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7.1 关系数据库概述
7.2 关系代数
7.3 元组演算与域演算
7.4 查询优化
7.5 关系数据库设计
7.6 模式分解 前言#xff1a; 笔记来自《文老师软考数据库》教材精讲#xff0c;精讲视频在b站#xff0c;某宝都可以找到#xff0c;个人感觉通俗易懂。 7.1 关系数据…目录
7.1 关系数据库概述
7.2 关系代数
7.3 元组演算与域演算
7.4 查询优化
7.5 关系数据库设计
7.6 模式分解 前言 笔记来自《文老师软考数据库》教材精讲精讲视频在b站某宝都可以找到个人感觉通俗易懂。 7.1 关系数据库概述
关系模型采用单一的数据结构一关系来表示现实世界的实体以及实体间的联系对应的逻辑结构为二维表。候选码(Candidate Key)若关系中的某一属性或属性组的值能唯一标识一个元组则称该属性或属性组为候选码。主码(Primary Key)或称主键若一个关系有多个候选码则选定其中一个为主码。主属性(Primeattribute)包含在任何候选码中的属性称为主属性。不包含在任何候选码中的属性称为非主属性(NonPrime attribute)外码(Foreignkey)如果关系模式R中的属性或属性组非该关系的码但它是其他关系的码那么该属性集对关系模式R而言是外码。全码(AIl-key)关系模型的所有属性组是这个关系模式的候选码称为全码。
7.2 关系代数 并结果是两张表中所有记录数合并相同记录只显示一次交结果是对长表中相同的过录差S1- S2 结果是S1表中有而S2表中没有的那些记录。 笛卡尔积S1*S2产生的结果包括S1和S2的所有属性列并且S1中每条记录依次和S2中所有记录组合成一条记录最终属性列为S1S2属性列记录数为S1*S2记录数投影实际是按条件选择某关系模式中的某列列也可以用数字表示选择实际是按条件选择某关系模式中的某条记录。 自然连接的结果显示全部的属性列但是相同属性列只显示一次显示两个关系模式中属性相同且值相同的记录设有关系R、S如下左图所示自然连接结果如下右图所示 一般连接(连接)和等值连接:先做笛卡尔积在其基础上满足连接条件如下图分别是选取RS笛卡尔积后条件第C行小于第E的数据R的第B行等于S的第B行数据 全外连接(FULLOUTERJOIN)关系RS进行自然连接时把舍弃的元组也保存在结果关系中在其他表的属性上填NULL。左外连接(LEFTOUTERJOIN)关系RS进行自然连接时只把左边关系R中要舍弃的元组保留。右外连接关系RS进行自然连接时只把右边关系S中要舍弃的元组保留 7.3 元组演算与域演算
把数理逻辑的谓词演算引入到关系运算中就可得到以关系演算为基础的运算关系演算又可分为● 元组关系演算(元组演算)以元组为变量● 域关系演算(域演算)以属性(域)为变量
7.4 查询优化
【选择操作的实现】
查询方法 简单的全表扫描方法:对查询的基本表顺序扫描逐一检查每个元组是否满足选择条件把满足条件的元组作为结果输出。 对于小表这种方法简单有效对于大表顺序扫描十分费时效率低。优化方法索引(或散列)扫描方法:如果选择条件中的属性上有索引(如hash索引)用索引扫描法通过索引先找到满足条件的元组主键或元组指针再通过元组指针直接在查询的基本表中找到元组。
【连接操作的实现】 连接操作是查询处理中最耗时的操作之一。
查询方法 嵌套循环方法对外层循环R的每一个元组检索内层循环S中的每一个元组并检查这两个元组在连接属性sno上是否相等如果满足连接条件则串接后作为结果输出直到双重循环结束。优化方法 排序-合并方法适合连接的各表已经有序的情况步骤为 1先给各表排序 2取R表中第一个sno依次扫描S表中具有相同sno的元组把它们连接起来 3当扫描到sno不相同的第一个元组时返回到R表扫描其下一个元组再用其下一个元组去S表中查找相同sno的元组重复这个过程。查询优化的目标:选择有效策略求得给定关系表达式的值使得查询代价最小。优化准则 1提早执行选择运算目的是减少中间结果 2合并乘积与选择运算为连接运算目的是避免扫描大的关系 3将投影运算与其他运算同时进行目的是避免重复扫描关系 4将投影运算与二目运算结合起来目的是减少扫描关系的次数 5在执行连接前对关系适当的预处理如索引连接法、排序合并法存储公共子表达式目的是只需检索中间结果不需重复计算。效率问题 关系代数运算的效率归根结底是看参与运算的两张表格的属性列数和记录数属性列和记录数越少参与运算的次数自然越少效率就越高。
