1、系统分析师-数据库系统及答案解析(总分：76.00，做题时间：90 分钟)在数据库中，与查询有关的是 (1) ：与规范化方法有关的是 (2) ：与完整性有关的是 (3) ；与安全性有关的是 (4) ；与并发性有关的是 (5) 。（分数：5.00）A.系统目录B.进程管理C.页式管理D.索引A.系统目录B.进程管理C.页式管理D 数据依赖A.非过程化B.过程化C.数据压缩D.断言A.非过程化B.过程化C.数据压缩D.授权矩阵A.非过程化B.过程化C.数据压缩 簇聚D.事务可串行化在多个用户共享数据库时，对同一资料的 (6) 操作可能破坏数据库的 (7) 。因此数据库管理机制要解决丢失更新、不一致
2、以及 (8) 等问题。解决的方法主要有加锁技术和时标技术。在加锁技术中， (9) 要求太严， (10) 会产生死锁。（分数：5.00）A.连接B.并发C.查询D.更新A.安全性B.保密性C.完整性D.独立性A.“脏资料”B.安全C.保密D.授权A.共享锁B.利他锁C.排他锁D.连环锁A.共享锁B.利他锁C.排他锁D.连环锁关系数据库的规范理论是针对 (11) 的问题设计的，这种理论适合于 (12) 到目前为止，规范理论已提出了多种范式，但实际应用中，一般只要达到 (13) ，数据库模式就有较好的性能。一个关系是否属于某种范式是由 (14) 确定的，从规范化程度来看，应满足 (15) 。（分数：
3、5.00）A.一个关系太大，引起应用数据库的独立性下降B.数据安排太分散，引起应用数据的共享性下降C.数据存取路径不适当，引起数据存取时间效率下降D.数据冗余，引起更新(插入、修改、删除等)异常A.数据库管理系统B.数据库C.数据定义语言D.数据操纵语言A.1NFB.2NFC.3NFD.4NFA.数据模型B.关系操作C.函数依赖D.关系值(5). （分数：1.00）A.B.C.D.根据关系模型中数据间的函数依赖关系，关系模式可分成多种不同的范式 (NP)，其中，第二范式排除了关系模式中非主属性对键的 (16) 函数依赖；第三范式排除了关系式中非主属性对键的 (17) 函数依赖。令关系模式 R=
4、S(U；F)，其中 U 为属性集，F 为函数依赖集，假设 U=XYZ 为三个不可分解的不同属性，那么若 F；XY，YZ，则 R 是 (18) 。若 F =XYZ，YZX)，则 R 保持依赖的关系模式分解，一般只能分解到 (19) 。（分数：4.00）A.传递B.非传递C.完全D.部分A.传递B.非传递C.完全D.部分A.1NFB.2NFC.3NFD.BCNFA.1NFB.2NFC.3NFD.BCNF设关系 R 和 s 的元数分别为 2 和 3，那么， （分数：5.00）(1). （分数：1.00）A.B.C.D.A.PQ=P-(P-Q)B.PQ=(Q-P)C.PQ=P(Q-P)D.PQ=Q(Q
5、-P)A.不是无损连接分解B.是无损连接分解C.是否无损连接不能确定D.是否无损连接，由 R 的具体关系确定A.保持函数依赖B.丢失了 BCC.丢失了 ACD.是否保持函数依赖，由 R 的具体关系确定A.是无损连接，但不保持 FD 集B.是无损连接，且保持 FD 集的分解C.是损失连接，且不保持 FD 集D.是损失连接，但保持 FD 集的分解数据库系统运行的基本工作单位是事务。事务通常以 BEGIN TRANSACTION 语句开始，以 COMMIT 或ROLLBACK 语句结束。COMMIT 表示 (25) ， ROLLBACK 表示 (26) 。从终端用户的角度看，事务是一个 (27) 。
