关系数据库SQL(3).ppt

1、1,数据库系统概论,（第4版） 萨师煊 王珊主编,2,第三章 关系数据库标准语言SQL,3.1 SQL概述 3.2 数据定义 3.3 查询 3.4 数据更新 3.5 视图 3.6 数据控制(4.2-4.3) 3.7 嵌入式SQL(8.1) 3.8 小结,3,3.4 数 据 更 新,3.4.1 插入数据 3.4.2 修改数据 3.4.3 删除数据,4,3.4.1 插入数据,两种插入数据方式 插入单个元组 插入子查询结果,5,插入单个元组,语句格式 INSERT INTO (，) VALUES ( ， ) 功能 将新元组插入指定表中。,6,插入单个元组,例1 将一个新学生记录 （学号：95020；

2、姓名：陈冬；性别：男；所在系：IS；年龄：18岁）插入到Student表中。 INSERT INTO Student VALUES (95020，陈冬，男，IS，18)；,7,插入单个元组,例2 插入一条选课记录( 95020，1 )。 INSERT INTO SC (Sno，Cno) VALUES ( 95020 ， 1 )； 新插入的记录在Grade列上取空值,8,插入单个元组,INTO子句 指定要插入数据的表名及属性列 属性列的顺序可与表定义中的顺序不一致 没有指定属性列：表示要插入的是一条完整的元组，且属性列属性与表定义中的顺序一致 指定部分属性列：插入的元组在其余属性列上取空值 VA

3、LUES子句 提供的值必须与INTO子句匹配 值的个数 值的类型,9,2. 插入子查询结果,语句格式 INSERT INTO ( ， ) 子查询； 功能 将子查询结果插入指定表中,10,2. 插入子查询结果,例3 对每一个系，求学生的平均年龄，并把结果存入数据库。 第一步：建表 CREATE TABLE Deptage (Sdept VarChar(20) , /* 系名*/ Avgage SmallInt )； /*学生平均年龄*/,11,2. 插入子查询结果,第二步：插入数据 INSERT INTO Deptage(Sdept，Avgage) SELECT Sdept，AVG(Sage)

4、FROM Student GROUP BY Sdept；,12,2. 插入子查询结果,在SQL Server中，若想把从表table1中查询的结果放入table2，可不必专门建立表table2，只需用下面语句，就会自动建立table2，并把从table1中查询的结果放入table2：,Select column1,column2, Into table2 From table1 Where,13,2. 插入子查询结果,select Sno, Cno into sc1 from sc Where Cno=1,14,2. 插入子查询结果,select * into sc2 from sc Wher

5、e sno=05001,15,2. 插入子查询结果,DBMS在执行插入语句时会检查所插元组是否破坏表上已定义的完整性规则 实体完整性 参照完整性 用户定义的完整性 对于有NOT NULL约束的属性列是否提供了非空值 对于有UNIQUE约束的属性列是否提供了非重复值 对于有值域约束的属性列所提供的属性值是否在值域范围内,16,思考：在SQL Server中如何复制一个表（包括其中的数据）？,Select * Into NewTable From OldTable,17,3.4 数 据 更 新,3.4.1 插入数据 3.4.2 修改数据 3.4.3 删除数据,18,3.4.2 修改数据,语句格式

6、UPDATE SET =，= WHERE ； 功能 修改指定表中满足WHERE子句条件的元组,19,修改数据（续）,三种修改方式 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,20,1. 修改某一个元组的值,例4 将学生95001的年龄改为22岁。,UPDATE Student SET Sage=22 WHERE Sno= 95001 ；,21,2. 修改多个元组的值,例5 将所有学生的年龄增加1岁。,UPDATE Student SET Sage= Sage+1；,22,2. 修改多个元组的值,例6 将信息系所有学生的年龄增加1岁。,UPDATE Student SET Sage

