专升本数据库系统概论总复习.docx

1、专升本数据库系统概论总复习数据库系统概论总复习一 数据库概论一）概论1 数据、数据库、数据库系统、数据库管理系统的概念数据：描述事物的符号记录称为数据。数据的种类有文字、图形、图象、声音、正文等等。数据与其语义是不可分的。 数据库：数据库是长期储存在计算机内、有组织的、可共享的数据集合。数据库中的数据按一定的数据模型组织、描述和储存，具有较小的冗余度、较高的数据独立性和易扩展性，并可为各种用户共享。 数据库系统：数据库系统（DBS）是指在计算机系统中引入数据库后的系统构成。数据库系统由数据库、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。 数据库管理系统：数据库管理系统(DBMS

2、)是位于用户与操作系统之间的一层数据管理软件。用于科学地组织和存储数据、高效地获取和维护数据。DBMS主要功能包括数据定义功能、数据操纵功能、数据库的运行管理功能、数据库的建立和维护功能。2数据库的特征数据按一定的数据模型组织、描述和储存可为各种用户共享冗余度较小数据独立性较高易扩展3数据管理技术的发展过程人工管理阶段、文件系统阶段、数据库系统阶段4 简述数据库的数据独立性数据物理独立性： 指用户的应用程序与存储在磁盘上的数据库中数据是相互独立的，由模式/内模式映像来控制。数据逻辑独立性：指用户的应用程序与数据库的逻辑结构是相互独立的，由外模式/模式映像来控制。5 DBMS对数据的控制功能（数

3、据库保护问题包括）数据的安全性保护、数据的完整性检查、并发控制、数据库恢复二）数据模型1 数据模型：在数据库中用数据模型这个工具来抽象、表示和处理现实世界中的数据和信息。通俗地讲数据模型就是现实世界的模拟2数据模型分成两个不同的层次（概念模型 和数据模型） 3数据模型的组成要素：数据结构、数据操作、数据的约束条件 4 概念模型的基本概念：(1) 实体：客观存在并可相互区别的事物称为实体。可以是具体的人、事、物或抽象的概念。(2) 属性：实体所具有的某一特性称为属性。一个实体可以由若干个属性来刻画。 (3) 码：唯一标识实体的属性集称为码。(4) 域：属性的取值范围称为该属性的域。 (5) 实体

4、型：用实体名及其属性名集合来抽象和刻画的同类实体称为实体型(6) 实体集：同型实体的集合称为实体集(7) 联系：现实世界中事物内部以及事物之间的联系在信息世界中反映为实体内部的联系和实体之间的联系实体型间联系 ：一对一联系（1:1）、一对多联系（1:n） 、多对多联系（m:n） 5概念模型的表示方法：实体联系方法(E-R方法)1）实体型：用矩形表示，矩形框内写明实体名2）属性：用椭圆形表示，并用无向边将其与相应的实体连接起来3）联系：联系本身：用菱形表示，菱形框内写明联系名，并用无向边分别与有关实体连接起来，同时在无向边旁标上联系的类型（1:1、1:n或m:n） E-R图实例：真题： 图书数据

5、库管理数据库要求提供如下服务：1）可随时查阅图书的基本信息，包括：书号、书名、价格、作者、出版社、数量、存放位置2）借阅人的信息包括：借书证号、姓名、单位、办证日期3）借阅信息包括借书日期、还书日期一个借阅者可以同时借阅多本书，一种书可以被多个人借阅要求：1）为本系统设计E-R图 2）转换为等价的关系模式，并指出每个关系的码。6 数据库系统的三级模式结构与二级映象数据库系统的三级模式结构为内模式、模式、外模式模式（也称逻辑模式）数据库中全体数据的逻辑结构和特征的描述所有用户的公共数据视图，综合了所有用户的需求一个数据库只有一个模式外模式（也称子模式或用户模式）数据库用户（包括应用程序员和最终用

6、户）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，一个数据库可以有多个外模式，模式与外模式的关系：一对多内模式（也称存储模式）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表示方式一个数据库只有一个内模式三级模式是对数据的三个抽象级别二级映象在DBMS内部实现这三个抽象层次的联系和转换外模式模式映象定义外模式与模式之间的对应关系每一个外模式都对应一个外模式模式映象映象定义通常包含在各自外模式的描述中外模式模式映象的用途保证数据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，使外模式保持不变应用程序是依据数据的外模式编写的，从而

