系统分析师4：数据库系统

1 数据库体系结构

1.1 三级模式和两级映像

内模式又称存储模式、物理模式；
外模式又称用户模式；
模式又称概念模式；
聚簇索引属于内模式的范畴。

例题1
在数据库系统中,数据库的视图、基本表和存储文件的结构分别与（）对应;数据的物理独立性和数据的逻辑独立性是分别通过修改（）来完成的。
A 模式、外模式、内模式
B 模式、内模式、外模式
C 外模式、模式、内模式
D 外模式、内模式、模式

A 模式与内模式之间的映像、外模式与模式之间的映像
B 外模式与内模式之间的映像、外模式与模式之间的映像
C 外模式与模式之间的映像、模式与内模式之间的映像
D 外模式与内模式之间的映像、模式与内模式之间的映像

分析：

1. 数据库的视图与外模式对应，基本表与模式对应，存储文件与内模式对应，故第一空选C选项；
2. 数据的物理独立性是通过修改模式与内模式之间的映像来完成的，数据的逻辑独立性是通过修改外模式与模式之间的映像来完成的，故第二空选A选项；
   3.答案：C、A

例题2
在采用三级模式结构的数据库系统中，如果对数据库中的表Emp创建聚簇索引，那么改变的是数据库的（) 。
A 模式
B 内模式
C 外模式
D 用户模式

分析：创建聚簇索引改变的是数据库的内模式，故选B选项。

1.2 分布式数据库

1.2.1 分布式数据库概述

分布式数据库，从逻辑上看，对外是一个整体，存在局部内模式，不存在局部外模式，存在全局外模式，不存在全局内模式。

1.2.2 分布式数据库特点

• 分布性：数据放在不同的物理节点上
• 自治性：不同物理节点，有自己的局部DBMS
• 可用性：由于多副本机制，某个节点发生故障，其它结点仍然可用

例题
某高校信息系统采用分布式数据库系统,该系统中“当某一场地故障时，系统可以使用其它场地上的副本而不至于使整个系统瘫痪”和“数据在不同场地上的存储”分别称为分布式数据库的( ) 。
A 共享性和分布性
B 自治性和分布性
C 自治性和可用性
D 可用性和分布性

分析：
共享性：不同结点上的数据，可以共享；
自治性：不同物理节点，有自己的局部DBMS；
可用性：由于多副本机制，某个节点发生故障，其它结点仍然可用；
分布性：数据放在不同的物理节点上；
综上，选D选项。

1.2.3 透明性分类

2 数据库设计

2.1 数据库设计概述

在需求分析阶段，输出的文档也有：数据流图、数据字典、需求说明书；在概念结构设计阶段，输出的文档有：ER模型；在逻辑结构设计阶段，输出的文档是关系模式。
注意：在软件工程中，ER模型是系统分析阶段数据建模的产物。

2.2 概念结构设计

• 集成的方法:

  • 多个局部E-R图一次集成
  • 逐步集成，用累加的方式一次集成两个局部E-R

• 集成产生的冲突及解决办法:

  • 属性冲突：包括属性域冲突和属性取值冲突
  • 命名冲突：包括同名异义和异名同义
  • 结构冲突：包括同一对象在不同应用中具有不同的抽象，以及同一实体在不同局部E-R图中所包含的属性个数和属性排列次序不完全相同

• 两个不同实体集之间联系

  • 一对一(1:1)
  • 对多(1: n)
  • 多对多(m: n)

2.3 逻辑结构设计

数据模型三要素:数据结构、数据操作、数据的约束条件
数据模型分类：

• 层次模型
• 网状模型
• 面向对象模型
• 关系模型

例题1
在数据库设计的需求分析、概念结构设计、逻辑结构设计和物理结构设计的四个阶段中,基本E-R图是（ ) 。
A 需求分析阶段形成的文档,并作为概念结构设计阶段的设计依据
B 逻辑结构设计阶段形成的文档,并作为概念结构设计阶段的设计依据
C 概念结构设计阶段形成的文档,并作为逻辑结构设计阶段的设计依据
D 概念结构设计阶段形成的文档，并作为物理设计阶段的设计依据

