第9章 数据库技术基础

参考完整性约束

关系型数据库的参考完整性约束可以通过外码来实现

选项	定义	与参考完整性约束关系	备注
主码	表示唯一标识每一行记录的字段或字段组合，不能为NULL	被外码引用，确保引用的唯一性和存在性	主码是外码引用的目标，但不直接实现约束
候选码	表中能够唯一标识每一行记录的所有字段和字段组合	可以作为外码的引用目标，提供多种选择	主要用于选择主码
超码	包含主码在内的，能够唯一标识表中记录的一个或多个字段的集合	可以作为外码的引用目标，但可能包含冗余字段	广义概念，包含候选码和主码
外码	在一个表中引用另一个表的主码或候选码的字段或字段组合	直接用于实现参考完整性，通过外码约束确保数据一致性	实现表间关联和数据完整性

关系模式和关系代数

数据库规范化

1. 1NF(第一范式) —— 消除重复字段，原子性**

   举个例子（不满足1NF）：

   学号	姓名	电话号码
   001	张三	13800000000，13900000000

   上面的“电话号码”字段存了两个电话号码，用逗号隔开，不满足 1NF，因为字段不是“原子值”

   满足1NF

   学号	姓名	电话号码
   001	张三	13800000000
   001	张三	13900000000

2. 2NF(第二范式) —— 消除部分依赖

   要求：在1NF的基础上，消除对主键的 “部分依赖” （只依赖主键的一部分，而不是整个主键）

   适合于 复合主键（由多个字段组成的主键）的情况
   ✅ 举个例子（不满足 2NF）：

   课程编号	学号	学生姓名
   C001	S001	张三
   C002	S001	张三

   主键是（课程编号, 学号）—— 一个复合主键

   “学生姓名”只依赖于 “学号” ，而不是整个主键 → 部分依赖 → 不满足 2NF。

   ✔️ 满足 2NF（拆表）：

   学生表

   学号	姓名
   S001	张三

   选课表

   课程编号	学号
   C001	S001
   C002	S001

3. 3NF(第三范式) ——消除传递依赖

   要求：在2NF的基础上，消除非主属性对主键的传递依赖

   ✅ 举个例子（不满足 3NF）：

   学号	姓名	班级编号	班级名称
   S001	张三	B01	计算机一班

   • 主键：学号
   • “班级名称” 依赖于 “班级编号”， 而 “班级编号” 又依赖于 “学号” → 转递依赖 → 不满足 3NF
   
   ✔️ 满足 3NF（拆表）：

   学号	姓名	班级编号
   S001	张三	B01

   ✔️ 满足 3NF（拆表）：

   班级编号	班级名称
   B01	计算机一班

4. 4NF:将实体的码分别和每个多值属性独立构成一个关系模式
   
   
   
   

总结：范式一览

范式	核心要求	解决问题
1NF	属性是原子值，不能有集合/重复字段	消除非原子字段
2NF	所有非主属性完全依赖主键	消除部分依赖
3NF	非主属性不传递依赖于主键	消除传递依赖
BCNF	主属性之间没有传递依赖和函数依赖
4NF	表中的一个属性组合可以独立地生成两个属性集合的所有组合，就可能违反4NF	消除多值依赖

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BCNF主属性之间没有传递依赖和函数依赖

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由于EM可以推出其他所有属性，因此EM是主键，又因为，EM -> Q,而E -> N, M -> L 可以得出 N和L 都部分依赖于 主键，不符合2NF

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4NF:将实体的码分别和每个多值属性独立构成一个关系模式

自然链接和笛卡尔积

自然连接（Natural Join）符号：

• 符号：⨝
• 例如，R⋈S 表示关系 R和 S 之间的自然连接。
• 自然连接是基于共享属性的等值连接，即自动匹配两个关系中具有相同名称的属性，并去除重复的列。

笛卡尔积（Cartesian Product）符号：

• 符号：×
• 例如，R×S 表示关系 R 和 S 之间的笛卡尔积。
• 笛卡尔积会生成所有可能的元组组合，即每个 R 中的元组与 S 中的每个元组两两配对，生成的结果集的列是 R和 S 所有列的并集。

