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1、第一章：绪论数据库DB：长期存储在计算机内、有组织、可共享的大量数据的集合。数据库中的数据依据肯定的数据模型组织、描述和存储，具有娇小的冗余度、交稿的数据独立性和易扩展性，并可为各种用户共享。数据库治理系统DBMS：位于用户和操作系统间的数据治理系统的一层数据治理软件。用途：科学地组织和存储数据，高效地猎取和维护数据。包括数据定义功能，数据组织、存储和治理，数据操纵功能，数据库的事物治理和运行治理， 数据库的建立和维护功能，其他功能。数据库系统DBS：在计算机系统中引入数据库后的系统，一般由数据库。数据库治理系统及其开发工具、应用系统、数据库治理员构成。目的：存储信 息并支持用户检索和更所需的
2、信息。数据库系统的特点：数据构造化；数据的共享性高，冗余度低，易扩大；数据独立性高；数据由 DBMS 统一治理和掌握。概念模型 实体，客观存在并可相互区分的事物称为实体。属性，实体所具有的某一特性称为属性。码，唯一标识实体的属性集称为码。域，是一组具有一样数据类型的值的集合。实体型，具有一样属性的实体必定具有的共同的特征和性质。实体集，同一类型实体的集合称为实体集。联系两个实体型之间的联系 一对一联系；一对多联系；多对多联系关系模型 关系，元组，属性，码，域，重量，关系模型关系数据模型的操纵与完整性约束 关系数据模型的操作主要包括查询，插入，删除和更数据。这些操作必需满足关系完整性约束条件。关
3、系的完整性约束条件包括三大类：实体完整性，参照完整性和用户定义的完整性。数据库系统三级模式构造外模式，模式，内模式模式：规律模式数据库中全体数据的规律构造和特征的描述，是全部用户的公共数据视图。一个数据库只有一个模式。模式的地位：是数据库系统模式构造的中间层，与数据的物理存储细节和 硬件环境无关，与具体的应用程序、开发工具及高级程序设计语言无关。模式定义的内容：数据的规律构造数据项的名字、类型、取值范围等，数据之间的联系，数据有关的安全性、完整性要求外模式：子模式/用户模式数据库用户包括应用程序员和最终用户能够观察和使用的局部数据库和规律构造和特征的描述，是数据库用户的数据视图，是与某一应用有
4、关的系统的规律表示。一个数据库可以有多个外模式。外模式的地位：介于模式与应用之间模式与外模式的关系：一对多。外模式通常是模式的子集。一个数据库可 以有多个外模式。反映了不同的用户的应用需求、对待数据的方式、对数据保 密的要求。对模式中同一数据，在外模式中的构造、类型、长度、保密级别等 都可以不同。外模式与应用的关系：一对多。同一外模式也可以为某一用户的多个应用 系统所使用但一个应用程序只能使用一个外模式内模式：存储模式或内视图是数据物理构造和存储方式的描述，是数据 在数据库内部实际存储的表示方式：记录的存储方式挨次，B 树，hash 方法存储，索引的组织方式，数据是否压缩存储，数据是否加密。数
5、据存储记录构造的规定，一个数据库只有一 个内模式三级模式的优点：1保证数据的独立性内模式与模式分开物理独立；外模式与模式分开规律独立2简化用户窗口3有利于数据共享4利于数据的安全保密（5） 数据存储由 DBMS 治理用户不用考虑存取路径等细节 二级映像功能：（1） 外模式/模式映像应用可扩大性定义外模式(局部规律构造)与模式(全局规律构造)之间的对应关系，映象 定义通常包含在各自外模式的描述中，每一个外模式，数据库系统都有一个外 模式模式映象。用途：保证数据的规律独立性当模式转变时，数据库治理员修改有关的外模式模式映象，使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
6、证了数据 与程序的规律独立性，简称数据的规律独立性。（2） 模式/内模式映像空间利用率，存取效率模式/内模式映像是唯一的，它定义了数据全局规律构造与存储构造之间的对应关。数据库中模式内模式映象是唯一的。该映象定义通常包含在模式 描述中。用途：保证数据的物理独立性当数据库的存储构造转变了例如选用了另一种存储构造，数据库治理员修改模式内模式映象，使模式保持不变。应用程序不受影响。保证了数据与程序的物理独立性，简称数据的物理独立性。优点：（1） 保证了数据库外模式的稳定性。（2） 从底层保证了应用程序的稳定性，除非应用需求本身发生变化，否 则应用程序一般不需要修改。（3） 数据与程序之间的独立性，使