分析：
E-R图是概念结构设计阶段形成的文档,并作为逻辑结构设计阶段的设计依据
故选C选项。

例题2
数据库概念结构设计阶段的工作步骤依次为( )
A 设计局部视图→抽象数据→修改重构消除冗余→合并取消冲突
B 设计局部视图→抽象数据→合并取消冲突→修改重构消除冗余
C 抽象数据→设计局部视图→合并取消冲突→修改重构消除冗余
D 抽象数据→设计局部视图→修改重构消除冗余→合并取消冲突

分析：
数据库概念结构设计阶段的工作步骤：抽象数据→设计局部视图→合并取消冲突→修改重构消除冗余
故选C选项。

3 关系代数

3.1 关系代数介绍

现在有关系S1和关系S2如下所示：
则各种关系代数情况如下：
并：

交：

差：

笛卡尔积：
投影：

投影是一元运算，在关系表中选出所需要的列，相当于SQL语句：select Sno,Sname from S1；

选择：

选择是一元运算，在关系表中选出符合条件的记录行，相当于SQL语句：select * from S1 where Sno = 'No0003';

自然连接：
>自然连接是等值连接，属于二元运算，不要求对象同构。
结果：属性列数是二者之和 - 重复属性列；元组：同名属性列取值相等，多个同名，要满足同时相等。
考法：

1. 自然连接运算结果判断；
2. 与之等价的笛卡尔积表达式判断；
3. 性能判断：①同等条件下，自然联结性能优于笛卡尔积；②先做筛选，再做连接/笛卡尔积，原因：参与运算的表对象规模越小，性能越高。

3.2 典型例题

例题1

分析：
关系R与关系S自然连接后要去掉相同的属性列，故其结果集的属性列为：
R.A，R.B，R.C，R.D，R.E，S.F，S.G
即选项B正确。

例题2

分析：

1. 列序号代表列名，因此1，2，3，4，5，6，7分别代表：R.A，R.B，R.C，R.D ,R.E，S.F，S.G
   则第一个空为R.A，R.B，R.D ，S.F，S.G，如果属性列不同名，可以不用表名.列名形式，所以第一空选择B
2. 自然连接两个表中的等值列要用and连接，R中的A、B、C属性列与S中的A、B、C属性列相等，选择中的1< 6指的是R.A < S.F，故第二空为：R.A=S.A and R.B=S.B and R.C=S.C and R.A < S.F，即第二空选择C
3. 答案：B、C

例题3

分析：
性能判断：①同等条件下，自然联结性能优于笛卡尔积；②先做筛选，再做连接/笛卡尔积，原因：参与运算的表对象规模越小，性能越高。
E1和E3均是先做了连接或笛卡尔积，再做筛选，所以排除E1、E3；
然后在E2、E4中选择，又E2做的是自然连接，E4做的是笛卡尔积，故排除E4
综上，正确答案为E2

4 规范化理论

4.1 规范化理论基础

设R (U,F)是属性U上的一个关系模式，X和Y是U的子集，r为R的任一关系，如果对于r中的任意两个元组u，v，只要有u[X]=v[X]，就有u[Y]=v[Y]，则称X函数决定Y，或称Y函数依赖于X，记为X→Y。

R(U,F)：U表示属性集合；F表示函数依赖集合
X->Y说决定因素->被决定因素，如学号->系号，系号->系名

部分函数依赖
传递函数依赖
考查方式
1、公理体系：名称与描述的对应匹配
2、候选键、主属性、非主属性的判断
3、范式：规范化程度判断
4、模式分解，分解判断

4.1.1 公理体系

关系模式R<U，F>来说有以下的推理规则:
A1.自反律（Reflexivity)：若Y $\subseteq$ X $\subseteq$ U，则X→Y成立。
A2.增广律（Augmentation)：若Z $\subseteq$ U且X→Y，则XZ→YZ成立。
A3.传递律(Transitivity)：若X→Y且Y→Z，则X→Z成立。