7、= Sage+1 WHERE Sdept= IS ；,23,3. 带子查询的修改语句,例7 将计算机科学系全体学生的成绩置零。,UPDATE SC SET Grade=0 WHERE Sno IN ( Select Sno From Student Where Sdept=CS ),24,DBMS在执行修改语句时会检查修改操作是否破坏表上已定义的完整性规则,25,3.4 数 据 更 新,3.4.1 插入数据 3.4.2 修改数据 3.4.3 删除数据,26,3.4.3 删除数据,DELETE FROM WHERE ； 功能 删除指定表中满足WHERE子句条件的元组 WHERE子句 指定要删除的

8、元组 缺省表示要修改表中的所有元组,27,3.4.3 删除数据,三种删除方式 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,28,1. 删除某一个元组的值,例8 删除学号为05019的学生记录。,DELETE FROM Student WHERE Sno=05019；,29,2. 删除多个元组的值,例9 删除2号课程的所有选课记录。,DELETE FROM SC； WHERE Cno=2；,30,2. 删除多个元组的值,例10 删除所有的学生选课记录,DELETE FROM SC；,31,2. 删除多个元组的值,例11 删除计算机科学系所有学生的选课记录。,DELETE -这样写好

9、理解 FROM SC WHERE Sno In ( Select Sno From Student Where Sdepr=CS ),32,数据更新操作：,DBMS在执行插入语句时会检查所插元组 是否破坏表上已定义的完整性规则 参照完整性 不允许删除 级联删除,33,数据更新操作,DBMS在执行插入、删除、更新语句时必 须保证数据库一致性 必须有事务的概念和原子性 完整性检查和保证,34,第三章 关系数据库标准语言SQL,3.1 SQL概述 3.2 数据定义 3.3 查询 3.4 数据更新 3.5 视图 3.6 数据控制 3.7 嵌入式SQL 3.8 小结,35,3.5 视 图,视图的特点 虚

10、表，是从一个或几个基本表（或视图）导出的表 只存放视图的定义，不会出现数据冗余 基表中的数据发生变化，从视图中查询出的数据也随之改变,36,3.5 视 图,基于视图的操作 查询 删除 受限更新 定义基于该视图的新视图,37,3.5 视 图,3.5.1 定义视图 3.5.2 查询视图 3.5.3 更新视图 3.5.4 视图的作用,38,1. 建立视图,语句格式 CREATE VIEW ( ，) AS WITH CHECK OPTION；,39,行列子集视图,例1 建立信息系学生的视图（包括学号、姓名）。,CREATE VIEW IS_Student AS SELECT Sno，Sname FRO

11、M Student WHERE Sdept= IS；,从单个基本表导出 只是去掉了基本表的某些行和某些列 保留了码,40,注意：,DBMS执行CREATE VIEW语句时只是把 视图的定义存入数据字典，并不执行其中 的SELECT语句。 在对视图查询时，按视图的定义从基本表 中将数据查出。,41,WITH CHECK OPTION的视图,例2 建立信息系学生的视图，并要求透过该视图进行的更新操作只涉及信息系学生。,CREATE VIEW IS_Student AS SELECT Sno，Sname，Sage FROM Student WHERE Sdept= IS WITH CHECK OPT

12、ION；,42,2. 删除视图,DROP VIEW ； 该语句从数据字典中删除指定的视图定义 由该视图导出的其他视图定义仍在数据字典中，但已不能使用，必须显式删除 删除基表时，由该基表导出的所有视图定义都必须显式删除,43,删除视图(续）,例9 删除视图IS_S1 DROP VIEW IS_S1；,44,3.5 视 图,3.5.1 定义视图 3.5.2 查询视图 3.5.3 更新视图 3.5.4 视图的作用,45,3.5.2 查询视图,从用户角度：查询视图与查询基本表相同 DBMS实现视图查询的方法： 实体化视图（View Materialization） 有效性检查：检查所查询的视图是否存在

13、 执行视图定义，将视图临时实体化，生成临时表 查询视图转换为查询临时表 查询完毕删除被实体化的视图(临时表),46,3.5.2 查询视图,视图消解法（View Resolution） 进行有效性检查，检查查询的表、视图等是否存在。如果存在，则从数据字典中取出视图的定义 把视图定义中的子查询与用户的查询结合起来，转换成等价的对基本表的查询 执行修正后的查询,47,3.5视图,3.5.1 定义视图 3.5.2 查询视图 3.5.3 更新视图 3.5.4 视图的作用,48,3.5.3 更新视图,UPDATE IS_Student SET Sname= 刘辰 WHERE Sno= 95002； 转换后