7、得数据的定义和描述可以从应用程序中分别出去。什么叫数据与程序的物理独立性？什么叫数据与程序的规律独立性？ 为什么数据库系统具有数据与程序的独立性？1、数据与程序的规律独立性：当模式转变时，数据库治理员修改有关的外模 式模式映象，使外模式保持不变。从而应用程序不必修改，保证了数据与程序的规律独立性，简称数据的规律独立性。2、数据与程序的物理独立性：当数据库的存储构造转变了例如选用了另一 种存储构造，数据库治理员修改模式内模式映象，使模式保持不变。应用程序不受影响。保证了数据与程序的物理独立性，简称数据的物理独立性。数据库治理系统在三级模式之间错供给的二层影响保证了数据系统中的 数据具有较高的规律
8、独立性和物理独立性。数据库系统的组成 硬件平台及数据库，软件，人员其次章：关系数据库关系的完整性约束实体完整性和参照完整性：关系模型必需满足的完整性约束条件称为关系的 两个不变性，应当由关系系统自动支持。用户定义的完整性：应用领域需要遵循的约束条件，表达了具体领域中的语义约束。外码，主码，候选码的概念候选码：假设关系中的某一属性组的职能唯一地标识一个元组，则称该属性组 为候选码。主码：假设一个关系有多个候选码，则选定期中一个为主码。外部码：设 F 是根本关系 R 的一个或一组属性。但不是关系 R 的码，假设 F 与根本关系 S 的主码 K 想对应，则称 F 是根本关系 R 的外部码，简称外码。
9、关系的 3 类完整性约束概念实体完整性：假设属性指一个或一组属性A 是根本关系 R 的主属性， A 不能取空值。参照完整性：假设属性或属性组F 是根本关系 R 的外码，它是根本关系 S 的主码 K 相对应根本关系R 和 S 不肯定是不同的关系，则对于 R 中每个元组在 F 上的值必需为：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。用户定义的完整性：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设计的数据必需满足的语义要求。关系操作的特点，关系代数中的各种运算关系操作的特点是集合操作方式，即操作的对象和结果是集合。关系代数 1、并RS仍为n 目关系，由属于R 或属
10、于 S 的元组组成。RS= t|t ? Rt ?S 2、差R S仍为 n 目关系，由属于 R 而不属于 S 的全部元组组成。R -S= t|t?Rt?S 3、交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-S4、笛卡尔积 R: n 目关系，k1 个元组；S: m 目关系，k2 个元组；RS。9、选择：选择又称为限制Restriction:对元组依据条件进展筛选。在 关系 R 中选择满足给定条件的诸元组F(R) = t|t RF(t)= ”真”。10、投影：投影运算符的含义：从 R 中选择出假设干属性列组成的关系 A(R)= tA
11、 | t ?R A：R 中的属性列投影操作主要是从列的角度进展运算。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开重复行。11、连接：连接也称为连接：两张表中的元组有条件的串接。从两个关系 的笛卡尔积中选取属性间满足肯定条件的元组 R S = | tr ? Rts ?S trAtsB 外连接：假设把舍弃的元组也保存在结果关系中，而在其他属性上填空值(Null)，这种连接就叫做外连接。左外连接：假设只把左边关系 R 中要舍弃的元组保存就叫做左外连接(LEFT OUTER JOIN 或 LEFT JOIN)。右外连接：假设只把右边关系 S 中要舍弃的元组保存就叫做右外连接(RIG
