数据库系统概论笔记(萨师煊、王珊版)

数据库技术总结
数据(Data)：是数据库中存储的基本对象
数据的定义：描述事物的符号记录
数据的种类：文字、图形、图象、声音等
数据的特点：数据与其语义是不可分的
数据库(Database,简称DB)：是长期储存在计算机内、有组织的、可共享的大量数据集合
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
数据库管理系统（Database Management System，简称DBMS）：是位于用户与操作系统之间的一层数据管理软件。

DBMS的用途：科学地组织和存储数据、高效地获取和维护数据
DBMS的主要功能：
数据库的运行管理
保证数据的安全性、完整性、
多用户对数据的并发使用
发生故障后的系统恢复
⏹数据库的建立和维护功能(实用程序)
数据库数据批量装载
数据库转储
介质故障恢复
数据库的重组织
性能监视等
数据库系统（Database System，简称DBS）是指在计算机系统中引入数据库后的系统构成。

⏹数据库系统的构成
⏹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（和用户）构
成。

⏹数据管理
⏹对数据进行分类、组织、编码、存储、检索和维护，是数据处理的中心问题
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。

⏹数据模型应满足三方面要求
⏹能比较真实地模拟现实世界
⏹容易为人所理解
⏹便于在计算机上实现
⏹数据模型分成两个不同的层次
(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。

(2) 数据模型主要包括网状模型、层次模型、关系模型等，它是按计算机系统的观点对数据建模。

⏹客观对象的抽象过程---两步抽象
⏹现实世界中的客观对象抽象为概念模型；
⏹把概念模型转换为某一DBMS支持的数据模型。

⏹数据结构
⏹对象类型的集合
数据结构是对系统静态特性的描述
⏹两类对象
⏹与数据类型、内容、性质有关的对象
⏹与数据之间联系有关的对象
⏹数据操作
⏹对数据库中各种对象（型）的实例（值）允许执行的操作及有关的操作规则
⏹数据操作的类型
⏹检索
⏹更新（包括插入、删除、修改）
⏹数据模型对操作的定义
⏹操作的确切含义
⏹操作符号
⏹操作规则（如优先级）
⏹实现操作的语言
⏹数据操作是对系统动态特性的描述。

⏹数据模型对约束条件的定义
⏹反映和规定本数据模型必须遵守的基本的通用的完整性约束条件。

提供定义完整性约束条件的机制，以反映具体应用所涉及的数据必须遵守的特定的语义约束条件。

信息世界中的基本概念
(1) 实体（Entity）
客观存在并可相互区别的事物称为实体。

(2) 属性（Attribute）
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（Key）
唯一标识实体的属性集称为码。

(4) 域（Domain）
属性的取值范围称为该属性的域。

(5) 实体型（Entity Type）
用实体名及其属性名集合来抽象和刻画
同类实体称为实体型
(6) 实体集（Entity Set）
同型实体的集合称为实体集
联系（Relationship）
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
两个实体型一对一联系（1:1）
三个实体型一对多联系（1:n）
一个实体型多对多联系（m:n）
两个实体型间的联系
⏹一对一联系
⏹如果对于实体集A中的每一个实体，实体集B中至多有一个实体与之联系，反之亦然，
则称实体集A与实体集B具有一对一联系。

记为1:1。

⏹一对多联系
⏹如果对于实体集A中的每一个实体，实体集B中有n个实体（n≥0）与之联系，反之，
对于实体集B中的每一个实体，实体集A中至多只有一个实体与之联系，则称实体集
A与实体集B有一对多联系
记为1:n
⏹多对多联系（m:n）
⏹如果对于实体集A中的每一个实体，实体集B中有n个实体（n≥0）与之联系，反之，
对于实体集B中的每一个实体，实体集A中也有m个实体（m≥0）与之联系，则称
实体集A与实体B具有多对多联系。

