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目次
第一章 绪论
基本概念
数据管理技能的产生和发展
人工管理阶段
文件体系阶段
数据库体系阶段
数据库的特点
数据结构化
数据的共享性高、冗余度低且易扩充
数据独立性高
数据由数据库管理体系统一管理和控制
数据模型
数据模型的组成要素
概念模型
逻辑模型
常用的数据模型
层次模型（树形）
优缺点：
网状模型（图）
优缺点：
关系模型
关系模型的数据结构
优缺点：
物理模型
数据库体系的结构
数据库的三级模式结构
数据库的二级映像
外模式/模式映像
模式/内模式映像
数据库体系的组成
第二章 关系数据库
关系数据结构及形式化界说
关系
关系模式
关系操纵
关系的完整性
实体完整性
参照完整性
用户完整性
关系代数
传统的集合运算
专门的关系运算
关系演算
第三章 关系数据库标准语言SQL
SQL的基本观念
门生-课程数据库
数据界说
模式的界说与删除
基本表的界说、删除与修改
模式与表
修改基本表
删除基本表
索引的创建与删除
创建索引
修改索引
删除索引
数据查询
单表查询
选择表中的若干列
（1）查询指定列
（2）查询全部列
（3）查询颠末计算的值
选择表中的若干元组
消除取值重复的行
查询满足条件的元组
比较巨细
确定范围
确定集合
字符匹配
涉及空值的查询
多重条件查询
order by子句
聚集函数
group by子句
毗连查询
等值与非等值查询
自身毗连
外毗连
多表毗连
嵌套查询
带有in谓词的子查询
带有比较运算符的子查询
带有any或all谓词的子查询
带有exists谓词的子查询
集合查询
并操纵union
交操纵intersect
差操纵except
基于派生表的查询
数据更新
插入数据
插入元组
插入子查询结果
修改数据
修改某一个元组的值
修改多个元组的值
带子查询的修改语句
删除数据
删除某一个元组的值
删除多个元组的值
带子查询的删除语句
空值的处理
视图*
界说视图
创建视图
删除视图
查询视图
更新视图
第四章 数据库安全性
数据安全性概述
数据的不安全因素
数据库安全性控制
用户身份辨别
静态口令辨别
动态口令辨别
智能卡辨别
存取控制
界说用户权限
合法权限查抄
自主存取控制方法
授权grant
收回revoke
数据库脚色
强制存取控制方法
视图机制
审计
审计事件
审计功能
设置审计audit
取消审计noaudit
数据加密
存储加密
传输加密
第六章 关系数据理论
规范化
函数依赖
非平凡的函数依赖
平凡的函数依赖
完全函数依赖
码
候选码
范式
1NF
2NF
3NF
BCNF
第七章 数据库设计
数据库设计概述
数据库设计的特点
数据库设计的基本步调
需求分析
需求分析的方法
数据字典
概念结构设计
概念模型
E-R模型
两个实体之间的联系
一对一
一对多
多对多
两个以上的实体型之间的联系
单个实体型内的联系
第一章 绪论
基本概念
数据---描述事物的符号
数据库DB---恒久存在在计算机内、有组织的、可共享的 大量数据的集合
数据库管理体系DBMS---位于用户和操纵体系之间的一层数据管理软件
数据库体系DBS---由数据库、数据库管理体系（及其应用开辟工具）、应用步伐和数据库管理员（DBA）组成的存储、管理、处理和维护数据的体系
单使命、单用户SQLite---微信
数据管理技能的产生和发展
人工管理阶段
数据不保存、应用步伐管理数据、数据不共享、数据不具有独立性
文件体系阶段
数据可以恒久保存、由文件体系管理数据
数据共享性差，冗余度大、数据独立性差
数据库体系阶段
数据库的特点
数据路体系实现整体数据的结构化，是数据库的主要特性之一，也是数据库与文件体系的本质区别
数据共享可以大大镌汰冗余，节省存储空间，制止数据之间的不相容性与不划一性
物理独立性：用户的应用步伐与数据库中的物理存储是相互独立的
逻辑独立性：用户的应用步伐与数据库的逻辑结构是相互独立的
数据的安全性保护
数据的完整性查抄
数据模型
数据模型的组成要素
主要用于数据库的设计
实体entity：客观存在并可相互区别的事物
属性attribute：实体所具有的某一特性
码key：唯一标识属性集
实体型：用实体名及其属性名集合来抽象和刻画同类实体
ER模型：实体-联系方法（第七章）
主要用于数据库管理体系（DBMS）的实现
常用的数据模型
（逻辑模型包括）层次模型、网状模型、关系模型、面向对象数据模型、对象关系数据模型、半结构化数据模型
层次模型像一个倒立的树，结点的双亲是唯一的
优缺点：
优点：数据结构比较清楚、查询效率高、提供了精良的完整性支持
缺点：多对多非层次不适合、若一个结点有多个双亲结点、查询子女结点必须通过双亲结点、结构严密，层次下令趋于步伐化
允许一个以上的结点无双亲，一个结点可以有多于一个的双亲
优缺点：
优点：更直观，一个结点可以有多个双亲，结点之间可以有多种联系、具有精良的性能，存取效率高
缺点：结构较复杂，DDL、DML语言复杂、应用步伐在访问数据时必须选择适当的存取路径
关系数据库接纳关系模型作为数据的组织方式
关系模型的数据结构
关系（表）、元组（行）、属性（列）
码（表中的某个属性组，可以唯一确定一个元组）
域（属性的取值来自某个域）
分量（元组的一个属性值，二维坐标系所确定的值）
优缺点：
优点：创建在严酷的数学概念上、概念单一，结构清楚，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
缺点：存储路径对用户是潜伏的，查询效率往往不如格式化数据模型
对数据最底层的抽象
数据库体系的结构
模式是相对稳定的，实例是变更的
数据库的三级模式结构
模式：是数据库体系中全体数据的逻辑结构和特性的描述，是全部用户的公共数据视图
一个数据库只有一个模式
外模式：数据库用户可以或许看见和使用的局部数据的逻辑结构和特性的描述
一个数据库可以有多个外模式
同一外模式可以为某一用户的多个应用体系所使用，但一个应用步伐只能使用一个外模式
包管数据库安全性
内模式：数据物理结构和存储方式的描述，是数据在数据库内部的组织方式
一个数据库只有一个内模式
数据库的二级映像
包管了数据库外模式的稳定性，从而从底层包管了应用步伐的稳定性，除非应用需求本身发生变化，否则应用步伐一样平常不必要修改
模式改变时， *可以使外模式保持不变，应用步伐是依据数据的外模式编写的，从而应用步伐不必修改，包管了数据与步伐的逻辑独立性
存储结构改变时， *可以使模式保持不变，从而应用步伐不必修改，包管了数据与步伐的物理独立性
数据库体系的组成
数据库、数据库管理体系（及其应用开辟工具）、应用步伐和数据库管理员构成
- 硬件平台
充足大的内存、充足大的磁盘或磁盘阵列灯设备存放数据库、较高的通道能力，以提高数据传送率
- 软件
数据库管理体系
操纵体系
与数据库接口的高级语言及其编译体系
应用开辟工具
- 职员
数据库管理员DBA
体系分析员和数据库设计职员
应用步伐员
用户
第二章 关系数据库
关系数据结构及形式化界说
关系
二维表
域
笛卡尔积
属性---列
n目关系必有n个属性
若关系中的某一属性组的值能唯一地标识一个元组，而其子集不能，则称该属性组为候选码
若一个关系有多个候选码，则选定其中一个为主码
主属性：全部候选码并会合的属性
非主属性/非码属性：全集-主属性
关系类型：基本关系（基本表）、查询表、视图表
基本表性子：
（1）列是同质的，来自同一个域
（2）不同的列可出自同一个域，称其中每一列为一个属性
（3）列的次序无所谓
（4）任意两个元组的候选码不能取相同的值
（5）行的次序无所谓
（6）分量必须取原子值
关系模式
关系模式是型，关系是值
元组集合的结构（由哪些属性构成、这些属性来自哪些域、以及属性与域之间的影响关系）
完整性约束条件
R(U,D,DOM,F)
关系操纵
查询、插入、删除、修改
查询操纵又可分为选择、投影、毗连、除、并、差、交、笛卡尔积等
其中，选择、投影、并、差、笛卡尔积是5种基本操纵
关系代数和关系演算，介于之间的结构化查询语言SQL
关系的完整性
实体完整性和参照完整性---是必须满足的，关系的两个不变性
主属性不能为空
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，K是基本关系S的主码。如果F与K相对应，则称F是R的外码
基本关系R为参照关系，基本关系S为被参照关系。关系R和S不一定是不同的关系
取空值
等于S中某个元组的主码值
应用领域所必要遵照的条件
关系代数
二目运算，包括交、并、交、笛卡尔积4种运算
包括选择、投影、毗连、除运算等
关系演算
第三章 关系数据库标准语言SQL
SQL的基本观念
门生-课程数据库
数据界说
模式的界说与删除
create schema <模式名> authorization <用户名>;
例：为用户WANG界说一个门生-课程模式S-T
create schema "S-T" authorization WANG;
create schema <模式名> authorization <用户名> [<表界说子句>|<视图界说子句>|<授权界说子句>];
例：为用户ZHANG创建一个模式TEST，并且在其中界说一个表TAB1
create schema test authorization ZHANG
create table tab1(col1 smallint,
col2 int,
col3 char(20),
col4 numeric(10,3),
col5 decimal(5,2)
);
drop schema <模式名> <cascade|restrict>;
cascade(级联)---删除模式的同时把该模式中全部的数据库对象全部删除
restrict(限制)---该模式中已经界说了下属的数据库对象，则拒绝该删除语句的实行。只有当该模式中没有任何下属的对象时才能实行
基本表的界说、删除与修改
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>]] );
例：创建一个“门生”表Student
create table Student
(Sno char(9) primary key,
Sname char(20) unique,
Ssex char(2),
Sage smallint,
Sdept char(20)
);
创建一个“课程”表Course
create table Course
(Cno char(4) primary key,
Cname char(40) not null,
Cpno char(4),
Ccredit smallint,
foreign key(Cpno) references Course(Cno)
/*表级完整性约束条件，Cpno是外码，被参照表式Course，被参照列是Cno*/
);
创建门生选课表SC
create table sc
(Sno char(9),
Cno char(4),
Grade smallint,
primary key(Sno,Cno),
foreign key (Sno) references Student(Sno),
/*表级完整性约束条件，Sno是外码，被参照表式Student*/
foreign key (Cno) references Course(Cno)
);
模式与表
方法一，在表名中显着地给出模式名
create table "S-T".Student(…);
create table "S-T".Course(…);
create table "S-T".SC(…);
方法二，在创建模式语句中同时创建表
方法三，设置所属的模式，当用户创建基本表时若没有指定模式，体系根据搜索路径（search path）来确定该对象所属的模式
show search_path;
修改基本表
alter table<表名>
[add [column] <新列名><数据类型> [完整性约束]]
[add <表级完整性约束>]