6、在数据库的并发控制中，事务 T 若要更新记录 Q，必须先执行操作 (28) 。在封锁技术方面，SQL2 提供如下 4 种“事务的一致性级别”：可读未提交数据、读提交数据、可重复读、可串行化。其中 (29) 允许事务读“脏”数据。（分数：5.00）A.物理数据库尚未更新，事务执行失败B.物理数据库尚未更新，事务执行成功C.物理数据库已更新，事务执行失败D.物理数据库已更新，事务执行成功A.回退到上一操作B.回退到上一事务C.事务执行失败，并做相应的回退动作D.事务执行成功，并做相应的回退动作A.子程序B.对象C.原子D.操作A.Loek_S(Q)B.LoclX(Q)C.Read(Q)D.Writ
7、e(Q)A.可读未提交数据B.读提交数据C.可重复读D.可串行化关系 R(A，B，C)和 S(C，D，E)进行关系代数运算，下列各关系表达式中成立的是 (30) 。关系模式 P(A，B，C，D，E，P，G，H，I，J)满足下列函数依赖；FD=ABDE，ABG，BF，CJ，CJI，GH，FD 的最小函数依敕集为 (31) ，候选码为 (32) ，该关系模式属于 (33) 范式。在关系规范化中的插入异常是指 (34) 。（分数：5.00）(1). （分数：1.00）A.B.C.D.A.FDMN=ABDE，ABG，BF，CJ，CI，GHB.FDMN=ABDE，ABG，BF，CJ，CjI，GH)C.F
8、DMN=ABDE，ABG，CJ，CJI，GHD.PDMN=ABDE，ABG，BP，CJI，GH)A.ACB.ABGC.AGD.ABCDA.1NFB.2NFC.3NFD.BCNFA.不该插入的数据被插入B.不该修改的数据被修改C.应该插入的数据未被插入D.应该修改的数据未被修改1.在将 ER 模型向关系模型转换的过程中，若将三个实体之间的多对多联系 m:n:p 转换为关系模式，则该关系模式的关键字为 (35) 。（分数：1.00）A.任意两个实体的关键字的组合B.任意一个实体的关键字C.各实体的关键字的组合D.某实体的其他属性关系模式 Student(Sno，Sname，Cno，Cname，Gr
9、ade，Tname，Taddr)的属性分别表示学号、学生姓名、课程号、课程名、成绩、任课教师名和教师地址。其中，一个学生可以选若干门课程，一个教师可以讲授若干门课程，一门课程可以由多个教师讲授，对于同一门课程，学生只能选定一个教师讲授的课程，教师不会重名。关系模式 Student 的候选关键字有 (36) ，最小函数依赖集中有 (37) 个函数依赖，该关系模式属于 (38) 范式，分解 p= (39) ，并且是无损连接及保持函数依赖。（分数：4.00）A.1 个, 为 (Sno, Cno)B.1 个,为 (Sno, Cno, Tname)C.2 个,为 (Sno, Sname, Cno) 和
10、(Sno, Cno, Tname)D.2 个,为 (Sno, Sname, Cno) 和 (Shame, Cno, Tname)A.4B.5C.6D.7A.1NFB.2NFC.3NFD.BCFA.(Sno, Sname, Cno, Tname, Taddr), (Sno, Sname, Cno, Cname, Grade) 2NFB.(Sno, Shame), (Sno, Cno, Grade, Tname, Taddr), (Cno, Cname) 2NFC.(Sno, Sname), (Sno, Cno, Grade), (Tname, Taddr), (Cno, Cname) 3NFD.