7.5 关系数据库设计
给定一个X能唯一确定一个Y就称X确定Y或者说Y依赖于x例如YX*X函数。函数依赖又可扩展以下两种规则1部分函数依赖A可确定C(A,B)也可确定C(A,B)中的一部分 (即A) 可以确定C称为部分函数依赖。2传递函数依赖当A和B不等价时A可确定BB可确定C则A可确定C是传递函数依赖;若A和B等价则不存在传递直接就可确定C。 函数依赖的公理系统(Armstrong)设关系模式RUFU是关系模式R的属性全集F是关系模式R的一个函数依赖集。对于RUF来说有以下的 【几个比较重要的概念】
超键能唯一标识此表的属性的组合侯选键超键中去掉冗余的属性剩余的属性就是候选键主键任选一个候选键即可作为主键外键其他表中的主键主属性候选键内的属性为主属性其他属性为非主属性实体完整性约束即主键约束主键值不能为空也不能重复参照完整性约束即外键约束外键必须是其他表中已经存在的主键的值或者为空用户自定义完整性约束自定义表达式约束如设定年龄属性的值必须在0到150之间。
【第一范式1NF】● 关系中的每一个分量必须是一个不可分的数据项。通俗地说第一范式就是表中不允许有小表的存在。比如对于如下的员工表就不属于第一范式 实例用一个单一的关系模式学生来描述学校的教务系统学生(学号,学生姓名,系号,系主任姓名课程号,成绩)依赖关系(学号-学生姓名学号-系号系号-系主任姓名学号-课程号(学号课程号) -成绩) 【第二范式】● 如果关系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。通俗地说2NF就是在1NF的基础上表中的每一个非主属性不会依赖复合主键中的某一个列。按照定义上面的学生表就不满足2NF因为学号不能完全确定课程号和成绩(每个学生可以选多门课)。
将学生表分解为● 学生学号学生姓名系编号系名系主任)● 选课(学号课程号成绩)● 每张表均属于2NF。
第二范式消除了非主属性对主属性的部分函数依赖
【第三范式】
● 在满足1NF的基础上表中不存在非主属性对码的传递依赖 继续上面的实例学生关系模式就不属于3NF因为学生无法直接决定系主任和系名是由学号-系编号再由系编号-系主任系编号-系名因此存在非主属性对主属性的传递依赖
将学生表进一步分解为 学生(学号学生姓名系编号) 系(系编号系名系主任) 选课(学号课程号成绩) 每张表都属于3NF。
【BC范式BCNF】 是指在第三范式的基础上进一步消除主属性对于码的部分函数依赖和传递依赖。通俗的来说就是在每一种情况下每一个依赖的左边决定因素都必然包含候选律如下 上图中候选键有两种情况组合键(S,T)或者(S,J)依赖集为(SJ-TT一可知STJ三个属性都是主属性因此其达到了3NF(无非主属性)然而第二种情况即(SJ)为候选键的时候对于依赖T-JT在这种情况不是候选键即T-J的决定因素不包含任意候选码因此上图不是BCNF。要使上图关系模式转换为BCNF也很简单只需要将依赖T-J变为TS-J即可这样其左边决定因素就包含了候选键之一S
7.6 模式分解 范式之间的转换一般都是通过拆分属性即模式分解将具有部分函数依赖和传递依赖的属性分离出来来达到一步步优化一般分为以下两种 1保持函数依赖分解对于关系模式R有依赖集F若对R进行分解分解出来的多个关系模式保持原来的依赖集不变则为保持函数依赖的分解。另外注意要消除掉冗余依赖(如传递依赖)● 实例设原关系模式R(A,B,C)依赖集F(A-BB-CA-C)将其分解为两个关系模式R1(A,B)和R2(B,C)此时R1中保持依赖A-BR2保持依赖B-C说明分解后的R1和R2是保持函数依赖的分解因为A-C这个函数依赖实际是一个几余依赖可以由前两个依赖传递得到因此不需要管。 无损分解分解后的关系模式能够还原出原关系模式就是无损分解不能还原就是有损。 当分解为两个关系模式可以通过以下定理判断是否无损分解定理:如果R的分解为pR1R2)F为R所满足的函数依赖集合分解p具有无损连接性的充分必要条件是R1nR2-(R1-R2)或者R1nR2-(R2-R1)。 当分解为三个及以上关系模式时可以通过表格法求解如下 【软考数据库】第一章 计算机系统基础知识 【软考数据库】第二章 程序语言基础知识【软考数据库】第三章 数据结构与算法【软考数据库】第四章 操作系统知识【软考数据库】第五章 计算机网络【软考数据库】第六章 数据库技术基础