[drop [column] <列名> [cascade|restrict]]
[drop constraint<完整性约束名> [restrict|cascade]]
[alter column <列名><数据类型>];
例：向Student表中增长“入学时间列”，其数据类型为日期型
alter table Student add S_entrance date;
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;
增长课程名称必须取唯一值的约束条件
alter table Course add unique(Cname);
删除基本表
drop table <表名> [restrict|cascade];
索引的创建与删除
创建索引
create [unique] [cluster] index <索引名> on <表名>(<列名> [<次序>] [,<列名> [<次序>]] …);
例：为门生-课程数据库中的Student、Course和SC三个表创建索引。其中Student表按学号升序建唯一索引，Course表按课程号升序建唯一索引，SC表按学号升序和课程号降序建唯一索引
create unique index Stusno on Student(Sno);
create unique index Coucno on Course(Cno);
create unique index SCno on SC(Sno ASC,Cno DESC);
修改索引
alter index <旧索引名> rename to <新索引名>;
例：将SC表的SCno索引名改为SCSno
alter index SCno rename to SCSno;
删除索引
drop index <索引名>;
数据查询
select [all|distinct] <目标表达式> [,<目标表达式>]…
from <表名或视图名> [,<表名或视图名>] | (<select语句>) [as] <别名>
[where <条件表达式>]
[group by <列名1> [having<条件表达式>]]
[order by <列名2> [asc|desc]];
单表查询
选择表中的若干列
（1）查询指定列
例：查询全体门生的学号与姓名
select Sno,Sname from Student;
查询全体门生的姓名、学号、地点系
select Sname,Sno,Sdept from Student;
（2）查询全部列
select * from Student;
等同于查询全部列
（3）查询颠末计算的值
目标列表达式不仅可以是表中的属性列，也可以是表达式
例：查询全体门生的姓名以及出生年份
select Sname,2014-Sage from Student;
目标表达式不仅可以是算术表达式，还可以是字符串常量、函数等
例：查询全体门生的姓名、出生年份和地点的院系，要求用小写字母表示系名
select Sname,'Year of Birth:' ,2014-Sage,lower(Sdept) from Student;
可以通过指定别名来改变查询结果的列标题
select Sname name,'Year of Birth:' bith,2014-Sage bithday,lower(Sdept) department from Student;
选择表中的若干元组
消除取值重复的行
distinct
查询满足条件的元组
例：查询全部年龄在20岁以下的门生姓名及其年龄
select Sname,Sage from Student where age<20;
查询考试结果不合格的门生的学号
select distinct Sno from SC where Grade<60;
between and
not between and
例：查询年龄在20~23岁（包括20岁和23岁）之间的门生的姓名、系别和年龄
select Sname,Sdept,Sage from Student where Sage between 20 and 23;
谓词in可以用来查找属性值属于指定集合的元组
例：查询计算机科学系（CS）、数学系（MA）和信息系（IS）门生的姓名和性别
select Sname,Ssex from Student where Sdept in('CS','MA','IS');
谓词like可以用来字符串的匹配
[not] like '<匹配串>' [escape ''<换码字符>]
<匹配串>可以是一个完整的字符串，也可以含有通配符%和_
%代表任意长度（长度可以为0）的字符串
_代表任意单个字符
例：查询学号为201215121的门生的具体情况
select * from Student where Sno like '201215121';
等价于
select * from Student where Sno = '201215121';
如果like反面的匹配串中不含通配符，可以用=代替like
用！或<> （不等于）代替not like
例：查询全部姓刘的门生的姓名、学号和性别
select Sname,Sno,Ssex from Student where Sname like '刘%';
查询性“欧阳”且全名为三个汉字的门生的姓名
select Sname from Student where Sname like '欧阳_';
注：数据库字符集为ASCII时，一个汉字必要两个__
查询名字中第二个字为“阳”的门生的姓名和学号
select Sname,Sno from Student where Sname like '_阳%';
如果用户要查询的字符串本身就含有通配符%和_，这时就要使用escape ‘<换码字符>’ 短语对通配举行转义
例3.34：查询DB_Design课程的课程号和学分
select Cno,Ccredit from Course where Cname like 'DB \ _Design' escape '\';
例3.35：查询以“DB_”开头，且倒数第三个字符为i的课程的具体情况
select * from Course where Cname like 'DB \ _%i__' escape '\';
这里的匹配串为'DB \ _%i__' 。第一个_前面有换码字符\，所以被转义为普通的_字符。而i反面的两个_的前面均没有换码字符\，所以它们仍作为通配符
某些门生选修课程后没有参加考试，所以有选课记录，但没有考试结果。查询缺少结果的门生的学号和相应的课程号
select Sno,Cno from SC where Grade is null;
留意这里的is不能用等号=代替
逻辑运算符and和or可用来毗连多个查询条件，and的优先级高于or，可以用括号改变优先级
例：查询计算机科学系年龄在20岁以下的门生姓名
select Sname from Student where Sdept='CS' and Sage<20;
in谓词相当于多个or运算符的缩写
例：查询计算机科学系（CS）、数学系（MA）和信息系（IS）门生的姓名和性别
select Sname,Ssex from Student where Sdept in('CS','MA','IS');
select Sname,Ssex from Student where Sdept='CS' or Sdept='MA' or Sdept='IS';
order by子句
对查询结果按照一个或多个属性列的升序/降序排列，默认值为升序
例：查询选修了3号课程的门生的学号及其结果，查询结果按分数的降序排列
select Sno,Grade from SC where Cno='3' order by Grade desc;
查询全体门生情况，查询结果按地点系的系号升序排序，同一系中的门生按年龄降序排序
select * from Student order by Sdept,Sage desc;
聚集函数
count(*)
count( [distinct|all] <列名>)
sum( [distinct|all] <列名>)
avg( [distinct|all] <列名>)
max( [distinct|all] <列名>)
min( [distinct|all] <列名>)
例：查询门生总人数
select count(*) from Student;
计算选修1号课程的门生平均结果
select avg(Grade) from SC where Cno='1';
查询选修1号课程的门生的最高分数
select max(Grade) from SC where Cno='1';
查询门生201215012选修课程的总学分
select sun(Ccredit) from SC,Course where Sno='201215012' and SC.Cno=Course.Cno;
group by子句
分组后聚集函数将作用于每一个组
例3.46：求各个课程号及相应的选课人数
select Cno,count(Sno) from SC group by Cno;
使用having对分组结果举行选择
例3.47：查询选修了三门以上课程的门生学号
select Sno from SC group by Sno having count(*)>3;
毗连查询
等值与非等值查询
[<表名1>.]<列名1><比较运算符>[<表名2>.]<列名2>
[<表名1>.]<列名1>between [<表名2>.]<列名2>and [<表名3>.]<列名3>
例3.49查询每个门生及其选课的情况
select Student.*,SC.*
from Student,SC
where Student.Sno=SC.Sno;
对例3.49用自然毗连完成
select Student.Sno,Sname,Ssex,Sage,Sdept,Cno,Grade
from Student,SC
where Student.Sno=SC.Sno;
由于Sname,Ssex,Sage,Sdept,Cno和Grade属性列在Student表与SC表中是唯一的，因此引用时可以去掉表名前缀；而Sno在两个表中都出现了，因此引用时必须加上表名前缀
例3.51
查询选修2号课程且结果在90分以上的全部分生的学号和姓名
select Student.Sno,Sname
from Student,SC
where Student.Sno=SC.Sno and
SC.Cno='2' and SC.Grade>90;
自身毗连
一个表与其本身举行毗连
例3.52查询每一门课的间接先修课
要为Course表取两个别名，一个是first，另一个是second
select first.Cno,second.Cpno
from Course first,Course second
where first.Cpno=second.Cno;
外毗连
select Student.Sno,Sname,Ssex,Sage,Sdept,Cno,Grade
from Studnt left outer join SC on(Student.Sno=SC.Sno);
左外毗连
右外毗连
多表毗连
例3.54查询每个门生的学号、姓名、选修的课程名及结果
select Student.Sno,Sname,Cname,Grade
from Student,SC,Course
where Student.Sno=SC.Sno and SC.Cno=Course.Cno;
嵌套查询
select Sname
from Student
where Sno in
(select Sno from SC where Cno='2');
选了2号课程的学号姓名
留意：子查询的select语句不能使用order by子句（只能对最终查询结果排序）
带有in谓词的子查询
例3.55查询与“刘晨”在同一个系门生的门生------解法1
1.确定“刘晨”地点系名
