
PRIMARY KEY与 UNIQUE的区别？
例：建立“学生”表Student，学号是主码，姓名取值唯一
CREATE TABLE Student
(Sno CHAR(9) PRIMARY KEY，/*主码*/
Sname CHAR(20) UNIQUE， /* Sname取唯一值*/
Ssex CHAR(2)，Sage SMALLINT，Sdept CHAR(20))；数据类型
店
修改基本表：ALTER TABLE <表名>
[ ADD <新列名> <数据类型> [ 完整性约束 ] ]
[ DROP <列名> |<完整性约束名> ] 营
[ ALTER COLUMN<列名> <数据类型> ]；
例：向Student表增加“入学时间”列，其数据类型为专日期型
ALTER TABLE Student ADD S_entrance DATE；
不论基本表中原来是否已有数据，新增加的列一律为空值
育
将年龄的数据类型由字符型（假设原来的数据类型是字符型）改为整数
ALTER TABLE Student ALTER COLUMN Sage INT；
注：修改原有的列定义有可能会破教坏已有数据
增加课程名称必须取唯一值的约束条件。
ALTER TABLE Course ADD诚 UNIQUE(Cname);
直接删除属性列:(新标准) 例： ALTER TABLE Student Drop Sage；
删除基本表 ：DROP TABLE <表名>［RESTRICT| CASCADE］；
书
RESTRICT：(受限) 欲删除的基本表不能被其他表的约束所引用，如果存在依赖该表的对象（触发器，视图等），
则此表不能被删除。
CASCADE：（级联）在删除基本表的同时，相关的依赖对象一起删除。
例：删除Student表 DROP TABLE Student CASCADE ;
基本表定义被删除，数据被删除；表上建立的索引、视图、触发器等一般也将被删除 。店
（3）索引：
建立索引的目的：加快查询速度。 营
DBA 或 表的属主（即建立表的人）（显式）；DBMS一般会自动建立以下约束列上的索引（隐式）PRIMARY
KEY UNIQUE 建立索引。 专
CREATE [UNIQUE] [CLUSTER] INDEX <索引名>
ON <表名> (<列名>[<次序>][,<列名>[<次序>] ]…)；
育
用<次序>指定索引值的排列次序，升序：ASC，降序：DESC。默认：ASC。
UNIQUE表明此索引的每一个索引值只对应唯一的数据记录
CLUSTER表示要建立的索引是聚簇教索引。索引项顺序与表中记录的物理顺序一致。
聚簇索引 CLUSTER
例：CREATE CLUSTER IN诚DEX Stusname ON Student(Sname)；
在Student表的Sname（姓名）列上建立一个聚簇索引，而 且Student表中的记录将按照Sname值的升序
存放。
书
一个基本表上最多只能建立一个聚簇索引；在最经常查询的列上建立聚簇索引以提高查询效率；经常更
新的列不宜建立聚簇索引。
唯一值索引 UNIQUE
例：为学生-课程数据库中的Student，Course，SC三个表建 立索引
CREATE UNIQUE INDEX SCno ON SC(Sno ASC，Cno DESC)；
对于已含重复值的属性列不能建UNIQUE索引 。对某个列建立UNIQUE索引后，插入新记录时DBMS会自
动检查新记录在该列上是否取了重复值。这相当于增加了一个UNIQUE约束。
删除索引 ：DROP INDEX <索引名>；
删除索引时，系统会从数据字典中删去有关该索引的描述。
例： 删除Student表的Stusname索引：DROP INDEX Stusname
2、数据查询：基本格式
Select A1，A2，…，An
From R1,R2,.., Rm
Where F（1）单表查询
店
●选择表中的若干列 （投影）
查询指定列 （相当于πA(R)，A= A1，A2，…，An ）
例；查询全体学生的学号与姓名 营
SELECT Sno，Sname
FROM Student； 专
选出所有属性列：在SELECT关键字后面列出所有列名按用户指定顺序显示。
将<目标列表达式>指定为 *按关系模式中的属性顺序显示。
育
例：查询全体学生的详细记录
SELECT Sno，Sname，Ssex，Sdept , Sage
FROM Student； 教
或 SELECT *
FROM诚 Student；
P.S: SELECT子句的<目标列表达式>可以为：
算术表达式：
书
例：查全体学生的姓名及其出生年份
SELECT Sname，2011-Sage /*假定当年的年份为2011年*/
FROM Student；
输出结果：
Sname 2011-Sage
李勇 1991
刘晨 1992
字符串常量、函数
例：查询全体学生的姓名、出生年份和所有系，要求用小写字母
表示所有系名
SELECT Sname，‘Year of Birth: '，2004-Sage，ISLOWER(Sdept)
FROM Student；
输出结果：
Sname 'Year of Birth:' 2004-Sage ISLOWER(Sdept)
李勇 Year of Birth: 1984 cs
刘晨 Year of Birth: 1985 is
列别名SELECT Sname as NAME,'Year of Birth: ' as BIRTH，
2011-Sage as BIRTHDAY,LOWER(Sdept) as DEPARTMENT
FROM Student;
输出结果：
NAME BIRTH BIRTHDAY DEPARTMENT
------- ---------------- ------------- ------------------
李勇 Year of Birth: 1991 cs
刘晨 Year of Birth: 1992 is
●选择表中的若干元组（选择）
消除重复性：
指定DISTINCT关键词，去掉表中重复的行
SELECT DISTINCT Sno FROM SC；
注意 DISTINCT短语的作用范围是所有目标列
错误的写法 SELECT DISTINCT Cno，DISTINCT Grade FROM SC;
正确的写法 SELECT DISTINCT Cno，Grade FROM SC;
店
SELECT 子句缺省情况是保留重复元组(ALL),
例：查询选修了课程的学生学号。SELECT Sno FROM SC；等价于：
SELECT ALL Sno FROM SC； 营
WHERE子句常用的查询条件（相当于σF）
专
育
教
诚
使用比较运算符 或逻辑运算符NOT + 比较运算符
书
例：查询计算机科学系全体学生的名单
SELECT Sname
FROM Student
WHERE Sdept=‘CS’；
例：查询所有年龄在20岁以下的学生姓名及其年龄
SELECT Sname，Sage
FROM Student
