数据库原理与安全复习笔记（未完待续）

1 概念

• 产生与发展：人工管理阶段 → \to → 文件系统阶段 → \to → 数据库系统阶段。
  • 数据库系统特点：数据的管理者（DBMS）；数据结构化；数据共享性高，冗余度低，易于扩充；数据独立性高。
  • DBMS 对数据的控制功能：数据的安全性保护；数据的完整性检查；并发控制；数据库恢复。
• 数据库技术研究领域：数据库管理系统软件的研发；数据库设计；数据库理论。
• 数据模型要素
  • 数据结构：描述数据库的组成对象及对象之间的联系。
  • 数据操作：堆数据库中对象（型）的实例（值）允许执行的操作的集合，包括操作及有关的操作规则。
  • 数据的约束条件：一组完整性规则。
• 概念模型
  • 实体：客观存在并可相互区别的事物。
  • 属性：实体所具有的某一特性。
  • 码：唯一标识实体的属性集。
  • 实体型：用实体名及其属性名集合来抽象和刻画同类实体。
  • 实体集：同一类型实体的集合。
  • 联系：实体型内部的联系，组成实体的各属性之间的联系；实体型之间的联系，不同实体集之间的联系。
  • 1:1：实体集 A 中每个实体在实体集 B 中至多有一个实体与之对应；反之亦然。
  • 1:n：实体集 A 中每个实体在实体集 B 中有 n 个实体与之对应；反之至多有一个。
  • n:m：实体集 A 中每个实体在实体集 B 中有 n 个实体与之对应；反之有 m 个。
  • E-R 图：矩形标识实体；椭圆表示属性；菱形表示实体间联系；连段连接。
• 层次模型
  • 概念：有且只有一个结点没有双亲结点 - 根节点；每个结点表示一个记录类型，记录类型间联系为父子间一对多联系；倒立的树，结点的双亲唯一。
  • 优点：自然直观容易理解；数据结构简单清晰；查询效率高；提供了良好的完整性支持。
  • 缺点：现实世界中很多联系非层次性；不变处理需要具有多个双亲结点的结点；查询子女结点必须经过双亲结点；层次命令趋于程序化。
• 网状模型
  • 概念：允许一个以上的结点无双新，一个结点可以有多于一个双亲结点；有向图。
  • 优点：能能够更为直接地描述现实世界；拥有良好性能，存取效率高。
  • 缺点：结构复杂，不利于最终用户掌握；数据定义和数据操纵复杂，嵌入高级语言中不易使用；访问数据时必须选择合适的存取路径，加重编程负担。
• 关系模型
  • 关系（标）：对应一张表。
  • 元组（行）：表中一行。
  • 属性（列）：表中一列，每个属性有属性名。
  • 码（键）：表中某个属性组，可以唯一确定一个元组。
  • 域（取值范围）：具有相同数据类型的值的集合；属性取值范围来自某个域。
  • 分量（属性值）：元组中的某个属性值。
  • 关系模式： R ( U , D , D O M , F ) R(U,D,{\rm DOM},F) R(U,D,DOM,F)； R R R 关系名， U U U 属性名集， D D D 属性域， D O M {\rm DOM} DOM 属性向域的映像集， F F F 属性间数据的依赖关系集。
  • 基本关系（基本表）：实际存储数据的逻辑表示；列是同质的，不同的列可以出自同一个域，列的顺序无所谓；任意两行不能完全相同，行的顺序无所谓；分量必须取原子值。
  • 查询表：查询结果对应的表。
  • 视图表：由基本表或其他视图导出的虚表，非实际存储的数据。
  • 数据操纵：操作对象和操作结构都是关系；存储路径向用户隐蔽。
  • 优点：建立在严格的数学概念基础上；概念单一，数据结构简单清晰易懂；存取路径对用户透明，更高的数据独立性、更好的安全保密性、简化编程和开发工作。
  • 缺点：存取路径对用户隐蔽；查询效率不如格式化数据库；为提高性能需堆用户查询请求优化，增加开发数据库管理系统难度。
• 关系完整性
  • 候选码：能够唯一标识一个元组的最小属性组。
  • 主码：候选码中选择一个作为主码。
  • 主属性：候选码中的所有属性。
  • 非主属性（非码属性）：不包含在任何候选码中的属性。
  • 全码：关系模式的所有属性都是候选码。
  • 外码：关系的非码与参照/目标关系主码相对应。
  • 实体完整性：主属性不能为空值（NULL）。
  • 参照完整性：外码值必须为空值或参照关系的主码值。
  • 用户定义的完整性：具体数据必须满足的语义要求；如值唯一、非空值、取值范围等。
• 数据库模式：三级模式；二级映像。
  • 模式：数据库逻辑结构和特征的描述；型的描述；反映数据的结构及联系；相对稳定。
  • 实例：模式的一个具体值；反映数据库某一时刻的状态；同个模式可以有多个实例；随数据库中的数据更新而变动。
  • 外模式（用户/子模式）：数据库用户使用的局部数据的逻辑结构和特征的描述；数据库用户的数据视图，与某一应用有关的数据的逻辑表示；保证数据库安全性（用户只能能看到和访问对应外模式中的数据）；保证数据独立性。
  • 模式：数据库中全体数据的逻辑结构和特征的描述；所有用户的公共数据视图；数据库的逻辑结构（数据项的名字、类型、取值范围）；数据之间的联系；数据有关的安全性、完整性要求。
  • 内模式（存储模式）：数据物理结构和存储方式的描述，数据在数据库内部的组织方式。
  • 外模式/模式映像：应用程序依据外模式编写，模式改变时只需改变映像而无需修改应用程序；保证了数据与程序的逻辑独立性。
  • 模式/内模式映像：数据库存储结构改变时，只需改变映像而无需改变模式，从而无需修改应用程序；保证了数据与程序的物理独立性。
• 外部体系结构（最终用户角度）
  • 单用户结构：应用程序、DBMS、数据库在同一台机器上，由一个用户独占。
  • 主从式结构：应用程序、DBMS、数据库都在主机上，终端仅作为 I/O 设备。
  • 分布式结构：数据物理上分布，逻辑上相关联。
  • 客户端/服务器结构：DBMS位于服务器上，应用程序在客户端上。
• 管理系统功能与组成
  • 数据定义：定义构成数据库结构的模式、存储模式、外模式、各模式间的映射及有关的约束条件。
  • 数据操纵；数据库运行管理；数据组织、存储、管理；数据库的建立和维护。

