数据库在职交大重点详细解释self

1.候选码----若关系中的某一组属性的值能唯一地标识一个元组，则称该属性组为候选码主码----候选码之一可被选作主码，或称为主键、关键字实体集的超码----是指其值能唯一确定实体的一个或多个属性的集合实体集的候选码（键）----是指具有极小性的超码（该超码的任意真子集都不能成为超码）K是关系模式R的一个超键，当且仅当K →RK是R的一个候选键当且仅当K →R, 并且for no α⊂K, α→R2.数据库设计过程a.需求分析阶段准确了解与分析用户需求（包括数据与处理）数据流图，数据字典,描述处理过程的判断表（树）是整个设计过程的基础，是最困难、最耗费时间的一步b.概念结构设计阶段－定义概念模式是整个数据库设计的关键通过对用户需求进行综合、归纳与抽象，形成一个独立于具体DBMS的概念模型c.逻辑结构设计阶段－－定义模式和外模式将概念结构转换为某个DBMS所支持的数据模型对其进行优化d.数据库物理设计阶段－－定义内模式。

为逻辑数据模型选取一个最适合应用环境的物理结构（包括存储结构和存取方法）。

e.数据库实施阶段运用DBMS提供的数据语言、工具及宿主语言，根据逻辑设计和物理设计的结果建立数据库编制与调试应用程序组织数据入库并进行试运行f.数据库运行和维护阶段数据库应用系统经过试运行后即可投入正式运行。

在数据库系统运行过程中必须不断地对其进行评价、调整与修改。

上述六个阶段的不断反复数据库设计的全过程3.弱实体集----一个实体集没有主码(没有足够的属性以形成主码)弱实体集的存在依赖于标识实体集a)为了避免由于强实体码的重复而带来数据重复和的可能的不一致b)弱实体反映了一个实体依赖于另一个实体的逻辑结构c)当他们的强实体删除的时候，弱实体可自动删除d)弱实体可以和他们的强实体在物理上存储在一起4.属性属性是实体具有某种描述实体与属性是相对而言的属性不能再具有需要描述的性质属性不能与其他实体具有联系5.集成局部E-R图的步骤1. 合并2. 修改与重构6.关系数据模式的规范化目标对具有函数依赖的关系数据库的设计目标是：a)BCNF.b)无损.c)保持依赖.如果我们不能达到上述三个目标，我们必须接受下列之一,d)缺少保持依赖e)因为使用 3NF而带来冗余7.范式1NF-----如果一个关系模式R的所有属性都是原子的，那么我们称关系模式R属于第一范式（插入异常、删除异常、数据冗余度大）2NF-----若关系模式R∈1NF，并且每一个非主属性都完全函数依赖于R的键，则R∈2NF（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）BCNF-----具有函数依赖集F的关系模式R是 BCNF的条件是：对所有F+中形如α→β的函数依赖（α⊆R 且β⊆R）,下面至少有一个成立:α→β是平凡的函数依赖 (i.e., β⊆α)α是R的超键所有非主属性都完全函数依赖于每个候选键所有主属性都完全函数依赖于每个不包含它的候选键没有任何属性完全函数依赖于非键的任何一组属性3NF----在关系模式R<U,F>中若不存在这样的码X，属性组Y及非属性组Z（Z不是Y的子集）使得X→Y，Y→Z成立，且YX，则称R∈3NF8.BCNF和3NF的区别a)BCNF不仅强调其他属性对键的完全的直接的依赖，而且强调主属性对键的完全的直接的依赖，它包括3NF，即如果，则R一定属于3NF。