WHERE Sage < 20； //NOT Sage>=20
谓词: BETWEEN … AND … NOT BETWEEN … AND …
例；查询年龄在20~23岁（包括20岁和23岁）之间的学生的姓名、系别和年龄
SELECT Sname，Sdept，Sage
FROM Student
WHERE Sage BETWEEN 20 AND 23；//Sage>=20 and Sage<=23
例：查询年龄不在20~23岁之间的学生姓名、系别和年龄
SELECT Sname，Sdept，Sage
FROM Student
WHERE Sage NOT BETWEEN 20 AND 23；//Sage<20 or Sage>23IN <值表>, NOT IN <值表>
例：查询信息系（IS）、数学系（MA）和计算机科学系（CS）学生的姓名和性别
SELECT Sname，Ssex
FROM Student
WHERE Sdept IN ( 'IS'，'MA'，'CS' );
例：查询既不是信息系、数学系，也不是计算机科学系的学生的姓名和性别
SELECT Sname，Ssex
FROM Student
WHERE Sdept NOT IN ( 'IS'，'MA'，'CS' );
[NOT] LIKE ‘<匹配串>’ [ESCAPE ‘ <换码字符>’]
匹配串为固定字符串
例：查询学号为200215121的学生的详细情况。
SELECT * SELECT *
FROM Student 等价于： FROM Student
WHERE Sno LIKE ‘200215121'； WHERE Sno = ' 200215121 '；
店
匹配串为含通配符的字符串
%：代表任意长度（可以是0）的字符串
_：代表任意单个字符 营
字符串本身就含有 % 或 _ 时，在% 或 _ 之前加上转义符“\”要使用 ESCAPE ‘<换码字符>’将通
配符转义为普通字符。如果‘＼’ 要作为一个普通字符专，用连续两个‘＼’ 表示一个真正的‘＼’。
例：查询以"DB_"开头，且倒数第3个字符为 i的课程的详细情况。
SELECT *
育
FROM Course
WHERE Cname LIKE 'DB\_%i_ _' ESCAPE ' \ ‘；
IS NULL 或 IS NOT NULL “教 IS” 不能用 “=” 代替
例：查所有有成绩的学生学号和课程号
SELECT Sno，Cno 诚
FROM SC
WHERE Grade IS NOT NULL；
书
逻辑运算符：AND和 OR来联结多个查询条件，AND的优先级高于OR，可以用括号改变优先级，可用
来实现多种其他谓词。
[NOT] IN
[NOT] BETWEEN … AND …
改写 例：查询信息系（IS）、数学系（MA）和计算机科学系（CS）学生的姓名和性别
SELECT Sname，Ssex
FROM Student
WHERE Sdept IN ( 'IS'，'MA'，'CS' )
可改写为：
SELECT Sname，Ssex
FROM Student
WHERE Sdept= ' IS ' OR Sdept= ' MA' OR Sdept= ' CS '
● ORDER BY子句：对查询结果排序
可以按一个或多个属性列排序：升序：ASC；降序：DESC；缺省值为升序。
当排序列含空值时：空值最大
ASC：排序列为空值的元组最后显示；DESC：排序列为空值的元组最先显示。
例：查询选修了3号课程的学生的学号及其成绩，查询结果按分数降序排列SELECT Sno，Grade
FROM SC
WHERE Cno= ' 3 '
ORDER BY Grade DESC；
● 聚集函数：对查询结果集中的某列进行计算或统计。
计数
COUNT（[DISTINCT|ALL] *）
COUNT（[DISTINCT|ALL] <列名>）
计算总和 SUM（[DISTINCT|ALL] <列名>）
计算平均值 AVG（[DISTINCT|ALL] <列名>）
最大最小值
MAX（[DISTINCT|ALL] <列名>）
MIN（[DISTINCT|ALL] <列名>）
例：查询学生200215012选修课程的总学分数
SELECT SUM(Ccredit)
店
FROM SC， Course
WHER Sno='200215012' AND SC.Cno=Course.Cno;
注：除Count（*）,都要跳过空值；Where子句不能使用聚集营函数。
● GROUP BY子句：对查询结果分组。
用途细化聚集函数的作用对象 专
未对查询结果分组，聚集函数将作用于整个查询结果
对查询结果分组后，聚集函数将分别作用于每个组
育
使用GROUP BY 后：其SELECT子句的列名列表中只能出现分组属性和集函数。
如果分组后还要按照条件对这些组进行筛选，可使用having 短语指定筛选条件
例： 查询选修了3门以上课程的学教生学号
SELECT Sno
FROM SC 诚
GROUP BY Sno
HAVING COUNT(*) >3；
书
例：查询有3门以上课程是90分以上学生的学号及（90分以上的）课程数
SELECT Sno, COUNT(*)
FROM SC
Where Grade >90
GROUP BY Sno
HAVING COUNT(*) >3；
HAVING短语与WHERE子句的区别：作用对象不同
WHERE子句作用于基表或视图，从中选择满足条件的元组
HAVING短语作用于组，从中选择满足条件的组。
3、数据更新
（1）插入数据
插入元组
INSERT
[INTO] <表名> [(<属性列1>[，<属性列2 >…)]
VALUES (<常量1> [，<常量2>] … )
功能：将新元组插入指定表中；新元组的属性列1的值为常量1，属性列2的值为常量2，…。
INTO子句：属性列的顺序可与表定义中的顺序不一致，但须指定列名；没有指定属性列，表示要插入的是一条完整的元组；指定部分属性列，未指定的属性列取空值，具有NOT NULL的属性列除外。
VALUES子句：提供的值必须与INTO子句匹配，值的个数，值的类型。
例：将一个新学生元组（学号：200215128；姓名：陈冬；性别：男；所在系：IS；年龄：18岁）插入到
Student表中
INSERT
INTO Student (Sno，Sname，Ssex，Sdept，Sage)
VALUES ('200215128'，'陈冬'，'男'，'IS'，18)；
例： 将学生张成民的信息插入到Student表中
INSERT
INTO Student
VALUES (‘200215126’， ‘张成民’， ‘男’，18，'CS');
例：插入一条选课记录( '200215128'，'1 ')。
INSERT
INTO SC(Sno，Cno)
VALUES (‘ 200215128 ’，‘ 1 ’)；
店
RDBMS将在新插入记录的Grade列上自动地赋空值。或者：
INSERT
营
INTO SC
VALUES (‘ 200215128 ’，‘ 1 ’，NULL)；
