数据库系统第五章.ppt
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数据库5章数据库设计
E-R图向关系模型的转换：
码原则：
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。
一个联系转换为一个关系模式：与该联系相连的各实体的码以 及联系的属性转换为该关系的属性。该关系的码有五种情况：
若联系是1:1：则每个实体的码均是该关系的候选码。 若联系是1:n：则关系的码是n端实体的码。 若联系是m:n：则关系的码是参加联系的诸实体的码的集合。 若联系是三个或三个以上的实体的一个多元联系可以转换为一个关系模
① 确定局部E-R图实体之间的函数依赖。 ② 求F的最小依赖集Fm，求其差集，即
D=F-Fm ③ 逐一考察D中每一函数依赖，确定是否为冗余，若是，就把 它去掉。
5.4 逻辑结构设计
任务：将基本E-R模型转换为DBMS所支持的数据模型。 关系型逻辑结构设计的步骤：
1) 将概念结构转换为关系模型 2) 优化模型 3) 设计适合DBMS的子模式
第五章 数据库设计
5.1 数据库设计概述 5.2 需求分析 5.3 概念结构设计 5.4 逻辑结构设计 5.5 数据库物理设计
数据库技术的研究领域
数据库管理系统软件的研制（×）
DBMS的研制包括DBMS本身以及以DBMS为核心的饿一组相互联系的软 件系统。目标是扩大功能、提高性能和用户的生产率。
5.2 需求分析
5.数据库应用系统的数据字典 包括：
数据项 数据结构 数据流 数据存储 处理过程
5.2 需求分析
例：下图给出了某机器制造厂的零配 件采购子系统的数据流图。该子系统 要处理的工作是生产部门提出的生产 计划根据零配件当前价格计算成本送 主管部门审批，对已批准生产计划制 定采购计划，准备好订货单给供应商。
第5章 数据库基本概念PPT课件
数据(Data)
数据(Data)是数据库中存储的基本对象 数据的定义
描述事物的符号记录。
数据的种类
文字、图形、图象、声音
数据的特点
数据与其语义是不可分的
数据举例
学生档案中的学生记录 （马超，男，1972，江苏，计算机系，1990）
数据的形式不能完全表达其内容 数据的解释
语义：学生姓名、性别、出生年月、籍贯、所在 系别、入学时间
数据库管理系统(DBMS)
什么是DBMS 数据库管理系统（Database Management System，简称DBMS） 是位于用户与操作系统之间的一层 数据管理软件。
它是用户与数据库的接口，提供数据库的 定义、检索、更新、维护及各种数据控制。
DBMS的主要功能
★定义数据库
提供数据描述语言(DDL)，定义数 据库总体逻辑数据结构、存储结构、 保密定义等。
与数据文件名 统一、集中、独
打交道
立的管理
文件系统
DBMS
人工管理阶段 文件系统阶段
数据库系统阶段
数据的共 享程度
无共享
共享性差
共享性高
数据的冗 余度
冗余度极大
冗余度大
冗余度小
数据的独 不独立，完全 立性 依赖于程序
独立性差
具有高度的物理独立 性和一定的逻辑独立性
数据的结 构化
无结构
记录内有结构 整体无结构
整体结构化 用数据模型描述
数据的控 制能力
应用程序 自己控制
应用程序 自己控制
由DBMS提供数据的 安全性、完整性、并 发控制和恢复能力
数据独立性是要维护数据与应用程序之 间的无关性。其目的是，应用程序不因 数据一方的改变而改变；反过来，数据 也不会因应用程序一方的改变而改变。 数据与应用程序相互独立，不受对方的 影响。数据独立性分成物理数据独立性 和逻辑数据独立性两级。
数据库原理第五章关系数据库的规范化设计
在以上三个关系模式中，实现了信息的某种程度的 分离： T中存储教师基本信息，与所选课程及系主任无关； D中存储系的有关信息，与教师无关； TC中存储教师讲授课程的信息，而与教师及系的信 息无关。
12
模式分解是关系规范化的 主要方法(二)
与TDC相比，分解为三个关系模式后，数据的冗余度明显 降低。 当新插入一个系时，只要在关系D中添加一条记录。 当某个教师尚未讲课，只要在关系T中添加一条教师记录， 而与TC授课关系无关，这就避免了插入异常。 当某个系的教师不再讲课时，只需在TC中删除该教师的 全部授课记录，而关系D中有关该系的信息仍然保留，从 而不会引起删除异常。 同时，由于数据冗余度的降低，数据没有重复存储，也不 会引起更新异常。
24
2.2 完全函数依赖和部分函数依赖
例如：学生成绩表中
姓名 王一 王二 王三 王一
学号 1 2 3 4
年龄 16 15 16 16
籍贯 河北 山东 北京 天津
姓名不能推出年龄，学号也不能推出年龄，但是 姓名 + 学号能推出年龄，故完全依赖；
学号能直接推出籍贯，故是部分依赖
25
2.3 传递函数依赖
当关系中的元组增加、删除或更新后都不能被破 坏这种函数依赖。因此，必须根据语义来确定属 性之间的函数依赖，而不能单凭某一时刻关系中 的实际数据值来判断。
20
函数依赖的定义和性质（六）
函数依赖可以保证关系分解的无损连接性
设R(X,Y,Z)，X,Y,Z为不相交的属性集合，如果X Y或X Z，则有R(X,Y,Z)=R[X,Y]*R[X,Z]，其中，R[X,Y]表示关 系R在属性(X,Y)上的投影，即 R等于其投影在X上的自然连 接，这样便保证了关系R分解后不会丢失原有的信息，称为 关系分解的无损连接性
12
模式分解是关系规范化的 主要方法(二)
与TDC相比，分解为三个关系模式后，数据的冗余度明显 降低。 当新插入一个系时，只要在关系D中添加一条记录。 当某个教师尚未讲课，只要在关系T中添加一条教师记录， 而与TC授课关系无关，这就避免了插入异常。 当某个系的教师不再讲课时，只需在TC中删除该教师的 全部授课记录，而关系D中有关该系的信息仍然保留，从 而不会引起删除异常。 同时，由于数据冗余度的降低，数据没有重复存储，也不 会引起更新异常。
24
2.2 完全函数依赖和部分函数依赖
例如：学生成绩表中
姓名 王一 王二 王三 王一
学号 1 2 3 4
年龄 16 15 16 16
籍贯 河北 山东 北京 天津
姓名不能推出年龄，学号也不能推出年龄，但是 姓名 + 学号能推出年龄，故完全依赖；
学号能直接推出籍贯，故是部分依赖
25
2.3 传递函数依赖
当关系中的元组增加、删除或更新后都不能被破 坏这种函数依赖。因此，必须根据语义来确定属 性之间的函数依赖，而不能单凭某一时刻关系中 的实际数据值来判断。
20
函数依赖的定义和性质（六）
函数依赖可以保证关系分解的无损连接性
设R(X,Y,Z)，X,Y,Z为不相交的属性集合，如果X Y或X Z，则有R(X,Y,Z)=R[X,Y]*R[X,Z]，其中，R[X,Y]表示关 系R在属性(X,Y)上的投影，即 R等于其投影在X上的自然连 接，这样便保证了关系R分解后不会丢失原有的信息，称为 关系分解的无损连接性
《数据库系统原理》PPT电子课件教案-第五章 数据库保护
四、用户定义的安全性措施 除了系统级的安全性措施外，Oracle还允许用户用数 据库触发器定义特殊的更复杂的用户级安全性措施。例 如，规定只能在工作时间内更新Student表，可以定义如 下触发器，其中sysdate为系统当前时间： CREATE OR REPLACE TRIGGER secure student BEFORE INSERT OR UPDATE OR DELETE ON Student BEGIN IF(TO_CHAR(sysdate，’DY’) IN(‘SAT’,’SUN’)) OR(TO_NUMBER(sysdate HH24') NOT BETWEEN 8 AND l7) THEN
