数据库系统原理复习.doc

数据库系统原理复习一、题型1、简答题： 5*5=25分 基本概念2、证明题： 5+10+15=30分 关系理论3、关系运算： 5*3=15分 代数运算、元组演算、域演算、查询优化4、数据库设计：10*1=10分5、程序设计题：10*2=20分 触发器、存储过程二、必须掌握的概念1.简述数据独立性以及数据库系统如何保证数据独立性。（1）数据的独立性包括逻辑独立性和物理独立性。逻辑独立性是指当数据库的全局逻辑结构发生变化时不影响其应用程序的执行。物理独立性是指当数据库中数据的存储结构和位置发生了变化时不影响其应用程序的执行。（2）外模式与模式之间的对应关系保证数据的逻辑独立性，表现在： 在模式中增加新的记录类型，但不破坏原记录类型之间的关系 在原记录类型之间增加新的联系 模式与内模式之间的对应关系，若存贮结构定义有变化，其映象也相应变化，但必须保证模式不变，该映象保证数据物理独立性，表现在： 改变存贮设备或引进新的存贮设备。 改变数据的存贮位置。 改变存贮记录的体积。 改变数据存贮组织方式（如增加索引等） 逻辑独立性比物理独立性更难以实现，表现在： 在模式中删去某应用程序所需的记录类型。 在模式中删去某应用程序所需的某个数据项。 改变模式中记录类型之间的联系，引起应用程序对应的外模式的变化。2. 从数据库的三级模式结构简述数据库系统如何保证数据的独立性。 外模式与模式之间的对应关系保证数据的逻辑独立性，表现在： 在模式中增加新的记录类型，但不破坏原记录类型之间的关系 在原记录类型之间增加新的联系 模式与内模式之间的对应关系，若存贮结构定义有变化，其映象也相应变化，但必须保证模式不变，该映象保证数据物理独立性，表现在： 改变存贮设备或引进新的存贮设备。 改变数据的存贮位置。 改变存贮记录的体积。 改变数据存贮组织方式（如增加索引等） 逻辑独立性比物理独立性更难以实现，表现在： 在模式中删去某应用程序所需的记录类型。 在模式中删去某应用程序所需的某个数据项。 改变模式中记录类型之间的联系，引起应用程序对应的外模式的变化。3. 简述数据模型的组成要素。 (1)数据结构 数据结构描述数据库的组成对象以及对象之间的联系。 (2)数据操作 指对数据库中各种对象允许执行的操作，包括操作及有关的操作规则。 (3)数据的完整性约束条件 是一组完整性规则，对给定的数据模型中的数据及联系所制定的制约和依存规则，包括：实体完整性、参照完整性、规则、用户自定义完整性。4. 简述ER图转换为关系模型的转换规则。（1） 一个实体型转换为一个关系模式。实体的属性就是关系的属性。实体的码就是关系的码。（2） 一个m:n联系转换为一个关系模式。（3） 一个1:n联系可以转换为一个独立的关系模式，也可以与n端对应的关系模式合并。（4） 一个1:1联系可以转换为一个独立的关系模式，也可以与任意一端对应的关系模式合并。（5） 三个或三个以上实体间的一个多元联系转换为一个关系模式。（6） 同一实体集的实体间的联系，即自联系，也可按上述1:1、1:n和m:n三种情况分别处理。（7） 具有相同码的关系模式可合并。5. 简述数据库实现安全性控制有哪些技术。（1） 用户标识与鉴别 ：用户标识、口令（2） 存取控制：定义用户权限，并将用户权限登记到数据字典中；合法权限检查（3） 自主存取控制(DAC)方法（4） 强制存取控制(MAC)方法（5） 视图机制（6） 审计（7） 数据加密6. 简述数据库实现完整性控制有哪些技术。（1） 静态列级约束：对一个列的取值域的说明。（2） 静态元组约束（3） 静态关系约束（4） 动态列级约束：修改列定义或列值时应满足的约束条件（5） 动态元组约束（6） 动态关系约束7. RDBMS在实现参照完整性时需要考虑哪些方面？（1） 外码能否接收空值问题（2） 在被参照关系中删除元组的问题（3） 在参照关系中插入元组时的问题（4） 修改关系中主码的问题8. 简述一个设计不好的数据库模式会带来哪些问题。 以图书借阅表：borrow（书卡号、姓名、系别、书号、借书日期、address）为例 1、数据冗余：某读者借多本书，其姓名、系名重复存放多条。 2、更新异常：某读者转系，则所有该读者借书记录必须全部修改，增加更新代价，且易造成一部分数据修改，另一部分数据未加修改，造成数据存储不一致性。 3、插入异常：若某人没有借书，则不能办理借书卡手续，因为书号不允许为空。 4、删除异常：若某系无人借书，则删除该系所有借书信息，因此也将有关的描述删除掉。9. 简述基于启发式规则的存取路径选择优化方法。（P273)包括选择操作和连接操作各自的启发式方法。 10.简述基于事务故障的恢复技术。 （1）反向扫描日志文件，查找该事务的更新操作。 （2）对该事务的更新操作执行逆操作。即将日志记录中“更新前的值”写入数据库。这样，如果记录中是插入操作，则相当于做删除操作（因此时“更新前的值”为空）；若记录中是删除操作，则做插入操作；若是修改操作，则相当于用修改前的值代替修改后的值。 （3）继续反向扫描日志文件，查找该事务的其它更新操作并做同样处理。 （4）如此处理下去，直至读到此事务的开始标记，事务故障恢复就完成了。11. 简述基于系统故障的恢复技术。（1） 正向扫描日志文件，找出在故障发生前已经提交的事务，将其事务标识记入重做（REDO）队列。同时找出故障发生时尚未完成的事务，将其事务标识记入撤销（UNDO）队列。（2）对撤销队列中的各个事务进行撤销（UNDO）处理。进行UNDO处理的方法是，反向扫描日志文件，对每个UNDO事务的更新操作执行逆操作，即将日志记录中“更新前的值”写入数据库。（3）对重做队列中的各个事务进行重做（REDO）处理。 进行REDO处理的方法是：正向扫描日志文件，对每个REDO事务重新执行日志文件登记的操作。即将日志记录中“更新后的值”写入数据库。12. 简述事务的四个特性。（1）原子性事务是数据库的逻辑工作单位，事务中包含的各操作要么都做，要么都不做。（2）一致性 事务执行的结果必须是使数据库从一个一致性状态变到另一个一致性状态。（3）隔离性一个事务的执行不能其它事务干扰。（4）持续性 也称永久性，指一个事务一旦提交，它对数据库中的数据的改变就应该是永久性的。13. 登记日志文件时为什么必须先写日志文件，后写数据库？ 如果先写数据库修改，而在运行记录中没有登记这个修改，则以后就无法恢复这个修改。如果先写日志，但没有修改数据库，按日志文件恢复时只不过是多执行一次不必要的UNDO操作，并不会影响数据库的正确性。所以为了安全，登记日志文件时必须先写日志文件，后写数据库。14. 简述并发控制中的时间戳技术。 每个事务在开始时系统赋予唯一的时标，记为ts(T)，在同一个数据库中，同一时刻只允许启动一个事务（包括事务的登录、资源分配、时间标记指定等），并对每个操作对象给出二个时标： 1、读时标tr：在读过该数据的所有事务的时间标记中，取最大的作为tr，即最近一次执行读操作的事务时标。 2、写时标tw：在写过该数据的所有事务的时标中，取最大的为tw，即最近一次执行更新操作的事务时标。 如果一个事务试图查看已被较年轻的事务更新了的数据值，则系统回退事务T，然后重新启动它，并赋予该事务新的时标。 如果一个事务要求更新一个被较年轻事务查看或更新过的数据值时，则系统回退事务T，然后重新启动它，并赋予该事务新的时标。 15. 简述并发操作带来的不一致问题。（1）丢失修改两个事务T1和T2读入同一数据并修改，T2提交的结果破坏了T1的结果，导致T1的修改被丢失（2）不可重复读不可重复读是指事务T1读取数据后，事务T2执行更新操作，使T1无法再现前一次读取结果。（3）读“脏”数据 读“脏”数据是指事务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T1已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一致。16.简述基于检查点技术的恢复技术。 检查点记录的内容包括： 1、建立检查点时刻所有正在执行的事务清单。 2、这些事务最近一个日志记录的地址。 重新开始文件用来记录各个检查点记录在日志文件中的地址。 （1）从重新开始文件中找到最后一个检查点记录在日志文件中的地址，由该地址在日志文件中找到最后一个检查点记录。 （2）由该检查点记录得到检查点建立时刻所有正在执行的事务清单ACTIVE-LIST。 这里建立两个事务队列： UNDO-LIST：需要执行UNDO操作的事务集合； REDO-LIST：需要执行REDO操作的事务集合； 把ACTIVE-LIST暂时放入UNDO-LIST队列，REDO队列暂时为空。 （3）从检查点开始正向扫描日志文件 如有新开始的事务T，把T暂时放入UNDO-LIST队列； 如有提交的事务T，把T从UNDO-LIST队列移到REDO-LIST队列； 直到日志文件结束。 （4）对UNDO-LIST中的每个事务执行UNDO操作，对REDO-LIST中的每个事务执行REDO操作。17. 什么是封锁协议？不同级别的封锁协议的主要区别是什么？在运用X锁和S锁对数据对象加锁时，还需要约定一些规则 ，例如何时申请X锁或S锁、持锁时间、何时释放等。称这些规则为封锁协议。在一级封锁协议中，如果仅仅是读数据不对其进行修改，是不需要加锁的，它不能保证可重复读和不读“脏”数据。 二级封锁协议除防止了丢失修