因为没有指出SC的属性名，在GRADE列上要明确专给出空值
（2）修改数据
UPDATE <表名>
育
SET <列名>=<表达式>[，<列名>=<表达式>]…
[WHERE <条件>]；
SET子句：指定修改方式，要修改的教列，修改后取值：<表达式>。
WHERE子句：指定要修改的元组，，缺省表示要修改表中的所有元组。
功能：修改指定表中满足W诚HERE子句条件的元组。
修改某一个元组的值
例：将学生200215121的年龄改为22岁
书
UPDATE Student
SET Sage=22
WHERE Sno=' 200215121 '；
修改多个元组的值
例：将所有学生的年龄增加1岁
UPDATE Student
SET Sage= Sage+1；
带子查询的修改语句 子查询须放在比较运算符之后
例：将计算机科学系全体学生的成绩置零。
UPDATE SC
SET Grade=0
WHERE 'CS'=
(SELETE Sdept
FROM Student
WHERE Student.Sno = SC.Sno)；
（3）删除数据
DELETEFROM <表名>
[WHERE <条件>]；
功能：删除指定表中满足WHERE子句条件的元组。
WHERE子句：指定要删除的元组；缺省表示要删除表中的全部元组，表的定义仍在数据字典中。
删除某一个元组的值
例：删除学号为200215128的学生记录
DELETE
FROM Student
WHERE Sno= 200215128 '；
删除多个元组的值
例：删除所有的学生选课记录
DELETE
FROM SC；
带子查询的删除语句
例：删除计算机科学系所有学生的选课记录
店
DELETE
FROM SC
营
WHERE 'CS'=
(SELETE Sdept
FROM Student 专
WHERE Student.Sno=SC.Sno)；
4、视 图
育
特点：虚表，是从一个或几个基本表（或视图）导出的表；只存放视图的定义，不存放视图对应的数据；
基表中的数据发生变化，从视图中查询出的数据也随之改变。
基于视图的操作： 查询、删除、受教限更新、定义基于该视图的新视图。
（1）定义视图
建立视图
诚
CREATE VIEW <视图名> [(<列名> [，<列名>]…)]
AS <子查询>
书
[WITH CHECK OPTION]；
子查询：不允许含有ORDER BY子句和DISTINCT短语。
WITH CHECK OPTION：表示对视图进行UPDATE，INSERT和DELETE操作时要保证更新、插入或删
除的行满足视图定义中的谓词条件（即子查询中的条件表达式）。
组成视图的属性列名：全部省略或全部指定，但在下列三种情况下必须明确指定组成视图的所有列名：
某个目标列不是单纯的属性名，而是聚集函数或列表达式；
多表连接时选出了几个同名列作为视图的字段；
需要在视图中为某个列启用新的名字。
RDBMS执行CREATE VIEW语句时只是把视图定义存入数据字典，并不执行其中的SELECT语句。在
对视图查询时，按视图的定义从基本表中将数据查出。
行列子集视图：从单个基本表导出 ，只是去掉了基本表的某些行和某些列保留了主码
例：建立信息系学生的视图
CREATE VIEW IS_Student
AS
SELECT Sno，Sname，Sage
FROM Student
WHERE Sdept= ‘IS’；WITH CHECK OPTION 例：建立信息系学生的视图，并要求进行修改和插入操作时仍需保证该视图只有
信息系的学生
CREATE VIEW IS_Student
AS
SELECT Sno，Sname，Sage
FROM Student
WHERE Sdept= 'IS'
WITH CHECK OPTION；
加上了WITH CHECK OPTION子句：RDBMS对IS_Student视图的更新操作：修改操作：自动加上Sdept=
'IS'的条件；删除操作：自动加上Sdept= 'IS'的条件；插入操作：自动检查Sdept属性值是否为'IS' 。如果不是，
则拒绝该插入操作。如果没有提供Sdept属性值，则自动定义Sdept为'IS'。
基于多个基表的视图
例：建立信息系选修了1号课程的学生视图
CREATE VIEW IS_S1(Sno，Sname，Grade)
AS
店
SELECT Student.Sno，Sname，Grade
FROM Student，SC
营
WHERE Sdept= 'IS' AND
Student.Sno=SC.Sno AND
SC.Cno= '1'； 专
基于视图的视图
例：建立信息系选修了1号课程且成绩在90分以上的学生的视图
育
CREATE VIEW IS_S2
AS
SELECT Sno，Sname，Gr 教 ade
FROM IS_S1
WHERE Grade>诚=90；
由于视图中的数据不会实际存储，所以定义视图时可根据应用的需要，设置一些派生属性列或虚拟列，
以便于查询和统计。
书
以 SELECT * 方式创建的视图可扩充性差，应尽可能避免 。
缺点：修改基表Student的结构后，Student表与F_Student视图的映象关系被破坏，导致该视图不能正确
工作。
删除视图 DROP VIEW <视图名>；
该语句从数据字典中删除指定的视图定义。如果该视图上还导出了其他视图，使用 CASCADE 级联删除
语句，把该视图和由它导出的所有视图一起删除 。删除基表时，由该基表导出的所有视图定义都必须显式地
使用DROP VIEW语句删除。
例：删除视图BT_S：
DROP VIEW BT_S;
删除视图IS_S1：拒绝执行
级联删除：DROP VIEW IS_S1 CASCADE;
（2） 查询视图：查询视图与查询基本表相同,视图定义后，就可以像对待基本表一样对视图进行查询
（SELECT）操作。
视图消解法（View Resolution）进行有效性检查，检查查询的表、视图等是否存在。如果存在，则从数据
字典中取出视图的定义 ；转换成等价的对基本表的查询，把视图定义中的子查询与用户的查询结合起来；执
行修正后的查询。
例：在信息系学生的视图中找出年龄小于20岁的学生SELECT Sno，Sage
FROM IS_Student
WHERE Sage<20；
视图消解转换后的查询语句为：
SELECT Sno，Sage
FROM Student
WHERE Sdept= 'IS' AND Sage<20；
例：在S_G视图中查询平均成绩在90分以上的学生学号和平均成绩
SELECT *
FROM S_G
WHERE Gavg>=90；
S_G视图的子查询定义：
CREATE VIEW S_G (Sno，Gavg)
AS
SELECT Sno，AVG(Grade)
店
FROM SC
GROUP BY Sno；
（3） 更新视图 营
DBMS实现视图更新的方法：转换为对基本表的更新。视图消解法（View Resolution）。
只有对成为“可更新”视图才能进行更新操作。 专