7、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。模式内模式映象模式内模式映象定义了数据全局逻辑结构与存储结构之间的对应关系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模式内模式映象的用途保证数据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。7 数据库系统的组成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（用户）数据库概论习题 二 关系数据库一）关系的基本术语、关系的定义及关系的性质1 常用的关系操作查询：选择、

8、投影、连接、除、并、交、差数据更新：插入、删除、修改2 关系数据语言的种类关系代数语言 关系演算语言具有关系代数和关系演算双重特点的语言3 关系的三类完整性约束（关系模型完整性规则）实体完整性参照完整性用户定义的完整性4 关系的基本概念1）域：是一组具有相同数据类型的值的集合 整数、实数2）笛卡尔积：给定一组域D1，D2，Dn，这些域中可以是相同的域。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）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 。关系中的每个元素是关

9、系中的元组，通常用t表示。4）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。5）基数若Di（i1，2，n）为有限集，其基数为mi（i1，2，n），则D1D2Dn的基数M为：在上例中，基数：22312，即D1D2D3共有22312个元组6）笛卡尔积的表示方法笛卡尔积可表示为一个二维表。表中的每行对应一个元组，表中的每列对应一个域。7）关系D1D2Dn的子集叫作在域D1，D2，Dn上的关系，表示为 R（D1，D2，Dn） R：关系名 n：关系的目或度关系是笛卡尔积的有限子集8）属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（

10、Attribute）。n目关系必有n个属性9）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在最简单的情况下，候选码只包含一个属性。在最极端的情况下，关系模式的所有属性组是这个关系模式的候选码，称为全码（All-key）10） 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码属性5 三类关系基本表(基表)：实际存在的表,实际存储数据的逻辑表示(基本关系)查询表： 查询结果对应的表视图表 ： 由基本表或其他视图表导出的表，是虚表，不对应实际存储的数据6 基本

11、关系的性质 列是同质的,每一列中的分量是同一类型的数据，来自同一个域 不同的列可出自同一个域其中的每一列称为一个属性不同的属性要给予不同的属性名 列的顺序无所谓,列的次序可以任意交换 任意两个元组不能完全相同 由笛卡尔积的性质决定 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 每一个分量都必须是不可分的数据项。这是规范条件中最基本的一条7 关系模式关系模式（Relation Schema）是型，关系是值，关系模式是对关系的描述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

12、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) R 关系名A1，A2，An 属性名8 关系模式与关系关系模式 ：对关系的描述 ， 静态的、稳定的关系 ：关系模式在某一时刻的状态或内容动态的、随时间不断变化的关系模式和关系往往统称为关系9 关系数据库在一个给定的应用领域中，所有实体及实体之间联系的关系的集合构成一个关系数据库。二）关系的完整性关系模型的完整性规则是对关系的某种约束条件。1 关系模型中三类完整性约束：实体完整性参照完整性用户定义的完整性2 实体完整性和参照完整性是关系模型必须满足的完整性约束条件，被称作是关系的两个不变性3 实体完整性实体完整

13、性规则：若属性A是基本关系R的主属性，则属性A不能取空值（空值就是“不知道”或“无意义”的值）注意：实体完整性规则规定基本关系的所有主属性都不能取空值4 外码设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Ks相对应，则称F是基本关系R的外码。基本关系R称为参照关系，基本关系S称为被参照关系目标关系S的主码Ks 和参照关系的外码F必须定义在同一个（或一组）域上外码并不一定要与相应的主码同名，当外码与相应的主码属于不同关系时，往往取相同的名字，以便于识别5 参照完整性规则若属性（或属性组）F是基本关系R的外码，它与基本关系S的主码Ks相对应（基本关系R和S不一定是不同

