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2016数据库考试题

发布时间:2019-05-21 05:40 来源:未知 编辑:admin

  关系是一张二维表,其中一行在某一列上的对应的概念是(A)

  如果事物T1对数据对象D施加了共享锁S,则事物T1对D可进行的操作有(A)

  如果事物T2对数据对象D施加了排他锁X,则事物T2对D可进行的操作有(D)

  若属性(指一个或一组属性)A是基本关系R的主属性,则A 不能取空(null value)。所谓空就是“不知道”或“不存在”或“无意义”的。

  若属性A(或属性组)F是基本关系R的外码,它与基本关系S的主码K相对应(基本关系R和S不一定是不同的关系),则对于R中每个元祖在F上的必须:或者取空(F的每个属性均为空);或者等于S中某个元祖的主码。2 简述数据的逻辑独立性和物理独立性

  当模式改变时,由数据库管理员对各个模式/模式的映像作相应改变,可以是外模式保持不变。应用程序是依据数据的外模式编写的,从而应用程序不必修改,保证了数据与程序的逻辑独立性,简称数据的逻辑独立性。

  当数据库的存储结构改变时,由数据库管理员对模式/内模式的映像作相应改变,可以是模式保持不变,从而应用程序不必修改,保证了数据与程序的物理独立性,简称数据的物理独立性。4.2

  :该方法由系统提供一定的方式让用户标识自己的名字或身份。每次用户要求进入系统时,由系统进行核对,通过鉴定后才提供系统的使用权。(2)存取控制:

  通过用户权限定义和合法权检查确保只有合法权限的用户访问数据库,所有未被授权的人员无法存取数据。(3)视图机制:

  为不同的用户定义视图,通过视图机制把要保密的数据对无权存取的用户隐藏起来,从而自动地对数据提供一定程度的安全保护。(4)审计:

  建立审计日志,把用户对数据库的所有操作自动记录下来放入审计日志中,DBA 可以利用审计跟踪的信息,重现导致数据库现有状况的一系列事件,找出非法存取数据的人、时间和内容等。(5)数据加密:

  对存储和传输的数据进行加密处理,从而使得不知道解密算法的人无法获知数据2 简述视图的作用

  。看到的就是需要的。视图不仅可以简化用户对数据的理解,也可以简化他们的操作。

  。通过视图用户只能查询和修改他们所能见到的数据。数据库中的其它数据则既看不见也取不到。

  (1)数据库系统的完整性控制是为了防止数据库中存在不符合语义的数据,也就是防止数据库中存在不正确的数据

  (2)数据库系统的安全性控制是为了防止非法用户恶意破坏和非法存取和合法用户的非法操作(超权操作)

  、查询检查、查询优化、查询执行2 简述数据库管理系统对链接查询操作的实现方法

  答:事务的概念:事务是用户定义的一个数据操作序列,这些操作要么全做,要么全不做,是一个不可分割的工作单位。

  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。一致性与原子性是密切相关的。

  1 简述日志文件的内容,说明在数据库的恢复中如何根据日志文件进行READ和UNDO?

  (2)事务的结束标记(3)事务的更新操作。日志记录内容:(1)事务标识(2)操作的类型(3)操作对象(4)更新前数据的旧(5)更新后数据的新。

  UNDO:正向扫描日志文件,找出没有事务结束标志的事务,对日志记录的更新操作进行

  。READ:正向扫描日志文件,找出既有开始标记又有结束标志的事务,然后根据日志文件

  :两个事物T1和T2读入统一数据并修改,T2提交的结果破坏了T1提交的结果,导致T1的修改被丢失。

  :是指事物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。

  :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修改过的数据恢复原,T2读到的数据与数据库中的数据不一致。2 封锁协议:

  如果封锁粒度是比较小,减少事务的等待时间从而提高了并发度,但是粒度小事务需要加锁的东西就增多系统用于并发控制的开销加大。反之如果封锁粒度是比较大并发度就较小系统开销就小。

  如果事务T1封锁了数据R1,T2封锁了数据R2,然后T1又请求封锁R2,因T2已封锁了R2,于是T1等待T2释放R2上的锁;接着T2又请求封锁R1,因T1已封锁了R1,T2也只能等待T1释放R1上的锁。这样就出现了T1在等待T2,而T2又在等待T1的局面,T1和T2两个事务永远不能结束,形成死锁。

  (1)一次性封锁法:要求每个事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁,否则就不能继续执行。

  (2)顺序封锁法:预先对数据对象规定一个封锁顺序,所有事务都按这个顺序实施封锁。

  (1)超时法:如果一个事务的等待时间超过了规定的期限,就认为发生了死锁。

  (2)等待图法:事务等待图是一个有向图G=(T,U),T为节点的集合,每个节点表示正在运行的事务,U为边的集合,每条边表示事务等待的情况。

  =AB;第二步:在函数依赖集中找AB的子集(AB,A,B)的函数依赖,有

  ≠ X(0)且X(1)≠U。转第二步第二步:在函数依赖集中找出ABCD的子集的函数依赖,有C→E,

  ①利用分解规则,把右端多属性(n个)的函数依赖变成左端不变的n个函数依赖。

  +,则将X→A从F中删除,否则保留。③对于F中每个左边包含多属性的X→A,选择X的每个真子集Z,如果AÎZ

  +,则用Z→A代替X→A。(因为F与(F-{X→A})∪{Z→A}等价的充要条件是AÎZF+)极小函数依赖集Fmin不是唯一的,与处理顺序有关。

  类:均出现或均未出现在函数依赖左部和右部的属性。 UB=U-UL-UR第3步:若U

  ¹FÙ (UL)F+=U,则UL为R的唯一码,算法终止。若(UL)F+¹U,转第4步;若UL=F转第5步。第4步:若U

  ¹F,UL依次与UB中属性或属性组组合后,根据码的定义求出所有码,算法终止。第5步:若U

  BCNF:在3NF的基础上,BCNF消除了主属性对不含它码的部分函数依赖和传递函数依赖(判断标准是

  构造一个k行n列的表,每行对应一个模式Ri(Ui)(i=1,2, …,k)的属性集合。每列对应一个属性Aj(j=1,2, …,n),如果Aj在Ui中,那么在表的第i行第j列处添上记号aj(j为列号),否则添上记号bij(i为行号)。

  取F中每一个函数依赖X→Y,找出表中在X分量上相等的行,修改这些行Y分量上的,使这些行在Y分量上的相等。修改分为两种情况:

  修改结束后的表中若有一行全是a,即a1,a2,…,an,则ρ相对于F是无损连接分解,否则不是无损连接分解。

  (1)一个实体转换为一个关系模式,实体的属性转换为关系的属性,实体的码转换为关系的码。

  1:n的联系合并到n端对应的关系模式中,将1端的码添加在n属性中,并作为外码。

  1:1联系与某个1端的关系模式合并,并在该关系模式中增加另一个实体的码(作为外码)以及联系本身的属性。

  通过引进一个新关系模式表达两个实体间多对多的联系,新关系模式的码由联系两端实体的码组合而成,同时增加相关的联系属性

  (一) 根据描述画出E-R图,标明实体及其属性,联系及其联系类型和属性;

  (二)将E-R图转化为模式(注意联系的转化)并用下划线指出每个关系模式的主键

  每一个教师可“讲授”多门课程每一个课程课由多个老师讲授老师讲授课程有学期属性。

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