SQL2对“可更新”视图给出正式定义：从关系R选出某些属性（用select 而不是 select distinct）定义的
视图，R本身可以是可更新的视图；Where中不能嵌套涉及R的子查询；Select必须包括足够多的属性，所有
育
not null的属性必须包括。
对于视图元组的更新操作（INSERT、DELETE、UPDATA），有以下三条规则：
如果一个视图是从多个基本表使用联接操教作导出的，那么不允许对这个视图执行更新操作。
如果在导出视图的过程中，使用了分组和聚集函数操作，也不允许对这个视图执行更新操作。
行列子集视图可以执行更新操作
诚
。
在SQL2中，允许更新的视图在定义时，必须加上“WITH CHECK OPTION”短语。DBMS在更新视图
时会进行检查，防止用户通过视图对不属于视图范围内的基本表数据进行更新。
书
例：将信息系学生视图IS_Student中学号200215122的学生姓名改为“刘辰”。
UPDATE IS_Student
SET Sname= '刘辰'
WHERE Sno= ' 200215122 '；
转换后的语句：
UPDATE Student
SET Sname= '刘辰'
WHERE Sno= ' 200215122 ' AND Sdept= 'IS'；
例：向信息系学生视图IS_S中插入一个新的学生记录：200215129，赵新，20岁
INSERT
INTO IS_Student
VALUES(‘95029’，‘赵新’，20)；
转换为对基本表的更新：
INSERT
INTO Student(Sno，Sname，Sage，Sdept)
VALUES(‘200215129 '，'赵新'，20，'IS' )；
例：删除信息系学生视图IS_Student中学号为200215129的记录DELETE
FROM IS_Student
WHERE Sno= ' 200215129 '；
转换为对基本表的更新：
DELETE
FROM Student
WHERE Sno= ' 200215129 ' AND Sdept= 'IS'；
更新视图的限制：一些视图是不可更新的，因为对这些视图的更新不能唯一地有意义地转换成对相应基
本表的更新。对其他类型视图的更新不同系统有不同限制：
(1) 若视图是由两个以上基本表导出的，则此视图不允许更新
(2) 若视图的字段来自字段表达式或常数，则不允许对此视图执行INSERT和UPDATE操作，但允许执行
DELETE操作。
(3) 若视图的字段来自集函数，则此视图不允许更新。
(4) 若视图定义中含有GROUP BY子句，则此视图不允许更新。
(5) 若视图定义中含有DISTINCT短语，则此视图不允许更新。
店
(6) 若视图定义中有嵌套查询，并且内层查询的 FROM 子句中涉及的表也是导出该视图的基本表，则此
视图不允许更新。
(7) 一个不允许更新的视图上定义的视图也不允许更新 营
（4） 视图的作用
1. 视图能够简化用户的操作，聚焦于所关心的数据专上。
2. 视图使用户能以多种角度看待同一数据，增加灵活性 。
3. 视图对重构数据库提供了一定程度的逻辑独立性。
育
4. 视图能够对机密数据提供安全保护。
5. 适当的利用视图可以更清晰的表达查询。
教
3、用 SQL 实现复杂的查询
略
诚
4、什么是基本表？什么是视图？两者的区别和联系是什么？为何要引入视图？
书
基本表：是独立存在的表。在SQL中，一个关系对应于一个表。
视图：是从一个或多个基本表所导出的表。视图本身并不独立存储在数据库中，是一个虚表，即数据库
中之存放视图的定义而不存放其所对应的数据，这些数据仍然存放在导出的视图的基本表中。视图在概念上
与基本表等同，用户可以像使用基本表那样使用视图，可以在视图上再定义视图。
为何要引入视图：
1. 视图能够简化用户的操作，聚焦于所关心的数据上。
2. 视图使用户能以多种角度看待同一数据，增加灵活性 。
3. 视图对重构数据库提供了一定程度的逻辑独立性。
4. 视图能够对机密数据提供安全保护。
5. 适当的利用视图可以更清晰的表达查询。
第四章：数据库的安全性
1、什么数据库安全性
数据库的安全性是指保护数据库以防止非法使用所造成的数据泄漏、更改或破坏。
2、数据库安全控制的常用方法和技术1、用户标识和鉴别：由系统提供一定的方式，让用户表示自己的名字或身份。每次用户要求进入系统时，
由系统进行核对，通过鉴定后系统才能提供使用权。
2、存取控制：通过用户权限定义和合法权限检查确保只有拥有合法权限的用户才能访问数据库，所有未
授权人员均无法存取数据。
3、视图机制：为不同的用户定义视图，通过视图机制把要保密的数据对无权限用户隐藏起来，从而自动
地对数据提供一定程度的安全保护。
4、审计：建立审计日志，把用户对数据库的所有操作自动记录下来并放入审计日志中。DBA可以利用审
计跟踪信息来重现导致数据库现状的一系列事件，找出非法存取数据的人、时间和内容等。
5、数据加密：对所存储和传输的数据进行加密处理，从而使得不掌握解密算法的人无法获知数据。
3、什么是数据库中的自主存取控制方法和强制存取控制方法？为什么强制存取控制提供了更高
级别的安全性？
自主存取控制方法：定义各个用户对不同数据对象的存取权限。当用户要访问数据库时，首先要检查其
存取权限，以防止非法用户对数据库进行存取。
“自主存取控制”中“自主”的含义：用户可以将自己所拥有的存取权限“自主”地授予他人，即用户
店
具有一定的“自主”权。
强制存取控制方法：每一个数据对象被（强制地）标以一定的加密级别，每位用户也被（强制地）授予
某一级别的许可证。系统规定只有具有某一许可证级别的用户才营能存取加密级别的数据对象。
强制存取控制（MAC）是对数据本身进行密级标记，无论数据如何复制，标记与数据是一个不可分的整
体，只有符合密级标记要求的用户才可以操纵数据，从而专提高了更高级别的安全性。
4、自主存取控制语句：授权与收回语句。
育
GRANT 语句和 REVOKE 语句实现。
关系数据库系统中存取控制权限：
教
诚
书
1、GRANT（授权）
GRANT语句的一般格式：
GRANT <权限>[,<权限>]...
ON <对象类型> <对象名> ，[<对象类型> <对象名>]
TO <用户>[,<用户>]...
[WITH GRANT OPTION];
将对指定操作对象的指定操作权限授予指定的用户
发出GRANT：DBA，数据库对象创建者（即属主Owner），拥有该权限的用户
接受权限的用户 ：一个或多个具体用户；PUBLIC（全体用户）。
例：把查询Student表权限授给用户U1GRANT SELECT
ON TABLE Student
TO U1;
例：把查询Student表和修改学生学号的权限授给用户U4
GRANT UPDATE(Sno), SELECT
ON TABLE Student
TO U4;
对属性列的授权时必须明确指出相应属性列名
2、REVOKE：授予的权限可以由DBA或其他授权者用REVOKE语句收回
REVOKE语句的一般格式为：
REVOKE <权限>[,<权限>]...