select Sdept from Student where Sname='刘晨';
结果为CS
2.查找全部在CS系学习的门生
select Sno,Sname,Sdept from Student where Sdept='CS';
综合
select Sno,Sname,Sdept
from Student
where Sdept in
(select Sdept from where Sname='刘晨');
注：这里子查询的结果只有一个CS，in就等价于=
用自身毗连完成------解法2
select S1.Sno，S1.Sname,S1.Sdept
from Student S1,Student S2
where S1.Sdept=S2.Sdept and S2.Sname='刘晨';
例3.56查询了课程名为“信息体系”的门生学号和姓名
分析：涉及学号、姓名和课程名，学号和姓名存放在Student表中，课程名存放在Course表中，但这两个表中没有直接联系，必须通过SC表创建它们二者之间的联系
Course 课程号-->SC 学号---->Student 学号姓名
select Sno,Sname
from Student
where Sno in
(select Sno
from Sc
where Cno in
(select Cno
from Course
where Cname='信息体系'));
用毗连查询实现
select Student.Sno,Sname
from Student,SC,Course
where Student.Sno=SC.Sno and
SC.Cno=Course.Cno and
Course.Cname='信息体系';
带有比较运算符的子查询
确切知道内层查询返回的是单个值时
例3.55查询与“刘晨”在同一个系门生的门生------解法3
select Sno,Sname,Sdept
from Student
where Sdept =
(select Sdept from where Sname='刘晨');
例3.57找出每个门生高出他本身选修课程的平均结果的课程号
select Sno,Cno
from SC x
where Grade >= (select avg(Grade)
from SC y
where y.Sno=x.Sno);
带有any或all谓词的子查询
例3.58查询非计算机科学系中比计算机科学系任意一个门生年龄最小的门生姓名和年龄
select Sname,Sage
from Student
where Sage< any(select Sage
from Student
where Sdept='CS')
and Sdept <> 'CS';
用聚集函数实现
select Sname,Sage
from Student
where Sage <
(select max(Sage)
from Student
where Sdept='CS')
and Sdept <> 'CS';
例3.59查询非计算机科学系中比计算机科学系全部分生年龄都小的门生姓名及年龄
select Sname,Sage
from Student
where Sage < add
(select Sage
from Student
where Sdept='CS')
and Sdept <> 'CS';
用聚集函数实现
select Sname,Sage
from Student
where Sage <
(select min(Sage)
from Student
where Sdept='CS')
and Sdept <> 'CS';
=any等价于in
<any等价于<max
<>all等价于not in
<all 等价于<min
带有exists谓词的子查询
exists代表存在量词
带有exists谓词的子查询不返回任何数据，只产生逻辑真与假
例3.60查询全部选修1号课程的门生姓名
select Sname
from Student
where exists
(select *
from SC
where Sno=Student.Sno and Cno='1');
由exists引出的子查询，其目标列表达式通常用*
例3.61查询没有选修1号课程的门生姓名
select Sname
from Student
where not exists
(select *
from SC
where Sno=Student.Sno and Cno='1');
例3.55查询与“刘晨”在同一个系门生的门生------解法4
select Sno,Sname,Sdept
from Student S1
where exists
(select *
from Student S2
where S2.Sdept=S1.Sdept and
S2.name='刘晨');
例3.62查询选修了全部课程的门生姓名
没有一门课程是他不选修的
select Sname
from Student
where not exists
(select *
from Course
where not exists
(select *
from SC
where Sno=Student.Sno
and Cno=Course.Cno));
例3.63查询至少选修了门生201215122选修的全部课程的门生学号
不存在这样的课程y，门生201215122选选修了y，而门生x没有选
select distinct Sno
from SC SCX
where not exists
(select *
from SC SCY
where SCY.Sno='201215122' and
not exists
from SC SCZ
wher SCZ.Sno=SCX.Sno and
SCZ.Cno=SCY,Cno));
集合查询
并操纵union
例3.64查询计算机科学系的门生及年龄不大于19岁的门生
select *
from Student
where Sdept='CS'
union
select *
from Student
where Sage <=19;
union将多个查询结果合并起来时，体系会自动去掉重复元组，如果要保存重复元组用union all
例3.65查询选修了课程1大概选修了课程2的门生-------并集
select Sno
from SC
where Cno='1'
union
select Sno
from SC
where Cno='2';
另一种
select Sno
from SC
where Cno='1' or Cno='2';
交操纵intersect
例3.66查询计算机科学系的门生与年龄不大于19岁的门生的交集
select *
from Student
where Sdept='CS'
intersect
select *
from Student
where Sage<=19;
也就是
select *
from Student
where Sdept='CS' and
Sage<=19;
例3.67查询既选修了课程1又选修了课程2的门生
select Sno
from SC
where Cno='1'
intersect
select Sno
from SC
where Cno='2';
也可以表示为
select Sno
from SC
where Cno='1' and Sno in
(select Sno
from SC
where Cno='2');
注：不能用where Cno='1' and Cno='2'，实行过程是逐元组，选2的不一定选1
差操纵except
例3.68查询计算机科学系的门生与年龄不大于19岁的门生的差集
select *
from Student
where Sdept='CS'
except
select *
from Student
where Sage<=19;
也就是
select *
from Student
where Sdept='CS' and Sage>19;
基于派生表的查询
例3.57找出每个门生高出他本身选修课程的平均结果的课程号
select Sno,Cno
from SC x
where Grade >= (select avg(Grade)
from SC y
where y.Sno=x.Sno);
用派生表实现
select Sno,Cno
from SC,(select Sno,avg(Grade) from SC group by Sno)
as avg_sc(avg_sno,avg_grade)
where SC.Sno=avg_sc.avg_sno and SC.Grade >=avg_sc.avg_grade;
如果子查询中没有聚集函数，派生表可以不用指定属性列
例3.60查询全部选修1号课程的门生姓名
select Sname
from Student
where exists
(select *
from SC
where Sno=Student.Sno and Cno='1');
用派生表实现
select Sname
from Student,(select Sno from SC where Cno='1') as SC1
where Student.Sno=SC1.Sno;
其中，SC1是Cno=1,只有一属性列Sno
数据更新
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>] …);
into子句中没有出现的属性列，新元组在这些列上将取空值（若在表界说时说明了not null的属性别惆怅取空值）
例3.69将一个新元组元组（学号：201215128，姓名：陈冬，性别：男，地点系IS，年龄：18岁）插入到student表中
insert
into student(sno,sname,ssex,sdept,sage)
values('201215128','陈冬','男','IS',18);
插入子查询结果
例3.72对于每一个系，求门生的平均年龄，并把结果存入数据库
create table dept_age
(sdept char(15)
avg_avg smallint);
insert
into dept_age(sdept,avg_avg)
select sdept.avg(sage)
from student
group by sdept;
修改数据
update <表名>
set <列名>=<表达式> [,<列名>=<表达式>] …
[where <条件>];
修改某一个元组的值
例3.73将门生201215121的年龄改为22岁
update student
set sage=22
where sno='201215121';
修改多个元组的值
例3.74将全部的门生年龄增长1岁
update student
set sage=sage+1;
带子查询的修改语句
例3.75将计算机科学系全体门生的结果置0
update sc
set grade=0
where sno in
(select sno
from student
where sdept-'cs');
删除数据
delete
from <表名>
[where <条件>];
删除某一个元组的值
例3.76删除学号为201215128的门生记录
delete
from student
where sno='201215128';
删除多个元组的值
例3.77删除全部分生的选课记录
delete
from sc;
带子查询的删除语句
例3.78删除计算机科学系全部分生的选课记录
delete
from sc
where sno in
(select sno
from student
where sdept='cs');
空值的处理
空值的产生
插入时没有赋值
空值的判断
is null
is not null
视图*
界说视图
创建视图
create view <视图名> [<列名> [,<列名>]…)]