存取数据库数据时协同工作方面：应用程序；DBMS；操作系统；硬件。

• 数据库设计
  • 目标：结构（数据）设计 - 设计数据库框架或数据库；行为（处理）设计 - 设计应用程序、事务处理。
  • 逻辑数据库：根绝用户要求和特定数据库管理系统的具体特点，以数据库设计理论为依据，设计数据库的全局逻辑结构和每个用户的局部逻辑结构。
  • 物理数据库：在逻辑结构确定后，设计数据库的存储结构及其他实现细节。
  • 步骤：需求分析 → \to → 概念模型设计 → \to → 逻辑结构设计 → \to → 物理结构设计 → \to → 数据库物理设计 → \to → 数据库实施 → \to → 数据库运行和维护。
  • 应用：用户；应用程序员；DBA（数据库管理员）；系统分析员；数据库设计人员。
    DBA：设计与定义数据库系统；帮助最终用户使用数据库系统；监督与控制数据库系统的使用和运行；改进和重组数据库系统，调整优化数据库系统性能；转储与恢复数据库；重构数据库。
• 非关系型数据库（NoSQL）：旨在处理大规模、高并发的数据访问需求；不依赖于固定数据结构，采用了键值对、文档、列族、图形等模型存储和查询数据。
• 国产数据库举例：TiDB；openGuass；OceanBase；达梦；GuassDB；TDSQL；PolarDB；GBase；人大金仓；AnalyticDB；GoldenDB；SequoiaDB；TcaplusDB；EsgymDB。