假设关系 R(A, B, C, D) 和 S(C, D, E) 具有以下数据：

关系 R(A, B, C, D)：

A	B	C	D
a1	b1	c1	d1
a2	b2	c2	d2

关系 S(C, D, E)：

C	D	E
c2	d2	e1
c3	d3	e2

其中：

• A, B, C, D, E 是属性（列名）
• a1, a2, b1, b2, c1, c2, d1, d2, e1, e2 是属性对应的值（元组中的数据）。

在 笛卡尔积 中，每个 RRR 的元组会和 SSS 的每个元组 两两组合：

A	B	C ( R)	D ( R)	C (S)	D (S)	E
a1	b1	c1	d1	c2	d2	e1
a1	b1	c1	d1	c3	d3	e2
a2	b2	c2	d2	c2	d2	e1
a2	b2	c2	d2	c3	d3	e2

在 自然连接 中，只保留 C 和 D 相同的元组：（根据C，D相同的属性，相同的值进行连接）

A	B	C	D	E
a2	b2	c2	d2	e1

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解析： R x S (笛卡尔积) 分别用 R 和 S 组合，一共有16个元组，比较 1列小于6列，再取 345 列。
注意 3、4、 5 列对应的是 C（R）、A(S)、B(S)
第二空 属性列个数3，元组个数0（因为没有能自然连接上的）

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R x S 在SQL中表示为 R,S

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因为投影运算的本质是选择关系的特定属性列，生成新关系。
在关系R(A, B, C, D)中，属性A、B、C、D分别对应第1、2、3、4列。
运算π1,3®表示选取第1列和第3列，即属性A和C。
因此，π1,3®完全等价于πA,C®，两者都表示在属性A和C上的投影。

选项A. πA=1,C=3( R)：错误。该写法混淆了投影和选择操作。符号“A=1”和“C=3”表示条件判断（选择行），而投影只涉及属性列的选择，不包含值过滤。迷惑性在于使用了属性名和数字，易被误读为“选择A列和C列”

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元关系可以看做列数，元组个数可以看做行数

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o
1=5 是R(A)=S(A),
2>8 是R（B）> S(F)
4=6 是 R(D)= S(D)

候选健、主属性、非主属性

候选键={AB，AC}

概念	定义	本题中的情况
候选键 (Candidate Key)	能唯一标识元组且最小的属性集	{AB, AC}
主键 (Primary Key)	从候选键中选出的一个作为实际使用的唯一标识	AB 或 AC（二选一）
备用键 (Alternate Key)	没被选作主键的其他候选键	如果主键=AB，则备用键=AC（反之亦然）
主属性 (Prime Attribute)	出现在任意一个候选键中的属性	{A, B, C}
非主属性 (Non-prime Attribute)	不出现在任何候选键中的属性	∅（无）

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10 主码A3A5没有单独出现在剪头左边，所以肯定满足2NF 但存在伪传递率的传递函数依赖，讲解起来很麻烦，给出技巧：主码X–>属性Y。在主码X里找任意一个属性W，如果存在（属性W,属性Y）–>属性Z，则说明存在传递函数依赖。

主码A3A5没有单独出现在剪头左边，所以肯定满足2NF。若单独出现即是1NF。A3A5相当于联合主键

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无损连接

第一问 CE 是能推导出所有属性的最小集属性集
第二问：
无损链接的求法：先找出候选码即CE，然后无损连接的定义是：分解后的关系模式可以还原出原关系模式。套入公式：R1交R2交R3 只有D选项得AC。所以AC可以还原原关系

关系运算

• 选择是选择 行
• 投影是选择 列
• 并 相当于自然连接
• 笛卡尔积 混合列

数据库设计

数据库设计主要分为用户需求分析、概念结构、逻辑结构和物理结构设计四个阶段。


需求分析阶段形成说明文档、数据字典和数据流程图作为概念结构设计的依据

需求分析确定系统边界，逻辑设计，关系规范化

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正确步骤：
1抽象数据 - 2设计局部视图 -3合并取消冲突 - 4修改重构消除冗余
抽象最前，重构最后