as <子查询>
[with check option];
组成视图的属性列大概全部省略大概全部指定
省略视图的各个属性列名，则隐含该视图由子查询select子句目标列中的诸字段组成
但在下列情况必须指定组成视图的全部列名：
- 某个目标列不是单纯的属性名，而是聚集函数或列表达式
- 多表毗连时选出了几个同名列作为视图的字段
- 必要再视图中为某个列启用新的更合适的名字
删除视图
drop view <视图名> [cascade];
查询视图
和基本表一样
更新视图
insert
update
delete
第四章 数据库安全性
数据安全性概述
数据的不安全因素
1.非授权用户对数据库的恶意存取和破坏
DBMS提供的安全步伐主要包括用户身份辨别、存取控制
2.数据库中重要或敏感的数据被泄露
DBMS提供的主要技能有强制存取控制、数据加密存储和加密传输等。
此外，在安全性要求较高的部分提供审计功能，通太过析审计日志，可以对潜伏的威胁提采取步伐加以防范，对非授权用户的入侵行为以及信息破坏情况可以或许举行跟踪，防止对数据库安全责任的否认。
D级：最低级
C1级：可以或许实现对用户和数据的分离，自主存取控制（DAC），保护或限制用户权限的传播
C2级：将C1级的DAC进一步细化，以个人身份注册负责，并实行审计和资源隔离
B1级：标记安全保护。对体系的数据加以标记，并对标记的主体和客体实行强制存取控制（MAC）以及审计等安全机制。B1级别的产品才被以为是真正意义上的安全产品
B2级：结构化保护。创建形式化的安全策略模型，并对体系内全部主体和客体实行DAC和MAC
B3级：安全域。该级的TCB必须满足访问监控器的要求，审计跟踪能力更强，并提供体系恢复过程。
A1级：验证设计，即提供B3级保护的同时给出体系的形式化设计说明和验证，以确信各安全保护真正实现。
CC（通用准则）的文本由三部分组成，第一部分是简介和一样平常模型，第二部分是安全功能要求，第三部分是安全包管要求（评估包管级EAL1至EAL7共7级）
数据库安全性控制
用户身份辨别
是DBMS提供的最外层安全保护步伐
静态口令辨别
动态口令辨别
智能卡辨别
存取控制
界说用户权限
并将用户权限登记到数据字典中
用户对某一数据对象的操纵权利称为权限
合法权限查抄
C2级----自主存取控制DAC
B1级-----强制存取控制MAC
自主存取控制方法
用户权限是由两个要素组成：数据库对象和操纵类型
界说存取操纵权限称为授权
授权grant
grant语句一样平常格式：
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];
例4.1把查询Student表的权限授权给用户U1
grant select
on table Student
例4.2把对Student表和Course表的全部操纵授予用户U2和U3
grant all privileges
on table Student,Course
to U2,U3;
例4.3把对表SC的查询权限授予全部用户
grant select
on table sc
to public;
例4.4把查询Student表和修改门生学号的权限授给用户U4
grant update(Sno),select
on table Student
to U4;
对属性列授权时必须明确指出相应的属性名
例4.5把对表SC的insert权限授予U5用户，并允许将此权限再授予其他用户
grant insert
on table sc
to U5
with grant option;
例4.6 U5将权限授予U6
grant insert
on table sc
to U6
with grant option;
例4.7 U7不能再传播此权限
grant insert
on table sc
to U7;
收回revoke
revoke语句的一样平常格式为
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];
例4.8把用户U4修改门生学号的权限收回
revoke update(Sno)
on table Student
from U4;
例4.9收回全部用户对表SC的查询权限
revoke select
on table sc
from public;
例4.10把用户U5对SC表的insert权限收回
revoke insert
on table sc
from U5 cascade;
数据库脚色
1.脚色的创建
create role <脚色名>;
2.给脚色授权
grant <权限> [,<权限>]……
on <对象类型> 对象名
to <脚色> [,<脚色>]……
3.将一个脚色授予其他的脚色或用户
grant <脚色1> [,<脚色2>]……
to <脚色3> [,<用户1>]……
[with admin option];
4.脚色权限收回
revoke <权限> [,<权限>]……
on <对象类型><对象名>
from <脚色> [,<脚色>]……
例4.11通过脚色来实现将一组权限授予一个用户
首先，创建一个脚色
create role r1;
然后使用grant语句，使脚色r1拥有Student表的select、update、insert权限
grant select,update,insert
on table Student
to r1;
将这个脚色授予王平、张明、赵玲，使他们具有脚色r1所包罗的全部权限
grant r1
to 王平、张明、赵玲;
当然，也可以一次性地通过r1来回收王平的这三个权限
revoke r1
from 王平;
例4.12脚色的权限修改
grant delete
on table Student
to r1;
例4.13使r1镌汰select权限
revoke select
on table Student
from r1;
强制存取控制方法
主体是体系中的运动实体，既包括DBMS所管理的实际用户，也包括代表用户的各进程。客体是体系中的被动实体，是受主体操纵的，包括文件、基本表、索引、视图等
每个实例（值）指派敏感性标记
绝密TS
机密S
可信C
公开P
TS>=S>=C>=P
主体的敏感度标记称为许可证级别
客体的敏感度标记称为密级
（1）仅当主体的许可证级别大于或等于客体的密级，该主体才能读取相应的客体
（2）仅当主体的许可证级别小于或等于客体的密级时，该主体才能写相应的客体
视图机制
审计
审计功能就是数据库管理体系到达C2以上安全级别必不可少的一项指标
审计事件
审计功能
设置审计audit
例4.15对修改sc表结构或修改sc表数据的操纵举行审计
audit alter,update
on sc;
取消审计noaudit
例4.16取消对sc表的一切审计
noaudit alter,update
on sc;
数据加密
加密的基本思想是根据一定的算法将原始数据----明文变更为不可直接识别的格式------密文，从而使得不知道解密算法党的人无法获知数据的内容。
存储加密
透明---内核级加密保护方式，对用户完全透明
非透明----通过多个加密函数实现
透明存储加密是数据在写到磁盘时对数据举行加密，授权用户读取数据时再对其举行解密
传输加密
客户/服务器结构中，若接纳明文传输数据，轻易被网络恶意用户截取或窜改，存在安全隐患
链路加密和端对端加密
基于安全套接协议SSL，接纳端到端的传输加密方式
第五章 数据库完整性
数据库的完整性是指数据的精确性和相容性
数据的精确性是指数据是否符合实际世界语义、反映当前实际状况的；数据的相容性是指数据库同一对象在不同关系表中的数据是符合逻辑的
例如：门生的学号必须唯一，性别只能是男或女，本科门生年龄取值范围为14~50的整数，门生所选的课程必须是学校开设的课程，门生地点的院系必须是学校已创建的院系等
数据的完整性和安全性是两个既有联系又不尽相同的概念。数据完整性是为了防止数据库中存在不符合语义的数据，也就是防止数据库中存在不精确的数据。数据的安全性是保护数据库防止恶意破坏和非法存取。
实体完整性
界说实体完整性
在create table中用primary key界说。对单属性构成的码有两种说明方法，一种是界说为列级约束条件，另一种是界说为表级约束条件。对于多属性构成的码只有一种说明方法，即界说为表级约束条件。
主属性不能为空
例5.1将Student表中的Sno属性界说为码
- create table Student
- (Sno char(9) primary key, /*在列级定义主码*/
- Sname char(20) not null,
- Ssex char(2),
- Sage smallint,
- Sdept char(20)
- );
- create table Student
- (Sno char(9),
- Sname char(20) not null,
- Ssex char(2),
- Sage smallint,
- Sdept char(20),
- primary key(Sno) /*在表级定义主码*/
- );
- create table sc
- (Sno char(9) not null,
- Cno char(4) not null.
- Grade smallint,
- primary key(Sno,Cno) /*只能在表级定义主码*/
- );
用primary key短语界说了关系的主码后，每当用户步伐对基本表插入一条记录或对主码列举行更新操纵时，关系数据库管理体系按照实体完整性规则自动举行查抄：
（1）查抄主码值是否唯一，如果不唯一则拒绝插入或修改
（2）查抄主码的各个属性是否为空，只要有一个为空就拒绝插入或修改
查抄记录中主码值是否唯一的一种方法是举行全表扫描，一次判断是否相同。
还有就是在主码上自动创建一个索引（B+树索引），通过索引查找
参照完整性
界说参照完整性
在create table中用foreign key短语界说哪些列为外码，用references短语指明这些外码参照哪些表的主码。
例5.3界说SC中的参照完整性
- create table SC
- (Sno char(9) not null,
- Cno char(4) not null,
- Grade smallint,
- primary key(Sno,Cno), /*在表级定义实体完整性*/
- foreign key(Sno) references Student(Sno), /*在表级定义参照完整性*/
- foreign key(Cno) references Course(Cno) /*在表级定义参照完整性*/
- );
当上述的发生不划一时，体系可以接纳以下策略加以处理：
（1）拒绝（no action）实行
（2）级联（cascade）操纵
（3）设置为空值
例5.4 显式说明参照完整性的违约处理实例
- create table SC
- (Sno char(9),
- Cno char(4),
- Grade smallint,
- primary key(Sno,Cno), /*在表级定义实体完整性，Sno、Cno都不能取空值*/
- foreign key(Sno) references Student(Sno) /*在表级定义参照完整性*/
- on delete cascade
- /*当删除Student表中的元组时，级联删除SC表中相应的元组*/
- on update csscade
- /*当更新Student表中的sno时，级联更新SC表中相应的元组*/
- foreign key(Cno) references Course(Cno) /*在表级定义参照完整性*/
- on delete no action
- /*当删除Course表中的元组造成与SC不一致时，拒绝删除*/
- on update cascade
- /*当更新Course表中的cno时，级联更新SC表中相应的元组*/
用户界说的完整性
属性上的约束条件