常用的方法：
1）用一个用户名或者用户标识号来标明用户身份， 系统鉴别此用户是否是合法用户。 2）口令(Password)。为进一步核实用户，系统要求 用户输入口令 3）系统提供一个随机数，用户根据预先约定好的某 一过程或函数进行计算，系统根据计算结果是否正 确进一步鉴定用户身份。
2. 存取控制
(2)行级安全性 Oracle行级安全性由视图实现。用视图定义表的水 平子集，限定用户在视图上的操作，就为表的行级提供 了保护。视图上的授权与回收与表级完全相同。 例如，只允许用户U2查看Student表中信息系学生的 数据，则首先创建信息系学生视图S_ IS，然后将该视图 的SELECT权限授予U2用户。 (3)列级安全性 Oracle列级安全性可以由视图实现，也可以直接在基 本表上定义。 用视图定义表的垂直子集就可以实现列级安全性，方 法与上面类似。
Oracle对数据库对象的权限采用分散控制方式， 允许具有WITH GRANTOPTION的用户把相应权限或 其子集传递授予其他用户，但不允许循环授权，即被 授权者不能把权限再授回给授权者或其祖先， U1 U2 U3 U4 × 循环授权 Oracle把所有权限信息记录在数据字典中。当用 户进行数据库操作时，Oracle首先根据数据字典中的 权限信息，检查操作的合法性。在Oracle中，安全性 检查是任何数据库操作的第一步。
第五章 数据库设计
运动会方面，实体集包括：运动员（编号，姓名，性别，队 伍号），比赛项目（项目名，比赛场地）。其中，一个比赛项 目可供多名运动员参加，一名运动员可参加多个项目。
根据上述条件，分别设计运动队和运动会两个局部E-R图。
第三节 概念结构设计 参赛项目 性别 队伍号 队伍名 教练名 运动员 性别 队伍号 运动员 m 参加 n n 属于
第三节 概念结构设计 分解变换。如果实体集的属性较多，可以进行分解。例如， 对于员工实体集，其属性为员工号、姓名、性别、生日、（所 属）支行名、岗位、工资、奖金。 性别 生日 支行名 岗位 工资 奖金
姓名 员工号 员工
第三节 概念结构设计 可以把员工信息分解为两部分，一部分属于固定信息，一部 分属于变动信息。为了区别这两部分信息，产生一个新的实体 和一个新的联系。
在视图合并阶段，设计者把所有视图有机地合并成统一的概 念模型，这个最终的概念模型支持所有的应用。
第三节 概念结构设计 概念结构设计的策略主要分为自顶向下、自底向上、自内向 外和混合策略四种。 这些方法中最常用的是自底向上方法：首先设计局部概念模 式，然后综合局部概念模式成全局概念模式，最后对全局概念 模式进行评估和优化。
P2 P1 D2明细 D3账目 E2会 E1客 D1付款 打印账目 账务处理 单 户 计
第二节 需求分析 元数据是描述数据的数据，通常由数据结构的描述组成，主 要描述数据及其使用环境，例如数据精度、来源、产生时间、 使用范围、注解等。 数据字典是一种用户可以访问的、记录数据库和应用程序元 数据的集合，通常是用来解释数据表、数据字段等数据结构的 意义，数据字段的取值范围、数据值代表的意义等。 简而言之，数据字典是描述数据的信息集合，是系统中所有 数据的定义集合。
数据字典通常由数据项、数据结构、数据流、数据存储和处 理过程组成。
第五章数据库设计和模型.ppt
系统实现技术
1
本章重要概念(1)
（1）系统目录及其和各子系统的联系。 （2）事务的定义，和的 语 义 ， 事 务 的 性 质 ， 事务的状态 变迁图。 （3）存储器类型，稳定存储器的实现， 数据传
送过程。 （4）恢复的定义、基本原则和实现方法，
故障的类型，检查点技术，和 操作，运行 记录优先原则。
标志事务开始执行。 和或一起保证了事务的四个性质。 对数据库访问的两个基本操作：读和写，但
完成写操作后，数据可能暂时放在内存中， 而非直接写进数据库。
14
事务的状态变迁图
READ/WRITE
活动状态
局部提交 状态
提交状态
失败状态
异常中止状态
图7.4 事务的状态变迁图
15
主要内容
7.1 系统目录 7.2 事务 7.3 数据库的恢复 7.4 数据库的并发控制 7.5 并发事务的可串行化和可恢复性 7.6 数据库的完整性 7.7 数据库的安全性 小结
REL_NAME KEY_NUMBER MEMBER_ATTR
(b)存储索引信息的目录关系
VIEW_QUERIER
VIEW_NAME
QUERY
VIEW_ATTRIBUTES
VIEW_NAME ATTR_NAME
ATTR_NUM
(c)存储视图信息的目录关系
7
系统目录的扩充图
关系名
属性名
数据类型
R_A
（B）：把缓冲块B的 内容传送到磁盘中恰当 的物理块中
input(A)
A
output(B)
B
B
内存
磁盘
块操作
18
数据访问
事务
包含x的块 Bx存在， read(X)
1
本章重要概念(1)
（1）系统目录及其和各子系统的联系。 （2）事务的定义，和的 语 义 ， 事 务 的 性 质 ， 事务的状态 变迁图。 （3）存储器类型，稳定存储器的实现， 数据传
送过程。 （4）恢复的定义、基本原则和实现方法，
故障的类型，检查点技术，和 操作，运行 记录优先原则。
标志事务开始执行。 和或一起保证了事务的四个性质。 对数据库访问的两个基本操作：读和写，但
完成写操作后，数据可能暂时放在内存中， 而非直接写进数据库。
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事务的状态变迁图
READ/WRITE
活动状态
局部提交 状态
提交状态
失败状态
异常中止状态
图7.4 事务的状态变迁图
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主要内容
7.1 系统目录 7.2 事务 7.3 数据库的恢复 7.4 数据库的并发控制 7.5 并发事务的可串行化和可恢复性 7.6 数据库的完整性 7.7 数据库的安全性 小结
REL_NAME KEY_NUMBER MEMBER_ATTR
(b)存储索引信息的目录关系
VIEW_QUERIER
VIEW_NAME
QUERY
VIEW_ATTRIBUTES
VIEW_NAME ATTR_NAME
ATTR_NUM
(c)存储视图信息的目录关系
7
系统目录的扩充图
关系名
属性名
数据类型
R_A
（B）：把缓冲块B的 内容传送到磁盘中恰当 的物理块中
input(A)
A
output(B)
B
B
内存
磁盘
块操作
18
数据访问
事务
包含x的块 Bx存在， read(X)
第五章 数据库完整性
7
例2：将SC表中的SNO、cno属性组定义为码 create table sc (sno char(9) not null, cno char(4) not null, grade smallint, primary key(sno,cno) )
8
5.1.2 实体完整性的违约处理
对于实体完整性的检查，包括:
在子表中修改外码(也是主属性)的策略
6. 在参照关系(子表)中修改外码(同时是主码 属性 )。与在参照关系中插入元组类似，可以 有2种策略： 受限修改 递归修改 RDBMS在实现参照完整性时: 需要向用户提供定义主码、外码的机制。 向用户提供按照自己的应用要求选择处理依 赖关系中对应的元组的方法。
6
5.1 实体完整性