14、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。例 ：学生关系中每个元组的“专业号”属性只取下面两类值：（1）空值，表示尚未给该学生分配专业（2）非空值，这时该值必须是专业关系中某个元组的“专业号”值，表示该学生不可能分配到一个不存在的专业中6 用户定义的完整性用户定义的完整性是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涉及的数据必须满足的语义要求例: 课程(课程号，课程名，学分)“课程号”属性必须取唯一值非主属性“课程名”也不能取空值“学分”属性只能取值1，2，3，4三） 关系代数传统的集合运算专门的关系运算1 关系

15、代数：一种抽象的查询语言，用对关系的运算来表达查询2 关系代数运算的三个要素运算对象：关系运算结果：关系运算符：四类3 关系代数运算符 4 关系代数运算的分类 传统的集合运算： 并、差、交、广义笛卡尔积 专门的关系运算： 选择、投影、连接、除5 并R和S（并差交运算中）具有相同的目n（即两个关系都有n个属性）相应的属性取自同一个域RS 仍为n目关系，由属于R或属于S的元组组成 RS = t|t Rt S 6 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|tRtS 7 交RS仍为n目关系，由既属于R又属于S的元组组成 RS = t|t Rt S RS = R (

16、R-S）8广义笛卡尔积R：n目关系，k1个元组S：m目关系，k2个元组RS 列：（n+m）列的元组的集合元组的前n列是关系R的一个元组后m列是关系S的一个元组行：k1k2个元组RS = tr ts |tr R tsS 专门的关系运算选择 投影 连接 除1选择选择运算符的含义在关系R中选择满足给定条件的诸元组 F(R) = t|tRF(t)= 真选择运算是从行的角度进行的运算 Sdept = IS (Student) 或 5 =IS (Student)Sage 20(Student) 或 4 20(Student)2投影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 A(R) = tA |

17、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）3 连接连接运算的含义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A和B：分别为R和S上度数相等且可比的属性组：比较运算符连接运算从R和S的广义笛卡尔积RS中选取（R关系）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的元组。 两类常用连接运算等值连接（equijoin）：为“”的连接运算称为等值连接 等值连接的含义：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：自然连接（Natural join） 什么是自然连接：自然连接

18、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自然连接的含义 R和S具有相同的属性组B一般的连接操作是从行的角度进行运算。自然连接还需要取消重复列，所以是同时从行和列的角度进行运算4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：元组在X上分量值x的象集Yx包含S在Y上投影的集合。 RS = tr X | tr RY (S) Yx Yx：x在R中的象集，x = trX除操作是同时从行和列角

19、度进行运算在关系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)属性组上的投影所以 RS =a1 三 关系数据库标准语言SQL一 基本表的建立与修改1 定义语句格式CREATE TABLE 2 常用完整性约束主码约束： PRIMARY KEY唯一性约束：UNIQUE非空值约束：NOT NULL参照完整性约束3 例2 建立一个“学生选课

20、”表SC，它由学号Sno、课程号Cno，修课成绩Grade组成，其中(Sno, Cno)为主码。CREATE TABLE SC( Sno CHAR(5) , Cno CHAR(3) , Grade int, Primary key (Sno, Cno);4 删除基本表 DROP TABLE ; 5 修改基本表ALTER TABLE ADD 完整性约束 DROP MODIFY ；6 建立与删除索引 聚簇索引建立聚簇索引后，基表中数据也需要按指定的聚簇属性值的升序或降序存放。也即聚簇索引的索引项顺序与表中记录的物理顺序一致在一个基本表上最多只能建立一个聚簇索引聚簇索引的用途：对于某些类型的查询，可

21、以提高查询效率7 删除索引 DROP INDEX ；二 查 询 1 语句格式SELECT ALL|DISTINCT ， FROM ， WHERE GROUP BY HAVING ORDER BY ASC|DESC ；SELECT子句：指定要显示的属性列FROM子句：指定查询对象(基本表或视图)WHERE子句：指定查询条件 GROUP BY子句：对查询结果按指定列的值分组，该属性列值相等的元组为一个组。通常会在每组中作用集函数。HAVING短语：筛选出只有满足指定条件的组ORDER BY子句：对查询结果表按指定列值的升序或降序排序 3 示例数据库 学生-课程数据库学生表：Student(Sno，