b)3NF只强调非主属性对键的完全直接依赖，这样就可能出现主属性对键的部分依赖和传递依赖。

c)3NF的定义允许某些BCNF中不允许的函数依赖出现。

只满足3NF定义中的第三个条件的依赖在BCNF中是不允许出现的，但3NF 允许。

d)一些关系不存在保持依赖的BCNF分解，但总存在保持依赖的3NF分解。

1)分解一个关系为3NF的关系集总是可能的:a.分解是无损的b.保持依赖2)分解一个关系为BCNF的关系集总是可能的a.分解是无损的b.但可能不能保持依赖9.规范化的目标1)每个关系模式是一个好的形式2)分解是一个无损连接的分解( lossless-join decomposition)3)更好地，分解应该是保持依赖的.BCNF 中可能无法保持依赖，但是3NF中可以找到一种方法10.Armstrong公理有效性（sound）：在F中根据Armstrong公理推导出来的每一个函数依赖一定为F所逻辑蕴涵 完备性(complete)：F所逻辑蕴含的每一个函数依赖，必定可以由F根据Armstrong公理推导出来a)if β⊆α, then α→β自反律(reflexivity)b)if α→β, then γα→γβ增补律(augmentation)c)if α→β, and β→γ, then α→γ传递律(transitivity)11.判断是否为超键判断α是否为超键 , 通过计算α+,并检查α+ 是否包含R中的所有属性.12.验证函数依赖a.为了验证一个函数依赖α→β是否成立 (或者, 换句话说, 是否在F+中）只要检查是否β⊆α+.b.也就是说，我们用属性闭包计算α+, 然后看它是否包含β.c.这是一个简单而有效的验证方式13.计算F的闭包该算法给了我们另外一种计算F+的方法，对每个γ⊆R, 我们找出闭包γ+, 对每个S⊆γ+, 我们输出一个函数依赖γ→S.14.数据库系统的三级模式结构和二级映象功能内模式（也称存储模式）（一个数据库只有一个内模式）模式（也称逻辑模式）（模式（也称逻辑模式））外模式（也称子模式或用户模式）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在三级模式中提供了两级映象，保证了数据库系统的数据独立性，既物理独立性与逻辑独立性。

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重新定义外模式/模式映象==〉现存外模式不变==〉应用程序不变保证数据的逻辑独立性模式／内模式模式／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保证数据的物理独立性二级映象保证了数据库外模式的稳定性，从而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。

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。

15.基于日志的恢复日志保存在稳定存储器上.日志是日志记录（ log records ）的序列, 用来记录对数据库的更新活动.当事务T i启动, 写入一条登记自己的日志记录T i执行write(X)之前, 写入日志记录<T i, X, V1, V2>, 其中V1是数据项X在写操作之前的值, V2是要写到X 的值.我们目前假设日志记录直接写入稳定存储器(即不经过缓冲)每次事务执行写操作前，必须在数据库修改前生成改次写操作的日志记录a.撤销日志（undo操作，立即的数据库修改）---任何未完成的事务b.重做日志（redo 操作，延迟的数据库修改）---任何commit的事务16.两种使用日志的方法a.延迟更新数据库（ Deferred database modification ）延迟更新数据库（ deferred database modification ）方案在日志中记录所有更新, 但推迟write 直至部分提交之后.b.立即更新数据库（Immediate database modification）立即更新数据库（immediate database modification）方案允许一个未提交事务在发出写操作时更新数据库17.I/O并行方面划分技术循环划分散列划分范围划分18.散列划分选择一个或多个属性作为划分属性.选择值域为0..n -1的散列函数h令i 表示将散列函数h作用于元组的划分属性值得到的结果. 则该元组送往磁盘i.1)适合于顺序存取（Good for sequential access ）假设散列函数选的好, 且划分属性形成键, 则元组平均分布在各磁盘上于是各磁盘的存取工作量是平衡的.2)适合于划分属性上的点查询(point queries )可只检查单一磁盘, 使其他磁盘可用于其他查询.对划分属性的索引可局部于磁盘, 从而使查找和更新更高效3)无聚簇(No clustering), 因此难以回答范围查(range queries)19.并行数据库20.流水线并行流水线并行有用是因为它避免了将中间结果写到磁盘对少量处理器有用, 但对较多处理器伸缩性不好. 一个原因是流水线链不能达到足够的长度.对于需要取得所有输入后才能产生输出的操作(如合计与排序)不能流水线化对于经常发生的偏斜情形, 一个操作的执行代价远远高于其他操作, 这时只能获得很少的加速比.21.分布式事务事务可以存取多个场地上的数据每个场地有：事务管理器1)维护用于恢复目的的日志2)参与协调在本地执行的事务的并发.事务协调器1)启动本地发起的事务.2)将子事务分配到适当场地执行.3)协调本地发起事务的终止过程, 使事务在所有场地上提交或夭折.22.恢复与并发控制如果某种原因，一个事务不能从头到尾的执行，数据库就处于一个不一致状态。