12、HT OUTER JOIN 或 RIGHT JOIN)。12、除 ：给定关系 R (X，Y) 和 S (Y，Z)，其中 X，Y，Z 为属性组；R 中的 Y 与S 中的 Y 可以有不同的属性名，但必需出自一样的域集；R 与 S 的除运算得到一个的关系 P(X)，P 是 R 中满足以下条件的元组在 X 属性列上的投影第三章：关系数据库标准语言 SQL留意：SQL(Oracle 除外)一般不供给修改视图定义和索引定义的操作，需要先删除再重建定义根本表：CREATE TABLE ， ， ；列级完整性约束-涉及到该表的一个属性 NOT NULL ：非空值约束 UNIQUE：唯一性单值约束约束 PRIMA
13、RY KEY:主码约束 DEFAULT :默认缺省约束 Check :核查约束,定义校验条件 NOT NULL ：非空值约束 UNIQUE：唯一性单值约束约束 PRIMARY KEY:主码约束 DEFAULT :默认缺省约束 Check :核查约束,定义校验条件表级完整性约束-涉及到该表的一个或多个属性。 UNIQUE(属性列列表) ：限定各列取值唯一 PRIMARY KEY (属性列列表) ：指定主码 FOREIGN KEY (属性列列表) REFERENCES (属性列列表) Check() ：检查约束 PRIMARY KEY 与 UNIQUE 的区分？例：建立“学生”表 Student，
14、学号是主码，姓名取值唯一CREATE TABLE Student(SnoCHAR(9) PRIMARY KEY，/*主码*/Sname CHAR(20) UNIQUE，/* Sname 取唯一值*/ SsexCHAR(2)，SageSMALLINT，Sdept CHAR(20)； 数据类型修改根本表：ALTER TABLE ADD 完整性约束 DROP | ALTER COLUMN ；例：向Student 表增加“入学时间”列，其数据类型为日期型ALTER TABLE Student ADD S_entrance DATE；不管根本表中原来是否已有数据，增加的列一律为空值将年龄的数据类型由字符
15、型假设原来的数据类型是字符型 改为整数ALTER TABLE Student ALTER COLUMN Sage INT；注：修改原有的列定义有可能会破坏已有数据增加课程名称必需取唯一值的约束条件。ALTER TABLE Course ADD UNIQUE(Cname);直接删除属性列:(标准) 例： ALTER TABLE Student Drop Sage； 删除根本表 ：DROP TABLE RESTRICT| CASCADE；RESTRICT：(受限) 欲删除的根本表不能被其他表的约束所引用，假设存在依靠该表的对象触发器，视图等，则此表不能被删除。CASCADE：级联在删除根本表的同时
16、，相关的依靠对象一起删除。例：删除 Student 表DROP TABLE Student CASCADE ;根本表定义被删除，数据被删除；表上建立的索引、视图、触发器等一般也将被删除 。删除索引 ：DROP INDEX ；删除索引时，系统会从数据字典中删去有关该索引的描述。例： 删除 Student 表的 Stusname 索引：DROP INDEX Stusname 2、数据查询：根本格式单表查询选择表中的假设干列 投影查询指定列 相当于A(R)，A= A1，A2，An 例；查询全体学生的学号与姓名SELECT Sno，Sname FROM Student；查询全部列：在 SELECT 关
17、键字后面列出全部列名按用户指定挨次显示。将指定为 *按关系模式中的属性挨次显示。例：查询全体学生的具体记录SELECT Sno，Sname，Ssex，Sdept , Sage FROM Student；或SELECT *FROM Student；: SELECT 子句的可以为： 查询经过计算的值例：查全体学生的姓名及其诞生年份SELECT Sname，2023-Sage/*假定当年的年份为 2023 年*/FROM Student； 输出结果：Sname2023-Sage 李勇1991刘晨1992字符串常量、函数例：查询全体学生的姓名、诞生年份和全部系，要求用小写字母 表示全部系名SELECT