11、(Sno, Sname), (Sno, Cno, Grade), (Tname, Taddr), (Tname, Cno), (Cno, Cname)3NF2.若系统中存在一个等待事务集 T0，T 1，T 2，T n)，其中 T0正等待被 T1锁住的数据项 A1，T 1正等待被T2锁住的数据项 A2，T n-1：正等待被 Tn锁住的数据项 An，T n正等待被 T0锁住的数据项 A0，则系统处于 (40) 的工作状态。（分数：1.00）A.并发处理B.封锁C.循环D.死锁3.在一个采用 (41) 数据库体系结构的网络数据库应用系统中，计算机 C 上运行着 DBMS 软件和应用程序，并存有所有的
12、用户数据，其余各节点作为终端通过通信线路向计算机 C 发出数据库应用请求。（分数：1.00）A.集中式B.主从式C.客户机/服务器D.分布式关系 R(A，B，C)满足下列函数依赖：P=BC，BA，ABC)，关系 R 的候选关键字为 (42) ，该关键模式属于 (43) 。（分数：2.00）A.ABB.A 和 BC.A 和 BCD.AC 和 ABA.INFB.2NFC.3NFD.BCNF从结构的角度看，数据仓库有 3 种模型：企业仓库、 (44) 和虚拟仓库。数据挖掘就是要智能化和自动化地把数据转换为有用的信息和知识，目前已有多种数据挖掘方法。如果需要一个示例库(该库中的每个元组都有一个给定的类
13、标识)做训练集时，该方法称为 (45) 。（分数：2.00）A.用户仓库B.产品仓库C.关系型 OLAPD.数据集市A.关联规则挖掘B.特征描述C.聚类分析D.分类分析在数据库系统中，与恢复有关的是 (46) ；与并发性有关的是 (47) ；与完整性有关的是 (48) ；与安全性有关的是 (49) ：与分布式数据库系统有关的是 (50) 。（分数：5.00）A.系统目录B.授权矩阵C.运行日志D.更新传播A.系统目录B.授权矩阵C.运行日志D.一组事务的可串行化A.系统目录B.授权矩阵C.运行日志D.断言A.系统目录B.授权矩阵C.运行日志D.更新传播A.系统目录B.授权矩阵C.运行日志D.更
14、新传播4.在局部 E-R 图合并为总体 E-R 图的过程中， (51) 是错误的。（分数：1.00）A.不同局部 E-R 图中出现的相同实体，在总体 E-R 图中只能出现一次B.在总体 E-R 图中可以添加属于不同局部 E-R 实体之间的联系C.在总体 E-R 图中可以删除在原局部 E-R 图中存在的联系D.在总体 E-R 图中不能删除任何不同实体间的联系设 p=(A1，A 2)，(A 1，A 3)是关系 R(A1，A 2，A 3)上的一个分解，表 8-3 是 R 上的一个关系实例 r，R 的函数依赖集为 (52) ，分解 p (53) 。表 8-3 R 上的一个关系实例 rA1 A2 A3a
15、 a da b ea c f（分数：2.00）A.F=A1A 2，A 1A 3B.F=A1A 2C.F=A1A 3D.F=A1A3A 2，A 1A2A 3A.是无损连接的B.是保持函数依赖的C.是有损连接的D.是否保持函数依赖是无法确定的设学生选课关系模式为 SC(Sno，Cno，Grade)，其中 Sno 为学号，Cno 为课程号，Grade 为成绩，SQL 查询语句如下：SELECT SnoFROM SC SCXWHERE NOT EXISTS(SELECT *FROM SC SCYWHERE SCY.Sno=1042 AND NOT EXISTS(SELECT *FROM SC SCZW
16、HERE SCZ.Sno=SCX.Sno AND SCZ.Cno=SCY.Cno);与该查询等价的元组演算表达式为 t| (54) (Sc(u)SC(v) (55) t1 =u1)。（分数：2.00）(1). （分数：1.00）A.B.C.D.(2). （分数：1.00）A.B.C.D.5.在分布式数据库中， (56) 是指各场地数据的逻辑结构对用户不可见。（分数：1.00）A.分片透明性B.场地透明性C.场地自治D.局部数据模型透明性6.数据仓库通过数据转移从多个数据源中提取数据，为了解决不同数据源格式不统一的问题，需要进行 (57) 操作。（分数：1.00）A.简单转移B.清洗C.集成D.