2 安全

• 计算机系统的三类安全问题：实体；环境；信息。
• 数据库安全
  • 非授权用户对数据库的恶意存取和破坏。
  • 数据库中重要或敏感的数据被泄露。
  • 安全环境的脆弱性。
• TCSES/TDI 安全等级划分：D - 最小保护；C1 - 自主安全保护；C2 - 受控的存取保护；B1 - 标记安全保护；B2 - 结构化保护；B3 - 安全域；A1 - 验证设计。
• 规范化
  • 目的：判断好的模式的标准，逐步消除数据依赖中不合适的部分；不会发生插入、删除、更新异常同时减少数据冗余。
  • 函数依赖： R ( U ) R(U) R(U) 为属性集 U U U 上关系模式， X , Y ∈ U X,Y\in U X,Y∈U， ∀ r ∈ R ( U ) \forall r\in R(U) ∀r∈R(U)， ∀ n , m ∈ R \forall n,m\in R ∀n,m∈R， n [ X ] = m [ X ]    ⟹    n [ Y ] = m [ Y ] n[X]=m[X]\implies n[Y]=m[Y] n[X]=m[X]⟹n[Y]=m[Y]；则称 Y Y Y 依赖于 X X X 或 X X X 确定 Y Y Y，记 X → Y X\to Y X→Y。
  • 完全依赖： X → Y X\to Y X→Y，但 ∀ X ′ ⊂ X \forall X'\subset X ∀X′⊂X， X ′ ↛ Y X'\not\to Y X′→Y；记 X F → Y X{F \atop \to} Y X→FY。
  • 部分依赖： X → Y X\to Y X→Y，但 ∃ X ′ ⊂ X \exists X'\subset X ∃X′⊂X， X ′ → Y X'\to Y X′→Y；记 X P → Y X{P \atop \to} Y X→PY。
  • 传递依赖： X → Y X\to Y X→Y， Y ⊄ X Y\not\subset X Y⊂X， Y ↛ X Y\not\to X Y→X， Y → Z Y\to Z Y→Z， Z ⊄ Y Z\not\subset Y Z⊂Y；记 X T → Z X{T \atop \to} Z X→TZ。
  • 1NF：属性均为原子属性；存在操纵异常和数据冗余。
  • 2NF：1NF，且每个非主属性完全依赖于任何一个候选码；存在删除和插入异常。
  • 3NF：1NF，且非主属性既不传递依赖于码，也不部分依赖于码。
  • BCNF：1NF，且每个决定因素都包含码。
• 存储过程：一组 SQL 语句集，经编译后存储在数据库。
  • 优点：减少网络流量；提高系统性能；安全性高；可重用性；可自动完成需要预先执行的任务。
  • 类别：带参数，加密，组；系统，扩展，用户自定义。
• 触发器：用户定义在关系表上的一类由事件驱动特殊的存储过程；事件-条件-动作规则。
  • 功能：强化约束；跟踪变化；级联运行；调用存储过程。
  • 组成：触发器名；表名；触发事件（INSERT/DELET/UPDATE）；触发器类型（ROW/STATEMENT）；触发条件；触发动作体。
  • DML 触发器：执行 DML 语句；系统将触发器及触发语句作为单个事务，发生错误时整个事务回滚。
  • DDL 触发器：响应 DDL 事件激发；用于执行管理任务。
  • after：在记录修改后触发，用于变更后处理或检查。
  • instead of：一个表只能创建一个；取代原本操作，在记录变更前被触发。
  • I 表：inserted；保存 insert 和 update 修改后的数据的虚拟表。
  • D 表：deleted；保存 delete 和 update 修改前的数据的虚拟表。
• 并发控制