18、 Sname，Year of Birth: ”，2023-Sage，ISLOWER(Sdept)FROM Student； 输出结果：Sname”Year of Birth:”2023-SageISLOWER(Sdept)李勇Year of Birth:1984cs刘晨Year of Birth:1985is列别名SELECT Sname as NAME,”Year of Birth: ” as BIRTH， 2023-Sage as BIRTHDAY,LOWER(Sdept) as DEPARTMENTFROM Student; 输出结果：NAMEBIRTHBIRTHDAYDEPARTMEN
19、T李勇Year of Birth:1991cs刘晨Year of Birth:1992is 选择表中的假设干元组选择消退重复性：指定DISTINCT 关键词，去掉表中重复的行SELECT DISTINCT SnoFROM SC；留意 DISTINCT 短语的作用范围是全部目标列错误的写法 SELECT DISTINCT Cno，DISTINCT Grade FROM SC;正确的写法SELECT DISTINCT Cno，GradeFROM SC; SELECT 子句缺省状况是保存重复元组(ALL),例：查询选修了课程的学生学号。SELECT SnoFROM SC；等价于： SELECT AL
20、L Sno FROM SC；查询满足条件的元组WHERE 子句常用的查询条件相当于F比较大小使用比较运算符 或规律运算符 NOT + 比较运算符例：查询计算机科学系全体学生的名单SELECT Sname FROM StudentWHERE Sdept=CS；例：查询全部年龄在 20 岁以下的学生姓名及其年龄SELECT Sname，SageFROMStudentWHERE Sage 20；主存取掌握方法：定义各个用户对不同数据对象的存取权限。当用户要访问数据库时，首先要检查其存取权限，以防止非法用户对数据库进展存取。“自主存取掌握”中“自主”的含义：用户可以将自己所拥有的 存取权限“自主”地授
21、予他人，即用户具有肯定的“自主”权。4. 授权与收回语句。GRANT 语句和 REVOKE 语句实现关系数据库系统中存取掌握权限： 1、GRANT授权GRANT 语句的一般格式： GRANT ,.ON ， TO ,.WITH GRANT OPTION;将对指定操作对象的指定操作权限授予指定的用户发出GRANT：DBA，数据库对象创立者即属主 Owner，拥有该权限的用户承受权限的用户 ：一个或多个具体用户；PUBLIC全体用户。例：把查询 Student 表权限授给用户 U1 GRANTSELECTONTABLEStudent TOU1;例：把查询 Student 表和修改学生学号的权限授给用
22、户 U4 GRANT UPDATE(Sno), SELECTON TABLEStudent TO U4;对属性列的授权时必需明确指出相应属性列名2、REVOKE：授予的权限可以由 DBA 或其他授权者用 REVOKE 语句收回REVOKE 语句的一般格式为：REVOKE ,.ON , FROM ,. CASCADE|RESTRICT ；把指定对象的指定操作权限从指定用户处收回。 例：把用户 U4 修改学生学号的权限收回 REVOKE UPDATE(Sno)ON TABLE StudentFROM U4;例：收回全部用户对表 SC 的查询权限REVOKE SELECTON TABLE SCFRO
23、M PUBLIC;例：把用户 U5 对 SC 表的 INSERT 权限收回REVOKE INSERTON TABLE SCFROM U5 CASCADE ;缺省是 RESTRICT将用户U5 的 INSERT 权限收回的时候必需级联CASCADE收回，由于 U5 将SC 的 INSERT 权限授予 U6，U6 又将其授予 U7，CASCADE 系统只收回直接或间接从U5 处获得的权限。Grant 和 Revoke 向用户授予或收回对数据的操作权限3、创立数据库模式的权限 ：DBA 在创立用户时实现CREATE USER 语句格式CREATE USER WITHDBA | RESOURCE |
