数据库（mysql）关键知识

Mysql是目前互联网使用最广的关系数据库，关系数据库的本质是将问题分解为多个分类然后通过关系来查询。 一个经典的问题是用户借书，三张表，一个用户，一个书，一个借书的关系表。当需要查询某个用户借书情况或者是书被那些人借了，就用关系查询来实现。

关系数据库范式

来自英文Normal form，简称NF。要想设计—个好的关系，必须使关系满足一定的约束条件，满足这些规范的数据库是简洁的、结构明晰的，同时，不会发生插入(insert)、删除(delete)和更新(update) *** 作异常。总共有六种范式：第一范式（1NF）、第二范式（2NF）、 第三范式 （3NF）、巴斯-科德范式（BCNF）、 第四范式 (4NF）和 第五范式 （5NF，又称完美范式）。

1NF是指数据库表的每一列都是不可分割的原子数据项。2NF必须满足1NF，要求数据库表中的每行记录必须可以被唯一地区分。3NF在2NF基础上，任何非主 属性 不依赖于其它非主属性（在2NF基础上消除传递依赖）。BCNF是在3NF基础上，任何非主属性不能对主键子集依赖（在3NF基础上消除对主码子集的依赖）， 满足BCNF不再会有任何由于函数依赖导致的异常，但是我们还可能会遇到由于多值依赖导致的异常。4NF的定义很简单：已经是BC范式，并且不包含多值依赖关系。5NF处理的是无损连接问题，这个范式基本没有实际意义，因为无损连接很少出现，而且难以察觉。而域键范式试图定义一个终极范式，该范式考虑所有的依赖和约束类型，但是实用价值也是最小的，只存在理论研究中。

Catalog和Schema

是数据库对象命名空间中的层次，主要用来解决命名冲突的问题。从概念上说，一个数据库系统包含多个Catalog，每个Catalog又包含多个Schema，而每个Schema又包含多个数据库对象（表、视图、字段等）。但是Mysql的数据库名就是Schema，不支持Catalog。

Mysql的数据库引擎主要有两种MyISAM和InnoDB，MyISAM支持全文检索，InnoDB支持事务。

SQL中的通配符‘%’代表任意字符出现任意次数。‘_’代表任意字符出现一次。SQL与正则表达式结合查询一般用在WHERE table_name REGEXP '^12.34'。子查询是从里到外执行。

数据库联结（join）涉及到外键，外键是指一个表的列是另一个表的主键，那么它就是外键。笛卡尔积联结（不指定联结条件时）生成的记录条目是单纯的第一个表的行乘以第二个表的列数。用得最多的是等值联结也叫内部联结。

高级联结还有自连接，是指查询中的两张表是同一张表，它通常作为外部语句用来代替从相同表中检索数据时使用的子查询。自然联结使每个列只返回一次。外部联结是指联结包含了那些在相关表中没有关联行的行。例如列出所有产品及其订购数量，包括没有人订购的产品。LEFT OUTER JOIN指选择左边表的所有行。

组合查询是指采用UNION等将两个查询结果取并集。

视图是查看存储在别处的数据的一种工具，它本身并不包含数据，因此表的数据修改了，视图返回的数据也将随之修改，因此如果使用了复杂或嵌套视图会对性能有较大的影响。视图的作用之一是隐藏复杂的SQL通常会涉及到联结查询。

存储过程类似于批处理，包含了一条或多条SQL语句。语法：

CREATE PROCEDURE name（）

BEGIN

SQL

END

-------------------------

CALL name（）//来调用存储过程

游标有DECLARE定义，游标与存储过程是绑定的，存储过程处理完成，游标就会消失。游标被打开后可以使用FETCH语句访问每一行。

触发器是在某个时间发生时自动执行某条SQL语句。语法：

CREATE TRIGGER name AFTER INSERT ON talbe_name FOR EACH ROW

事务处理可以维护数据库的完整性，保证批量的 *** 作要么完全执行，要么完全不执行。包括事务、回退、提交、保留点几个关键术语。ROLLBACK只能在一个事务处理内使用。他不能回退CREATE和DROP *** 作。使用COMMIT保证事务提交。复杂的事务处理需要部分提交或回退，因此我们需要使用保留点SAVEPOINT。可以使用ROLLBACK TO savepoint_name。保留点越多越好。保留点在事务执行完成后自动释放。