5.1.1 定义实体完整性 例1：将student表中的sno属性定义为码 create table student (sno char(9) primary key, sname char(20) not null, ssex char(2), sage smallint, sdept char(20) )
26
5.4 完整性约束命名子句
1. 完整性约束命名子句 Constraint <完整性约束条件名><完整性约 束条件> 例5.10 建立学生登记表 student,要求学号在 90000—99999 之间，姓名不能取空值，年 龄小于30，性别只能是“男”或者“女”
5
数据库完整性控制机制
DBMS完整性控制机制： 1. 提供定义完整性约束条件的机制：提供定义数 据完整性约束条件的方法，完整性约束条件作为 模式的一部分存入数据库中； 2. 提供完整性检查的方法：进行完整性检查，检 查数据是否满足约束条件； 3. 进行违约处理：若有违反，采取相应措施（拒 绝、报告、改正）处理。 完整性子系统：DBMS中执行完整性控制的子系统。 其功能为监督事务的执行，测试其是否违反完整性 约束条件；若有违反，则分情况进行预定的处理。
例2：将SC表中的SNO、cno属性组定义为码 create table sc (sno char(9) not null, cno char(4) not null, grade smallint, primary key(sno,cno) )
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5.1.2 实体完整性的违约处理
对于实体完整性的检查，包括:
在子表中修改外码(也是主属性)的策略
6. 在参照关系(子表)中修改外码(同时是主码 属性 )。与在参照关系中插入元组类似，可以 有2种策略： 受限修改 递归修改 RDBMS在实现参照完整性时: 需要向用户提供定义主码、外码的机制。 向用户提供按照自己的应用要求选择处理依 赖关系中对应的元组的方法。
6
5.1 实体完整性
5.1.1 定义实体完整性 例1：将student表中的sno属性定义为码 create table student (sno char(9) primary key, sname char(20) not null, ssex char(2), sage smallint, sdept char(20) )
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5.4 完整性约束命名子句
1. 完整性约束命名子句 Constraint <完整性约束条件名><完整性约 束条件> 例5.10 建立学生登记表 student,要求学号在 90000—99999 之间，姓名不能取空值，年 龄小于30，性别只能是“男”或者“女”
5
数据库完整性控制机制
DBMS完整性控制机制： 1. 提供定义完整性约束条件的机制：提供定义数 据完整性约束条件的方法，完整性约束条件作为 模式的一部分存入数据库中； 2. 提供完整性检查的方法：进行完整性检查，检 查数据是否满足约束条件； 3. 进行违约处理：若有违反，采取相应措施（拒 绝、报告、改正）处理。 完整性子系统：DBMS中执行完整性控制的子系统。 其功能为监督事务的执行，测试其是否违反完整性 约束条件；若有违反，则分情况进行预定的处理。
关系数据库规范化理论(05)
14
5.3 函数依赖
关系模式S(S# , SN , SD , DEAN , C# , G)
根据一般的事实，有： 一个系有若干学生，而一个学生只属于一个系；
一个系只有一名系主任；一个学生可以选修多门课 程，每门课程也可以由多个学生选修；每个学生的 每门课程都只有一个成绩。据此语义，可以得到一 组FD F
9
5.2 数据依赖
G
SNO
DN
CN
DM
关系的规范化理论就是用于改造关系模式，通过 分解关系模式来消除其中不合适的数据依赖，以 解决插入异常、删除异常、更新异常和数据冗余 问题。
10
5.3 函数依赖
函数依赖
设R(U)是属性集U上的关系模式，X , Y U， r是 R(U) 上的任意一个关系，如果成立
对t , s r，若t[X] = s[X]，则t[Y] = s[Y] 那么称“X函数决定Y”，或“Y函数依赖于X”，记 作XY 称X为决定因素
如S# SN， （S#，C#） G
不存在t , s r，t[X] = s[X]，但t[Y] ≠ s[Y]
11
5.3 函数依赖
A
B
C
D
a1
b1
c1
d1
a1
快速热身
关系模式R（A，B，C，D），码为AB，给出它的一个函数 依赖集，使得R属于2NF而不属于3NF
33
5.4 .4 BC范式(BCNF)
STC(S# , T# , C#)
每位老师只教授一门课
T# C#
某学生选定一门课，就对应一位老师
(S#，C#) T#
候选码
(S#，T#)，(S#，C#)
28
5.4 .3 3NF
S# SN SD DEAN S01 杨明 D01 思齐 S02 李婉 D01 思齐 S03 刘海 D02 述圣 S04 安然 D02 述圣 S05 乐天 D03 省身
5.3 函数依赖
关系模式S(S# , SN , SD , DEAN , C# , G)
根据一般的事实，有： 一个系有若干学生，而一个学生只属于一个系；
一个系只有一名系主任；一个学生可以选修多门课 程，每门课程也可以由多个学生选修；每个学生的 每门课程都只有一个成绩。据此语义，可以得到一 组FD F
9
5.2 数据依赖
G
SNO
DN
CN
DM
关系的规范化理论就是用于改造关系模式，通过 分解关系模式来消除其中不合适的数据依赖，以 解决插入异常、删除异常、更新异常和数据冗余 问题。
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5.3 函数依赖
函数依赖
设R(U)是属性集U上的关系模式，X , Y U， r是 R(U) 上的任意一个关系，如果成立
对t , s r，若t[X] = s[X]，则t[Y] = s[Y] 那么称“X函数决定Y”，或“Y函数依赖于X”，记 作XY 称X为决定因素
如S# SN， （S#，C#） G
不存在t , s r，t[X] = s[X]，但t[Y] ≠ s[Y]
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5.3 函数依赖
A
B
C
D
a1
b1
c1
d1
a1
快速热身
关系模式R（A，B，C，D），码为AB，给出它的一个函数 依赖集，使得R属于2NF而不属于3NF
33
5.4 .4 BC范式(BCNF)
STC(S# , T# , C#)
每位老师只教授一门课
T# C#
某学生选定一门课，就对应一位老师
(S#，C#) T#
候选码
(S#，T#)，(S#，C#)
28
5.4 .3 3NF
S# SN SD DEAN S01 杨明 D01 思齐 S02 李婉 D01 思齐 S03 刘海 D02 述圣 S04 安然 D02 述圣 S05 乐天 D03 省身
数据库系统概论第五章数据库的完整性PPT课件
用户自定义完整性是指根据业务 规则和需求，自定义约束条件来 维护数据的准确性和一致性。
02 数据完整性的实现方式
实体完整性
实体完整性定义
确保表中每条记录的唯一性，通常通过主键约 束来实现。
主键约束
主键是表中的一个或多个字段的组合，其值唯 一标识表中的每条记录。
主键的作用
确保表中数据的唯一性，防止重复记录的出现。
数据库完整性技术面临的挑战和机遇