17、聚集和概括设关系模式 R，其中 U=H，I，J，K，L，若 F=HIJ，JK，IJKL，LH，LK)，则 F 的最小函数依赖集 Fmin= (58) 。关系模式 R 的候选关键字有 (59) 个，R 属于 (60) 。（分数：3.00）A.HI，HJ，JK，IJKL，LHB.HI，HJ，JK，IJL，LHC.HI，HJ，JK，IJL，JKD.HI，JK，IJL，LH，LKA.1B.2C.3D.4A.1NFB.2NFC.3NFD.BCNF7. (61) 引起的数据库异常，其破坏性最大。（分数：1.00）A.事务故障B.系统故障C.介质故障D.病毒引起故障某商场的部门、员工和商品三个实体之间的关系
18、如图 8-2 所示。假设每个部门有若干名员工，每种商品只能由一个部门负责销售，那么部门到员工、部门到商品之间分别存在着 (62) 的联系。如果用户要求得到表 8-7 所示的结果，需要 (63) ，并增加关系模式 (64) 。如果查询某部门负责销售的商品，需要 (65) 。（分数：4.00）A.1:1 和 1:1B.1:1 和 1:nC.1:n 和 1:1D.1:n 和 1:nA.修改表 1 的结构，在表 1 中增加一个员工号B.修改表 2 的结构，在表 2 中增加一个员工号C.修改表 2 的结构，在表 2 中增加一个部门号D.修改表 3 的结构，在表 3 中增加一个部门号A.Sale_reco
19、rd(员工号，名称，数量)B.Sale_record(员工号，名称，商品号，数量)C.Sale_record(员工号，部门号，数量)D.Sale_record(员工号，部门号，商品号，数量)A.修改表 1 的结构，在表 1 中增加一个员工号B.修改表 2 的结构，在表 2 中增加一个员工号C.修改表 2 的结构，在表 2 中增加一个部门号D.修改表 3 的结构，在表 3 中增加一个部门号8.给定关系 R(A1，A2，A3，A4)上的函数依赖集 F=A1A2，A3A2，A2A3，A2A4)，R 的候选关键字为 (66) 。（分数：1.00）A.A1B.A1A3C.A1A3A4D.A1A2A3设有
20、员工实体 Employee(employeeID，name，sex，age，tel departID)，其中 employeeID 为员工号，name 为员工姓名，sex 为员工性别，age 为员工年龄， tel 为员工电话，记录该员工的手机号码、办公室电话等，deparID 为员工所在部门号，参照另一部门实体 Department 的主码 deparID。Employee 实体中存在派生属性 (67) 。Employee 实体中还存在多值属性 (68) 。对属性 departID 的约束是 (69) 。（分数：3.00）A.name，原因是会存在同名员工B.age，原因是用属性 birth
21、替换 age 并可计算 ageC.tel，原因是员工有多个电话D.departID，原因是实体 Department 已有 departIDA.name，可以用 employeeID 区别B.sex，可以不作任何处理C.til，可以将 tel 加上 employeeID 独立为一个实体D.tel，可以强制只记录一个电话号码A.PrimaryKey，NOT NULLB.Primary KeyC.Foreign KeyD.Candidate Key9.设关系模式 RU，F，其中 U=A，B，C，D，E，F=ABC，CD， BCE，EA)，则分解 p=R1(ABCE)，R2(CD)满足 (70) 。