  • 事务（ACID）：原子性（一个整体全部提交或全部回滚）；一致性（不一致不会保存）；隔离性（事务之间相互不可见）；持久性（提交后不可撤销）。
  • 并发：交叉并发 - 单处理机系统中并行事务的并行操作轮流交叉运行；同时并发 - 多处理机系统同时运行多个事务。
  • 正确调度准则：可串行化；一致性的充分非必要条件。
  • 数据不一致性：丢失修改（两事务操纵重合）；不可重复读（读后另一事务更新/删除/插入后再读）；读"脏"数据（读后另一事务回滚后再读）。
  • X 锁/排他锁/写锁：只允许本事务读写，其他任何事务不能加任何类型的锁，直到本事务释放。
  • S 锁/共享锁/读锁：本事务可以读但不能写，其他任何事务可以加 S 锁但不能加 X 锁，直到本事务释放。
  • 一级锁：事务修改数据前加 X 锁，结束时释放；防止丢失修改，保证可回滚。
  • 二级锁：一级锁基础上，事务读取数据前加 S 锁，读完后时释放；防止读"脏"数据。
  • 三级锁：一级锁基础上，事务读取数据前加 S 锁，结束时释放；防止不可重复读。
  • 活锁：封锁请求永远等待；可采用先来先服务策略避免。
  • 死锁：两个封锁请求互相永远等待；可采用一次封锁或顺序封锁避免；可采用超时法或等待图法诊断。
  • 一次封锁：每个事务一次性将所有要使用的数据全部加锁。
  • 顺序封锁：预先对数据对象规定封锁顺序。
  • 2PL（两段锁）：严格区分为扩展阶段和收缩阶段；扩展阶段只能获得封锁，收缩阶段只能释放封锁；可串行化的充分非必要条件。
  • 粒度：粒度越小，封锁对象越小，并发度越高，系统开销越低。
  • 多粒度锁：多粒度树；对一个结点加锁意味着所有后代结点均加同样类的锁。
  • 显式锁：应事务要求直接加到数据对象上。
  • 隐式锁：该独立对象没有被独立加锁，而由于上级结点加锁。
  • 意向锁：对结点加意向锁说明下层结点正在被加锁；提高并发度，减少加锁/解锁开销。
    • IS 锁：表示后代结点预加 S 锁。
    • IX 锁：表示后代结点预加 X 锁。
    • SIX 锁：对本结点加 S 锁，表示后代结点预加 X 锁。
• 恢复
  • 故障：事务故障；系统故障；介质故障（硬件）。
  • 备份/转储：完全（海量）；差量；增量；静态；动态。
  • 日志：记录事务对数据库更新操作。
    • 以记录为单位：事务开始标记；事务更新操作；事务结束标记。
    • 以数据块为单位：事务标识；操作类型；操作对象；更新前旧值；更新后新值。
    • 作用：事务故障和系统故障恢复；动态转储中恢复；静态转储中可提高恢复效率。
    • 原则：登记次序严格按并发事务执行的时间次序；先写日志再写数据库。
  • 事务故障恢复：反向扫描日志查找故障事务；对事务更新操作进行逆操作；直到事务开始标记。
  • 系统故障恢复：正向扫描日志，所有故障发生前的事务标记记入重做（REDO）队列，故障发生时尚未发成的事务标记记入撤销（UNDO）队列；对撤销队列事务进行撤销；对重做队列事务进行重做。
  • 介质故障恢复：装入最新的数据库后备副本（动态转储还需装入转储开始时刻日志副本，利用 UNDO+REDO 恢复一致性）；转入日志副本，重做事务。
• 权限控制：基于角色；操作系统用户 > > > 登录用户 > > > 数据库使用用户 > > > 数据库对象使用用户。
• 审计：将用户对数据库所有操作记录；审计员可利用审计日志监控并重现事件，找出非法操作。
  • 事件：服务器事件；系统权限；语句事件；模式对象事件。
  • 功能：基本功能 - 审计查阅；审计规则；审计分析和报表；审计日志管理；审计查询用的专门视图。
• "三权分立"
  • 系统管理员：DDL 权限。
  • 安全管理员：授权的权限。
  • 审计管理员：配置审计。