根据A1，A2，A3这三条推理规则可以得到下面三条推理规则:
合并规则：由X→Y，X→Z，有X→YZ。(A2，A3)
伪传递规则：由X→Y,WY→Z，有XW→Z。(A2，A3)
分解规则：由X→Y及Z$\subseteq$ Y，有X→Z。(A1，A3)

非规范化的关系模式，可能存在的问题包括：数据冗余、更新异常(修改操作一致性问题)、插入异常、删除异常。

例题
设关系模式R (U，F)，其中u为属性集，F是U上的一组函数依赖，那么函数依赖的公理系统（Armstrong公理系统)中的合并规则是指（）为F所蕴涵。
A 若A→B，B→C，则A→C
B 若Y $\subseteq$ X $\subseteq$ U，则X→Y
C 若A→B，A→C，则A→BC
D 若A→B，C$\subseteq$B，则A→C

分析：
增广律：两侧同时增加一个属性
传递律：传递推导
合并规则：同一个左侧，右侧可以合并一个集合
分解规则：能够推导出一个结合的前提下，可以推导集合中的一个部分

若A→B，B→C，则A→C =》传递律
若Y $\subseteq$ X $\subseteq$ U，则X→Y =》自反律
若A→B，A→C，则A→BC =》 合并规则
若A→B，C$\subseteq$B，则A→C =》分解规则
故答案选C

4.1.2 候选键、主属性、非主属性的判断

解题思路：

• 将关系模式的函数依赖关系用“有向图”的方式表示
• 找入度为0的属性，并以该属性集合为起点，尝试遍历有向图，若能正常遍历图中所有结点，则该属性集即为关系模式的候选键
• 若入度为0的属性集不能遍历图中所有结点，则需要尝试性地将一些中间结点(既有入度，也有出度的结点)并入入度为0的属性集中，直至该集合能遍历所有结点,集合为候选键

例题1
例1∶给定关系R (A1，A2，A3，A4)上的函数依赖集F={A1→A2，A3→A2，A2→A3,
A2→A4}，R的候选关键字为____

A. A1
B. A1A3
C. A1A3A4
D. A1A2A3

解题思路：
候选键集合：从集合出发，能够找出关系模式中所有属性

1. 入度为0的属性集合；
2. 尝试遍历全图；
3. 若无法遍历，则添加中间结点
   解题过程：
   入读为0的只有A1，从A1根据函数依赖集可以达到全部节点，故R的候选键为A1
   答案：选项A

例题2
关系模式P(A，B，C，D，E，F，G，H，l,J)满足下列函数依赖:FD={ABD→E，AB→G，B→F，C→J，CJ→I，G→H}，求候选码?

解题思路：
首先去掉函数依赖FD中所有->右侧的元素，因为入度不为0，即去掉E、G、F、J、I、H，剩余A、B、C、D四个元素；
尝试使用A、B、C、D任意一个均无法遍历全图；若使用ABCD做一个整体则可以遍历全图；
故ABCD为候选键

例题３
关系R (A，B，C)满足下列函数依赖:F{B→C,B→A，A→BC} ，关系R的候选关键字为（）。

解题过程：
首先，我们分析每个函数依赖：
B→C：B决定C。
B→A：B决定A。
A→BC：A决定B和C。
从这些函数依赖中，我们可以推导出以下闭包：
B的闭包：B+ = {B, A, C}，因为B决定A和C。
A的闭包：A+ = {A, B, C}，因为A决定B和C。
由于B和A的闭包都包含了所有属性（A, B, C），这意味着B和A都可以单独作为候选关键字。
答案：候选关键字：A，B

例题4
给定关系模式R (U,F)，U={A,B,C,D}，F={AB→C,CD→B}。关系R ( ) ,且分别有（ ) 。
A 只有1个候选关键字ACB
B 只有1个候选关键字BCD
C 有2个候选关键字ACD和ABD
D 有2个候选关键字ACB和BCD