ON <对象类型> <对象名> >[,<对象类型> <对象名>] …
FROM <用户>[,<用户>]... >[CASCADE|RESTRICT]；
把指定对象的指定操作权限从指定用户处收回。
例：把用户U4修改学生学号的权限收回
店
REVOKE UPDATE(Sno)
ON TABLE Student
营
FROM U4;
例：收回所有用户对表SC的查询权限
REVOKE SELECT 专
ON TABLE SC
FROM PUBLIC;
育
例：把用户U5对SC表的INSERT权限收回
REVOKE INSERT
教
ON TABLE SC
FROM U5 CASCADE ;（缺省是RESTRICT）
将用户U5的INSERT权限
诚
收回的时候必须级联（CASCADE）收回，因为U5将SC的INSERT权限授予
U6，U6又将其授予U7，CASCADE系统只收回直接或间接从U5处获得的权限。
Grant 和Revoke向用户授予或收回对数据的操作权限
书
3、创建数据库模式的权限 ：DBA在创建用户时实现
CREATE USER语句格式
CREATE USER
［WITH］［DBA | RESOURCE | CONNECT］
拥有DBA权限的用户是系统中的超级用户；只有系统的超级用户才有权创建新的数据库用户；如果没有指定
创建的新用户的权限，默认该用户拥有CONNECT权限,只能登录数据库.。
5、统计数据库存在何种特殊安全性第五章：数据库的完整性
1、什么数据库完整性与数据库安全性的区别和联系
数据完整性：数据的正确性和相容性。
数据库的完整性和完全性是两个不同的概念，但他们有一定联系。
前者是为了防止数据库中存在不符合语义的数据，防止错误信息的输入和输出，即所谓垃圾进垃圾出所
造成的无效操作和错误结果。
后者是保护数据库，防止被恶意破坏和非法存储。
也就是说，安全性措施的防范对象是非法用户和非法操作，完整性措施的防范对象是不符合语义的数据。
2、数据模型中完整性约束条件的概念，RDBMS 的完整性控制机制应具有的功能
完整性约束条件：数据库中的数据所应满足的语义约束条件。
RDBMS的完整性控制机制应具有3个方面的功能：
1、 定义功能，即提供定义完整性约束条件的机制。
店
2、 检查功能，即检查用户所发出的操作请求是否违背完整性约束条件。
3、 违约反映，如果发现用户的操作请求使数据违背了完整性约束条件，则采取一定的措施来保
证数据的完整性。 营
3、用 SQL 实现完整性控制的方法 专
育
4、RDBMS 如何实现参照完整性
RDBMS在现实参照完整性时需要考虑可能破坏参照完整性的各种情况，以及用户违约后的处理策略。
可能破坏参照完整性的 4 种情况：教在参照关系中插入元祖、修改外码值时可能破坏参照完整性；在删除
被参照表的元组、修改主码值时可能破坏参照完整性。
诚
5、触发器的概念
触发器（Trigger）是用户定义在关系表上的一类由事件驱动的特殊过程，有时也叫 (Event-Condition-Action
书
Rule)或ECA规则。
一旦定义，任何用户对表的增删改，均由服务器自动激活触发器，进行集中的完整性控制；可以进行更
为复杂的检查和操作，具有更精细和更强大的数据控制能力。
目的：实现由主键和外键所不能保证的参照完整性和数据一致性，定义更复杂的约束和业务规则，可采
用触发器。
1、定义触发器
CREATE TRIGGER语法格式
CREATE TRIGGER <触发器名>
{BEFORE | AFTER} <触发事件（INSERT、UPDATE、DELETE
）> ON <表名>
FOR EACH {ROW | STATEMENT}
［WHEN <触发条件>］
<触发动作体>
CREATE TRIGGER 必须是批处理中的第一条语句，并且只能应用于一个表。
触发器只能在当前的数据库中创建，但是可以引用当前数据库的外部对象。
定义触发器的语法说明:
1. 创建者：表的拥有者2. 触发器名：表名和触发器必须在同一架构下
3. 表名：触发器的目标表
4. 触发事件：INSERT、DELETE、UPDATE
触发动作体与触发事件之间的关系：AFTER 、BEFORE 、INSTEAD OF，默认是AFTER
5.触发器类型：依照触发动作的间隔尺寸，行级触发器（FOR EACH ROW）：触发动作体的执行次数根据
目标表的行数决定；语句级触发器（FOR EACH STATEMENT）：触发动作体只执行一次。
6. 触发条件：触发器激活(触发事件发生)后，如触发条件为真，触发动作体才会执行，省略WHEN触发
条件，触发动作体在触发器激活后立即执行。
7. 触发动作体：触发动作体可以是一个匿名PL/SQL( Transact-SQL)过程块，也可以是对已创建存储过程
的调用。如果触发动作体执行失败，激活触发器的事件会终止，目标表不发生变化。
8、存储过程（Stored Procedure）：是一组为了完成特定功能的SQL语句集，经编译后存储在数据库中。
用户通过指定存储过程的名字并给出参数（如果该存储过程带有参数）来执行它 。
例：定义一个BEFORE行级触发器，为教师表Teacher定义完整性规则“教授的工资不得低于4000元，
如果低于4000元，自动改为4000元”。
CREATE TRIGGER Insert_Or_Update_Sal
店
BEFORE INSERT OR UPDATE ON Teacher
/*触发事件是插入或更新操作*/
FOR EACH ROW
/*行级营触发器*/
AS BEGIN /*定义触发动作体，是PL/SQL过程块*/
IF (new.Job='教授') AND (new.Sal < 专4000) THEN
new.Sal :=4000;
END IF;
育
END;
例：定义AFTER行级触发器，当教师表Teacher的工资发生变化后就自动在工资变化表Sal_log中增加一
条相应记录 教
首先建立工资变化表Sal_log
CREATE TABLE Sal_lo诚g
(Eno NUMERIC(4) references teacher(eno)，
Sal NUMERIC(7，2)，
书
Username char(10)，
Date TIMESTAMP
)；
2、激活触发器
一个数据表上可能定义了多个触发器，同一个表上的多个触发器激活时遵循如下的执行顺序：（1） 执行
该表上的BEFORE触发器。（2） 激活触发器的SQL语句。（3） 执行该表上的AFTER触发器。
例：当执行修改某个教师工资的SQL语句，激活上述定义的触发器 UPDATE Teacher SET Sal=800 WHERE
Ename='陈平'; 执行顺序是：
执行触发器Insert_Or_Update_Sal
执行SQL语句“UPDATE Teacher SET Sal=800 WHERE Ename='陈平';”
执行触发器Insert_Sal；
执行触发器Update_Sal
3、删除触发器 DROP TRIGGER <触发器名> ON <表名>;
触发器必须是一个已经创建的触发器，并且只能由具有相应权限的用户删除
例：删除教师表Teacher上的触发器Insert_Sal
DROP TRIGGER Insert_Sal ON Teacher;第六章：关系数据理论
1、为何要提出关系数据库规范化，即规范化理论是为了解决关系数据库中什么问题而引入的?