不管多少字段，都要满足三大范式就行了，三大范式：第一范式，又称1NF，它指的是在一个应用中的数据都可以组织成由行和列的表格形式，且表格的任意一个行列交叉点即单元格，都不可再划分为行和列的形式，实际上任意一张表格都满足1NF； 第二范式，又称2NF，它指的是在满足1NF的基础上，一张数据表中的任何非主键字段都全部依赖于主键字段，没有任何非主键字段只依赖于主键字段的一部分。即，可以由主键字段来唯一的确定一条记录。比如学号+课程号的联合主键，可以唯一的确定某个成绩是哪个学员的哪门课的成绩，缺少学号或者缺少课程号，都不能确定成绩的意义。 第三范式，又称3NF，它是指在满足2NF的基础上，数据表的任何非主键字段之间都不产生函数依赖，即非主键字段之间没有依赖关系，全部只依赖于主键字段。例如将学员姓名和所属班级名称放在同一张表中是不科学的，因为学员依赖于班级，可将学员信息和班级信息单独存放，以满足3NF。

规范化理论把关系应满足的规范要求分为几级，满足最低要求的一级叫做第一范式(1NF)，在第一范式的基础上提出了第二范式(2NF)，在第二范式的基础上又提出了第三范式(3NF)，以后又提出了BCNF范式，4NF，5NF。范式的等级越高，应满足的约束集条件也越严格。

第一范式（1NF）

在关系模式R中中，如果每个属性值都是不可再分的原子属性，则称R是第一范式的关系[2]。例如：关系R（职工号，姓名，电话号码）中一个人可能有一个办公室电话和一个住宅电话号码，规范成为1NF的方法一般是将电话号码分为单位电话和住宅电话两个属性，即 R（职工号，姓名，办公电话，住宅电话）。1NF是关系模式的最低要求。

第二范式（2NF）

如果关系模式R是1NF且其中的所有非主属性都完全函数依赖于关键字，则称关系R 是属于第二范式的[2]。例：选课关系 SC（SNO，CNO，GRADE，CREDIT）其中SNO为学号， CNO为课程号，GRADEGE 为成绩，CREDIT 为学分。 由以上条件，关键字为组合关键字（SNO，CNO）。在应用中使用以上关系模式有以下问题： （1）数据冗余，假设同一门课由40个学生选修，学分就重复40次；（2）更新复杂，若调整了某课程的学分，相应元组的CREDIT值都要更新，有可能会出现同一门课学分不同；（3）插入异常，如计划开新课，由于没人选修，没有学号关键字，只能等有人选修才能把课程和学分存入；（4）.删除异常，若学生已经结业，从当前数据库删除选修记录，而某些课程新生尚未选修，则此门课程及学分记录无法保存。以上问题产生的原因是非主属性CREDIT仅函数依赖于CNO，也就是CREDIT部分依赖组合关键字（SNO，CNO）而不是完全依赖。解决方法是将以上关系分解成两个关系模式 SC（SNO，CNO，GRADE）和C（CNO，CREDIT）。新关系包括两个关系模式，它们之间通过SC中的外键CNO相联系，需要时再进行自然联接，恢复原来的关系

第三范式（3NF）

如果关系模式R是2NF且其中的所有非主属性都不传递依赖于码，则称关系R是属于第三范式的[1]。例如关系模式S（SNO，SNAME，DNO，DNAME，LOCATION）中各属性分别代表学号、姓名、所在系、系名称、系地址。关键字SNO决定各个属性。由于是单个关键字，没有部分依赖的问题，肯定是2NF。但关系S肯定有大量的冗余，有关学生所在系的几个属性DNO，DNAME，LOCATION将重复存储，插入、删除和修改时也将产生类似以上例的情况。原因在于关系中存在传递依赖，即SNO ->DNO，DNO ->LOCATION, 因此关键字SNO对LOCATION函数决定是通过传递依赖SNO ->LOCATION 实现的。也就是说，SNO不直接决定非主属性LOCATION。解决方法是将该关系模式分解为两个关系S（SNO，SNAME，DNO）和D（DNO，DNAME，LOCATION），两个关系通过S中的外键DNO联系。

BC范式(BCNF)

如果关系模式R的所有属性（包括主属性和非主属性）都不传递依赖于R的任何候选关键字，那么称关系R是属于BCNF的。或者说关系模式R中，如果每个决定因素都包含关键字（而不是被关键字所包含），则R是BCNF[3]。 通常认为BCNF是修正的第三范式，有时也称为扩充的第三范式。

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