数据量爆炸式增长
01
随着大数据时代的来临，数据库完整性面临数据量爆炸式增长
带来的存储、处理和管理挑战。
法规遵从与隐私保护
02
随着法规对数据保护的要求日益严格，数据库完整性需满足法
规遵从和隐私保护的需求。
技术创新与市场机遇
03
数据库完整性技术的发展将带来新的市场机遇，推动相关产业
参照完整性定义
维护数据库表之间的关系，确保引用数据的 一致性和准确性。
级联更新和删除
当父表中的数据发生变化时，自动更新或删 除子表中的相关数据。
外键约束
通过在子表中设置外键来引用父表的主键， 确保子表中数据与父表数据的一致性。
更新和删除规则
定义当父表中的数据发生变化时，如何处理 子表中的相关数据。
视图完整性
THANKS FOR WATCHING
感谢您的观看
视图完整性定义
基于一个或多个表的查询结果 集创建视图，并确保该结果集
的完整性。
视图的作用
提供了一个虚拟表，可以基于 现有表的数据进行查询和操作 。
视图的限制
通过在视图上定义约束来确保 数据的完整性和准确性。
视图与数据操作
对视图进行查询、更新、插入 和删除操作时，必须遵守视图
02 数据完整性的实现方式
实体完整性
实体完整性定义
确保表中每条记录的唯一性，通常通过主键约 束来实现。
主键约束
主键是表中的一个或多个字段的组合，其值唯 一标识表中的每条记录。
主键的作用
确保表中数据的唯一性，防止重复记录的出现。
数据库完整性技术面临的挑战和机遇
数据量爆炸式增长
01
随着大数据时代的来临，数据库完整性面临数据量爆炸式增长
带来的存储、处理和管理挑战。
法规遵从与隐私保护
02
随着法规对数据保护的要求日益严格，数据库完整性需满足法
规遵从和隐私保护的需求。
技术创新与市场机遇
03
数据库完整性技术的发展将带来新的市场机遇，推动相关产业
参照完整性定义
维护数据库表之间的关系，确保引用数据的 一致性和准确性。
级联更新和删除
当父表中的数据发生变化时，自动更新或删 除子表中的相关数据。
外键约束
通过在子表中设置外键来引用父表的主键， 确保子表中数据与父表数据的一致性。
更新和删除规则
定义当父表中的数据发生变化时，如何处理 子表中的相关数据。
视图完整性
THANKS FOR WATCHING
感谢您的观看
视图完整性定义
基于一个或多个表的查询结果 集创建视图，并确保该结果集
的完整性。
视图的作用
提供了一个虚拟表，可以基于 现有表的数据进行查询和操作 。
视图的限制
通过在视图上定义约束来确保 数据的完整性和准确性。
视图与数据操作
对视图进行查询、更新、插入 和删除操作时，必须遵守视图
数据库系统概论版PPT课件
重点：
掌握DBMS完整性控制机制的三个方面，即完 整性约束条件的定义、检查和违约处理。
用SQL语言定义关系模式的完整性约束条件。 包括定义主码、参照完整性；定义与应用有 关的完整性。
难点：
如何实现完整性的策略，以确保数据的正确 与有效。较复杂的是参照完整性的实现机制。
3
数据库完整性
数据库的完整性
16
参照完整性检查和违约处理
[练习]对表SC和Course，可能破坏参照完 整性的操作情况
SC表增加一个元组 修改SC表的一个元组 从Course表删除一个元组 修改Course表中一个元组的Cno属性值
17
参照完整性检查和违约处理
可能破坏参照完整性的情况及违约处理
被参照表 (例如Student)
数据的正确性和相容性 数据的完整性和安全性是两个不同概念
数据的完整性 防止数据库中存在不正确的数据 防范对象：不合语义的、不正确的数据
数据的安全性 防止恶意的破坏和非法的存取 防范对象：非法用户和非法操作
4
数据库完整性(续)
为维护数据库的完整性，DBMS必须：
提供定义完整性约束条件的机制 提供完整性检查的方法 违约处理
9
实体完整性定义(续)
[例2]将SC表中的Sno，Cno属性组定义为码
CREATE TABLE SC (Sno CHAR(9) NOT NULL， Cno CHAR(4) NOT NULL， Grade SMALLINT， PRIMARY KEY (Sno，Cno) /*只能在表级定义主码*/);
20
在主表中修改主码例
例：将S关系中Sno=950001的元组中Sno 值改为960123。设SC关系中有4个元组 的Sno=950001
掌握DBMS完整性控制机制的三个方面，即完 整性约束条件的定义、检查和违约处理。
用SQL语言定义关系模式的完整性约束条件。 包括定义主码、参照完整性；定义与应用有 关的完整性。
难点：
如何实现完整性的策略，以确保数据的正确 与有效。较复杂的是参照完整性的实现机制。
3
数据库完整性
数据库的完整性
16
参照完整性检查和违约处理
[练习]对表SC和Course，可能破坏参照完 整性的操作情况
SC表增加一个元组 修改SC表的一个元组 从Course表删除一个元组 修改Course表中一个元组的Cno属性值
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参照完整性检查和违约处理
可能破坏参照完整性的情况及违约处理
被参照表 (例如Student)
数据的正确性和相容性 数据的完整性和安全性是两个不同概念
数据的完整性 防止数据库中存在不正确的数据 防范对象：不合语义的、不正确的数据
数据的安全性 防止恶意的破坏和非法的存取 防范对象：非法用户和非法操作
4
数据库完整性(续)
为维护数据库的完整性，DBMS必须：
提供定义完整性约束条件的机制 提供完整性检查的方法 违约处理
9
实体完整性定义(续)
[例2]将SC表中的Sno，Cno属性组定义为码
CREATE TABLE SC (Sno CHAR(9) NOT NULL， Cno CHAR(4) NOT NULL， Grade SMALLINT， PRIMARY KEY (Sno，Cno) /*只能在表级定义主码*/);
20
在主表中修改主码例
例：将S关系中Sno=950001的元组中Sno 值改为960123。设SC关系中有4个元组 的Sno=950001
第五章 数据库的创建与管理
数据库教案
物理存储结构
• 至少有一个主文件组，主文件组中包含了所有的 系统表，当建立数据库时，主文件组包括主数据 库文件和未指定组的其他文件。
• 事务日志文件文件不属于任何一个文件组。
数据库教案
• [例5-1]：创建一个只含一个数据文件和一个事务日志文件的数据库 • 数据库名为JWGL1， • 主数据库文件逻辑名称为jwgl1_data – 数据文件的操作系统名称jwgl1.mdf – 数据文件初始大小为5MB， – 最大值为500MB， – 数据文件大小以10%的增量增加。 • 日志逻辑文件名称jwgl1_log.ldf， – 事务日志的操作系统名称jwgl1.ldf， – 日志文件初始大小为5MB， – 最大值100MB， – 日志文件以2MB增量增加。
数据库的类型
了解系统数据库和用户数 系统数据库、文件存储位置、 据库的基本功能、存 默认扩展名、基本功能、 储信息 存储信息、属性
掌 握 使 用 SSMS 和 T-SQL 数据库的创建 数据文件、事务日志文件、 创建、修改与删除数 与管理 文件组、数据库属性 据库的方法 数 据 库 中 的 对 了解数据库中的对象及主 象 要对象的功能与作用 数据库关系图、表、视图、 可编程性、存储、安全 性
数据库教案
5.1 数据库简介
5.1.1 SQL Server 2005的数据库类型
1
2 系统数据库
用户数据库
数据库教案
系统数据库
1. 2. 3.