22、（分数：1.00）A.具有无损连接性、保持函数依赖B.不具有无损连接性、保持函数依赖C.具有无损连接性、不保持函数依赖D.不具有无损连接性、不保持函数依赖10.在关于数据挖掘的描述中，正确的是 (71) 。（分数：1.00）A.数据挖掘可以支持人们进行决策B.数据挖掘可以对任何数据进行C.数据挖掘与机器学习是同一的D.数据来源质量对数据挖掘结果的影响不大关系 R(A，B，C，D)和 S(B，C，D)进行笛卡尔运算，其结果集为 (72) 元关系。三个实体及它们之间的多对多联系至少应转换成 (73) 个关系模式。（分数：2.00）A.4B.3C.6D.7A.3B.4C.5D.611.关于诊疗科、医
23、师、患者和治疗观察关系模式如下所示，其中带：的表示主键，虚下划线的表示外键。诊疗科(诊疗科代码，诊疗科名称)医师(医师代码，医师姓名， )患者(患者编号，患者姓名)治疗观察( （分数：1.00）A.B.C.D.12.若对表 8-8 按 (75) 进行运算，可以得到表 8-9。表 8-8 试题 30 表 1务形码 高品名 价格01020210 牙刷 301020211 毛巾 1001020212 毛巾 801020213 铅笔 0.502110200 钢笔 8表 8-9 试题 30 表 2条形码 商品名 价格01020211 毛巾 1001020212 毛巾 802110200 钢笔 8（分数：
24、1.00）A. 条形码=0102021102110200 (表 1)B. 商品名=毛巾铅柑笔 (表 1)C. 价格8 (表 1)D. 1，2，3 (表 1)13.对于关系模式 R(X，Y，Z)，下列结论错误的是 (76) 。（分数：1.00）A.若 XY，YZ，则 XZB.若 XY，XZ，则 XYZC.若 XZ，则 XYZD.若 XY2，则 XZ，YZ系统分析师-数据库系统答案解析(总分：76.00，做题时间：90 分钟)在数据库中，与查询有关的是 (1) ：与规范化方法有关的是 (2) ：与完整性有关的是 (3) ；与安全性有关的是 (4) ；与并发性有关的是 (5) 。（分数：5.00）A
25、.系统目录B.进程管理C.页式管理D.索引 解析：A.系统目录B.进程管理C.页式管理D 数据依赖解析：A.非过程化B.过程化C.数据压缩D.断言 解析：A.非过程化B.过程化C.数据压缩D.授权矩阵 解析：A.非过程化B.过程化C.数据压缩 簇聚D.事务可串行化 解析：分析 在数据库系统中，逻辑数据与物理结构是独立的，逻辑上顺序的记录在物理存储上未必是顺序的，此时可通过建立索引来加快查找。与规范化方法有关的是函数依赖，关系模式的规范化方法遵循“等价替代”和“最小冗余”的原则。数据库系统中，数据的完整性是指数据的正确性和一致性，包括实体完整性、参照完整性和用户定义完整性。(1)实体完整性 若属
26、性 A 是基本关系 R 的主属性，则属性 A 不能取空值。(2)参照完整性 若属性或属性组 F 是基本关系 R 的外键，它与基本关系 S 的主键 K 相对应，(基本关系 R和 S 不一定是不同的关系)，则对于 R 中每个元组在 F 上的值或者取空值(F 的每个属性值均为空值)，或者等于 S 中某个元组的主键值。(3)用户定义的完整性 针对某一些具体关系数据库的约束条件。数据库管理系统是根据完整性约束条件来保证数据的完整性。数据的完整性约束条件实际上是关于数据的值和结构以及运算前后数据应满足的关系的断言。数据的安全性是保护数据以防止不合法使用，避免数据的泄露或遭到破坏。授权是保证安全性的重要措施
27、，所谓授权就是对不同级别的用户规定对数据库中不同文件可以进行哪类操作的权力，它常用授权矩阵的形式来表示。在多用户系统中，多个事务可能同时对数据库中同一记录进行操作(并发操作)，这可能会出现操作异常。它使数据库内的数据成为不正确的数据，也可能数据库内数据正确，而读出的是错误的数据。为了防止并发操作所造成的操作异常，就要采取并发控制的方法，即要用正确的方法来调度并发操作，而事务的可串行化可保证并发操作能得到正确有效的控制。在多个用户共享数据库时，对同一资料的 (6) 操作可能破坏数据库的 (7) 。因此数据库管理机制要解决丢失更新、不一致以及 (8) 等问题。解决的方法主要有加锁技术和时标技术。在