记为m:n
概念模型的表示方法
⏹实体－联系方法(E-R方法)
⏹用E-R图来描述现实世界的概念模型
⏹E-R方法也称为E-R模型
常用数据模型
⏹非关系模型
⏹层次模型（Hierarchical Model）
⏹网状模型(Network Model )
⏹数据结构：以基本层次联系为基本单位
基本层次联系：两个记录以及它们之间的一对多（包括一对一)的联系
⏹关系模型(Relational Model)
⏹数据结构：表
⏹面向对象模型(Object Oriented Model）
⏹数据结构：对象
⏹层次模型
满足下面两个条件的基本层次联系的集合为层次模型。

1. 有且只有一个结点没有双亲结点，这个结点称为根
结点
2. 根以外的其它结点有且只有一个双亲结点
⏹表示方法
实体型：用记录类型描述。

每个结点表示一个记录类型。

属性：用字段描述。

每个记录类型可包含若干个字段。

联系：用结点之间的连线表示记录（类）型之间的
一对多的联系
网状数据模型的数据结构
⏹网状模型
满足下面两个条件的基本层次联系的集合为网状模型。

1. 允许一个以上的结点无双亲；
2. 一个结点可以有多于一个的双亲。

⏹表示方法（与层次数据模型相同）
实体型：用记录类型描述。

每个结点表示一个记录类型。

属性：用字段描述。

每个记录类型可包含若干个字段。

联系：用结点之间的连线表示记录（类）型之
间的一对多的父子联系。

关系模型的基本概念
⏹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。

⏹关系必须是规范化的，满足一定的规范条件
最基本的规范条件：关系的每一个分量必须是一个不
可分的数据项。

⏹查询、插入、删除、更新
⏹数据操作是集合操作，操作对象和操作结果都是关系，即若干元组的集合
⏹存取路径对用户隐蔽，用户只要指出“干什么”，不必详细说明“怎么干”
关系模型的完整性约束
⏹实体完整性
⏹参照完整性
⏹用户定义的完整性
关系数据模型的存储结构
⏹表以文件形式存储
⏹有的DBMS一个表对应一个操作系统文件
⏹有的DBMS自己设计文件结构
关系模型的优缺点
⏹优点
⏹建立在严格的数学概念的基础上
⏹概念单一。

数据结构简单、清晰，用户易懂易用
⏹实体和各类联系都用关系来表示。

⏹对数据的检索结果也是关系。

⏹关系模型的存取路径对用户透明
⏹具有更高的数据独立性，更好的安全保密性
⏹简化了程序员的工作和数据库开发建立的工作
⏹缺点
存取路径对用户透明导致查询效率往往不如非
关系数据模型
为提高性能，必须对用户的查询请求进行优化
增加了开发数据库管理系统的难度
数据库系统外部的体系结构
⏹单用户结构
⏹主从式结构
⏹分布式结构
⏹客户/服务器结构
⏹浏览器/应用服务器/数据库服务器结构
分布式结构的数据库系统
⏹数据库中的数据在逻辑上是一个整体，但物理地分布在计算机网络的不同结点上。

⏹网络中的每个结点都可以独立处理本地数据库中的数据，执行局部应用
⏹同时也可以同时存取和处理多个异地数据库中的数据，执行全局应用
⏹优点
⏹适应了地理上分散的公司、团体和组织对于数据库应用的需求。

⏹缺点
⏹数据的分布存放给数据的处理、管理与维护带来困难。

⏹当用户需要经常访问远程数据时，系统效率会明显地受到网络传输的制约数据库管理员(DBA)
⏹决定数据库中的信息内容和结构
⏹决定数据库的存储结构和存取策略
⏹定义数据的安全性要求和完整性约束条件
关系数据库
⏹关系模型的组成
⏹关系数据结构
⏹关系操作集合
⏹关系完整性约束
⏹1) 常用的关系操作
⏹查询
⏹选择、投影、连接、除、并、交、差
⏹数据更新
⏹插入、删除、修改
⏹查询的表达能力是其中最主要的部分
⏹2) 关系操作的特点
⏹集合操作方式，即操作的对象和结果都是集合。