1.属性上约束条件的界说
在create table中界说属性的同时，可以根据应用要求界说属性上的约束条件，即属性值限制，包括：
- 列值非空（not null）
- 列值唯一（unique）
- 查抄列值是否满足一个条件表达式（check短语）
（1）不允许取空值
例5.5 在界说SC表时，说明Sno、Cno、Grade属性不允许取空值
- create table SC
- (Sno char(9) not null, /*Sno属性不允许取空值*/
- Cno char(4) not null, /*Cno属性不允许取空值*/
- Grade smallint not null, /*Grade属性不允许取空值*/
- primary key(Sno,Cno), /*在表级定义实体完整性，隐含了Sno、Cno不允许取空值，在列级不允许去空值的定义可不写*/
- ……
- );
例5.6 创建部分表DEPT，要求部分名称Dname取值唯一，部分编号Deptno列为主码
- create table DEPT
- (Deptno numeric(2),
- Dname char(9) unique not null, /*要求Dname列值唯一，且不能取空*/
- Location char(10),
- primary key(Deptno)
- );
例5.7 Student表的Ssex只允许取“男”或“女”
- create table Student
- (Sno char(9) primary key, /*在列级定义主码*/
- Sname char(8) not null, /*Sname属性不允许取空值*/
- Ssex char(2) check(Ssex in('男','女')),
- /*性别属性Ssex只允许取'男'或'女'*/
- Sage smallint,
- Sdept char(20)
- );
- create table SC
- (Sno char(9),
- Cno char(4),
- Grade smallint check(Grade>=0 and Grade <=100),
- primary key(Sno,Cno),
- foreign key(Sno) references Student(Sno),
- foreign key(Cno) references Course(Cno)
- );
当往表中插入元组或修改属性的值时，关系数据库管理体系将查抄属性上的约束条件是否被满足，如果不满足则操纵被拒绝实行
元组上的约束条件
元组上约束条件的界说
元组级的限制可以设置不同属性之间的取值的相互约束条件
例5.9 当门生的性别是男时，其名字不能以Ms.打头
- create table Student
- (Sno char(9),
- Sname char(8) not null,
- Ssex char(2),
- Sage smallint,
- Sdept char(20),
- primary key(Sno),
- check(Ssex='女' or Sname not like 'Ms.%')
- );
元组上约束条件的查抄和违约处理
当往表中插入元组或修改属性的值时，关系数据库管理体系将查抄元组上的约束条件是否被满足，如果不能满足则操纵数被拒绝实行
完整性约束命名子句
constraint，用来对完整性约束条件命名
完整性约束命名子句
constraint <完整性约束条件名> <完整性约束条件>
<完整性约束条件>包括not null、unique、primary key、foreign key、check短语等
例5.10 创建门生登记表Student，要修业号在90000~99999之间，姓名不能取空值，年龄小于30，性别只能是“男”或“女”
- create table Student
- (Sno numeric(6)
- constraint C1 check(Sno between 90000 and 99999),
- Sname char(20)
- constraint C2 not null,
- Sage numeric(3)
- constraint C3 check(Sage<30),
- Ssex char(2)
- constraint C4 check(Ssex in('男','女')),
- constraint StudentKey primary key(Sno)
- );
例5.11创建西席表teacher，要求每个西席的应发工资不低于3000元
应发工资是工资列Sal与扣除项Deduct
- create table teacher
- (Eno numeric(4) primary key,
- Ename char(10),
- Job char(8),
- Sal numeric(7,2),
- Deduct numeric(7,2),
- Deptno numeric(2),
- constraint teacherKey foreign key(Deptno)
- references DEPT(Deptno),
- constraint C1 check(Sal+Deduct >= 3000)
- );
可以使用alter table语句修改表中的完整性限制
例5.12去掉例5.10 Student表中对性别的限制
alter table Student
drop constraint C4;
例5.13 修改表中的约束条件，要修业号改为在900 000~999 999之间，年龄由小于30改为小于40
可以先删除原来的约束条件，再增长新的约束条件
- alter table Student
- drop constraint C1;
- alter table Student
- add constraint C1 check(Sno between 900000 and 999999);
- alter table Student
- drop constraint C3;
- alter table Student
- add constraint C3 check(Sage < 40);
创建断言的语句格式
create assertion <断言名> <check 子句>
每个断言都赋予一个名字，<check 子句>中的约束条件与where子句的条件表达式类似
例5.18 限制数据库课程最多60名门生选修
- create assertion asse_sc_db_num
- check(60 >= (select count(*)
- from Course,SC
- where SC.Cno=Course.Cno and Course.Cname = '数据库')
- );
例5.19 限制每一门课程最多60名门生选修
- create assertion asse_sc_cnum1
- check(60 >= ALL(select count(*)
- from SC
- group by Cno)
- );
首先修改SC表的模式，增长一个“学期（term）”的属性
alter table SC add term date; /*先修改SC表，增长term属性，它的类型是DATE*/
然后界说断言：
create assertion asse_sc_cnum2
check(60 >= all(select count(*) from SC group by Cno,term));
删除断言的语句格式
drop assertion <断言名>
触发器
trigger是用户界说在关系表上的一类由事件驱动的特殊过程。一旦界说，触发器将被保存在数据库服务器中。（某一时间什么事发生了，之前怎么样，之后要怎么样，“我”要怎么样）
触发器类似于约束，但是比约束更加灵活
界说触发器
触发器又叫服务件-条件-动作（event-condition-action）规则。当特定的体系事件（对表的增编削操纵，事务的竣事等）发生时，对规则的条件举行查抄，如果条件创建则实行规则中的动作，否则不实行该动作。规则中的动作体可以很复杂，可以涉及其他表和其他数据库对象，通常是一段SQL存储过程。
SQL使用create trigger下令创建触发器，其一样平常格式为
create trigger <触发器名> /*每当触发事件发生时，该触发器被激活*/
{before | after} <触发事件> on <表名>
/*指明触发器激活的时间是在实行触发事件前或后*/
referencing new | old row as <变量> /*referencing指出引用的变量*/
for each {row | statement} /*界说触发器的类型，指明动作体实行的频率*/
[when <触发器>] <触发动作体> /*仅当触发条件为真时才实行触发动作体*/
（1）只有表的拥有者，即创建表的用户才可以在表上创建触发器，并且一个表上只能创建一定数量的触发器
（2）触发器名。可以包罗模式名，也可以不包罗模式名。同一模式下，触发器名必须是唯一的，并且触发器名和表名必须在同一模式下
（3）表名。触发器只能界说在基本表上，不能界说在视图上。当基本表的数据发生变化时，将激活界说在该表上相应触发事件的触发器
（4）触发事件。可以是insert、delete或update，也可以是这几个事件的组合，如insert or delete等，还可以是update of <触发列,…>，即进一步指明修改哪些列时激活触发器。after/before是触发的机遇
（5）触发器类型。按照所触发动作的间隔尺寸可以分成行级触发器（for each row）和语句级触发器（for each statement）
例如，假设在例5.11的teacher表上创建了一个after update触发器，触发事件时update语句：
update teacher set Deptno=5;
假设teacher有1000行，如果界说的触发器为语句级触发器，那么实行完update语句之后触发动作体实行一次；如果是行级触发器，触发动作体将实行1000次
（6）触发条件。触发器被激活时，只有当触发条件为真时触发动作体才实行，否则触发动作提不实行，如果省略when触发条件，则触发动作体在触发器激活后立即实行
（7）触发动作体。既可以是一个匿名PL/SQL过程块。也可以是对已创建存储过程的调用。如果是行级触发器，用户可以在过程体中使用new和old引用update/insert事件之后的新值和update/delete事件之前的旧值；如果是语句级触发器，则不能在触发器动作体中使用new和old举行引用
如果触发动作体实行失败，激活触发器的事件就会停止实行
例5.21 当对表SC的Grade属性举行修改时，若分数增长了10%，则将此次操纵记录到另一个表SC_U(Sno,Cno,Oldgrade,Newgrade)中，其中Oldgrade是修改前的分数，Newgrade是修改后的分数
- create trigger SC_T /*SC_T是触发器的名字*/
- after update of Grade on SC /*update of Grade on SC是触发事件*/
- /*after是触发的时机，表示当对SC的Grade属性修改完后再触发下面的规则*/
- referencing
- oldrow as OldTuple,
- newrow ad NewTuple
- for each row /*行级触发器，即每执行一次Grade的更新，下面的规则就执行一次*/
- when (NewTuple.Grade >= 1.1*OldTuple.Grade) /*触发条件，只有该条件为真时才执行*/
- insert into SC_U(Sno,Cno,OldGrade,NewGrade) /*下面的insert操作*/
- values(OldTuple.Sno,OldTuple.Cno,OldTuple.Grade,NewTuple.Grade)