master数据库 model数据库 msdb数据库
4.
tempdb数据库
数据库教案
Master数据库
SQL Server中最重要的数据库，存储SQL Server中的系统级信息 包括所有的登录账户信息、初始化信息和 其它数据库的相关信息。 系统根据mas系统将受到影响
《数据库》第五章 数据完整性与约束
约束) 强制两个表之间的关系. –外键约束要求对于定义约束的列中的每个值，
必须与引用表中指定的列的值匹配。
15
Inspur Education
▪ 外键约束
–外键约束相关的概念:
oracle– 中外是键其常：他外表用键的约主约束 键定 列束义。中的的用引用法了其他表的的列或列集，一般
– 引用键：外键引用的其他表的唯一键或主键。 – 从表或子表：包含外键的表。此表的值依赖于引用表的唯一
–实例：在已创建的表dept_20中添加
oracleemp中lo常yee用_id约和束h的ir用e_d法ate 列的组合外键约
束A并LTE启R T用ABL：E dept_20
ADD CONSTRAINT fk_empid_hiredate FOREIGN KEY (employee_id, hire_date) REFERENCES job_history(employee_id, start_date)
▪ 唯一性约束
–实例：为已存在的warehouses表的
oraclwear中eh常ous用e_i约d,束wa的re用hou法se_name列，添加名
whAL_TuERnTqA为BLE的wa唯reh一ous性es 约束
ADD CONSTRAINT wh_unq UNIQUE (warehouse_id, warehouse_name)
25
Inspur Education
▪ 检查性约束
–检查性（check）约束即要求每一行的一列或
oracl多e列中的常值用，必约须束满的足用指定法条件。
–检查约束的主要好处是具有非常灵活的完整性 规则的能力。
26
Inspur Education
必须与引用表中指定的列的值匹配。
15
Inspur Education
▪ 外键约束
–外键约束相关的概念:
oracle– 中外是键其常：他外表用键的约主约束 键定 列束义。中的的用引用法了其他表的的列或列集，一般
– 引用键：外键引用的其他表的唯一键或主键。 – 从表或子表：包含外键的表。此表的值依赖于引用表的唯一
–实例：在已创建的表dept_20中添加
oracleemp中lo常yee用_id约和束h的ir用e_d法ate 列的组合外键约
束A并LTE启R T用ABL：E dept_20
ADD CONSTRAINT fk_empid_hiredate FOREIGN KEY (employee_id, hire_date) REFERENCES job_history(employee_id, start_date)
▪ 唯一性约束
–实例：为已存在的warehouses表的
oraclwear中eh常ous用e_i约d,束wa的re用hou法se_name列，添加名
whAL_TuERnTqA为BLE的wa唯reh一ous性es 约束
ADD CONSTRAINT wh_unq UNIQUE (warehouse_id, warehouse_name)
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Inspur Education
▪ 检查性约束
–检查性（check）约束即要求每一行的一列或
oracl多e列中的常值用，必约须束满的足用指定法条件。
–检查约束的主要好处是具有非常灵活的完整性 规则的能力。
26
Inspur Education
数据库系统概论 第5章
当一个关系模式在连接的过程中没有丢掉有用信息的， 称为无损连接分解否则称为有损连接分解。 3NF的优点就是其总可以在满足无损连接并保持依赖的 前提下得到3NF设计。其缺点是，若没有消除所有的传递 依赖，则必须要用空值来表示数据项间的某些可能有意义 的联系。此外，3NF还存在信息重复的问题。 若必须在BCNF和保持依赖的3NF间作选择的话，通常 倾向于选择3NF。因为若不能有效地检验依赖的保持情况， 我们要么牺牲系统性能，要么破坏数据库中的数据的完整 性，这当然都不好。相比之下，3NF中允许传递依赖造成 少量冗余反到是可以容忍的。所以，我们常选择保持依赖 而放弃BCNF。
假定有一个实际问题，有关系模式： 借书人（姓名，地址，书名，日期） 即 BORROW(NAME,ADDR,TITLE,DATE) 其中：NAME和TITLE是整个模式的关键字（主码）。
NAME 张 平 张 平 张 平 张 平 张 平 张 平 李少林 李少林 ADDR A1 A1 A1 A1 A1 A1 A2 A2 TITLE T1 T2 T3 T4 T5 T6 T3 T7 DATE D1 D2 D3 D4 D5 D6 D4 D7
一个低一级范式的系模式的集合，这种 过程就叫规范化。各种范式之间的关系为：
1NF 2NF
3NF BCNF 4NF
5NF
例：以下两例为非1NF关系。借书人
部门名 部门号
经理
正经理 副经理
张 平 李文化
DN1 DN2
D1 D2
M1 M2
5.2.5 3NF
定义：关系模式R(U,F)中若不存在这样的码X，属 性组Y及非主属性Z(Z Y)使得X→Y(Y→X)Y→Z 成立，则称R(U,F) ∈3NF。 简言之，不存在非主属性部分依赖和传递依赖于 码的第一范式称为第三范式。 从定义中还可得出结论：不存在非主属性的模式 为第三范式。
数据库安全性讲义PPT63页课件
1．用一个用户名或用户标识符来标明用户的身份， 系统以此来鉴别用户的合法性。
2．为了进一步核实用户身份，常采用用户名与口令 （Password）相结合的方法,系统通过核对口令判 别用户身份的真。
3．通过用户名和口令来鉴定用户的方法简单易行， 但该方法在使用时，由于用户名和口令的产生和 使用比较简单，也容易被窃取，因此还可采用更 复杂的方法。
//添加 U1 为角色 r_test 的成员
grant select,update on course to u1 with grant option
EXEC sp_revokedbaccess 'u_test' --从数据库 pubs 中删除安全账户
EXEC sp_droplogin 'l_test' --删除登录 l_test
查找、插入、修改、删除
用户或DBA把授权决定告知系统 SQL的GRANT和REVOKE DBMS把授权的结果存入数据字典 当用户提出操作请求时，DBMS根据授
权定义进行检查，以决定是否执行操作 请求
5.3.2 授权及收权
GRANT语句的一般格式： GRANT <权限>[,<权限>]... [ON <对象类型> <对象名>] TO <用户>[,<用户>]... [WITH GRANT OPTION];
第五章 数据库安全性
问题的提出
数据库的一大特点是数据可以共享 但数据共享必然带来数据库的安全性问题 数据库系统中的数据共享不能是无条件的共享
例：军事秘密、 国家机密、 新产品实验数据、 市场需求分析、市场营销策略、销售计划、 客户档案、 医疗档案、 银行储蓄数据
2．为了进一步核实用户身份，常采用用户名与口令 （Password）相结合的方法,系统通过核对口令判 别用户身份的真。
3．通过用户名和口令来鉴定用户的方法简单易行， 但该方法在使用时，由于用户名和口令的产生和 使用比较简单，也容易被窃取，因此还可采用更 复杂的方法。
//添加 U1 为角色 r_test 的成员
grant select,update on course to u1 with grant option
EXEC sp_revokedbaccess 'u_test' --从数据库 pubs 中删除安全账户
EXEC sp_droplogin 'l_test' --删除登录 l_test
查找、插入、修改、删除
用户或DBA把授权决定告知系统 SQL的GRANT和REVOKE DBMS把授权的结果存入数据字典 当用户提出操作请求时，DBMS根据授
权定义进行检查，以决定是否执行操作 请求
5.3.2 授权及收权
GRANT语句的一般格式： GRANT <权限>[,<权限>]... [ON <对象类型> <对象名>] TO <用户>[,<用户>]... [WITH GRANT OPTION];
第五章 数据库安全性
问题的提出
数据库的一大特点是数据可以共享 但数据共享必然带来数据库的安全性问题 数据库系统中的数据共享不能是无条件的共享
例：军事秘密、 国家机密、 新产品实验数据、 市场需求分析、市场营销策略、销售计划、 客户档案、 医疗档案、 银行储蓄数据
数据库系统概念(database system concepts)英文第六版 PPT 第五章
"select * from instructor where name = ‟" + name + "‟" Suppose the user, instead of entering a name, enters: X‟ or ‟Y‟ = ‟Y then the resulting statement becomes: "select * from instructor where name = ‟" + "X‟ or ‟Y‟ = ‟Y" + "‟" which is: select * from instructor where name = ‟X‟ or ‟Y‟ = ‟Y‟ User could have even used X‟; update instructor set salary = salary + 10000; - Prepared statement internally uses: "select * from instructor where name = ‟X\‟ or \‟Y\‟ = \‟Y‟ Always use prepared statements, with user inputs as parameters
How is this useful?