用来改造关系模式。通过分解关系模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。
2、函数依赖的基本概念，码(包括超码，主码，候选码，外码)的基本概念
1、函数依赖：设R(U)是一个属性集U上的关系模式，X和Y是U的子集， 若对于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， 则称 “X函数确定Y”
或 “Y函数依赖于X”，记作X→Y。
所谓函数依赖是指关系中属性或属性组的值可以决定其它属性的值，设R(U)是属性集U上的关系模式，
X、Y是U的子集：
如果X和Y之间是1：1关系（一对一关系），如学校和校长之间就是1:1关系，则存在函数依赖X → Y
和Y →X。
如果X和Y之间是1：n关系（一对多关系），如年龄和姓名之间就是1:n关系，则存在函数依赖Y → X。
店
如果X和Y之间是m：n关系（多对多关系），如学生和课程之间就是m:n关系，则X和Y之间不存在
函数依赖。
在关系模式R(U)中，对于U的子集X和Y，如果X→Y，但营 Y ，则 X称X→Y是非平凡的函数依赖；
若X→Y，但Y 则 称X, X → Y是平凡的函数依赖。
例：在关系SC(Sno, Cno, Grade)中，非平凡函数依赖专： (Sno, Cno) → Grade；
平凡函数依赖： (Sno, Cno) → Sno (Sno, Cno) → Cno
若X→Y，则X称为这个函数依赖的决定属性组，也称为决定因素（Determinant）。
育
2、 完全函数依赖： 在 R(U)中，如果 X→Y，并且对于 X 的任何一个真子集 X’，都有X’ Y, 则称
Y对X完全函数依赖，记作 。 教
3、部分函数依赖：若X→Y，但Y不完全函数依赖于X，则称Y对X部分函数依赖，记作
例：中 (Sno,Cno)→Grade诚 是完全函数依赖，(Sno,Cno)→Sdept是部分函数依赖
∵Sno →Sdept成立，且Sno是（Sno，Cno）的真子集。
当存在部分依赖时，就会产生数据冗余。
书
4、传递函数依赖：在R(U)中，如果X→Y，(Y X) ,Y X ，Y→Z，Z Y，则称Z对X传递函数依赖,记
为：
注: 如果Y→X， 即X←→Y，则Z直接依赖于X。
例: 在关系Std(Sno, Sname，Sdept, Mname)中，有：
Sno → Sdept，Sdept → Mname
Mname传递函数依赖于Sno
5、侯选码：设K为R中的属性或属性组，若K U （每个属性）， 则K称为R的侯选码（Candidate
Key）
注K满足两个条件：
1．K完全函数决定该关系的所有其它属性。
2.K的任何真子集都不能完全函数决定R的所有其它属性，K必须是最小的。
若候选码多于一个，则选定其中的一个做为主码（Primary Key），通常称之为码。
主属性（Prime attribute）：包含在任何一个候选码中的属性。
非主属性或非码属性:不包含在任何码中的属性。例：关系模式S(Sno,Sdept,Sage)，单个属性Sno是码，
SC（Sno，Cno，Grade）中，（Sno，Cno）是码
由于码能唯一确定一个元组，所以关系的码函数决定该关系的所有属；一个关系中的所有属性都函数依赖于
该关系的码。
例：关系模式R（P，W，A）P：演奏者 W：作品 A：听众：一个演奏者可以演奏多个作品，某一作
品可被多个演奏者演奏，听众可以欣赏不同演奏者的不同作品。
码为(P，W，A)，即All-Key
6、外部码： 关系模式 R 中属性或属性组X 并非 R的码，但 X 是另一个关系模式的码，则称 X 是R 的
外部码（Foreign key）也称外码
如在SC（Sno，Cno，Grade）中，Sno不是码，
但Sno是关系模式S（Sno，Sdept，Sage）的码，则Sno是关系模式SC的外部码
主码与外部码一起提供了表示关系之间联系的手段
3、1NF,2NF,3NF,BCNF的定义及应用，能判断某一个关系模式处于第几范式，各级别范式存在
的问题（插入，删除和更新异常）和解决方法、
店
各种范式之间存在联系：
1、1NF ：如果一个关系模式R的所有属性都是不可分的基营本数据项，则R∈1NF
第一范式是对关系模式的最起码的要求。不满足第一范式的数据库模式不能称为关系数据库；简而言之，
第一范式就是无重复的列,关系数据库研究的关系都是规专范化的关系。但是满足第一范式的关系模式并不一定
是一个好的关系模式。
例：关系模式 S-L-C(Sno, Sdept, Sloc, Cno, Grade) Sloc为学生住处，假设每个系的学生住在同一个地方。
育
函数依赖包括： (Sno, Cno) F Grade
(Sno, Cno) P Sdept ∵ Sno →
教
Sdept
(Sno, Cno) P Sloc ∵
Sdept 传递 Sloc 诚
S-L-C的码为(Sno, Cno)。
S-L-C满足第一范式。
书
非主属性 Sdept 和 Sloc 部分函数依赖于 码
(Sno, Cno)。
插入异常：如未选课的学生不能插入。删除异常：如放弃修一门课，只选修这-门课的学生被删除
数据冗余度大 修改复杂
店
营
专
育
教
诚
书
原因：存在对码的冗余依赖。Sdept、 Sloc部分函数依赖于码。
解决方法：S-L-C分解为两个关系模式，以消除这些部分函数依赖
SC（Sno， Cno， Grade） S-L（Sno， Sdept， Sloc）
2、2NF；若R∈1NF，且每一个非主属性完全函数依赖于码，则R∈2NF
简而言之，第二范式就是每一行被码唯一标识
例：S-L-C(Sno, Sdept, Sloc, Cno, Grade) ∈1NF
S-L-C(Sno, Sdept, Sloc, Cno, Grade) ∈2NF