A 0个非主属性和4个主属性
B 1个非主属性和3个主属性
C 2个非主属性和2个主属性
D 3个非主属性和1个主属性

解题过程：

1. 入度为0的集合：{A，D}；
2. 尝试遍历全图：无法遍历全图；
3. 加入中间结点：{B，C}
4. 得到候选关键字：ACD和ABD
5. 主属性：候选键集合的属性，非主属性：主属性以外的其他属性
6. ACD和ABD包含了A、B、C、D四个属性，故有0个非主属性和4个主属性
7. 答案：选C、A。

4.2 范式

数据冗余：浪费大量的存储容量
4NF：针对的是多值函数依赖判断

考点：

1. 各个范式的判断；
2. 1NF、2NF、3NF，不满足怎么拆解

4.2.1 第一范式

第一范式(1NF)︰在关系模式R中，当且仅当所有域只包含原子值，即每个属性都是不可再分的数据项,则称关系模式R是第一范式。

简单属性和复合属性、单值属性和多值属性、NULL属性、派生属性

• 复合属性：例如，地址：省市区
• 多值属性：1个字段可以对应多个数值
• 派生属性：计算可以得出的属性，如根据出生年份，可以得出年龄，根据单价数量，可以得出销售额

例题
例如:关系模式R（系名称，高级职称人数)是否满足1NF，如果不满足，应如何调整?

分析：
不满足，高级职工人数还可以再次拆分，不满足原子性。可以将高级职工人数拆分成副教授人数和教授人数。

4.2.2 第二范式

第二范式(2NF) ：当且仅当实体E是第一范式（1NF) ，且每一个非主属性完全依赖主键(不存在部分依赖)时，则称实体E是第二范式。

思考题
请思考该关系模式会存在哪些问题（从数据冗余、更新异常、插入异常、删除异常这几个方面来考虑)，解决方案是什么?

以上，属性集合U={学号，课程号，成绩，学分}，函数依赖集合F={课程号->学分，(学号，课程号)->成绩}。

分析

1. 所有属性不可再分——>满足第一范式；
2. 候选键：
   入度为0的属性集合：(学号，课程号)
3. 主属性：{学号，课程号}
   非主属性：{成绩，学分}
4. 是否存在非主属性{成绩，学分}对候选键（学号，课程号）的部分函数依赖
   存在非主属性学分只依赖候选键课程号，即存在部分函数依赖
5. 因为存在部分函数依赖，不满足2NF
6. 优化：将（课程号，学分）单独做一个表记录下来，原本的（学号，课程号，成绩）要保留
   拆解后，学分完全依赖于课程号，学号，课程号作为候选键，完成决定成绩，符号2NF。

思考：如果候选键是单个属性，能否满足2NF？
在1NF的前提下，至少满足2NF；

4.2.3 第三范式

第三范式(3NF) ：当且仅当实体E是第二范式(2NF)，且E中没有非主属性传递依赖于码时，则称实体E是第三范式。
思考题
思考题:请思考该关系模式会存在哪些问题（从数据冗余、更新异常、插入异常、删除异常这几个方面来考虑)，解决方案是什么?

以上，属性集合U={学号，姓名，系号，系名，系位置}，函数依赖集合F={学号->姓名，学号->系号，系号->系名，系号->系位置}

分析：

1. 所有属性不可再分——>满足第一范式；
2. 候选键：
   入度为0的属性集合：学号
3. 主属性：{学号}
   非主属性：{姓名，系号，系名，系位置}
4. 候选键已经是单属性，不存在部分函数依赖问题，因此至少满足2NF
5. 非主属性系名、系位置通过非主属性系号传递依赖于学号，所以不满足3NF
6. 优化
   拆分成两个关系模式{系号，系名，系位置}和{学号，姓名，系号}，拆分之后，系号决定系名、系位置，学号决定姓名、系号，满足3NF。

