系统架构设计师 - 数据库系统(2)

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大家好呀！我是小笙，本章我主要分享系统架构设计师 - 数据库系统(2)知识，希望内容对你有所帮助！！

数据库系统

规范化理论 ★ ★ ★ ★ ★

非规范化的关系模式，可能存在的问题：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

函数依赖

假设 X 决定 Y，即 Y 依赖于 X，记为 X -> Y（可以理解为 在 XY 关系中，任何一个 X 都有与之对应并且唯一的 Y）

部分函数依赖以及传递函数依赖

求候选键

• 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，则需要尝试性的将一些中间结点(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

Armstrong公理

关系模式R<U,F>来说有以下的推理规则：

根据以上三条推理规则可以得到下面的推理规则：

• 合并规则：由 X -> Y，X -> Z 可得 X -> YZ
• 伪传递规则：由 X -> Y，WY -> Z 可得 XW -> Z
• 分解规则： 由 X -> Y 以及 Z 属于 Y 可得 X -> Z

注意记忆规则以及对应的推理公式

范式判断

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

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

第三范式 3NF

当且仅当实体E是第二范式(2NF)，且实体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

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

1、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 A1 A5，由于R存在非主属性对码的部分函数依赖，所以R属于 1NF

• A1A3 A1A4 A1 A5 A1A6
• 1NF 2NF 3NF BCNF

模式分解

考虑依据：是否保持函数依赖 & 是否无损

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

例题理解

保持函数依赖,通过 R1和R2 能得出 F = {A -> B,A -> C,B -> C} ,通过传递依赖得出 B -> C

没有保持函数依赖，通过 R1和R2 只能得出 F = {A -> B,A -> C} 无法得出 B -> C

无损分解

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

表格法

将一个具有函数依赖：学号→姓名，课程号→课程名，（学号，课程号）→ 分数的关系模式：成绩（学号，姓名，课程号，课程名，分数），分解为：成绩（学号，课程号，分数)；学生（学号，姓名）；课程（课程号，课程名）

初始表如下：

根据学号 → 姓名，对上表进行处理，将 X 改成符号 √ ；然后考虑课程号→课程名，将 X 改为 √ ，得下表：

从上图中可以看出，第1行已全部为√，因此本次R分解是无损分解

公式法

只能用于分解成两个关系，两个关系直接交集能够推导出差集则为无损连接

例题

1、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 F蕴涵A→D、A→E、B→E,故F存在传递依赖 。若将关系R分解为p = {RI(U1,F1),F2(U2,F2)}，其中：U1= {A,B,C},U2= {B,D,E}则分解p 无损连接并保持函数依赖

2、某商场商品数据库的商品关系模式P(商品代码、商品名称，供应商，联系方式，库存量），函数依赖集F={商品代码 -> 商品名称，（商品代码，供应商） -> 库存量，供应商 -> 联系方式}。商品关系摸式P达到 1NF；该关系模式分解成 P1(商品代码，商品名称)，P2(商品代码，供应商，库存量)，P3(供应商，联系方式) 后，具有无损连接的特性，并能够保持函数依赖。

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并发控制 ★

事务的 ACID 特性

• 原子性：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：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：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
• 持续性：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，无论发送何种故障，都不应对其有任何影响

并发存在的问题

• 丢失更新
• 不可重复读
• 读"脏"数据

并发解决方案 - 封锁协议

• S 封锁（读）：共享锁
• X 封锁（写）：独占锁
• 一封锁协议（防止丢失更新问题）：事务 T 在修改数据 R 之前必须先对其加 X 锁，直到事务结束才释放
• 二封锁协议（防止丢失更新，还可防止读“脏”数据问题）：一级封锁协议加上事务 T 在读取数据 R 之前先对其加 S 锁，读完后即可释放 S 锁
• 三封锁协议（可防止上述的三个问题）：一级封锁协议加上事务 T 在读取数据 R 之前先对其加 S 锁，直到事务结束才释放
• 两段锁协议：可串行化的。可能发生死锁

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数据库的安全性 ★

安全性的分类

例题

1、数据库的安全机制中，通过提供 存储过程 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。

• 索引
• 视图
• 存储过程
• 触发器

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数据库备份与恢复技术 ★

数据备份

• 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
  • 优点：非常快速的备份方法（只需复制文件）；容易归档（简单复制即可）；容易恢复到某个时间点上只需将文件再复制回去)；能与归档方法相结合，做数据库“最佳状态”的恢复；低度维护，高度安全
  • 缺点：单独使用时，只能提供到某一时间点上的恢复；在实施备份的全过程中，数据库必须要作备份而不能做其他工作；若磁盘空间有限只能复制到磁带等其他外部存储设备上，速度会很慢；不能按表或按用户恢复
• 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
  • 优点：可在表空间或数据库文件级备份，备份的时间短；备份时数据库仍可使用；可达到秒级恢复（恢复到某一时间点上）；可对几乎所有数据库实体做恢复；恢复是快速的
  • 缺点：不能出错，否则后果严重；若热备份不成功所得结果不可用于时间点的恢复；因难于维护，所以要特别小心，不允许“以失败告终“

根据备份量划分

• 完全备份：备份所有数据
• 差量备份：仅备份上一次完全备份之后变化的数据
• 增量备份：备份上一次备份之后变化的数据

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数据库故障与恢复

补充

• 撤销事务：故障发生时未完成的事务，放入 Undo 撤销
• 重做事务：故障发生前已提交的事务，放入 Redo 重做

例题

1、假设某证券公司的股票交易系统中有正在运行的事务，此时，若要转储该交易系统数据库中的全部数据，则应采用 动态全局转储 方式

• 静态全局转储
• 动态全局转储
• 静态增量转储
• 动态增量转储

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数据库的性能优化 ★