Database System Concepts - 6th Edition
5.10
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
Metadata (Cont)
Database metadata DatabaseMetaData dbmd = conn.getMetaData();
数据库系统ppt课件(完整版)pptx
20世纪60年代后期出现了一种新 型的数据管理技术——数据库技 术，它解决了数据的组织、存储 和管理问题，实现了数据的共享
和高效处理。
数据库系统组成与结构
数据库系统组成
数据库系统由数据库、数据库管理系统 （DBMS）、应用系统和用户构成。
VS
数据库系统结构
数据库系统的结构可以分为三级模式结构 ，包括外模式、模式和内模式。其中，模 式是数据库中全体数据的逻辑结构和特征 的描述，是所有用户的公共数据视图；外 模式是模式的子集，是用户与数据库的接 口；内模式是数据物理结构和存储方式的 描述，是数据在数据库内部的表示方式。
用户自定义完整性
根据业务需求，设置自定义的约束条件，如 字段值范围、格式等。
级联操作
在更新或删除记录时，自动更新或删除相关 联的数据，保持数据一致性。
并发操作带来问题及解决方法
丢失更新
两个事务同时更新同一数据，后提交的事务会覆盖先提交 的事务的更新结果。解决方法包括使用锁机制、时间戳等 。
脏读
一个事务读取了另一个未提交事务的修改数据，可能导致 数据不一致。解决方法包括使用隔离级别、锁机制等。
考虑系统的性能、稳定性 、可扩展性和易用性
确保系统具有良好的技术 支持和社区资源
05
数据库安全、完整性与并发控制
数据库安全性保护措施
用户身份鉴别
通过用户名/密码、数字证书等方式 验证用户身份，防止非法用户访问。
访问控制
根据用户角色和权限，限制对数据库 对象的访问和操作，确保数据不被越 权访问。
数据加密
未来发展趋势预测和挑战应对
多模数据管理
未来数据库将支持多种数据模型的管理 和访问，以满足不同应用的需求。
文档存储数据库
和高效处理。
数据库系统组成与结构
数据库系统组成
数据库系统由数据库、数据库管理系统 （DBMS）、应用系统和用户构成。
VS
数据库系统结构
数据库系统的结构可以分为三级模式结构 ，包括外模式、模式和内模式。其中，模 式是数据库中全体数据的逻辑结构和特征 的描述，是所有用户的公共数据视图；外 模式是模式的子集，是用户与数据库的接 口；内模式是数据物理结构和存储方式的 描述，是数据在数据库内部的表示方式。
用户自定义完整性
根据业务需求，设置自定义的约束条件，如 字段值范围、格式等。
级联操作
在更新或删除记录时，自动更新或删除相关 联的数据，保持数据一致性。
并发操作带来问题及解决方法
丢失更新
两个事务同时更新同一数据，后提交的事务会覆盖先提交 的事务的更新结果。解决方法包括使用锁机制、时间戳等 。
脏读
一个事务读取了另一个未提交事务的修改数据，可能导致 数据不一致。解决方法包括使用隔离级别、锁机制等。
考虑系统的性能、稳定性 、可扩展性和易用性
确保系统具有良好的技术 支持和社区资源
05
数据库安全、完整性与并发控制
数据库安全性保护措施
用户身份鉴别
通过用户名/密码、数字证书等方式 验证用户身份，防止非法用户访问。
访问控制
根据用户角色和权限，限制对数据库 对象的访问和操作，确保数据不被越 权访问。
数据加密
未来发展趋势预测和挑战应对
多模数据管理
未来数据库将支持多种数据模型的管理 和访问，以满足不同应用的需求。
文档存储数据库
数据库第5章
数据库原理
1-6 郑州轻工业学院软件职业技术学院
总的来说计算机安全涉及的问题
计算机系统本身的技术问题
计算机安全理论与策略
计算机安全技术
管理问题
安全管理 安全评价 安全产品
数据库原理
1-7 郑州轻工业学院软件职业技术学院
计算机安全涉及问题(续)
法学
计算机安全法律
犯罪学
计算机犯罪与侦察 安全监察
能访问他有权存取的数据，必须预 先对每个用户定义存取权限。
检查存取权限
对于通过鉴定获得上机权的用户
（即合法用户），系统根据他的存 取权限定义对他的各种操作请求进 行控制，确保他只执行合法操作。
数据库原理
1-22 郑州轻工业学院软件职业技术学院
常用存取控制方法
自主存取控制（Discretionary Access
5.3.2 授权（Authorization）与回收
在数据库系统中，定义用户存取权限称为授权 （Authorization）。 第三章讨论 SQL 的数据控制功能时，我们已知道授权有两种： 系统特权和对象特权。 系统特权是由DBA授予某些数据库用户，只有得到系统特 权，才能成为数据库用户。 对象特权可以由DBA授予，也可以由数据对象的创建者授 予，使数据库用户具有对某些数据对象进行某些操作的 特权。 在系统初始化时，系统中至少有一个具有DBA特权的用户，DBA 可以通过GRANT语句将系统特权或对象特权授予其他用户。 对于已授权的用户可以通过REVOKE语句收回所授予的特权。
用户标识和鉴定的方法有多种，为了获得更强的安全性， 往往是多种方法并举，常用的方法有以下几种：
数据库原理
1-18 郑州轻工业学院软件职业技术学院
1-6 郑州轻工业学院软件职业技术学院
总的来说计算机安全涉及的问题
计算机系统本身的技术问题
计算机安全理论与策略
计算机安全技术
管理问题
安全管理 安全评价 安全产品
数据库原理
1-7 郑州轻工业学院软件职业技术学院
计算机安全涉及问题(续)
法学
计算机安全法律
犯罪学
计算机犯罪与侦察 安全监察
能访问他有权存取的数据，必须预 先对每个用户定义存取权限。
检查存取权限
对于通过鉴定获得上机权的用户
（即合法用户），系统根据他的存 取权限定义对他的各种操作请求进 行控制，确保他只执行合法操作。
数据库原理
1-22 郑州轻工业学院软件职业技术学院
常用存取控制方法
自主存取控制（Discretionary Access
5.3.2 授权（Authorization）与回收
在数据库系统中，定义用户存取权限称为授权 （Authorization）。 第三章讨论 SQL 的数据控制功能时，我们已知道授权有两种： 系统特权和对象特权。 系统特权是由DBA授予某些数据库用户，只有得到系统特 权，才能成为数据库用户。 对象特权可以由DBA授予，也可以由数据对象的创建者授 予，使数据库用户具有对某些数据对象进行某些操作的 特权。 在系统初始化时，系统中至少有一个具有DBA特权的用户，DBA 可以通过GRANT语句将系统特权或对象特权授予其他用户。 对于已授权的用户可以通过REVOKE语句收回所授予的特权。
用户标识和鉴定的方法有多种，为了获得更强的安全性， 往往是多种方法并举，常用的方法有以下几种：
数据库原理
1-18 郑州轻工业学院软件职业技术学院
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若X－>Y ，则X叫做决定因素。 若X－>Y ，Y－>X，则记作X ←→Y。 若Y不函数依赖于X，则记作X－>Y 。
例：在关系S(Sno，SName，SDept，SAge)中， Sno －> SName ， Sno －> SDept ， Sno －> SAge
Sno：决定因素， Sno ←→ SName（若无重名）
5.11
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
传递和直接函数依赖
定义5-3
在R(U)中，如果X－>Y，（YX），Y－>X，Y－>Z，则
称Z对X传递函数依赖。
若不包括：Y－>X ， 则当Y－>X时Z对X直接函数依赖。
例：在关系S(Sno，SName，SDept，SAge)中， Sno －> SDept 若每个系有唯一的一个电话号码DT，即 SDept －> DT，
上述讨论表明：
关系数据库中，关系模式设计方案可以有多个，但是并
不是任何一种关系模式设计方案都是可行的，它们之间 有“好”“坏”之分。
要设计一个“好”的关系模式方案，关键要摸清属性间
内在的语义联系，特别是依赖关系
一个好的关系数据库模式设计方案，它的每个关系中属
性一定要满足某种内在语义ቤተ መጻሕፍቲ ባይዱ件，即满足一定的规范。
第一范式（1NF）：每个分量必须是不可 分的数据项。
Database System Concepts
5.8
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
5.2 规范化
5.2.1 函数依赖
定义5-1