这是不允许的，这是需要将数据库恢复到事务执行前的状态Rollback如果采用封锁机制，事务并发操作时有可能产生死锁。

为了解除死锁状态，就要抽取某个事务作牺牲品，把它撤消掉，做回退操作，这就属于DB的恢复范畴。

a.疑问事务(In-doubt transactions )有<ready T>, 但既没有<commit T>也没有 <abort T> 日志记录.b.恢复场地必须通过联系其他场地来决定这种事务的提交-夭折状态; 这使恢复变慢甚至有可能阻塞恢复.c.恢复算法可以在日志中注上锁信息.用<ready T, L>取代<ready T>, 其中L = 写入日志时T 所持有的锁的列表 (读锁可省略).对每个疑问事务T, 重新获得日志记录<ready T, L> 中标注的所有锁.d.重新获得锁之后, 事务处理可以恢复; 疑问事务的提交或回滚与新事务可并发执行.23.死锁活锁，先来先服务两个或两个以上事务均处于等待状态，每个事务都在等待其中另一个事务封锁的数据，导致任何事务都不能继续执行的想象成为死锁。

死锁原因：互斥、不可剥夺、部分分配、环路死锁的解决方法：预防：一次封锁法、顺序封锁法诊断：超时法、等待图法等待图法：并发控制子系统周期性的生成事务等待图，检测事务。

如果发现图中存在回路，则表示系统中存在死锁24.并发控制----锁不正确的并发控制后果（并发事务的冲突）a.读“脏”数据（不一致读）b.不可重复读（破坏完整性约束）c.丢失更新并发控制（以事务为单位）的主要技术：封锁、时间戳、乐观控制法25.封锁事务T可以向系统发出请求，对某个数据对象加锁，于是事务T对这个数据对象就有一定的控制，知道T 释放它的锁为止类型：排它锁（X锁）----其他事务不能再读取和修改数据共享锁（S锁）---其他事务能读取但不能修改26.不必要的回滚当发生死锁并选择了牺牲品时, 同时有一个事务由于与死锁无关的原因而夭折, 这时就会出现不必要的回滚.全局等待图中的假循环可导致不必要的回滚; 但假循环的可能性很低.27.事务事务概念：事物（transaction）是访问并可能更新各种数据项的一个程序的执行单元（unit ）.∙事务是程序的逻辑运行单位∙事务必须保持数据库的一致性∙在事务执行过程中, 数据库可能处于不一致状态∙当事务提交时, 数据库必须处于一致状态∙要处理的两个问题:✓各种故障, 如硬件故障和系统崩溃✓多个事务的并发执行为保持数据一致性, 数据库系统必须确保:原子性-----事务管理部件（恢复管理部件）一致性隔离性-----可通过串行 (即一个接一个)执行事务来确保隔离性. 但是并发执行多个事务具有很多好处.------并发控制部件持久性 -----恢复管理部件恢复管理机制-----原子性和永久性并发控制机制-----一致性和隔离性事务状态活动状态（Active）, 初始状态; 事务执行时也处于此状态部分提交状态（Partially committed）,当事务完成它的最后一条语句执之后，进入部分提交状态.此刻，事务已经完成执行，但由于时间输出可能仍临时驻留在主存中，一个硬件故障可能阻止其成功完成，因此，事务仍然有可能中止失败状态（Failed）, 发现不能继续正常执行之后.中止状态（Aborted）,事务已回滚并且数据库已恢复到事务开始前的状态之后. 此后有两种选择: 重启事务（restart）–仅当非内部逻辑错误时（硬件错误或者不是由事务的内部逻辑产生的软件错误），重启事务看成是一个新事务杀死事务(kill)–通常是由于事务的内部逻辑错误，只有重写应用程序才能改正，或者是由于输入错误，或所需要的数据在数据库中没有找到提交状态（Committed）,事务成功结束之后.成功完成执行的事务称为已提交的事务（Committed）。