14、的语句： UPDATE Student SET Sname= 刘辰 WHERE Sno= 95002 AND Sdept= IS；,49,更新视图的限制,一些视图是不可更新的，因为对这些视图的更新不能唯一地有意义地转换成对相应基本表的更新(对两类方法均如此) 例：视图S_G为不可更新视图。 CREATE VIEW S_G (Sno,Gavg) AS SELECT Sno,AVG(Grade) FROM SC GROUP BY Sno,50,更新视图的限制,对于如下更新语句： UPDATE S_G SET Gavg=90 WHERE Sno= 95001； 无论实体化法还是消解法都无法将其转换成

15、对 基本表SC的更新,51,更新视图的限制,允许对行列子集视图进行更新 对其他类型视图的更新不同系统有不同限制 DB2对视图更新的限制： (1) 若视图是由两个以上基本表导出的，则此视图不允许更新。 (2) 若视图的字段来自字段表达式或常数，则不允许对此视图执行INSERT和UPDATE操作，但允许执行DELETE操作。,52,更新视图的限制,(3) 若视图的字段来自集函数，则此视图不允许更新。 (4) 若视图定义中含有GROUP BY子句，则此视图不允许更新。 (5) 若视图定义中含有DISTINCT短语，则此视图不允许更新。 (6) 若视图定义中有嵌套查询，并且内层查询的FROM子句中涉及

16、的表也是导出该视图的基本表，则此视图不允许更新。 (7) 一个不允许更新的视图上定义的视图也不允许更新,53,3.5 视 图,3.5.1 定义视图 3.5.2 查询视图 3.5.3 更新视图 3.5.4 视图的作用,54,1. 视图能够简化用户的操作,当视图中数据不是直接来自基本表时，定义视图能够简化用户的操作 基于多张表连接形成的视图 基于复杂嵌套查询的视图 含导出属性的视图,55,2. 视图使用户能以多种角度看待同一数据,视图机制能使不同用户以不同方式看待同一数据，适应数据库共享的需要,56,3.视图对重构数据库提供了一定程度的逻辑独立性,例：数据库逻辑结构发生改变 学生关系 Studen

17、t(Sno，Sname，Ssex，Sage，Sdept) “垂直”地分成两个基本表： SX(Sno，Sname，Sage) SY(Sno，Ssex，Sdept),57,3.视图对重构数据库提供了一定程度的逻辑独立性（续）,通过建立一个视图Student： CREATE VIEW Student(Sno，Sname，Ssex，Sage，Sdept) AS SELECT SX.Sno，SX.Sname，SY.Ssex，SX.Sage，SY.Sdept FROM SX，SY WHERE SX.Sno=SY.Sno； 使用户的外模式保持不变，从而对原Student表的查询程序不必修改,58,4. 视图

18、能够对机密数据提供安全保护,对不同用户定义不同视图，使每个用户只能看到他有权看到的数据 （视图完）,59,5.适当地利用视图可以更清晰地表达查询。,60,61,62,63,64,65,66,67,68,69,70,71,72,73,74,75,76,77,78,79,2.2.1 关系-3,假定王伟19岁，李丽18岁 从笛卡尔积中提取出来的子集才有意义：,80,2.2.1 关系, 域（Domain） 2. 笛卡尔积（Cartesian Product） 3. 关系（Relation）,81, 域（Domain）,域是一组具有相同数据类型的值的集合。例: 李丽，王伟，刘华表示姓名的集合 男，女表示