⏹非关系数据模型的数据操作方式：一次一记录
⏹文件系统的数据操作方式
⏹3) 关系数据语言的种类
⏹关系代数语言
⏹用对关系的运算来表达查询要求
⏹4) 关系数据语言的特点
⏹关系语言是一种高度非过程化的语言
⏹存取路径的选择由DBMS的优化机制来完成
⏹用户不必用循环结构就可以完成数据操作
⏹能够嵌入高级语言中使用
⏹关系代数、元组关系演算和域关系演算三种语言在表达能力上完全等价
关系
⏹⒈域（Domain）
⏹ 2. 笛卡尔积（Cartesian Product）
⏹ 3. 关系（Relation）
⏹域是一组具有相同数据类型的值的集合。

例:
⏹整数
⏹实数
⏹介于某个取值范围的整数
⏹长度指定长度的字符串集合
⏹{‘男’，‘女’}
⏹介于某个取值范围的日期
⏹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：
D1×D2×…×Dn＝｛（d1，d2，…，dn）｜di Di，i＝1，2，…，n｝
⏹所有域的所有取值的一个组合
⏹不能重复
⏹2) 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。

⏹3) 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。

⏹4) 基数（Cardinal number）
⏹若Di（i＝1，2，…，n）为有限集，其基数为mi（i＝1，2，…，n），则D1×D2×…
×Dn的基数M为：
⏹5)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。

关系（Relation）
1) 关系
D1×D2×…×Dn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（Degree）
2) 元组
关系中的每个元素是关系中的元组，通常用t表示。

3) 单元关系与二元关系
当n=1时，称该关系为单元关系（Unary relation）。

当n=2时，称该关系为二元关系（Binary relation）
4) 关系的表示
关系也是一个二维表，表的每行对应一个元组，表的每列对应一个域。

5) 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（Attribute）。

n目关系必有n个属性。

6) 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
在最简单的情况下，候选码只包含一个属性。

称为全码（All-key）
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）
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（Prime attribute）。

不包含在任何侯选码中的属性称为非码属性
（Non-key attribute）
7) 三类关系
基本关系（基本表或基表）
实际存在的表，是实际存储数据的逻辑表示
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
基本关系的性质
①列是同质的（Homogeneous）
每一列中的分量是同一类型的数据，来自同
一个域
②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
③列的顺序无所谓
列的次序可以任意交换
遵循这一性质的数据库产品(如ORACLE)，
增加新属性时，永远是插至最后一列
但也有许多关系数据库产品没有遵循这一
性质，例如FoxPro仍然区分了属性顺序
④任意两个元组不能完全相同
由笛卡尔积的性质决定
但许多关系数据库产品没有遵循这一性质。

例如:
Oracle，FoxPro等都允许关系表中存在两个完全相同的元组，除非用户特别定义了相应的约束条件。

⑤行的顺序无所谓
行的次序可以任意交换
遵循这一性质的数据库产品(如ORACLE)，
插入一个元组时永远插至最后一行
但也有许多关系数据库产品没有遵循这一性
质，例如FoxPro仍然区分了元组的顺序
⑥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
关系模式（Relation Schema）是型
关系是值
关系模式是对关系的描述
元组集合的结构
属性构成
属性来自的域
属性与域之间的映象关系
元组语义以及完整性约束条件
属性间的数据依赖关系集合
定义关系模式
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)
R 关系名
A1，A2，…，An 属性名
注：域名及属性向域的映象常常直接说明为
属性的类型、长度
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
通过上下文加以区别
1. 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。

2. 关系数据库的型与值
关系数据库也有型和值之分
关系数据库的型称为关系数据库模式，是对关系数据库的描述
若干域的定义
在这些域上定义的若干关系模式
关系数据库的值是这些关系模式在某一时刻对应的关系的集合，通常简称为关系数据库
3 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。