设有关系模式R(U)，X、Y是属性集U的子集。若对于 R(U)的任一可能的关系r，r中不可能存在两个元组在X 上的属性值相等，而在Y上的属性值不等，则称X函数 决定Y或Y函数依赖于X，记作X－>Y。
满足不同要求的为不同范式。满足最低要求的为 第一范式，简称1NF，以次类推。我们主要讨论 1NF，2NF，3NF，BCNF，4NF。
范式间的关系
1NF 2NF 3NF BCNF 4NF
5NF 4NF BCNF 3NF 2NF 1NF
5NF
Database System Concepts
101 A 102 B
102 5 105 5
103 C 103 C 105 D 107 E
105 4
105 3
107 3
－
4
缺点：
冗余度大、插入异常 删除异常、更新异常
Database System Concepts
5.4
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
方案二
插入异常：
删除异常：
数据冗余：
更新异常：
Database System Concepts
5.6
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
由以上分析知道，要设计一个“好”的关系模式 方案，关键是要摸清属性间的内在语义联系。
目前，属性间存在的两种依赖关系：函数依赖和多 值依赖
Database System Concepts
5.14
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
外码
定义5-5
在R(U)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X是R的外部码（Foreign key），也 称外码。
例：关系模式SC (Sno ，Cno ，G)
非主属性
主属性 （ Sno ，Cno ）F －>（ Grade）
(Sno)、(Cno)、 (Sno，Cno) 均是码
(Sno， SName)－P >(Sno，SName，SDept，SAge) (Sno， SDept)－P>(Sno，SName，SDept，SAge)
(Sno， SName)， (Sno， SDept)均不是码
SNO 0001 002 003
SNANEM 王晓 李名 张华
SNO 0001 0001 0001 0002 0002 0003
CNO GRADE 101 5 102 5 103 4 103 3 105 3 107 4
SDEPT SAGE
评价
CS
18
MA
19
CS
18
CNO CNAME 101 A 102 B 103 C 105 D 107 E
5.1 问题提出
数据库中，如何构造合适的数据模式，是数据库 设计的关键问题。
例：设计一个学生数据库D,包含下列8个属性
SNO,SNAME,SDEPT,SAGE,CNO,GRADE,CNAME,PCNO
问题：
1.如何利用这些属性构造一个合适的关系模式 2.是否随便构造的关系模式都一样
Database System Concepts
Database System Concepts
5.7
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
关系模式的表示方法
基本的关系表示方法：五元组
R<U，D，dom，F>
进行关系操作时的表示方法：二元组
R<U>
关系模式设计时：
主要考虑的是关系属性之间的联系 R<U，F>
满足第一范式
5.18
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
分量是否需要再分，与具体应用有关。如果用 到值的一部分，则需要进一步分割。
姓名
生日
姓名
年
王军
68.7.10
分解
王军
68
张立
69.7.10
张立
69
李明
80.3.28
李明
80
月日 7.10 7.10 3.28
如果只是查询出生日期，则它满足1NF。
（Sno ，SName） SName是平凡的函数依赖
Database System Concepts
5.10
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
完全和部分函数依赖
定义5-2
在R(U)中，如果X－>Y ，并且对于X的任何一个真子集
X’，都有X’－>Y，则称Y对X完全函数依赖。记作：
• Sno、 Cno不是SC的关键字， •他们分别是关系模式S和C的关键字 •Sno 、Cno是关系模式SC的外码。
Database System Concepts
5.15
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
5.2.3 范式
范式：是对关系的不同数据依赖程度的要求。
Sno －> DT，即：DT对Sno传递函数依赖。
Database System Concepts
5.12
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
5.2.2 码
定义5-4
用函数依赖的概念
在R(U)中都有K U ，且满足K－F>U，则称K为R的候
选码（Candidate key）或关键字。
范式。
Database System Concepts
5.17
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
1NF特点
关系中每一分量不可再分 即不能以集合、序列等值作为属性值。
S#
C#
S1 {C1，C2，C3}
不满足第一范式
S#
C#
S1
C1
S1
C2
S1
C3
Database System Concepts
5.3
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
•问题2
方案一
SNO 0001 0001 0001 002 002 003
SNAME 王晓 王晓 王晓 李名 李名 张华
SDEPT SAGE
CS
18
CS
18
CS
18
MA
19
MA
19
CS
18
CNO CNAME PCNO GRADE
非主属性有两种，一种完全依赖于码，一种部分依赖于码。
将S分解为：SC(Sno , Cno , Grade) 非主属性完全
显然， (Sno，Cno)为码。但不是2NF。
Database System Concepts
5.20
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
存在的几个问题
插入异常：如果学生没有选课，关于他的个人信息
及所在系的信息就无法插入。
删除异常：如果删除学生的选课信息，则有关他的
如果查询两人生日是否相同，则只比较月、日，需要将生日分解，
就不满足1NF。
Database System Concepts
5.19
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
5.2.4 第二范式
定义
设有关系模式R(U) ，若R 1NF，且每一个非主属性完 全函数依赖于码，则R 2NF。
PCNO 102 105 105 107 －
冗余度
仅有少量冗余，大大 少于方案一中的模式
插入异常
不会产生插入异常
删除异常
也不会产生删除异常
更新异常
不存在
Database System Concepts
5.5
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
关系数据库设计中存在的问题
例：在关系S(Sno，SName，SDept，SAge)中， Sno －> SName ， Sno －> SDept ， Sno －> SAge
Sno：决定因素， Sno ←→ SName（若无重名）
5.11
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
传递和直接函数依赖
定义5-3
在R(U)中，如果X－>Y，（YX），Y－>X，Y－>Z，则
称Z对X传递函数依赖。
若不包括：Y－>X ， 则当Y－>X时Z对X直接函数依赖。
例：在关系S(Sno，SName，SDept，SAge)中， Sno －> SDept 若每个系有唯一的一个电话号码DT，即 SDept －> DT，
上述讨论表明：
关系数据库中，关系模式设计方案可以有多个，但是并
不是任何一种关系模式设计方案都是可行的，它们之间 有“好”“坏”之分。
要设计一个“好”的关系模式方案，关键要摸清属性间