例5.22 将每次对表Student的插入操纵所增长的门生个数记录到表Student-InsertLog中
- create trigger Student Count
- after insert on Student /*指明触发器激活的时间是在执行insert之后*/
- referencing
- new table as DELTA
- for each statement /*语句级触发器，即执行完insert语句后下面的触发动作体才执行一次*/
- insert into StudentInsertLog(Numbers)
- select count(*) from DELTA
例5.23 界说一个before行级触发器，为西席Teacher界说完整性规则“教授的工资不得低于4000元，如果低于40000元，自动改为4000元”
- create trigger Insert_Or_Update_Sal /*对教师表插入或更新时激活触发器*/
- before insert or update on Teacher /*before触发事件*/
- referencing new row as newTuple
- for each row /*这是行级触发器*/
- begin /*定义触发动作体，这是一个PL/SQL过程块*/
- if(newtuple.Job='教授') and (newtuple.Sal < 4000)
- /*因为是行级触发器，可在过程体中*/
- then newtuple.Sal:=4000; /*使用插入或更新操作后的新值*/
- end if;
- end;
触发器的实行是由触发事件激活，并由数据库服务器自动实行的。一个数据表上大概界说了多个触发器，如多个before触发器、多个after触发器等，同一个表上的多个触发器激活时遵照如下的实行次序：
（1）实行该表上的before触发器
（2）激活触发器的SQL语句
（3）实行该表上的after触发器
对于同一个表上的多个before（after）触发器，遵照“谁先创建谁先实行”的原则
删除触发器
drop trigger <触发器名> on <表名>
第六章 关系数据理论
R(U,D,DOM,F)
关系名R是符号化的元组语义
U为一组属性
D为属性组U中属性所来自的域
DOM为属性到域的映射
F为属性组U上的一组数据依赖
R<U,F>
当且仅当U上的一个关系r满足F时，r称为关系模式R<U,F>的一个关系
作为一个二维表，关系要符合一个最基本的条件：每一个分量必须是不可分的数据项。满足了这个条件的关系模式就属于第一范式（1NF）
数据依赖是一个关系内下属性与属性之间的一种约束关系。这种约束关系是通过属性间值的相等与否体现出来的数据间的相关联系。它是实际世界属性间相互联系的抽象，是数据内在的性子，是语义的体现。
其中有函数依赖，多值依赖
y=f(x)
Sname=f(Sno)，Sdept=f(Sno)
Sno-->Sname,Sno-->Sdept
例6.1
创建一个学校教务体系的数据库，该数据库涉及的对象包括门生的学号（Sno）、地点系（Sdept）、系主任姓名（Mname）、课程号（Cno）和结果（Grade）。假设用一个单一的关系模式Student来表示，则该关系模式的属性集合为
U={Sno,Sdept,Mname,Cno,Grade}
实际世界的已知事实（语义）告诉我们：
（1）一个系有若干门生，但一个门生只属于一个系
（2）一个系只有一名（正职）负责人
（3）一个门生可以选修多门课程，每门课程有若干门生选修
（4）每个门生学习每一门课程有一个结果
得到属性组U上的一组函数依赖F
F={Sno-->Sdept,Sdept-->Mname,(Sno,Cno)-->Grade}
这个关系模式存在一下题目：
1.数据冗余
比如，每个系的系主任姓名重复，重复次数与该系全部的全部课程结果出现次数相同，这将浪费大量的存储空间
2.更新非常
比如，某体系更换系主主任，必须修改与该系门生有关的每一个元组
3.插入非常
如果一个系刚创建，尚无门生，则无法把这个系及其系主任的信息存入数据库
4.删除非常
如果某个系的门生全部毕业了，则在删除该系门生的同时，这个系及其系主任的信息也丢掉了
因为这个模式中的函数依赖存在某些不好性子
分成三个关系模式：
S(Sno,Sdept,Sno-->Sdept);
SC(Sno,Cno,Grade,(Sno,Cno)-->Grade);
DEPT(Sdept,Mname,Sdept-->Mname);
规范化
函数依赖
y=f(x) x1=x2 f(x1)=f(x2)
函数依赖不是指关系模式R的某个或某些关系满足的约束条件，而是指R的一切关系均要满足的约束条件
非平凡的函数依赖
平凡的函数依赖
完全函数依赖
P181
码
候选码
范式
1NF
2NF
R属于1NF，且每一个非主属性完全函数依赖于任何一个候选码，则R属于2NF
3NF
R属于3NF，则每个非主属性既不通报依赖于码，也不部分依赖于码
关系模式中不存在飞主属性对码的通报依赖
BCNF
全部非主属性对每个码都是完全函数依赖
全部主属性对每个不包罗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的任何一组属性
R属于3NF，R未必属于BCNF
第七章 数据库设计
数据库设计概述
是对于一个给定的应用情况，构造（设计）优化的数据库逻辑模式和物理结构，并据此创建数据库及其应用体系，使之可以或许有效地存储和管理数据，满足各种用户的应用需求，包括信息管理要求和数据操纵要求。
高效的运行情况------数据的存取效率、数据库存储空间的使用率、数据库体系运行管理的效率
数据库设计的特点
P206
三分技能，七分管理，十二分基础数据
数据库设计的基本步调
P211
需求分析
需求分析的方法
结构化分析AA，自顶向下、逐层分解
数据字典
数据项、数据结构、数据流（路）、数据存储（车站）、处理过程（工厂）
概念结构设计
概念模型
E-R模型
两个实体之间的联系
一对一
一对多
多对多
两个以上的实体型之间的联系
单个实体型内的联系
第八章 数据库编程
嵌入式SQL
交互式、嵌入式
嵌入式SQL的处理过程
将SQL嵌入步伐设计语言中，被嵌入的步伐设计，如C、C++、Java等称为宿主语言，简称主语言
对嵌入式SQL，数据库管理体系一样平常接纳预编译方法处理
区分SQL语句与主语句，全部SQL语句都必须加前缀
当主语言为C语言时，语法格式为：
exec sql <SQL语句>;
嵌入式SQL语言与主语言之间的通信
SQL语言负责操纵数据库；高级语言语句负责控制逻辑流程
（1）向主语言通报SQL语句的实行状态信息，是主语言可以或许据此信息控制步伐流程，主要用SQL通信区（SQLCA）实现
（2）主语言向SQL语句提供参数，主要用主变量实现
（3）将SQL语句查询数据库的结果交主语言处理，主要用主变量和游标实现
SQL通信区(SQL Communication Area)
界说exec sql include sqlca
SQL通信区中有一个变量SQLCODE，用来存放每次实行SQL语句后返回的代码
应用步伐没实行完一条SQL语句之后都应该测试一下SQLCODE的值，以了解该SQL语句实行情况并做相应处理。如果SQLCODE等于预界说的常量SUCCESS，则表示SQL语句成功，否则在SQLCODE存放错误代码。
主变量
SQL语句中使用的主语言步伐变量
输入主变量：由应用步伐赋值，SQL语句使用
输出主变量：由SQL语句对其赋值或设置状态信息，返回给应用步伐
一个主变量可以附带一个任选的指示变量（一个整型变量，用来“指示”所指主变量的值或条件）
指示变量可以指示输入主变量是否为空值，可以检测输出主变量是否为空值，值是否被截断
全部主变量和指示变量必须在SQL语句（begin declare section 与 end declare section之间举行说明），说明之后，主变量可以在SQL语句中任何一个可以或许使用表达式的地方（where、having）出现，为了与数据库对象名（表名、视图名、列名等）区分，SQL语句中的主变量名和指示变量前要加冒号（：）作为标记
游标
SQL是面向集合的，一条SQL语句可以产生或处理多条记录；而主语言是面向记录的，一组主变量一次只能存放一条记录。所以仅使用主变量并不能完全满足SQL语句向应用步伐输出数据的要求，为此嵌入式SQL引入了游标的概念，用游标来和谐这两种不同的处理方式。
游标是体系为用户开设的一个数据缓冲区，存放SQL语句的实行结果，每个游标区都有一个名字。用户可以通过游标逐一获取记录并赋值给主变量，交由主语言进一步处理。
创建和关闭数据库毗连
（1）创建数据库毗连
- exec sql connect to target[as connection-name][user user-name];
connection-name是可选的毗连名（有效的标识符），主要用来识别一个步伐内同时创建的多个毗连，如果在整个步伐内只有一个毗连，也可以是不指定毗连名。
如果步伐运行过程中创建了多个毗连，实行的全部数据库单元的工作都在该操纵提交时所选择的当前毗连上。步伐运行过程中可以修改当前毗连，对应的嵌入式SQL语句为：
- exec sql set connection connection-name|default;
当某个毗连上的全部数据库操纵完成后，应用步伐应该主动释放所占用的毗连资源。关闭数据库的嵌入式SQL语句是：
- exec sql disconnect [connection];
- exec sql begin declare section; /*主变量说明开始*/
- char deptname[20];
- char hsno[9];
- char hsname[20];
- char hssex[2];
- int HSage;
- int NEWAGE;
- exec sql end declare section; /*主变量说明结束*/
- long sqlcode;
- exec sql include sqlcode; /*定义SQL通信区*/
- int main(void) /*C语言主程序开始*/
- {
- int count=0
- char yn; /*变量yn代表yes或no*/
- printf("Please choose the department name(CS/MA/IS):");
- scanf("%s,&deptname"); /*为主变量deptname赋值*/
- exec sql connect to test@localhost:54321 user "system"/"manager"; /*连接数据库test*/
- exex sql declare sx cursor for /*定义游标sx*/
- select Sno,Sname,Ssex,Sage /*sx对应的语句*/
- from Student
- where SDept=:deptname;
- exec sql open sx; /*打开游标sx，指向查询结果的第一行*/
- for(;;) /*用循环结构逐条处理结果集中的记录*/
- {
- exec sql fetch sx into:HSno,:HSname,:HSsex,:HSage; /*推进游标，将当前数据放入主变量*/
- if(sqlca.sqlcode!=0) /*sqlcode！=0，表示操作不成功*/
- break; /*利用sqlcode中的状态信息决定何时退出循环*/
- if(count++==0) /*如果是第一行的话，先打出行头*/
- printf("\n%-10s %-20s %-10s %-10s\n","Sno","Sname","Ssex","Sage");
- printf("%-10s %-20s %-10s %-10d\n",HSno,HSname,HSsex,HSage); /*打印查询结果*/