24、CONNECT 拥有DBA 权限的用户是系统中的超级用户；只有系统的超级用户才有权创立的数据库用户；假设没有指定创立的用户的权限，默认该用户拥有 CONNECT权限,只能登录数据库.。5. 数据库角色 角色的创立，给角色授权，将一个角色授予其他角色或用户6. 强制存取掌握方法：每一个数据对象被强制地标以肯定的加密级别，每位 用户也被强制地授予某一级别的许可证。系统规定只有具有某一许可证级别 的用户才能存取加密级别的数据对象。强制存取掌握MAC是对数据本身进展密级标记，无论数据如何复制，标记 与数据是一个不行分的整体，只有符合密级标记要求的用户才可以操纵数据，从而提高了更高级别的安全性。第五章：
25、数据库的完整性 看书。实体完整性定义参照完整性 用户定义完整性第六章：关系数据理论1、函数依靠：设 R(U)是一个属性集 U 上的关系模式，X 和 Y 是 U 的子集， 假设对于 R(U)的任意一个可能的关系 r，r 中不行能存在两个元组在 X 上的属性值相等， 而在 Y 上的属性值不等， 则称 “X 函数确定 Y” 或 “Y 函数依靠于 X”，记作XY。所谓函数依靠是指关系中属性或属性组的值可以打算其它属性的值，设 R(U)是属性集 U 上的关系模式，X、Y 是 U 的子集：假设 X 和 Y 之间是 1：1 关系一对一关系，如学校和校长之间就是 1:1 关系，则存在函数依靠 X Y 和 Y
26、X。假设 X 和 Y 之间是 1：n 关系一对多关系，如年龄和姓名之间就是 1:n 关系，则存在函数依靠 Y X。假设 X 和 Y 之间是 m：n 关系多对多关系，如学生和课程之间就是 m:n 关系，则 X 和Y 之间不存在函数依靠。在关系模式 R(U)中，对于 U 的子集 X 和Y，假设 XY，但 Y ? X，则称 XY 是非平凡的函数依靠；假设 XY，但 Y ? X,则称 XY 是平凡的函数依靠。例：在关系 SC(Sno, Cno, Grade)中，非平凡函数依靠： (Sno, Cno) Grade； 平凡函数依靠：(Sno, Cno) Sno(Sno, Cno) Cno假设XY，则 X
27、称为这个函数依靠的打算属性组，也称为打算因素Determinant。2、完全函数依靠：在 R(U)中，假设 XY，并且对于 X 的任何一个真子集 X，都有 XY, 则称 Y 对X 完全函数依靠，记作。3、局部函数依靠：假设 XY，但Y 不完全函数依靠于 X，则称Y 对 X 局部函数依靠，记作例：中 (Sno,Cno)Grade 是完全函数依靠，(Sno,Cno)Sdept 是局部函数依靠Sno Sdept 成立，且 Sno 是Sno，Cno的真子集。当存在局部依靠时，就会产生数据冗余。4、传递函数依靠：在R(U)中，假设 XY，(YX) ,YX ，YZ，ZY，则称 Z 对 X 传递函数依靠,记
28、为：注: 假设 YX， 即 XY，则 Z 直接依靠于 X。例: 在关系 Std(Sno, Sname，Sdept, Mname)中，有： Sno Sdept，Sdept MnameMname 传递函数依靠于 Sno5、侯选码：设 K 为 R中的属性或属性组，假设KCandidate Key注K 满足两个条件：U 每个属性， 则 K 称为 R 的侯选码1K 完全函数打算该关系的全部其它属性。的任何真子集都不能完全函数打算 R 的全部其它属性，K 必需是最小的。假设候选码多于一个，则选定其中的一个做为主码Primary Key，通常称之为码。主属性Prime attribute：包含在任何一个候选
29、码中的属性。非主属性或非码属性:不包含在任何码中的属性。例：关系模式 S(Sno,Sdept,Sage)，单个属性 Sno 是码， SCSno，Cno，Grade中，Sno，Cno是码由于码能唯一确定一个元组，所以关系的码函数打算该关系的全部属；一个 关系中的全部属性都函数依靠于该关系的码。例：关系模式 RP，W，AP：演奏者W：作品A：听众：一个演奏者可以演奏多个作品，某一作品可被多个演奏者演奏，听众可以赏识不同演奏者的不同作品。码为(P，W，A)，即 All-Key6、外部码： 关系模式 R 中属性或属性组 X 并非 R 的码，但 X 是另一个关系模式的码，则称 X 是 R 的外部码For