3 关系运算

• 关系代数
  交： R ∩ S = { t ∣ t ∈ R ∧ t ∈ S } R\cap S=\{t|t\in R\wedge t\in S\} R∩S={t∣t∈R∧t∈S}。
  并： R ∪ S = { t ∣ t ∈ R ∨ t ∈ S } R\cup S=\{t|t\in R\vee t\in S\} R∪S={t∣t∈R∨t∈S}。
  差： R − S = { t ∣ t ∈ R ∧ t ∉ S } R-S=\{t|t\in R\wedge t\not\in S\} R−S={t∣t∈R∧t∈S}。
  选择： σ F ( R ) = { t ∣ t ∈ R ∧ F ( t ) } \sigma_F(R)=\{t|t\in R\wedge F(t)\} σF(R)={t∣t∈R∧F(t)}。
  投影： ∏ A ( R ) = { t [ A ] ∣ t ∈ R } \prod_A(R)=\{t[A]|t\in R\} ∏A(R)={t[A]∣t∈R}。
  联结： R ⋈ S θ = { t r t s ⌢ ∣ t r ∈ R ∧ t s ∈ S ∧ θ ( t r [ A ] , t s [ B ] ) } \mathop{R\Join S}\limits_{\theta}=\{\overset\frown{t_rt_s}|t_r\in R\wedge t_s\in S\wedge \theta(t_r[A],t_s[B])\} θR⋈S={trts⌢∣tr∈R∧ts∈S∧θ(tr[A],ts[B])}。
  等值联结： R ⋈ S = = { t r t s ⌢ ∣ t r ∈ R ∧ t s ∈ S ∧ t r [ A ] = t s [ B ] } \mathop{R\Join S}\limits_{=}=\{\overset\frown{t_rt_s}|t_r\in R\wedge t_s\in S\wedge t_r[A]=t_s[B]\} =R⋈S={trts⌢∣tr∈R∧ts∈S∧tr[A]=ts[B]}。
  自然联结(内联结)： R ⋈ S = { t r t s ⌢ [ U − C ] ∣ t r ∈ R ∧ t s ∈ S ∧ t r [ A ] = t s [ B ] } R\Join S=\{\overset\frown{t_rt_s}[U-C]|t_r\in R\wedge t_s\in S\wedge t_r[A]=t_s[B]\} R⋈S={trts⌢[U−C]∣tr∈R∧ts∈S∧tr[A]=ts[B]}。
  外联结(全联结)： R ⋈ ‾ S = { t r t s ⌢ [ U − C ] ∣ t r ∈ R ∧ t s ∈ S ∧ ( t r [ A ] = t s [ B ] ∨ t r [ A ] = N U L L ∨ t s [ B ] = N U L L ) } = ( R ⋉ S ) ∪ ( R ⋊ S ) R\overline{\Join}S=\{\overset\frown{t_rt_s}[U-C]|t_r\in R\wedge t_s\in S\wedge (t_r[A]=t_s[B]\vee t_r[A]={\rm NULL}\vee t_s[B]={\rm NULL})\}=(R{\large\ltimes}S)\cup(R{\large\rtimes}S) R⋈S={trts⌢[U−C]∣tr∈R∧ts∈S∧(tr[A]=ts[B]∨tr[A]=NULL∨ts[B]=NULL)}=(R⋉S)∪(R⋊S)。
  左外联结： R ⋉ S = { t r t s ⌢ [ U − B ] ∣ t r ∈ R ∧ t s ∈ S ∧ ( t r [ A ] = t s [ B ] ∨ t s [ B ] = N U L L ) } R{\large\ltimes} S=\{\overset\frown{t_rt_s}[U-B]|t_r\in R\wedge t_s\in S\wedge (t_r[A]=t_s[B]\vee t_s[B]={\rm NULL})\} R⋉S={trts⌢[U−B]∣tr∈R∧ts∈S∧(tr[A]=ts[B]∨ts[B]=NULL)}。
  右外联结： R ⋊ S = { t r t s ⌢ [ U − A ] ∣ t r ∈ R ∧ t s ∈ S ∧ ( t r [ A ] = t s [ B ] ∨ t r [ A ] = N U L L ) } R{\large\rtimes} S=\{\overset\frown{t_rt_s}[U-A]|t_r\in R\wedge t_s\in S\wedge (t_r[A]=t_s[B]\vee t_r[A]={\rm NULL})\} R⋊S={trts⌢[U−A]∣tr∈R∧ts∈S∧(tr[A]=ts[B]∨tr[A]=NULL)}。
  笛卡尔积(交叉联结)： R × S = { t r t s ⌢ ∣ t r ∈ R ∧ t s ∈ S } R\times S=\{\overset\frown{t_rt_s}|t_r\in R\wedge t_s\in S\} R×S={trts⌢∣tr∈R∧ts∈S}。
  除： R ÷ S = { t r [ X ] ∣ t r ∈ R ∧ ∏ Y ( S ) ⊂ Y x } R\div S=\{t_r[X]|t_r\in R\wedge \prod_Y(S)\subset Y_x\} R÷S={tr[X]∣tr∈R∧∏Y(S)⊂Yx}。
• 元组关系演算： { t ∣ ϕ ( t ) } \{t|\phi(t)\} {t∣ϕ(t)}。
  原子公式： R ( t ) R(t) R(t)， t [ i ] θ c t[i]\theta c t[i]θc， t [ i ] θ u [ j ] t[i]\theta u[j] t[i]θu[j]。
  谓词逻辑： ∧ \wedge ∧， ∨ \vee ∨， ¬ \neg ¬， ∃ \exists ∃， ∀ \forall ∀，    ⟹    \implies ⟹。