快速判断：如果一个关系模式，没有主属性，1NF前提下，至少满足3NF

4.2.4 BC范式

BC范式（BCNF）：设R是一个关系模式，F是它的依赖集，R属于BCNF当且仅当其F中每个依赖的决定因素必定包含R的某个候选码。

例题
关系模式STJ (S，T，J)中，S表示学生，T表示老师，J表示课程。每一老师只教一门课程。每门课程有若干老师，某一学生选定某门课，就对应一个固定老师。

以上，属性集合U={S、T、J}，函数依赖集合F={T-> J，SJ-> T}

分析：

1. 所有属性不可再分——>满足第一范式；
2. 候选键：
   入度为0的属性集合：S
   从S无法遍历全图，需要加入中间结点T或J
   得到两个候选键ST和SJ
3. 主属性：ST、SJ
   非主属性：没有非主属性
4. 没有非主属性，因此符合1NF、2NF、3NF
5. BC范式判定依据：定义
   每一个函数依赖，左侧决定因素必须包含候选码
   两个函数依赖：T-> J，SJ-> T
   决定因素：T、SJ
   是否包含候选码：SJ包含候选码SJ，T则不包含候选码，因此不符合BC范式

例题
给定关系模式R (U，F),其中:属性集U={A1，A2，A3，A4，A5，A6}，函数依赖集F={A1→A2，A1→A3，A3→A4，A1A5→A6}。关系模式R的候选码为(），由于R存在非主属性对码的部分函数依赖，所以R属于( ) 。
A A1A3
B A1A4
C A1A5
D A1A6

A 1NF
B 2NF
C 3NF
D BCNF

分析：

1. 候选键：
   入度为0的属性集合：A1A5
2. 非主属性A2依赖与主属性A1，因此不满足2NF
3. 答案：R候选码为A1A5；R属于1NF。

4.2.5 范式判断思路

1. 所有属性不可再分——>满足第一范式；
2. 找候选键
3. 找主属性和非主属性
4. 非主属性对候选键是否存在传递函数依赖、部分函数依赖
5. BC范式通过定义进行判断

4.3 模式分解

4.3.1 保持函数依赖分解

设数据库模式p={R1，R2，…，Rk}是关系模式R的一个分解，F是R上的函数依赖集，p中每个模式Ri上的FD集是Fi。如果{F1，F2，…，Fk}与F是等价的(即相互逻辑蕴涵),那么称分解p保持FD。
例1:
有关系模式R(A，B，C) ,F= {A→B，B→C}，将其拆分为:R1 (A，B) ,R2 (B，C)，是否保持函数依赖。

分析:

1. A -> B的函数依赖在R1(A，B)中保留，B->C的函数依赖在R2(B，C)中保留；
2. 集合F中所有函数依赖都保留了，因此就说保持函数依赖；
3. 答案：保持了函数依赖。

例2:
有关系模式R (A，B，C) ,F= {A→B，B→C,A→C}，将其拆分为︰R1 (A，B) ，R2 (B，C)，是否保持函数依赖。

分析：

1. R1(A,B)的函数依赖集合：F1={A->B}，R2(B,C)的函数依赖集合：F2={B->C}，则F1∪F2={A->B,B->C},根据传递律可以得到函数依赖A->C，此时称这种可推导出的，是冗余的函数依赖；
2. 在分析是否保持函数依赖时，不考虑冗余函数依赖，因此集合F中的所有函数依赖都保留了；
3. 答案：保持了函数依赖。

例3:
有关系模式R (A，B，C) ，F= {A→B，B→C，A→C}，将其拆分为:R1 (A，B) , R2 (A，C)，是否保持函数依赖。

分析：

1. R1(A,B)的函数依赖集合：F1={A->B}，R2(B,C)的函数依赖集合：F2={A->C}，F1∪F2={A->B,A->C}，无法得到B->C的函数依赖，因此没有保持函数依赖
2. 答案：没有保持函数依赖。

例4∶
有关系模式R(A，B，C，D，E) ,F={A→B，D→E}，将其拆分为:R1(A，B，C) ,R2 (D，E)，是否保持函数依赖。

分析：

1. R1(A,B,C)的函数依赖集合中包含A->B，R2(D,E)的函数依赖集合中包含D->E，因此保持了函数依赖；
2. 但在拆分成R1、R2后，无法再合成R，除了保持函数依赖以外，还要判断是否无损，本题关系模式拆分是有损的关系模式拆分；
3. 答案：保持了函数依赖。