30、eign key也称外码如在SCSno，Cno，Grade中，Sno 不是码，但Sno 是关系模式 SSno，Sdept，Sage的码，则 Sno 是关系模式 SC 的外部码主码与外部码一起供给了表示关系之间联系的手段 各种范式之间存在联系：1、1NF ：假设一个关系模式 R 的全部属性都是不行分的根本数据项，则 R1NF第一范式是对关系模式的最起码的要求。不满足第一范式的数据库模式不能称为关系数据库；简而言之，第一范式就是无重复的列,关系数据库争论的关系都 是标准化的关系。但是满足第一范式的关系模式并不肯定是一个好的关系模式。例：关系模式 S-L-C(Sno, Sdept, Sloc, Cn
31、o, Grade) Sloc 为学生住处， 假设每个系的学生住在同一个地方。函数依靠包括： (Sno, Cno) F Grade(Sno, Cno) P Sdept Sno Sdept(Sno, Cno) PSlocSdept 传递 Sloc S-L-C 的码为(Sno, Cno)。S-L-C 满足第一范式。非主属性 Sdept 和 Sloc 局部函数依靠于码(Sno, Cno)。插入特别：如未选课的学生不能插入。删除特别：如放弃修一门课，只选修这-门课的学生被删除数据冗余度大修改简单缘由：存在对码的冗余依靠。Sdept、 Sloc 局部函数依靠于码。解决方法：S-L-C 分解为两个关系模式，
32、以消退这些局部函数依靠SCSno， Cno， GradeS-LSno， Sdept， Sloc 2、2NF；假设 R1NF，且每一个非主属性完全函数依靠于码，则 R2NF 简而言之，其次范式就是每一行被码唯一标识例：S-L-C(Sno, Sdept, Sloc, Cno, Grade) 1NF S-L-C(Sno, Sdept, Sloc, Cno, Grade) 2NF SCSno， Cno， Grade 2NFS-LSno， Sdept， Sloc 2NF承受投影分解法将一个 1NF 的关系分解为多个 2NF 的关系，可以在肯定程度上减轻原 1NF 关系中存在的插入特别、删除特别、数据冗余
33、度大、修改简单等问题。但将一个 1NF 关系分解为多个 2NF 的关系，并不能完全消退关系模式中的各种特别状况和数据冗余。3、3NF：关系模式 R 中假设不存在这样的码 X、属性组 Y 及非主属性 ZZ ? Y, 使得 XY， Y X， YZ 成立，即每个非主属性都不传递依靠于 R的码，则称R 3NF。假设R3NF，则每一个非主属性既不局部依靠于码也不传递依靠于码。简而言之，第三范式3NF要求一个数据库表中不能包含其它表中已包含的 非码信息。例：S-L(Sno, Sdept, Sloc) 2NFS-L(Sno, Sdept, Sloc) 3NF S-D(Sno，Sdept) 3NFD-L(Sd
34、ept， Sloc) 3NF假设R3NF，则 R 也是 2NF。局部依靠和传递依靠是模式产生数据冗余和操作特别的两个重要缘由。由于 3NF 模式中不存在非主属性对候选码的局部依靠和传递依靠，因此肯定程度上上解决原 2NF 关系中存在的插入特别、删除特别、数据冗余度大、修改简单等问题具有较好的性能。将一个 2NF 关系分解为多个 3NF 的关系后，仍旧不能完全消退关系模式中的各种特别状况和数据冗余。4、BC 范式BCNF：关系模式 R1NF，假设 XY 且 Y ? X 时 X 必含有码，即每个属性都不传递依靠于 R 的码，则 R BCNF。等价于：每一个打算因素都包含码，即消退任何属性对码的局部
35、和传递函数依靠假设RBCNF 全部非主属性对每一个码都是完全函数依靠；全部的主属性对每一个不包含它的码，也是完全函数依靠；没有任何属性完全函数依靠于非码属性。R BCNF只有一个候选码R 3NF 。假设 R3NF，且 RR BCNFR 3NF例：关系模式 SSno，Sname，Sdept，Sage假定 S 有两个码 Sno，Sname S3NFS BCNF例：系模式 SJPS，J，Ps 学生，J 课程， P 名次函数依靠：S，JP；(J，PSS，J与J，P都可以作为候选码,属性相交SJP3NF，(不存在非主属性对码的局部和传递依靠)SJPBCNF,(每个打算因素都包含码)第七章：数据库设计三分