SC（Sno， Cno， Grade） ∈ 2NF
S-L（Sno， Sdept， Sloc） ∈ 2NF
采用投影分解法将一个1NF的关系分解为多个2NF的关系，可以在一定程度上减轻原1NF关系中存在的
插入异常、删除异常、数据冗余度大、修改复杂等问题。但将一个1NF关系分解为多个2NF的关系，并不能
完全消除关系模式中的各种异常情况和数据冗余。
3、3NF：关系模式R 中若不存在这样的码X、属性组Y及非主属性Z（Z ） ,Y 使得X→Y，
Y → X， Y→Z成立，即每个非主属性都不传递依赖于R的码，则称R ∈ 3NF。若R∈3NF，则每
一个非主属性既不部分依赖于码也不传递依赖于码。
简而言之，第三范式（3NF）要求一个数据库表中不能包含其它表中已包含的非码信息。
例：S-L(Sno, Sdept, Sloc) ∈ 2NF S-L(Sno, Sdept, Sloc) ∈ 3NFS-D(Sno，Sdept) ∈ 3NF D-L(Sdept， Sloc)∈ 3NF
如果R∈3NF，则R也是2NF。
局部依赖和传递依赖是模式产生数据冗余和操作异常的两个重要原因。
由于3NF模式中不存在非主属性对候选码的局部依赖和传递依赖，因此一定程度上上解决原2NF关系中
存在的插入异常、删除异常、数据冗余度大、修改复杂等问题具有较好的性能。将一个 2NF 关系分解为多个
3NF的关系后，仍然不能完全消除关系模式中的各种异常情况和数据冗余。
4、BC范式（BCNF）：关系模式R∈1NF，若X→Y且Y 时 XX必含有码，即每个属性都不
传递依赖于R的码，则R ∈BCNF。
等价于：每一个决定因素都包含码，即消除任何属性对码的部分和传递函数依赖
若 R∈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属性。
R ∈BCNF R ∈3NF 。如果R∈3NF，且R只有一个候选码
R ∈BCNF R ∈3NF
店
例：关系模式S（Sno，Sname，Sdept，Sage）假定S有两个码Sno，Sname
S∈3NF S ∈ BCNF
例：系模式SJP（S，J，P） s 学生，J课程， P名次 营
函数依赖：（S，J）→P；(J，P）→S （S，J）与（J，P）都可以作为候选码,属性相交
SJP∈3NF，(不存在非主属性对码的部分和传递依赖) 专
SJP∈BCNF,(每个决定因素都包含码)
育
第七章：数据库设计
1、数据库设计的基本步骤？每一个教阶段的具体内容和方法？P205
1、需求分析
（1）内容：通过详细调查
诚
现实世界要处理的对象（组织、部门、企业等），充分了解原系统（手工系统
或计算机系统）工作概况，明确用户的各种需求，然后在此基础上确定新系统的功能。
调查的重点是“数据”和“处理”，通过调查、收集与分析获得用户对数据库如下要求：
书
信息要求：用户需要从数据库中获得信息的内容与性质。由信息要求可以到处数据要求，即在数据库中
需要存储哪些数据。
处理要求：用户要完成什么处理功能，对处理的相应时间有什么要求，处理方式是批处理还是联机处理。
安全性与完整性要求。
（2）方法
1、 调查组织机构情况。包括了解该组织部门组成情况、各部门的职责等，为分析信息流程
准备。
2、 调查各部门的业务活动情况。包括了解各个部门输入和使用什么数据库，如何加工处理
这些数据，输出什么信息，输出到什么部门，输出结果的格式是什么，这是调查的重点。
3、 在熟悉了业务活动的基础上，协助用户明确对信息系统的各种要求，包括信息要求、处
理要求、安全性与完整性要求（重点）。
4、 确定新系统的边界。对前面调查的结果进行初步分析，确定哪些功能由计算机完成或将
来准备让那个计算机完成，哪些活动由人工完成。
（3）数据字典
数据流程图：表达了数据和处理的关系。
数据字典：系统中各类数据描述的集合，是进行详细的数据手机和数据分析所获得的主要成果。
1、 数据项：数据项描述=｛数据项名、数据项含义说明、别名、数据类型、长度、取值范围、取值含义、与其他数据项的
逻辑关系、数据项之间的联系｝
2、 数据结构：数据之间的组合关系。
数据结构描述=｛数据结构名、含义说明、组成：｛数据项或数据结构｝｝
3、 数据流：数据结构在系统内传输的路径。
数据流描述=｛数据流名、说明、数据流来源、数据流去向、组成：｛数据结构｝、平均流量、高峰期流量｝
4、 数据存储：数据结构停留或保存的地方，也是数据流的来源和去向之一。
数据存储描述=｛数据存储名、说明、编号、输入的数据流、输出的数据流、组成：｛数据结构｝、数据量、存
取额度、存取方式｝
5、 处理过程：具体处理逻辑一般用判定表或判定树来描述。
处理过程描述=｛处理过程名、说明、输入：｛数据流｝、输出：｛数据流｝、处理：｛需要说明｝｝
2、概念结结构设计
（1）方法
1、自顶向下：即首先定义全局概念结构的框架茫然和逐步细化。
2、自底向上。即首先定义各局部应用的概念结构，然后将他们集合起来，得到全局概念结构。
店
3、逐步扩张。首先定义最重要的核心概念结构，然后向外扩充，以滚雪球的方式逐步生成其他概念结构，
直至总体概念结构。
4、混合策略。即将自顶向下和自底向上结合，用自顶向下策营略设计一个全局概念结构的框架，以它为顾
家记成由自底向上策略中设计的各局部概念结构。
专
3、逻辑结构设计
育
4、物理结构设计
5、数据库实施 教
6、数据库运行和维护
诚
2、什么是数据库的概念结构设计及其设计步骤，E-R图的设计
书
E-R图P213
3、什么是数据库的逻辑结构设计？试述其设计步骤？E-R图向关系模型的转换
逻辑结构设计P224
4、数据库的再组织和重构造
第八章：数据库编程
1、嵌入式 SQL与主语言之间的通信
2、游标的概念，用法，作用
第十章：数据库恢复技术1、事务概念和四个特性，恢复技术能保证事务的哪几个特性