19、性别的集合 整数 实数 介于某个取值范围的整数： 长度指定的字符串集合 介于某个取值范围的日期,82,2. 笛卡尔积,1) 笛卡尔积 给定一组域D1，D2，Dn，这些域中可以有相同的。D1，D2，Dn的笛卡尔积为： D1D2Dn（d1，d2，dn）diDi，i1，2，n 所有域的所有取值的一个组合 不能重复,83,2. 笛卡尔积2,例 给出三个域： D1=SUPERVISOR = 张清玫，刘逸 D2=SPECIALITY=计算机专业，信息专业 D3=POSTGRADUATE=李勇，刘晨，王敏 则D1，D2，D3的笛卡尔积为： D1D2D3 (张清玫，计算机专业，李勇)，(张清玫，计算机专业，刘

20、晨)， (张清玫，计算机专业，王敏)，(张清玫，信息专业，李勇)， (张清玫，信息专业，刘晨)，(张清玫，信息专业，王敏)， (刘逸，计算机专业，李勇)，(刘逸，计算机专业，刘晨)， (刘逸，计算机专业，王敏)，(刘逸，信息专业，李勇)， (刘逸，信息专业，刘晨)，(刘逸，信息专业，王敏) ,84,2. 笛卡尔积3,2) 元组（Tuple） 笛卡尔积D1D2Dn（d1，d2，dn）diDi，i1，2，n 中每一个元素（d1，d2，dn）叫作一个n元组（n-tuple）或简称元组。 3) 分量（Component） 笛卡尔积元素（d1，d2，dn）中的每一个值di叫作一个分量。,85,2. 笛卡

21、尔积4,4) 基数（Cardinal number） 若Di（i1，2，n）为有限集，其基数为 mi（i1，2，n），则D1D2Dn的基数M为： 在上例中，基数：22312，即D1D2D3共有22312个元组,86,2. 笛卡尔积5,5)笛卡尔积的表示方法 笛卡尔积可表示为一个二维表。表中的每行对应一个元组，表中的每列对应一个域。 在上例中，12个元组可列成一张二维表,87,88,3. 关系（Relation）,1) 关系 D1D2Dn的子集叫作在域D1，D2，Dn上的关系，表示为 R（D1，D2，Dn） R：关系名 n：关系的目或度（Degree）,89,3. 关系（Relation）2,注

22、意：关系是笛卡尔积的有限子集。所以关系也是一个二维表。 表的每行对应一个元组，表的每列对应一个域。由于域可以相同，为了加以区分，必须给每列起一个名字，称为“属性”。n目关系必有n个属性。,90,3. 关系（Relation）3,例 在表2.1 的笛卡尔积中取出有实际意义的元组 来构造关系 关系：SAP(SUPERVISOR，SPECIALITY，POSTGRADUATE) 关系名，属性名 假设：导师与专业：1:1，导师与研究生：1:n 于是：SAP关系可以包含三个元组 (张清玫，信息专业，李勇)， (张清玫，信息专业，刘晨)， (刘逸，信息专业，王敏) ,91,3. 关系（Relation）4

23、,2) 关系的表示 关系也是一个二维表，表的每行对应一个元组，表的每列对应一个域。,92,3. 关系（Relation）5,3) 元组 关系中的每个元素是关系中的元组，通常用t表示。 4) 单元关系与二元关系 当n=1时，称该关系为单元关系（Unary relation）。 当n=2时，称该关系为二元关系（Binary relation）。,93,3. 关系（Relation）6,5) 码 候选码（Candidate key） 若关系中的某一属性组的值能唯一地标识一个元组，则称该属性为候选码 在最简单的情况下，候选码只包含一个属性。 在最极端的情况下，关系模式的所有属性组是这个关系模式的候选码

24、，称为全码（All-key),94,3. 关系（Relation）7,主码 若一个关系有多个候选码，则选定其中一个 为主码（Primary key） 主码的诸属性称为主属性（Prime attribute）。 不包含在任何侯选码中的属性称为非码属性 （Non-key attribute）,95,3. 关系（Relation）8,6) 三类关系 基本关系（基本表或基表） 实际存在的表，是实际存储数据的逻辑表示 查询表 查询结果对应的表 视图表 由基本表或其他视图表导出的表，是虚表，不对 应实际存储的数据,96,7) 基本关系的性质, 列是同质的（Homogeneous） 每一列中的分量是同一类型