- printf("uopdate age(y/n)?"); /*询问用户是否要更新该学生的年龄*/
- do{scanf("%c",&yn);}
- while(yn!='N'&&yn!='n'&&yn!='Y'&&yn!='y');
- if(yn=='y'||yn=='Y') /*如果选择更新操作*/
- {
- printf("input new age:");
- scanf("%d",&NEWAGE); /*用户输入新年龄到主变量中*/
- exec sql update Student /*嵌入式SQL更新语句*/
- set Sage=:NEWAGE
- where current of sx; /*对当前游标指向的学生年龄进行更新*/
- }
- exec sql close sc; /*关闭游标sx，不再和查询结果对应*/
- exec sql commit work; /*提交更新*/
- exec sql disconnect test; /*断开数据库连接*/
- }
- }
说明性语句、数据界说语句、数据控制语句、查询结果为单记录的select语句、非current形式的增编削查语句
查询结果为单记录的select语句
因为查询结果只有一个，只需用into子句指定存放查询结果的主变量，不必要使用游标
例8.2根据门生号码查询门生信息
- exec sql select Sno,Sname,Ssex,Sage,Sdept
- into :Hsno,:Hname,:Hsex,:Hage,:Hdept
- from Student
- where Sno=:givesno; /*把要查询的学生的学号赋给了主变量givesno*/
（1）into子句、where子句和having短语的条件表达式中均可以使用主变量
（2）查询结果为空值的处理。查询返回的记录中大概某些列为空值NULL。为了表示空值，在into子句中的主变量反面跟有指示变量，当查询得出的某个数据项为空值时，体系会自动将相应主变量反面的指示变量置为负值，而不再是向该主变量赋值。所以当指示变量值为负值时，不管主变量为何值，均以为主变量值为NULL
（3）如果查询结果实际上并不是单条记录，而是多条记录，则步伐堕落，关系数据库管理体系会在SQL通信区中返回错误信息
例8.3查询某个门生选修某门课程的结果。假设已经要把查询的门生的学号赋给了主变量givesno，将课程号赋给了主变量givesno
- exec sql select Sno,Cno,Grade
- into :Hsno,:Hcno,:Hgrade:Gradeid /*指示变量Gradeid */
- from sc
- where Sno=:givesno and Cno=:givecno;
非current形式的增编削语句
有些非current形式的增编削查语句不必要使用游标。在update的set子句和where子句中可以使用主变量，set子句还可以使用指示变量
例8.4修改某个门生选修1号课程的结果
- exec sql update sc
- set Grade=:newgrade /*修改的成绩已赋值给主变量：newgrade*/
- where Sno=:givensno and Cno=1; /*学号已赋给主变量：givensno*/
- gradeid=-1;
- exec sql insert
- into sc(Sno,Cno,Grade)
- values(:stdno,:couno,:gradeid);
必须使用游标的SQL语句有查询结果为多条记录的select语句、current形式的update和delete语句
查询结果为多条记录的select语句
一样平常情况下，select语句查询结果是多条记录，因此必要用游标机制将多条记录一次一条地送主步伐处理，从而把对集合的操纵转换为对单个记录的处理。使用游标的步调为：
（1）说明游标
用declare语句为一条select语句界说游标：
exec sql declare <游标名> cursor for <select语句>;
界说游标仅仅是一条说明性语句，这时关系数据库管理体系并不实行select语句
（2）打开游标
用open语句将界说的游标打开
exec sql open <游标名>;
打开游标实际上是实行相应的select语句，把查询结果取到缓冲区中。这时游标处于运动状态，指针指向查询结果会合的第一条记录
（3）推进游标指针并取当前记录
exec sql fetch <游标名>
into <主变量> [<指示变量>] [,<主变量>[<指示变量>]]…;
其中主变量必须与select语句中目标列表达式具有一一对应关系
用fetch语句把游标指针向前推进一条记录，同时将缓冲区中的当前记录取出来送至主变量供主语言进一步处理。通过循环实行fetch语句逐条取出结果会合的行举行处理。
（4）关闭游标
用close语句关闭游标，释放结果集占用的缓冲区以及其他资源
exec sql close <游标名>;
游标被关闭后就不再和原来的查询结果集相联系。但关闭的游标可以再次被打开，与新的查询结果相联系。
current形式的update和delete语句
update语句和delete语句中要用子句where current of <游标名> 来表示修改或删除的是近来一次取出的记录，即游标指针指向的记录
动态SQL
SQL语句变量
步伐主变量包罗的内容是SQL语句的内容，而不是原来保存数据的输入或输出变量
例8.7创建基本表test
- exec sql begin declare section;
- const char* stmt="create table test(a int);"; /*SQL语句主变量，内容是创建表的SQL语句*/
- exec sql execute immediate :stmt; /*执行动态SQL语句*/
动态参数是SQL语句中的可变元素，使用参数符号（？）表示该位置的数据在运行时设定。和前面使用的主变量不同，动态参数的输入不是编译时完成绑定，而是通过prepare语句预备主变量和实行语句execute绑定数据或主变量来完成。使用动态参数的步调如下：
（1）声明SQL语句主变量
SQL语句主变量的值包罗动态参数（？）
（2）预备SQL语句（prepare）
prepare将分析含主变量的SQL语句内容，创建语句中包罗的动态参数的内部描述符，并用<语句名>标识它们的整体
exec sql prepare <语句名> from <sql语句主变量>
实行预备好的语句（execute）
execute将SQL语句中分析出的动态参数和主变量或数据常量绑定，作为语句的输入或输出变量
exec sql execute <语句名> [into <主变量名>] [using <主变量或常量>];
例8.8 向test中插入元组
- exec sql begin declare section;
- const char*stmt="insert into test values(?);"; /*声明SQL主变量内容是insert语句*/
- exec sql end declare section;
- ……
- exec sql prepare mystmt from :stmt; /*准备语句*/
- ……
- exec sql execute mystmt using 100; /*执行语句，设定insert语句插入值100*/
- exec sql execute mystmt using 200;
过程化SQL的块结构
过程化SQL步伐的基本结构是块。块之间可以互相嵌套，每个块完成一个逻辑操纵
变量和常量的界说
变量界说
变量名 数据类型 [[not null]:=初值表达式] 大概 [[not null] 初值表达式]
常量的界说
常量名 数据类型 constant ;=常量表达式
赋值语句
变量名:=表达式
流程控制
条件控制语句
if-then语句
if-then-else
嵌套的if语句
循环控制语句
loop
while-loop
for-loop
错误处理
非常处理
存储过程和函数
命名块：过程和函数是命名块，它们被编译在数据库中
匿名块：每次实行时都要举行编译，它不能被存储器存储到数据库中，也不能再其他过程化SQL块中调用
存储过程
存储过程是由过程化SQL语句书写的过程，这个过程经编译和优化后存储在数据库服务器中，因此称它为存储过程，使用时只要调用即可
1.存储过程的优点
- 运行效率高
- 降低了客户机和服务器之间的通信量
- 方便实行企业规则
2.存储过程的用接口
用户通过下面的SQL语句创建、实行、修改和删除存储过程
创建存储过程
create or replace procedure 过程名 ([参数1,参数2,…])
as <过程化SQL块>;
参数值必须指定值的数据类型，可以界说输入参数、输出参数或输入/输出参数，默认是输入参数，也可以是无参数
过程体是一个<过程化SQL>，包括声明部分和可实行语句部分，<过程化SQL>在“过程化SQL”中体现
例8.9使用存储过程实现下面的应用：从账户1转指定的款到账户2中。假设账户关系表为Account(Accountnum,Total)
- /*定义存储过程transfer，其参数为转入账户、转储账户、转账额度*/
- create or replace procedure transfer(inAccount int,outAccount int,amount float)
- as declare /*定义变量*/
- totalDepositOut float;
- totalDepositIn float;
- inAccountnum int;
- begin
- select Total into totalDepositOut from Account where accountnum=outAccount;
- if totalDepositOut is null then
- rollback;
- return;
- end if;
- if totalDepositOut < amout then
- rollback;
- return;
- end if;
- select Accountnum into inAccountnum from Account where inAccountnum=inAccount;
- if inAccountnum is null then
- rollback;
- return;
- end if;
- update Account set total=total-amount where accountnum=outAccount;
- /*修改转出账户的余额，减去转出额*/
- update Account set total=total+amount where accountnum=inAccount;
- /*修改转入账户的余额，增加转入额*/
- commit; /*提交转账事务*/
- end;
call/perform procedure 过程名([参数1,参数2],…)
使用call/perform等方式激活存储过程的实行。在过程化SQL中，数据库服务器支持在过程体中调用其他存储过程
例8.10从账户01003815868转10 000元到01003813828账户中
- call procedure transfer(01003813828,01003815868,10000);
可以使用alter procedure重命名一个存储过程：
alter procedure 过程名1 rename to 过程名2;
可以使用alter procedure重新编译一个存储过程：
alter procedure 过程名 compile;
删除存储过程
drop procedure 过程名();
函数
函数的界说和存储过程也类似，不同之处是函数必须指定返回的类型