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
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，应该由关系系统自动支持。

实体完整性
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
关系模型必须遵守实体完整性规则的原因
(1) 实体完整性规则是针对基本关系而言的。

一个基本表通常对应现实世界的一个实体集或多对多联系。

(2) 现实世界中的实体和实体间的联系都是可区分的，即它们具有某种唯一性标识。

(3) 相应地，关系模型中以主码作为唯一性标识。

关系模型必须遵守实体完整性规则的原因(续)
(4) 主码中的属性即主属性不能取空值。

空值就是“不知道”或“无意义”的值。

主属性取空值，就说明存在某个不可标识的实体，即存在不可区分的实体，这与第（2）点相矛盾，因此这个规则称为实体完整性。

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
参照完整性
1. 关系间的引用
2. 外码
3. 参照完整性规则
1. 关系间的引用
在关系模型中实体及实体间的联系都是用
关系来描述的，因此可能存在着关系与关
系间的引用。

2．外码（Foreign Key）
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（Referencing
Relation）
基本关系S称为被参照关系（Referenced
Relation）或目标关系（Target Relation）。

说明
⏹关系R和S不一定是不同的关系
⏹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
3. 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。

2.3.3 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。

⏹关系模型应提供定义和检验这类完整性的机制，以便用统一的系统的方法处理它们，而不要由
应用程序承担这一功能。

Operation 运算，操作
Operator 算子
Operand 操作数
1.关系代数
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
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．表示记号
（1）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
（2）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称为属性列或域列。

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。

⏹（3）t r t s
R为n目关系，S为m目关系。

t r ∈R，t s∈S，t r t s称为元组的连接。

它是一个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。

⏹4）象集Z x
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：Z x={t[Z]|t ∈R，t[X]=x}
它表示R中属性组X上值为x的诸元组在Z上分量的集合。

1. 并（Union）
⏹R和S
⏹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
⏹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 ∈R∨t ∈S }
⏹R和S
⏹具有相同的目n
⏹相应的属性取自同一个域
⏹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∈R∧t∉S }
⏹R和S
⏹具有相同的目n
⏹相应的属性取自同一个域
⏹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 ∈R∧t ∈S }
R∩S = R–(R-S）
4. 广义笛卡尔积（Extended Cartesian Product）
⏹R
⏹n目关系，k1个元组
⏹S
⏹m目关系，k2个元组
⏹R×S
⏹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：k1×k2个元组
⏹R×S = {t r t s |t r ∈R∧t s∈S }
专门的关系运算
1. 选择（Selection）
⏹1) 选择又称为限制（Restriction）
⏹2) 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
σF(R) = {t|t∈R∧F(t)= '真'}
⏹F：选择条件，是一个逻辑表达式，基本形式为：
[⌝( ] X1θY1 [ )][φ[⌝( ] X2θY2 [ )]]…
⏹θ：比较运算符（＞，≥，＜，≤，＝或<>）
⏹X1，Y1等：属性名、常量、简单函数；属性名也可以用它的序号来代替；
⏹φ：逻辑运算符（∧或∨）
⏹[ ]：表示任选项
⏹…：表示上述格式可以重复下去
3) 选择运算是从行的角度进行的运算
2. 投影（Projection）
⏹1）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
πA(R) = { t[A] | t ∈R }
A：R中的属性列
2）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（Join）
⏹1）连接也称为θ连接
⏹2）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
R S = { | t r∈R∧t s∈S∧t r[A]θt s[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）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。

⏹3）两类常用连接运算
⏹等值连接（equijoin）
⏹什么是等值连接
⏹θ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：
R S = { | t r∈R∧t s ∈S∧t r[A] = t s[B] }
4）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）象集Z
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：Z x={t[Z]|t ∈R，t[X]=x}
它表示R中属性组X上值为x的诸元组在Z上分量的集合。