22、Sname，Ssex，Sage，Sdept)课程表：Course(Cno，Cname，Cpno，Ccredit)学生选课表：SC (Sno，Cno，Grade) 4 单表查询 查询仅涉及一个表，是一种最简单的查询操作选择表中的若干列 ，选择表中的若干元组，对查询结果排序1）选择表中的若干列查询全体学生的学号与姓名。SELECT Sno，Sname FROM Student；查询全体学生的姓名、学号、所在系。SELECT Sname，Sno，Sdept FROM Student；查询全体学生的详细记录。SELECT Sno，Sname，Ssex，Sage，Sdept FROM Student；

23、或SELECT * FROM Student； 查全体学生的姓名及其出生年份SELECT Sname，2000-Sage FROM Student；2) 选择表中的若干元组 消除取值重复的行 : DISTINCT短语DISTINCT短语的作用范围是所有目标列SELECT DISTINCT Sno FROM SC查询满足条件的元组常用查询条件% (百分号) 代表任意长度_ (下横线) 代表任意单个字符3）对查询结果排序 使用ORDER BY子句 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4）使用集函数：COUNT()函数应用：主要用作计数器，统计满足某种条件的行数例

24、列出在授课表中有多少位教师（不能重复统计） SELECT COUNT(DISTINCT 教师名) FROM 授课表SELECT COUNT(DISTINCT 教师名) 教师人数 FROM 授课表例 统计学生表中一共有多少位19岁以上的女同学SELECT COUNT(*) FROM 学生表 WHERE 年龄=19 .AND.性别=女MIN()和MAX()、AVG()函数的应用：找出表中的最大值和最小值以及平均值例 SELECT MAX(年龄) 年龄最大,MIN(年龄) 年龄最小 FROM 学生表SELECT AVG(年龄) 平均年龄FROM 学生表SUM()的应用对指定字段列求和例 SELECT

25、 SUM(年龄+1) 1年后年龄总和FROM 学生表SELECT SUM(年龄) 女生年龄总和FROM 学生表 WHERE 性别=女5）对查询结果分组 使用GROUP BY子句分组 细化集函数的作用对象未对查询结果分组，集函数将作用于整个查询结果对查询结果分组后，集函数将分别作用于每个组 *使用GROUP BY子句后，SELECT子句的列名列表中只能出现分组属性和集函数使用HAVING短语筛选最终输出结果 例 查询有3门以上课程是90分以上的学生的学号及（90分以上的）课程数 SELECT Sno, COUNT(*) FROM SC WHERE Grade=90 GROUP BY Sno HA

26、VING COUNT(*)=3; 只有满足HAVING短语指定条件的组才输出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。 5连接查询同时涉及多个表的查询用来连接两个表的条件称为连接条件或连接谓词 等值连接、自然连接、自身连接 、嵌套查询例 查询每个学生的学号、姓名、选修的课程名及成绩。SELECT Student.Sno，Sname，Cname，Grade FROM Student，SC，Course WHERE Student.Sno = SC.Sno and SC.Cno = C

27、ourse.Cno； SELECT Sname FROM Student WHERE Sno IN （SELECT Sno FROM SC WHERE Cno= 2 ）；将下列关系代数查询转换为用SQL语句实现查询： 1） sname=刘丽 (S)2) XDM , XHM (W)3) XDM , XHM （ sname=李红 (W)1）select * from S where sname=刘丽2) select distinct XDM , XHM from (W)3）select distinct XDM , XHM from (W) where sname=李红6 数 据 更 新 例1

28、INSERT INTO StudentVALUES (95020，陈冬，男，IS，18)；例2 UPDATE Student SET Sage=22 WHERE Sno= 95001 ； 例 3 DELETE FROM Student WHERE Sno=95019；四 关系数据库理论1 规范化规范化理论正是用来改造关系模式，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XY。 X称为这个函数依赖的决定属性集(Determinant)。 Y=f(x)3完全函数依赖与部分函数依赖在关系模式R(U)中，如果XY，并且对于X的任何一个真子集X，都有 4传递函数依赖在关系模式R(U)中，如果XY，YZ，且Y X，YX，则称Z传递函数依赖于X。注: 如果YX， 即XY，则Z直接依赖于X5 各种范式之间存在联系：61NF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。7 2NF的定义 若关系模式R1NF，并且每一个非主属性都完全函数依赖