25、的数据，来自同 一个域 不同的列可出自同一个域 其中的每一列称为一个属性 不同的属性要给予不同的属性名,97,7) 基本关系的性质-2, 列的顺序无所谓 列的次序可以任意交换 遵循这一性质的数据库产品(如ORACLE)， 增加新属性时，永远是插至最后一列 但也有许多关系数据库产品没有遵循这一 性质，例如FoxPro仍然区分了属性顺序,98,7) 基本关系的性质-3, 任意两个元组不能完全相同 由笛卡尔积的性质决定 但许多关系数据库产品没有遵循这一性质。 例如: Oracle，FoxPro等都允许关系表中存在两个完全相同 的元组，除非用户特别定义了相应的约束条件。,99,7) 基本关系的性质-3

26、, 行的顺序无所谓 行的次序可以任意交换 遵循这一性质的数据库产品(如ORACLE)， 插入一个元组时永远插至最后一行 但也有许多关系数据库产品没有遵循这一性 质，例如FoxPro仍然区分了元组的顺序,100,7) 基本关系的性质-4., 分量必须取原子值 每一个分量都必须是不可分的数据项。 这是规范条件中最基本的一条,101,102,2.2.2 关系模式,1什么是关系模式 2定义关系模式 3. 关系模式与关系,103,1什么是关系模式,关系模式（Relation Schema）是型，关系是值 关系模式是对关系的描述 元组集合的结构 属性构成 属性来自的域 属性与域之间的映象关系 元组语义以及

27、完整性约束条件 属性间的数据依赖关系集合,104,2.定义关系模式,关系模式可以形式化地表示为： R（U，D，dom，F） R 关系名 U 组成该关系的属性名集合 D 属性组U中属性所来自的域 dom 属性向域的映象集合 F 属性间的数据依赖关系集合,105,2.定义关系模式（续）,关系模式通常可以简记为 R (U) 或 R (A1，A2，An) R 关系名 A1，A2，An 属性名 注：域名及属性向域的映象常常直接说明为 属性的类型、长度,106,3.关系模式与关系,关系模式 对关系的描述 静态的、稳定的 关系 关系模式在某一时刻的状态或内容 动态的、随时间不断变化的 关系模式和关系往往统称

28、为关系 通过上下文加以区别,107,2.2 关系数据结构,2.2.1 关系 2.2.2 关系模式 2.2.3 关系数据库,108,2.2.3 关系数据库,1. 关系数据库 2. 关系数据库的型与值,109,1. 关系数据库,在一个给定的应用领域中，所有实体及实 体之间联系的关系的集合构成一个关系数 据库。,110,2. 关系数据库的型与值,关系数据库也有型和值之分 关系数据库的型 称为关系数据库模式，是对关系数据库的描述 关系数据库的值是这些关系模式在某一时刻对应的关系的集合，通常简称为关系数据库,111,第二章 关系数据库,2.1 关系模型概述 2.2 关系数据结构 2.3 关系的完整性 2

29、.4 关系代数,112,2.3 关系的完整性,关系模型的完整性规则是对关系的某种约束条件。 关系模型中有三类完整性约束： 实体完整性 参照完整性 用户定义的完整性 实体完整性和参照完整性是关系模型必须满足的完整性约束条件，被称作是关系的两个不变性，应该由关系系统自动支持。,113,2.3 关系的完整性,2.3.1 实体完整性 2.3.2. 参照完整性 2.3.3. 用户定义的完整性,114,2.3.1 实体完整性,实体完整性规则（Entity Integrity） 若属性A是基本关系R的主属性，则属性 A不能取空值 例: 学生(学号，姓名，系别) 借阅（读者号，图书号，借阅日期，归还日期）,1

30、15,2.3.1 实体完整性,注意： 实体完整性规则规定基本关系的所有 主属性都不能取空值 例 选修（学号，课程号，成绩） “学号、课程号”为主码，则两个属性都不能取空值。,116,关系模型必须遵守实体完整性规则的原因：,(1) 实体完整性规则是针对基本关系而言的。一个基本表通常对应现实世界的一个实体集或多对多联系。 (2) 现实世界中的实体和实体间的联系都是可区分的，即它们具有某种唯一性标识。 (3) 相应地，关系模型中以主码作为唯一性标识。,117,关系模型必须遵守实体完整性规则的原因（续）,(4) 主码中的属性即主属性不能取空值。 空值就是“不知道”或“无意义”的值。 主属性取空值，就说