4.3.2 无损分解

什么是有损，什么又是无损?
有损:不能还原。无损:可以还原。

无损联接分解：指将一个关系模式分解成若干个关系模式后，通过自然联接和投影等运算仍能还原到原来的关系模式

定理：如果R的分解为p={R1，R2}，F为R所满足的函数依赖集合，分解p具有无损联接性的充分必要条件是:
R1∩R2→(R1-R2)或R1∩R2→( R2-R1)

其中，R∩R,表示模式的交，为R1与R2中公共属性组成，R1-R2或R2-R1表示模式的差集，R1-R2表示R1中去除R1和R2的公共属性所组成。当模式R分解成两个关系模式R1和R2时，如果R1与R2的公共属性能函数决定R1中或R2中的其它属性，这样的分解就具有无损联接性。

1. 公式法：适用于分解后有2个关系模式的情况；
2. 交集-> 差集。

例1:
设R=ABC，F={A→B}，则分解p1={R1(AB)，R2(AC)}与分解p2={R1(AB) ，R2(BC)}是否都为无损分解?

分析：

1. R1∩R2=A，R1-R2=B，R2-R1=C；
2. 看看函数依赖集合F中有没有A→B或A→C，可以看到存在A->B，因此为无损分解；
   3.R1∩R2=B，R1-R2=A，R2-R1=C；
3. 看看函数依赖集合F中有没有B→A或B→C，并没有看到，因此为有损分解。

例2：
给出关系R (U，F) ,U={A，B，C，D，E}，F={A→BC，B→D，D→E}。以下关于F说法正确的是（）。若将关系R分解为p= {R1 (U1，F1), R2 (U2，F2) }，其中:U1={A，B，C}、U2={B，D，E}，则分解p ( ) 。

A F蕴涵A→B、A→C，但F不存在传递依赖
B F蕴涵E→A、A→C，故F存在传递依赖
C F蕴涵A→D、E→A、A→C，但F不存在传递依赖
D F蕴涵A→D、A→E、B→E，故F存在传递依赖

A无损连接并保持函数依赖
B无损连接但不保持函数依赖
C有损连接并保持函数依赖
D有损连接但不保持函数依赖

分析：

1. A->BC根据分解律可推导出：A->B，A->C；又B->D，根据传递律可推导出：A->D ;又D->E，根据传递律可推导出：A->E、B->E；
2. 故第一空正确答案为选项D；
3. U1的函数依赖集合F1={A->BC}，U2的函数依赖集合F2={B->D，D->E}，F1∪F2={A→BC，B→D，D→E}，故保持了函数依赖；
4. U1∩U2=B，U1-U2=AC，U2-U1=DE，所以B->DE，根据分解律B->D，B->E，因此是无损分解
5. 故第二空正确答案为A。
6. 答案：D、A。

4.3.3 考点总结

1. 冗余函数依赖
2. 给定分解后的关系模式
   判断是否保持函数依赖
   是否无损-公式法

5 数据控制

数据控制功能包括:
①安全性(security)
②完整性(integrality)
③并发控制(concurrency control)
④故障恢复(recovery from failure)

5.1 数据安全控制

安全性(security)是指保护数据库受恶意访问，即防止不合法的使用所造成的数据泄漏、更改或破坏。这样，用户只能按规定对数据进行处理，例如，划分了不同的权限，有的用户只能有读数据的权限，有的用户有修改数据的权限，用户只能在规定的权限范围内操纵数据库。

1. 存取控制对用户进行授权时，遵循最小授权原则；
2. 常见的视图只读不可改；
3. 触发器：监听变化，随之执行某些过程；
4. 存储过程：自定义函数。

例题1：
若某企业信息系统的应用人员分为三类:录入、处理和查询，那么用户权限管理的方案适合采用（ )。
A 针对所有人员建立用户名并授权
B 建立用户角色并授权
C 建立每类人员的视图并授权给每个人
D 对关系进行分解，每类人员对应一组关系