4 SQL

SELECT <col> AS <tag> FROM <tab> <tag>
JOIN(RIGHT JOIN; LEFT JOIN; CROSS JOIN) <tab> ON <condition>
WHERE <condition> GROUP BY <col> HAVING <condition> ORDER BY <condition> 
UNION(INTERSECT; EXCEPT) ...;

UPDATE <tab> SET <col> = <val> WHERE <condition>;
DELETE FROM <tab> WHERE <condition>;
INSERT INTO <tab> VALUES(<val>);

CREATE VIEW <name>(<col>) AS SELECT ...;
DROP VIEW <name>;

• 排序：ASC - 升序（默认）；DESC - 降序。
• 比较：=；>；<；>=；<=；<>；BETWEEN AND；IS NULL。
• 逻辑：AND；OR；NOT。
• LIKE：% 匹配 0 个或多个字符；_ 匹配一个字符；[ ] 匹配一个限定字符；[^ ] 不匹配一个限定字符；\ ESCAPE '' 转义字符。
• 集函数：COUNT；SUM；AVG；MAX；MIN；ALL - 不去重（默认）；DISTINCT - 去重。
• 谓词：IN；ANY；ALL；EXISTS。

5 T-SQL（暂略）

• 存储过程：PROCEDURE；WITH ENCRYPTION；EXEC
• 触发器：TRIGGER
• 约束：RULE；DEFUALT；CONSTRAINT
• 事务：TRANSACTION；READ UNCOMMITED，READ COMMITED，SERIALIZEABLE， SNAPSHOT；COMMIT；ROLLBACK
• 备份恢复：BACKUP；RESTORE
• 权限控制：GRANT；REVOKE
• 审计：AUDIT