31、明存在某个不可标识的实体，即存在不可区分的实体，这与第（2）点相矛盾，因此这个规则称为实体完整性。,118,2.3 关系的完整性,2.3.1 实体完整性 2.3.2. 参照完整性 2.3.3. 用户定义的完整性,119,2.3.2 参照完整性,1. 关系间的引用 2. 外码 3. 参照完整性规则,120,1. 关系间的引用,例1 学生实体、专业实体以及专业与学生 间的一对多联系 学生（学号，姓名，性别，专业号，年龄） 专业（专业号，专业名）,121,1. 关系间的引用（续）,例2 学生、课程、学生与课程之间的多对 多联系 学生（学号，姓名，性别，专业号，年龄） 课程（课程号，课程名，学分） 选

32、修（学号，课程号，成绩）,122,2外码（Foreign Key）,设F是基本关系R的一个或一组属性，但不 是关系R的码。如果F与基本关系S的主码 Ks相对应，则称F是基本关系R的外码 基本关系R称为参照关系（Referencing Relation） 基本关系S称为被参照关系（Referenced Relation）或目标关系（Target Relation）。,123,2外码（Foreign Key）（续）,学生（学号，姓名，性别，专业号，年龄） 专业（专业号，专业名） 学生（学号，姓名，性别，专业号，年龄） 课程（课程号，课程名，学分） 选修（学号，课程号，成绩）,124,3. 参照完整

33、性规则,若属性（或属性组）F是基本关系R的外码 它与基本关系S的主码Ks相对应（基本关 系R和S不一定是不同的关系），则对 于R中每个元组在F上的值必须为： 或者取空值（F的每个属性值均为空值） 或者等于S中某个元组的主码值。,125,3. 参照完整性规则,学生关系中每个元组的“专业号”属性只 取下面两类值： （1）空值，表示尚未给该学生分配专业 （2）非空值，这时该值必须是专业关系中某个元组的“专业号”值，表示该学生不可能分配到一个不存在的专业中,126,3. 参照完整性规则.,选修（学号，课程号，成绩） “学号”和“课程号”是选修关系中的主属性 按照实体完整性和参照完整性规则，它们 只能取

34、相应被参照关系中已经存在的主码值,127,2.3.3 用户定义的完整性,用户定义的完整性是针对某一具体关系数据库的约束条件，反映某一具体应用所涉及的数据必须满足的语义要求。 关系模型应提供定义和检验这类完整性的机制，以便用统一的系统的方法处理它们，而不要由应用程序承担这一功能。,128,2.3.3 用户定义的完整性（续）,例: 课程(课程号，课程名，学分) “课程名”属性必须取唯一值 非主属性“课程名”也不能取空值 “学分”属性只能取值1，2，3，4,129,2.3.3 用户定义的完整性（续）,用户定义的完整性是针对某一具体关系数据库的约束条件，反映某一具体应用所涉及的数据必须满足的语义要求。

35、 关系模型应提供定义和检验这类完整性的机制，以便用统一的系统的方法处理它们，而不要由应用程序承担这一功能。,130,2.12.3小结.,2.1 关系模型概述 2.2 关系数据结构及形式化定义 2.3 关系的完整性,131,第二章 关系数据库,2.1 关系模型概述 2.2 关系数据结构 2.3 关系的完整性 2.4 关系代数 2.5 关系演算（*）,132,关系数据语言包括：,关系代数语言 关系演算语言 SQL语言,133,2.4 关系代数,概述 传统的集合运算 专门的关系运算,134,关系代数概述,1.关系代数 是一种抽象的查询语言，它通过把运算符作用于关系来表达查询，是一种传统的操纵关系的语