1.函数的界说语句格式
create or replace function 函数名 ([参数1,参数2,…]) return <类型>
as <过程化SQL块>;
2.函数的实行语句格式
call/select 函数名([参数1,参数2,…]);
3.修改函数
可以使用alter function重命名一个自界说函数：
alter function 函数名1 rename 函数名2；
可以使用alter function重新编译一个函数：
alter function 函数名 compile;
ODBC编程
ODBC驱动步伐管理器
包罗在ODBC32.DLL中
第十章 数据库恢复技能
事务的基本概念
事务（transaction）是用户界说的一个数据库操纵序列，这些操纵要么全做，要么全不做，是一个不可分割的工作单元。
在关系数据库中，一个事务可以是一条SQL语句、一组SQL语句或是整个步伐
事务和步伐是两个概念。一样平常的讲，一个步伐包罗多个事务
- begin transaction;
- commit;
- rollback;
commit表示提交，提交事务的全部操纵，将事务中全部对数据的更新写回到磁盘上的物理数据库中去，事务正常竣事
rollback表示回滚，在事务运行的过程中发生了某种故障，事务不能继续实行，体系将事务中对数据库的全部已完成操纵全部撤销，回滚到事务开始时的状态
事务的ACID特性
Atomicity（原子性）
事务是数据库的逻辑工作单元，事务中包括的诸操纵要么都做，要么都不做
Consistency（划一性）
事务的实行结果必须是使数据库从一个划一性状态变到另一个划一性状态
银行两个账户存取
Isolation（隔离性）
一个事务的实行不能被其他事务干扰。一个事务的内部操纵及使用的数据对其他并发事务是隔离的，并发实行的各个事务之间不能互相干扰。
Durability（持续性）
永久性，一个事务一旦提交，它对数据库中数据的改变就应该是永久性的
事务是恢复和并发控制的基本单元
事务ACID特性大概遭到破坏的因素有：
（1）多个事务并行运行时，不同事务的操纵交错实行；
（2）事务在运行过程中被强行停止
数据库恢复概述
硬件的故障、软件的错误、操纵员的失误以及恶意的破坏仍是不可制止的，这些故障轻则造成运行事务非正常停止，影响数据库中数据的精确性，重则破坏数据库，使数据库中全部或部分数据丢失，因此数据库管理体系必须具有把数据库从错误状态恢复到某一已知的精确状态的功能。
故障的种类
事务内部的故障
事务内部的故障黑白预期的，是不能由应用步伐处理的。如运算溢出、并发事务发生死锁而被选中撤销该事物、违背了某些完整性限制而被停止等。
事务撤销UNDO
体系故障
体系故障是指造成体系停止运转的任何事件，使得体系要重新启动
例如，特定类型的硬件错误（CPU故障）、操纵体系故障、DBMS代码错误、体系断电等。这类故障影响正在运行的全部的事务，但不破坏数据库。
此时主存内容，尤其是数据库缓冲区（在内存）中内容都被丢失，全部运行事务都非正常停止。
恢复子体系必须在体系重新启动时让全部非正常停止的事务回滚，强行撤销全部未完成事务。
另一方面，发生体系故障是，有些已经完成的事务大概有一部分乃至全部留在缓冲区，尚未写回到磁盘上的物理数据库中，体系故障使得这些事务对数据库的修改部分或全部丢失，这也会使数据库处于不划一状态，因此应将这些事务已提交的结果重新写入数据库。全部体系重新启动后，恢复子体系除必要撤销全部未完成的事务外，还必要重做（REDO）全部已提交的事务，以将数据库真正恢复到划一状态。
介质故障
体系故障---软故障，介质故障---硬故障，指外存故障，如磁盘损坏、磁头碰撞，瞬时强磁场干扰等
计算机病毒
总结各类故障对数据库的影响有两种大概：
一是数据库本身被破坏
二是数据库没有被破坏，但数据大概不精确
恢复原理------冗余
恢复的实现技能
创建冗余数据最常用的技能是数据转储和登记日志文件
数据转储
转储：数据库管理员定期地将整个数据库复制到磁带、磁盘或其他存储介质上保存起来的过程。这些备用的数据称为后备副本大概后援副本。
当数据遭到破坏后可以将后备副本重新装入，但重装后备副本只能将数据库恢复到转储的状态，要想恢复到故障发生时的状态，必须重新运行自转储以后的全部更新事务。
静态转储
无运行事务时举行的转储操纵。转储操纵开始的时间数据库处于划一性状态，而转储期间不允许对数据库的任何存取、修改运动。
简朴，但转储必须等候正运行的用户事务竣事才能举行，新事物必须等候转储竣事才能实行
动态转储
转储期间允许对数据库举行存取或修改。转储和用户事务可以并发实行
后援副本+日志文件，恢复到某一时间的精确状态
海量：每次转储全部数据库
增量：每次只转储上一次转储后更新后的数据
登记日志文件
日志文件时用来记录事务对数据库的更新操纵的文件。
以记录为单元
日志文件中登记的内容：
事务的开始、竣事
事务的全部更新操纵
每个日志记录的内容：
事务标识（标明是哪个事务）
操纵的类型（插入、删除或修改）
操尴尬刁难象（记录内部标识）
更新前数据的旧值（插入的话为空）
更新后数据的新值（删除的话为空）
以数据块为单元
事务标识
被更新的数据块
日志文件的作用
（1）事务故障恢复和体系故障恢复必须用日志文件
（2）在动态转储方式中必须创建日志文件，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创建日志文件，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竣事时间的精确状态，然后使用日志文件把已完成的事务举行重做处理，对故障发生尚未完成的事务举行撤销处理
登记日志文件
登记的次序严酷按照并发事务实行的时间次序
必须先写日志文件，后写数据库
恢复策略
事务故障的恢复
体系的恢复步调：
（1）反向扫描日志文件，查找该事务的更新操纵
（2）对该事务的更新操纵实行逆操纵，即将日志记录中“更新前的值”写入数据库
插入---相当于删除操纵（更新前的值为空）
删除---相当于插入操纵
修改---相当于用修改前值代替修改后值
（3）继续反向扫描日志文件，查找该事务的其他更新操纵，并做同样处理
（4）如此处理下去，直至读到此事务的开始标记
体系故障的恢复
体系的恢复步调：
（1）正向扫描日志文件
（2）对撤销队列的各个事务举行撤销（UNDO）处理
（3）对重做队列中各个事务举行重做处理
介质故障的恢复
重装数据库，重做已完成的事务
具有查抄点的恢复技能
查抄点记录包括：
创建查抄点时间全部正在实行的事务清单
这些事务近来一个日志记录的地址
动态维护日志文件的方法是，周期性地实行创建查抄点、保存数据库状态的操纵
使用查抄点方法可以改善恢复效率
数据库镜像
用于数据库恢复，根据数据库管理员的要求，自动把整个数据库或其中的关键数据复制到另一个磁盘上，每当主数据库更新时，数据库管理体系自动把更新后的数据复制过去，自动包管镜像数据与主数据库的划一性。
第十一章 并发控制
当多个用户并发地存取数据库时就会产生多个事务同时存取同一数据的情况。若对并发操纵不加控制就大概会存取和存储不精确的数据，破坏事务的隔离性和数据库的划一性，所以数据库管理体系必须提供并发控制机制。
并发控制概述
事务是并发控制的基本单元。
为包管事务的隔离性和划一性，数据库管理体系必要对并发操纵举行精确调理。
并发事务带来的数据不划一性包括丢失修改、不可重复读和读“脏”数据
事务读数据x记为R(x)，写数据x记为W(x)
1.丢失修改
两个事物T1和T2读入同一数据并修改，T2提交的结果破坏了T1提交的结果，导致T1的修改被丢失
2.不可重复读
事务T1读取某一数据后，事务T2实行更新（修改、删除、插入）操纵，使T1无法再现前一次读取结果
3.读“脏”数据
事务T1修改某一数据并将其写回磁盘，事务T2读取同一数据后，T1由于某种原因被撤销，这时被T1修改过的数据恢复原值，T2读到的数据就与数据库中的数据不划一，则T2读到的数据就为“脏数据”。
上面三类数据不划一性的主要原因是并发操纵破坏了事务的隔离性。并发控制机制就是要用精确的方式调理并发操纵，使一个用户事务的实行不受其他事务的干扰，从而制止造成数据的不划一性
并发控制的主要技能有封锁、时间戳、乐观控制法和多版本并发控制
封锁
加锁
排他锁（写锁、X锁）
若事务T对数据对象A加上X锁，则只允许T读取和修改A，其他任何事物都不能再对A加任何类型的锁，直到T释放A上的锁为止。这就包管了其他事务在T 释放A上的锁之前不能读取和修改A。
共享锁（读锁、S锁）
若事务T对数据对象A加上S锁，则事务T可以读A但不能修改A，其他事务只能在对A加S锁，而不能加X锁，直到T释放A上的S锁为止。这就包管了其他事务可以读A，但在T释放A上的锁之前不能对A做任何修改。
封锁协议
何时申请X锁或S锁、池锁时间、何时释放等
一级封锁协议
事务T在修改数据R之前必修西安对其加X锁，直到事务竣事才释放。
一级封锁协议可防止丢失修改，并包管事务T是可恢复的，不能包管可重复读和不读“脏”数据
二级封锁协议
在一级封锁协议的基础上增长事务T在读取数据R之前必修现对其加S锁，读完后即可释放S锁
二级封锁协议除防止了丢失数据，还可进一步防止读“脏”数据，不能包管可重复读
三级封锁协议
在一级封锁协议的基础上增长了事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，直到事务竣事才释放
三级封锁协议除了防止丢失修改和读“脏”数据外，还进一步防止了不可重复读
封锁协议级别越高，划一性越高。
活锁和死锁
活锁
制止活锁的简朴方法是先来先服务的策略
死锁
死锁的预防
一次封锁法
每个事务必须一次将全部使用的数据全部加锁
次序封锁法
预先对数据对象规定一个封锁次序
死锁的诊断与排除
超时法
一个事务的等候时间高出了规定的期限，就以为发生了死锁
等候图法
存在回路，表示出现了死锁
并发调理的可串行性
可串行化调理
多个事务的并发实行是精确的，当且仅当其结果与按某一次串行地实行这些事务的结果相同，称这种调理为可串行化调理
冲突可串行化调理
判断可串行化调理的充分条件
冲突操纵是指不同的事务对同一个数据的读写操纵和写写操纵
一个调理Sc在包管冲突操纵的次序不变的情况下，通过交换两个事务不冲突操纵的次序得到另一个调理Sc'，如果Sc'是串行的，称调理Sc为冲突可串行化的调理。若一个调理是冲突可串行化，则一定是可串行化的调理，用这种方法来判断一个调理是否是冲突可串行化的
例11.3 今有调理Sc1=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)r1(B)w1(B)r2(B)w2(B)
把w2(A)与r1(B)w1(B)交换，得到
r1(A)w1(A)r2(A)r1(B)w1(B)w2(A)r2(B)w2(B)
再把r2(A)与r1(B)w1(B)交换
Sc2=r1(A)w1(A)r1(B)w1(B)r2(A)w2(A)r2(B)w2(B)
Sc2等价于一个串行调理T1、T2，所以Sc1为冲突可串行化的调理
冲突可串行化调理是可串行化调理的充分条件，不是必要条件
两段锁协议
2PL
得到封锁
释放封锁
事务服从两段锁协议是可串行化调理的充分条件
一次封锁法服从两段锁协议；但是两段锁协议并不要求事务必须一次将全部要使用的数据全部加锁，因此服从两段锁协议的事务大概发生死锁
封锁的粒度
封锁粒度与体系的并发度和并发控制的开销密切相关
封锁的粒度越大，数据库所可以或许封锁的数据单元就越少，开辟度就越小，体系开辟也越小
同时考虑封锁开销和并发度两个因素
某个关系的大量元组----关系
多个关系的大量元组----数据库
少量元组---元组
多粒度封锁
允许多粒度树中的每个结点被独立地加锁。对于一个结点加锁意味着这个结点的全部后裔结点也别加以同样类型的锁
显式封锁：直接加到数据对象上的锁
隐式封锁：该数据对象没有被独立加锁，是由于其上级结点加锁而使该数据加上了锁
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