4. 除（Division）
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。

R÷S = {t r [X] | t r ∈R∧πY (S) ⊆Yx }
Yx：x在R中的象集，x = t r[X]
2）除操作是同时从行和列角度进行运算
第三章关系数据库标准语言SQL
3.1 SQL概述
⏹SQL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两种使用方法
⏹ 5. 语言简洁，易学易用
5. 语言简捷，易学易用
表3.1 SQL语言的动词
3.2 数据定义
表3.2 SQL的数据定义语句
3.2.1 定义语句格式
CREATE TABLE <表名>
（<列名> <数据类型>[ <列级完整性约束条件> ]
[，<列名> <数据类型>[ <列级完整性约束条件>] ] …
[，<表级完整性约束条件> ] ）；
⏹<表名>：所要定义的基本表的名字
⏹<列名>：组成该表的各个属性（列）
⏹<列级完整性约束条件>：涉及相应属性列的完整性约束条件
⏹<表级完整性约束条件>：涉及一个或多个属性列的完整性约束条件
⏹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
三、删除基本表
DROP TABLE <表名>;
基本表删除数据、表上的索引都删除
表上的视图往往仍然保留，但无法引用
删除基本表时，系统会从数据字典中删去有关该
基本表及其索引的描述
（标准中没有，认为表建立后就永久存在）
二、修改基本表
ALTER TABLE <表名>
[ ADD <新列名> <数据类型> [ 完整性约束] ]
[ DROP <完整性约束名> ]
[ MODIFY <列名> <数据类型> ]；
⏹<表名>：要修改的基本表
⏹ADD子句：增加新列和新的完整性约束条件
⏹DROP子句：删除指定的完整性约束条件
⏹MODIFY子句：用于修改列名和数据类型
ALTER TABLE Student ADD Scome DA TE；
不论基本表中原来是否已有数据，新增加的列一律为空值。

⏹删除属性列
直接/间接删除
⏹把表中要保留的列及其内容复制到一个新表中
⏹删除原表
⏹再将新表重命名为原表名
直接删除属性列:(新)
例：ALTER TABLE Student Drop Scome；
ALTER TABLE Student MODIFY Sage SMALLINT；
⏹注：修改原有的列定义有可能会破坏已有数据
建立与删除索引
⏹建立索引是加快查询速度的有效手段
⏹建立索引
⏹DBA或表的属主（即建立表的人）根据需要建立
⏹有些DBMS自动建立以下列上的索引
⏹PRIMARY KEY
⏹UNIQUE
⏹维护索引
⏹DBMS自动完成
⏹使用索引
⏹DBMS自动选择是否使用索引以及使用哪些索引
一、建立索引
⏹语句格式
CREATE [UNIQUE] [CLUSTER] INDEX <索引名> ON <表名>(<列名>[<次序>][,<列名>[<次序>] ]…)；
⏹用<表名>指定要建索引的基本表名字
⏹索引可以建立在该表的一列或多列上，各列名之间用逗号分隔
⏹用<次序>指定索引值的排列次序，升序：ASC，降序：DESC。

缺省值：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索引
⏹唯一值索引
⏹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
⏹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
例：
CREATE CLUSTER INDEX 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
⏹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，可以提高查询效率
⏹聚簇索引的适用范围
⏹很少对基表进行增删操作
⏹很少对其中的变长列进行修改操作
二、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。

3.3 查询
⏹语句格式
SELECT [ALL|DISTINCT] <目标列表达式>
[，<目标列表达式>] …
FROM <表名或视图名>[，<表名或视图名> ] …
[ WHERE <条件表达式> ]
[ GROUP BY <列名1> [ HA VING <条件表达式> ] ]
[ ORDER BY <列名2> [ 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。

⏹HA VING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
3.3.2 单表查询
查询仅涉及一个表，是一种最简单的查询操作
一、选择表中的若干列
二、选择表中的若干元组。