事务是用户所定义的一个数据库操作序列，这些操作要么全做，要么全不做，是一个不可分割的工作单
位。事务具有四个特性：
1、原子性：事务是数据库的逻辑单位，事务中所包括的读项操作要么都做，要么都不做。
2、一致性：事务执行的结果必须是使数据库从某个一致性状态转变到另一个一致性状态。
3、隔离性：一个事务的执行不能被其他事务干扰，即一个事务内部的操作及所试用的数据对其他并发事务是
隔离的，并发执行的各个事务之间不能互相干扰。
4、持续性：（永久性）事务一旦提交，它对数据库中主句的改变就应该是永久的。接下来的其他操作或昂不
应对其执行结果产生任何影响。
为了保证事务的原子性、一致性与持续性。DBMS 必须对事务故障、系统故障和介质故障进行恢复；为
了保证事务的隔离性和一致性，DBMS需要对并发操作进行控制。
2、数据库中为什么要有恢复子系统？它的功能是什么？
因为计算机系统中的硬件的故障、软件的错误、操作员的失误及恶意的破坏都是不可避免的，这些故障
轻则造成当前运行事务非正常中断，影响数据库中数据的正确性，重则会破坏数据库，导致数据库中的全部
店
或部分数据丢失，因此必须要有恢复子系统。
恢复子系统的功能：把数据从错误状态恢复到某一已知的正确状态，也称为一致状态或完整状态。
营
3、日志文件的内容，作用，登记原则 P283
日志文件是用来记录事务对数据库所做的更新操作的专文件。
目的：进行事务故障恢复；进行系统故障恢复；协助后背副本进行截至故障恢复。
内容：
育
事务标识（标明是哪个事务）；
操作的类型（插入、删除或修改）；
操作对象（记录内部标识）； 教
更新前数据的旧值（对插入操作而言，此项为空值）
更新后数据的新值（对删除
诚
操作而言，此项为空值）
作用：
1、事务故障恢复和系统故障恢复必须用到日志文件。
书
2.在动态转储方式中必须建立日志文件，后备副本和日志文件结合起来才能有效地恢复数据库。
3、在静态转储方式中，也可以建立日志文件。当数据库毁坏后可重新装入后援副本把数据库恢复到转储
结束时刻的正确状态，然后利用日志文件，把已完成的事务进行重做处理，对鼓掌发生时尚未完成的事务进
行撤销处理。
登记原则：
1、登记的次序严格按并发事务执行的时间测序。
2、必须先写日志文件，后写数据库。
4、数据库恢复的基本技术
P279
5、故障的种类及其影响以及相应的恢复策略
1、事务内部故障的恢复：事务内部故障的恢复由 DBMS 自动完成，对用户而言是透明的。DBMS 执行
的恢复步骤如下：
（1）反向扫描文件日志（即从后向前扫描日志文件），查找该事务的更新操作。
（2）对该事务的更新操作执行逆操作，即将日志记录中“更新前的值”写入数据库。
（3）继续反向扫描日志文件，进行同样的处理。（4）如此继续下去，直至独到此事务的开始标记，该事务故障恢复就完成了。
2、系统故障的恢复：会造成数据库处于不一致的状态，主要是一方面，为完成事务对数据库所做的更新
可能已写入数据库；另一方面，已提交事务对数据库做的更新可能尚留在缓冲区，未能及时写入数据库。因
此恢复操作就是撤销（UNDO）故障发生时为完成的事务，重做（REDO）已完成的事务。恢复步骤如下：
（1）正向扫描日志文件，找出在故障发生之前已经提交的事务队列（REDO队列）和为完成的事务队列
（UNDO队列）。
（2）对于撤销队列中的各个事务进行UNDO 处理。进行UNDO 处理的方法是：反向扫描日志文件，对
每个UNDO事务的过呢更新操作执行逆操作，即将日志记录中“更新前的值”写入数据库中。
（3）对重做队列中的各个事务进行REDO处理。进行REDO处理的方法是：正向扫描日志文件，对每个
REDO事务重新执行日志文件中所登记的操作，激将日志记录中“更新后的值”写入数据库。
3、截至故障的恢复：恢复方法是重装数据库，然后重做已完成的事务，具体操作如下：
（1）DBA 装入最新的数据库后备副本（离故障发生时刻最近的转储副本）,使数据库回复到转储时的一
致性状态。
（2）DBA装入转储结束时的日志文件副本。
（3）DBA启动系统恢复命令，有DBMS实现恢复功能，即重做已完成的事务。
店
6、具有检查点的恢复技术，检查点记录以及包括的内容 P287
检查点记录是一类新的日志记录。包括以下内容： 营
1、建立检查点时刻所有正在执行的事务的清单，如书图T。
2、这些事务最近一个日志记录的地址，如书图D。专
第十一章：数据库并发控制技术 育
1、数据库中为什么要并发控制？能保证事务的哪些特性
数据库是共享资源，通常有许多事务教同时运行。
当多个事务并发存取数据库中的数据时，会产生同时读取和/或修改同意数据的情况。若对并发操作不加
以控制，可能会存取和存储不正确的数据，破坏数据库的一致性。所以，数据库管理系统必须提供并发控制
诚
机制。
并发控制可以保证事务的一致性和隔离性，保证数据库的一致性。
书
2、并发操作可能产生哪几类数据不一致
1、丢失修改：两个事务1、2同时读入同意数据并进行修改，2所提交的结果破坏（覆盖）了1提交的结
果，导致1所做的修改被丢失。
2、不可重复读：事务1读取某一数据后，事务2对其执行更新操作，使1无法再现前一次读取的结果。
3、读‘脏’数据：事务1修改某一数据，将其协会磁盘，事务2读取同意数据后，事务1由于某种原因
被撤销，这是事务1已修改过的数据将恢复原值，事务2所读取的数据就与数据库中的数据不一致，则事务2
所独到的就是‘脏’数据，即不正确的数据。
避免不一致性的方法是并发控制机制。最常用的并发控制技术是封锁技术。
3、活锁和死锁的概念 P296
4、封锁以及不同的封锁类型和相关的相容性矩阵
5、并发调度的可串行性,冲突可串行性化调度的概念，如何判断一个并发调度是正确的？ P299
6、两段锁协议的概念 P3017、封锁的粒度，多粒度封锁协议 P302
店
营
专
育
教
诚
书