分析：分组授权，选B

例题2：
将Teachers表的查询权限授予用户U1和U2，并允许该用户将此权限授予其他用户。实现此功能的SQL语句如下( ) 。
A GRANT SELECT ON TABLE Teachers TO U1,U2 WITH PUBLIC;
B GRANT SELECT TO TABLE Teachers ON U1,U2 WITH PUBLIC;
C GRANT SELECT ON TABLE Teachers TO U1,U2 WITH GRANT OPTION;
D GRANT SELECT TO TABLE Teachers ON U1,U2 WITH GRANT OPTION;

分析：
WITH PUBLIC： 可将权限授予所有用户；
WITH GRANT OPTION：允许级联授予；
正确选项C。

例3：
数据库的安全机制中，通过提供（）第三方开发人员调用进行数据更新，从而保证数据库的关系模式不被第三方所获取。
A 索引
B 视图
C 存储过程
D 触发器

分析：
索引：提高查询速度
视图：只读不可写，有安全性，但不能更新，效率没有提升
存储过程：可进行数据更新，可以隐藏表结构，以存储过程名形式进行调用
触发器：可更新，安全性不高，会关联表结构
正确选项C。

5.2 数据完整性控制

完整性（integrality)是指数据库正确性和相容性，是防止合法用户使用数据库时向数据库加入不符合语义的数据。保证数据库中数据是正确的，避免非法的更新。

• 实体完整性约束:规定基本关系的主属性不能取空值。
• 参照完整性约束:关系与关系间的引用，其他关系的主键或空值。
• 用户自定义完整性约束:应用环境决定。
• 触发器

1. 主键唯一且非空；
2. 外键：要么是其它关系的主键，要么为空；
3. 触发器实现复杂的完整性约束。

例：
在数据库系统中，数据的并发控制是指在多用户共享的系统中，协调并发事务的执行，保证数据库的（）不受破坏，避免用户得到不正确的数据。
A 安全性
B 可靠性
C 兼容性
D 完整性

分析：
安全性：防止不合法使用造成数据泄露或数据破坏；
完整性：避免非法更新，保证数据正确；
可靠性：数据出问题后可以很快恢复；
兼容性：软件兼容性、硬件兼容性。
答案：D

5.3 数据并发控制

并发控制〈concurrency control)是指在多用户共享的系统中，许多用户可能同时对同一数据进行操作。DBMS的并发控制子系统负责协调并发事务的执行，保证数据库的完整性不受破坏，避免用户得到不正确的数据。

在数据库系统中，一般将事务的执行状态分为五种。

1. 活动状态：事务在执行时的状态叫活动状态
2. 部分提交状态∶事务中最后一条语句被执行后的状态叫部分提交状态
3. 失败状态：事务不能正常执行的状态叫失败状态
4. 提交状态：事务在部分提交后，将往硬盘上写入数据，当最后一条信息写入后的状态叫提交状态，进入提交状态的事务就成功完成了
5. 中止状态：事务回滚并且数据库已经恢复到事务开始执行前的状态叫中止状态

例题
在数据库系统中，一般将事务的执行状态分为五种。若“事务的最后一条语句自动执行后”,事务处于（）状态。
A 活动
B 部分提交
C 提交
D 失败

分析：
活动状态：事务在执行时的状态叫活动状态；
部分提交状态∶事务中最后一条语句被执行后的状态
提交状态：COMMIT
失败状态：事务不能正常执行的状态叫失败状态
答案：B

5.3.1 事务四大特性

原子性(Atomicity是指事务包含的所有操作要么全部成功，要么全部失败回滚。这些操作是一个整体，不能部分地完成
一致性(Consistency)是指事务必须使数据库从一个一致性状态变换到另一个一致性状态，也就是说一个事务执行之前和执行之后都必须处于一致性状态
隔离性(lsolation)是指一个事务的执行不能被其他事务干扰，即一个事务内部的操作及使用的数据对并发的其他事务是隔离的
持久性(Durability，永久性)是指一个事务一旦被提交了，那么对数据库中的数据的改变就是永久性的，无论发生何种故障，都不应对其有任何影响