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规范化在逻辑设计阶段

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命名冲突：
在考勤管理子系统中称为“员工”，而在档案管理子系统中称为“职工”，这属于名称不一致。
命名冲突的定义是：相同意义的属性或实体在不同分E-R图中有不同的命名
结构冲突：
结构冲突涉及实体属性数量或抽象层次不一致（如员工在A系统有5个属性，在B系统只有3个

SQL

• Where是针对单条记录的判断条件
• Having是针对分组之后的判断条件
• Distinct 是去掉重复 （项目号有可能重复）

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ROLLBACK语句只能回滚未提交的事务，而COMMIT已经提交了

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在GRANT语句种，权限后必须使用 ON 关键字来连接对象

函数依赖

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因为 分解保持函数依赖要求原函数依赖集F中的所有依赖都能在分解后的子模式中保留或推导出来。
原函数依赖集F = {A→B, A→C, C→D, AE→G}。
对于选项B，子模式R1(A,B,C,D)包含属性A,B,C,D，其函数依赖集F1可推导出A→B、A→C和C→D，因为这些依赖的左部和右部均在R1中。
子模式R2(A,E,G)包含属性A,E,G，其函数依赖集F2可推导出AE→G，因为A,E,G均在R2中。
因此，F = F1 ∪ F2，所有原依赖都被完整保持，分解满足条件。

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函数依赖集等价的定义基于它们的闭包相等：
函数依赖集的闭包（如F+）表示所有能从该集合推导出的函数依赖的集合
如果F+ = G+，则F和G能推导出完全相同的函数依赖集，因此两者等价

事务的特性

• 隔离性： 并发事务之间相互隔离，一个事务的未提交操作对其他事务不可见
• 原子性： 事务中的所有操作作为一个不可分割单元，要么全部成功，要么全部失败
• 一致性：事务执行后，数据库必须从一种状态转换到另一种一致状态（如满足完整性约束）
• 持久性：事务提交后，其对数据库的修改是永久性的，即使系统发生故障

数据库的 内模式、模式、外模式

因为聚簇索引直接改变了数据的物理存储顺序，而数据库的三级结构中，内模式负责定义物理存储细节

概念	定义	关键特征
外模式	用户或应用看到的局部数据视图	通过外模式/模式映像与逻辑模式隔离
模式	全局逻辑结构（如ER模型、表关系）	独立于存储细节、是数据库设计的核心
内模式	数据物理存储方式（如文件组织、索引）	直接管理存储效率、聚簇索引归属此层

Armstrong公理系统

规则名称	定义	说明
自反律	若Y ⊆ X ⊆ U，则X→Y	描述平凡函数依赖（如部分属性决定自身）
增广率	若X→Y，则XZ→YZ（Z为任意属性集）	允许在依赖两侧添加相同属性
传递律	若X→Y且Y→Z，则X→Z	基础传递关系，类似逻辑推理
合并规则	若X→Y且X→Z，则X→YZ	由增广律和传递律推导，用于合并右部
伪传递规则	若X→Y且WY→Z，则XW→Z	本题核心，是传递律的泛化（引入W）
分解规则	若X→Y且Z ⊆ Y，则X→Z	自反律的逆应用，用于分解右部

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定理：自反、传递、增广；推到规则：合并、伪传递、分解

数据库安全

存储过程时是预编译SQL集合、通过名称和参数调用

数据库视图

数据字典是数据库管理系统存储元数据的核心组件，负责保存所有数据库对象的定义信息。
视图作为一种虚拟表，其本质是一个查询定义的映射，数据字典中会记录该视图的完整定义（包括创建视图的SQL语句）。
因此，当创建user1视图时，数据字典保存的是视图的定义内容，而非临时数据或基本表实体。

E-R图多对多关系转换