36、言。 换言之：用对关系的运算来表达查询 扩展的关系代数,135,关系代数概述,2关系代数运算的三个要素 运算对象：关系 运算符：四类 运算结果：关系,136,关系代数的运算符：,集合运算符： 、 、 将关系看成元组的集合 运算是从关系的“水平”方向即行的角度来进行 专门的关系运算符： 、 、连接、 不仅涉及行而且涉及列 算术比较符 、= 辅助专门的关系运算符进行操作 逻辑运算符: 辅助专门的关系运算符进行操作,137,关系代数的运算符分类,传统的集合运算 并、差、交、 广义笛卡尔积 专门的关系运算 选择、投影、连接、除,138,表示记号,（1） R，tR，tAi 设关系模式为R(A1，A2，A

37、n) 它的一个关系设为R。tR表示t是R的一个元组 tAi则表示元组t中相应于属性Ai的一个分量,139,学生,140,表示记号,（2） tr ts R为n目关系，S为m目关系。tr R，tsS， tr ts称为元组的连接。它是一个n + m列的元组，前n个分量为R中的一个n元组，后m个分量为S中的一个m元组。,141,表示记号,（3）象集Zx 给定一个关系R（X，Z），X和Z为属性组。当tX=x时，x在R中的象集（Images Set）为： Zx=tZ|t R，tX=x 它表示R中属性组X上值为x的诸元组在Z上分量的集合。,142,像集举例：,a1在关系中的象集: （b1,c2), (b2,

38、c3), (b2,c1) a2在关系中的象集为： (b3,c7) ,(b2,c3) a3在关系中的象集为：(b4 ,c6) a4在关系中的象集为： (b6 ,c6 ) ,143,2.4.1 传统的集合运算,并 差 交 广义笛卡尔积,144,1. 并（Union）,R和S 具有相同的目n（即两个关系都有n个属性） 相应的属性取自同一个域 RS 仍为n目关系，由属于R或属于S的元组组成 RS = t | t Rt S ,145,并(续),R,S,RS,146,2. 差（Difference）,R和S 具有相同的目n 相应的属性取自同一个域 R - S 仍为n目关系，由属于R而不属于S的所有元组组成

39、 R -S = t |t RtS ,147,差(续),R-S,148,3. 交（Intersection）,R和S 具有相同的目n 相应的属性取自同一个域 RS 仍为n目关系，由既属于R又属于S的元组组成 RS = t|t Rt S RS = R (R-S）,149,交（Intersection）,R S,R-S,150,R n目关系，k1个元组 S m目关系，k2个元组 RS 列：（n+m）列的元组的集合 元组的前n列是关系R的一个元组 后m列是关系S的一个元组 行：k1k2个元组 RS = tr ts |tr R tsS ,4. 广义笛卡尔积,151,笛卡尔积RS,152,2.4.2 专门

40、的关系运算,选择 投影 连接 除,153,1. 选择（Selection）,1) 选择又称为限制（Restriction） 2) 选择运算符的含义： 在关系R中选择满足给定条件的诸元组 F(R) = t | tRF(t)= 真 F：选择条件，是一个逻辑表达式,154,选择（续）,3) 选择运算是从行的角度进行的运算 4) 举例 设有一个学生-课程数据库，包括学生关系Student、课程关系Course和选修关系SC。,155,Student,156,Course,157,SC,158,选择举例,例1 查询信息系（IS系）全体学生,Sdept = IS (Student) 或 5 =IS (St

41、udent) 结果：,159,选择举例,例2 查询年龄小于20岁的学生,Sage 20(Student) 或 4 20(Student),160,2. 投影（Projection）,1）投影运算符的含义 从R中选择出若干属性列组成新的关系 A(R) = t A | t R A：R中的属性列,161,2. 投影（Projection）,2）投影操作主要是从列的角度进行运算,162,2. 投影（Projection）,2）投影操作主要是从列的角度进行运算,但投影之后不仅取消了原关系中的某些列，而且还可能取消某些元组（避免重复行）,163,投影举例,例3 查询学生的姓名和所在系 即求Student关系上学生姓名和所在系两个属性上的投影,