5.3.2 并发产生的问题

• 丢失更新
  
• 不可重复读
  
• 读脏数据
  

解决方案：封锁协议
例题
若事务T1对数据D1已加排它锁，事务T2对数据D2已加共享锁，那么（）。

A事务T1对数据D2加共享锁成功，加排它锁失败;事务T2对数据D1加共享锁成功、加排它锁失败
B事务T1对数据D2加排它锁和共享锁都失败;事务T2对数据D1加共享锁成功、加排它锁失败
C事务T1对数据D2加共享锁失败，加排它锁成功;事务T2对数据D1加共享锁成功、加排它锁失败
D事务T1对数据D2加共享锁成功，加排它锁失败;事务T2对数据D1加共享锁和排它锁都失败

分析：

1. 针对读锁(共享锁)：读读共享，读写排斥；
   针对写锁(排它锁)：写写排斥，读写排斥。
2. 事务T1对D1已加排它锁，就不能再加其它锁了，因此事务T2对数据D1加共享锁和排它锁都失败；
   事务T2对数据D2已加共享锁，其它事务还可以对D2加共享锁，但不能对D2加排它锁，因此事务T1对数据D2加共享锁成功，加排它锁失败
3. 答案：D

5.4 故障恢复

故障恢复（recovery from failure)。数据库中的4类故障是事务内部故障、系统故障、介质故障及计算机病毒。故障恢复主要是指恢复数据库本身，即在故障引起数据库当前状态不一致后，将数据库恢复到某个正确状态或一致状态。恢复的原理非常简单，就是要建立冗余(redundancy)数据。

• 冷备份也称为静态备份，是将数据库正常关闭，在停止状态下，将数据库的文件全部备份（复制）下来。

• 热备份也称为动态备份，是利用备份软件，在数据库正常运行的状态下，将数据库中的数据文件备份出来。
  

• 备份策略示例：
  

• 数据需要恢复：先找最近的全备，然后找最近的差备，最后找差备之后的所有增备。

• 日志文件∶事务日志是针对数据库改变所做的记录，它可以记录针对数据库的任何操作，并将记录结果保存在独立的文件中

• 故障分类：
  

• 撤销事务(UNDO)：故障发生时未完成的事务，放入Undo撤销

• 重做事务(REDO)：故障发生前已提交的事务，放入Redo重做

故障恢复机制：

1. 按备份恢复；
2. 反向扫描日志：COMMIT 重做REDO；没有COMMIT，撤销 UNDO。

5.5 分布式事务管理

• 分布式事务的特性
  
• 两阶段提交协议2PC
  
• 两阶段提交协议活动图
  
• 两阶段提交协议对故障的恢复
  
  例题1
  分布式数据库系统中的两阶段提交协议(Two Phase Commit Protocol,2PC协议)包含协调者和参与者，通常有如下操作指令。满足2PC的正常序列是（)
  ①协调者向参与者发prepare消息；②参与者向协调者发回ready消息
  ③参与者向协调者发回abort消息；④协调者向参与者发commit消息
  ⑤协调者向参与者发rollback消息
  A ①②④
  B ①②⑤
  C ②③④
  D ②③⑤

分析：
如果是正常提交序列为：①②④；
如果是异常回滚序列为：①③⑤；
答案：选A

例题2
分布式事务的执行可能会涉及多个站点上的数据操作，在两阶段提交协议中，当事务Ti的所有读写操作执行结束后，事务Ti的发起者协调器Ci向所有参与Ti的执行站点发送< prepare Ti>的消息，当收到所有执行站点返回的< ready Ti>消息后，Ci再向所有执行站点发送< commit Ti>消息。若参与事务Ti执行的某个站点故障恢复后日志中有< ready Ti>记录，而没有< commit Ti>记录，则( ）。
A 事务Ti已完成提交，该站点无需做任何操作
B 事务Ti已完成提交，该站点应做REDO操作
C 事务Ti未完成提交，该站点应做UNDO操作
D 应向协调器询问以决定Ti的最终结果

分析：
没有< commit Ti>记录说明事务没有提交，在事务没有提交的情况下，还要再询问协调者到底做不做，因此应向协调器询问以决定Ti的最终结果
正确选项：D。

6 思维导图