36、技术，七分治理，十二分根底数据是数据库设计的特点之一。 数据库设计的根本步骤1、需求分析2、概念结构造设计3、规律构造设计4、物理构造设计5、数据库实施6、数据库运行和维护数据字典 p207 页什么是数据库的规律构造设计？试述其设计步骤？ E-R 图向关系模型的转换规律构造设计 P2244、数据库的再组织和重构造第十章：数据库恢复技术事务事务是用户所定义的一个数据库操作序列，这些操作要么全做，要么全不做， 是一个不行分割的工作单位。事务具有四个特性：1、原子性：事务是数据库的规律单位，事务中所包括的读项操作要么都做， 要么都不做。2、全都性：事务执行的结果必需是使数据库从某个全都性状态转变到另
37、一个 全都性状态。3、隔离性：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所试用的数据对其他并发事务是隔离的，并发执行的各个事务之间不能相互干扰。4、持续性：永久性事务一旦提交，它对数据库中主句的转变就应当是永久的。接下来的其他操作或昂不应对其执行结果产生任何影响。为了保证事务的原子性、全都性与持续性。DBMS 必需对事务故障、系统故障和介质故障进展恢复；为了保证事务的隔离性和全都性，DBMS 需要对并发操作进展掌握。故障的种类及其影响以及相应的恢复策略1、事务内部故障的恢复：事务内部故障的恢复由 DBMS 自动完成，对用户而言是透亮的。DBMS 执行的恢复步骤如下：（1） 反向扫
38、描文件日志即从后向前扫描日志文件，查找该事务的更操作。（2） 对该事务的更操作执行逆操作，马上日志记录中“更前的值”写入 数据库。（3） 连续反向扫描日志文件，进展同样的处理。（4） 如此连续下去，直至独到此事务的开头标记，该事务故障恢复就完成了。 2、系统故障的恢复：会造成数据库处于不全都的状态，主要是一方面， 为完成事务对数据库所做的更可能已写入数据库；另一方面，已提交事务对数据库做的更可能尚留在缓冲区，未能准时写入数据库。因此恢复操作就是撤销UNDO 故障发生时为完成的事务，重做REDO已完成的事务。恢复步骤如下：（1） 正向扫描日志文件，找出在故障发生之前已经提交的事务队列 REDO
39、队列和为完成的事务队列UNDO 队列。（2） 对于撤销队列中的各个事务进展 UNDO 处理。进展 UNDO 处理的方法是： 反向扫描日志文件，对每个UNDO 事务的过呢更操作执行逆操作，马上日志记录中“更前的值”写入数据库中。（3） 对重做队列中的各个事务进展REDO 处理。进展REDO 处理的方法是：正向扫描日志文件，对每个REDO 事务重执行日志文件中所登记的操作，激将日志记录中“更后的值”写入数据库。3、截至故障的恢复：恢复方法是重装数据库，然后重做已完成的事务，具体 操作如下：（1） DBA 装入最的数据库后备副本离故障发生时刻最近的转储副本, 使数据库回复到转储时的全都性状态。（2）
40、 DBA 装入转储完毕时的日志文件副本。（3） DBA 启动系统恢复命令，有 DBMS 实现恢复功能，即重做已完成的事务。恢复的实现技术数据转储动态海量转储，动态增量转储，静态海量转储，静态增量转储 登记日志文件第十一章：数据库并发掌握技术并发操作可能产生的数据不全都1、丧失修改：两个事务1、2 同时读入同意数据并进展修改，2 所提交的结果破坏掩盖了 1 提交的结果，导致 1 所做的修改被丧失。2、不行重复读：事务 1 读取某一数据后，事务 2 对其执行更操作，使 1 无法再现前一次读取的结果。3、读脏数据：事务1 修改某一数据，将其协会磁盘，事务2 读取同意数据后， 事务 1 由于某种缘由被撤销，这是事务 1 已修改正的数据将恢复原值，事务 2 所读取的数据就与数据库中的数据不全都，则事务 2 所独到的就是脏数据，即不正确的数据。避开不全都性的方法是并发掌握机制。最常用的并发掌握技术是封锁技术。 封锁 排它锁，共享锁活锁和死锁 P296并发调度的可串行性,冲突可串行性化调度 P299封锁的粒度，多粒度封锁协议 P302