内在的语义联系，特别是依赖关系
一个好的关系数据库模式设计方案，它的每个关系中属
性一定要满足某种内在语义ቤተ መጻሕፍቲ ባይዱ件，即满足一定的规范。
第一范式（1NF）：每个分量必须是不可 分的数据项。
Database System Concepts
5.8
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
5.2 规范化
5.2.1 函数依赖
定义5-1
设有关系模式R(U)，X、Y是属性集U的子集。若对于 R(U)的任一可能的关系r，r中不可能存在两个元组在X 上的属性值相等，而在Y上的属性值不等，则称X函数 决定Y或Y函数依赖于X，记作X－>Y。
满足不同要求的为不同范式。满足最低要求的为 第一范式，简称1NF，以次类推。我们主要讨论 1NF，2NF，3NF，BCNF，4NF。
范式间的关系
1NF 2NF 3NF BCNF 4NF
5NF 4NF BCNF 3NF 2NF 1NF
5NF
Database System Concepts
101 A 102 B
102 5 105 5
103 C 103 C 105 D 107 E
105 4
105 3
107 3
－
4
缺点：
冗余度大、插入异常 删除异常、更新异常
Database System Concepts
5.4
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方案二
插入异常：
删除异常：
数据冗余：
更新异常：
Database System Concepts
5.6
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由以上分析知道，要设计一个“好”的关系模式 方案，关键是要摸清属性间的内在语义联系。
目前，属性间存在的两种依赖关系：函数依赖和多 值依赖
Database System Concepts
5.14
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
外码
定义5-5
在R(U)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X是R的外部码（Foreign key），也 称外码。
例：关系模式SC (Sno ，Cno ，G)
非主属性
主属性 （ Sno ，Cno ）F －>（ Grade）
(Sno)、(Cno)、 (Sno，Cno) 均是码
(Sno， SName)－P >(Sno，SName，SDept，SAge) (Sno， SDept)－P>(Sno，SName，SDept，SAge)
(Sno， SName)， (Sno， SDept)均不是码
SNO 0001 002 003
SNANEM 王晓 李名 张华
SNO 0001 0001 0001 0002 0002 0003
CNO GRADE 101 5 102 5 103 4 103 3 105 3 107 4
SDEPT SAGE
评价
CS
18
MA
19
CS
18
CNO CNAME 101 A 102 B 103 C 105 D 107 E
5.1 问题提出
数据库中，如何构造合适的数据模式，是数据库 设计的关键问题。
例：设计一个学生数据库D,包含下列8个属性
SNO,SNAME,SDEPT,SAGE,CNO,GRADE,CNAME,PCNO
问题：
1.如何利用这些属性构造一个合适的关系模式 2.是否随便构造的关系模式都一样
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5.7
©Silberschatz, Korth and Sudarshan
关系模式的表示方法
基本的关系表示方法：五元组
R<U，D，dom，F>
进行关系操作时的表示方法：二元组
R<U>
关系模式设计时：
主要考虑的是关系属性之间的联系 R<U，F>
满足第一范式
5.18
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分量是否需要再分，与具体应用有关。如果用 到值的一部分，则需要进一步分割。
姓名
生日
姓名
年
王军
68.7.10
分解
王军
68
张立
69.7.10
张立
69
李明
80.3.28
李明
80
月日 7.10 7.10 3.28
如果只是查询出生日期，则它满足1NF。
（Sno ，SName） SName是平凡的函数依赖
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5.10
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完全和部分函数依赖
定义5-2
在R(U)中，如果X－>Y ，并且对于X的任何一个真子集
X’，都有X’－>Y，则称Y对X完全函数依赖。记作：
• Sno、 Cno不是SC的关键字， •他们分别是关系模式S和C的关键字 •Sno 、Cno是关系模式SC的外码。
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5.15
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5.2.3 范式
范式：是对关系的不同数据依赖程度的要求。
Sno －> DT，即：DT对Sno传递函数依赖。
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5.12
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5.2.2 码
定义5-4
用函数依赖的概念
在R(U)中都有K U ，且满足K－F>U，则称K为R的候
选码（Candidate key）或关键字。
范式。
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5.17
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1NF特点
关系中每一分量不可再分 即不能以集合、序列等值作为属性值。
S#
C#
S1 {C1，C2，C3}
不满足第一范式
S#
C#
S1
C1
S1
C2
S1
C3
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5.3
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•问题2
方案一
SNO 0001 0001 0001 002 002 003
SNAME 王晓 王晓 王晓 李名 李名 张华
SDEPT SAGE
CS
18
CS
18
CS
18
MA
19
MA
19
CS
18
CNO CNAME PCNO GRADE
非主属性有两种，一种完全依赖于码，一种部分依赖于码。
将S分解为：SC(Sno , Cno , Grade) 非主属性完全
显然， (Sno，Cno)为码。但不是2NF。
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5.20
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存在的几个问题
插入异常：如果学生没有选课，关于他的个人信息
及所在系的信息就无法插入。
删除异常：如果删除学生的选课信息，则有关他的
如果查询两人生日是否相同，则只比较月、日，需要将生日分解，
就不满足1NF。
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5.19
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5.2.4 第二范式
定义
设有关系模式R(U) ，若R 1NF，且每一个非主属性完 全函数依赖于码，则R 2NF。
PCNO 102 105 105 107 －
冗余度
仅有少量冗余，大大 少于方案一中的模式
插入异常
不会产生插入异常
删除异常
也不会产生删除异常
更新异常
不存在
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5.5
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关系数据库设计中存在的问题