28、加锁技术中， (9) 要求太严， (10) 会产生死锁。（分数：5.00）A.连接B.并发 C.查询D.更新解析：A.安全性B.保密性C.完整性 D.独立性解析：A.“脏资料” B.安全C.保密D.授权解析：A.共享锁B.利他锁C.排他锁 D.连环锁解析：A.共享锁 B.利他锁C.排他锁D.连环锁解析：分析 在多用户共享系统中，许多事务可能同时对同一数据进行操作，称为“并发操作”，此时数据库管理系统的并发控制子系统负责协调并发事务的执行，保证数据库的完整性不受破坏，同时避免用户得到不正确的数据。数据库的并发操作带来的问题：丢失更新问题、不一致分析问题(读过时的数据)、依赖于未提交更新的问题(读
29、了“脏”数据)。这三个问题需要 DBMS 的并发控制子系统来解决。处理并发控制的主要方法是采用封锁技术。有两种封锁：X 封锁和 S 封锁。(1)排他型封锁(简称 X 封锁) X 封锁的含义是：如果事务 T 对数据 A (可以是数据项、记录、数据集以至整个数据库)实现了 X 封锁，那么只允许事务 T 读取和修改数据 A，其他事务要等事务 T 解除 X 封锁以后，才能对数据 A 实现任何类型的封锁。可见 X 封锁只允许一个事务独锁某个数据，具有排他性。(2)共享型封锁(简称 S 封锁)X 封锁只允许一个事务独锁和使用数据，要求太严。需要适当从宽，例如可以允许并发读，但不允许修改，这就产生了 S 封
30、锁概念。S 封锁的含义是：如果事务 T 对数据 A 实现了 S封锁，那么允许事务 T 读取数据 A，但不能修改数据 A，在所有 S 封锁解除之前决不允许任何事务对数据A 实现 X 封锁。在多个事务并发执行的系统中，主要采取封锁协议来进行处理。(1)一级封锁协议 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。一级封锁协议可防止丢失修改，并保证事务 T 是可恢复的。但不能保证可重复读和不读“脏”数据。(2)二级封锁协议 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。二级封锁协议可防止丢失修改，还可防止读“脏”数据。但不能保证可重复
31、读。(3)三级封锁协议 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。三级封锁协议可防止丢失修改、防止读“脏”数据与防止数据重复读。(4)两段锁协议 所有事务必须分两个阶段对数据项加锁和解锁。其中扩展阶段是在对任何数据进行读、写操作之前，首先要申请并获得对该数据的封锁；收缩阶段是在释放一个封锁之后，事务不能再申请和获得任何其他封锁。若并发执行的所有事务均遵守两段封锁协议，则对这些事务的任何并发调度策略都是可串行化的。遵守两段封锁协议的事务可能发生死锁。下面讨论封锁的粒度。所谓封锁的粒度即是被封锁数据目标的大小，在关系数据库中封锁粒度有属性值、属性值集、元组
32、、关系、某索引项(或整个索引)、整个关系数据库、物理页(块)等几种。封锁粒度小则并发性高，但开销大。封锁粒度大则并发性低但开销小，综合平衡照顾不同需求以合理选取适当的封锁粒度是很重要的。采用封锁的方法固然可以有效防止数据的不一致性，但封锁本身也会产生一些麻烦，最主要就是“死锁”(deadlock)问题。所谓死锁即是多个用户申请不同封锁，由于申请者均拥有一部分封锁权而又需等待另外用户拥有的部分封锁而引起的永无休止的等待。一般讲，死锁是可以避免的，目前采用的办法有如下几种。(1)预防法 此种方法即是采用一定的操作方式以保证避免死锁的出现，顺序申请法、一次申请法等即是此类方法。所谓顺序申请法即是对封
33、锁对象按序编号用户申请封锁时必须按编号顺序(从小到大或反之)申请，这样能避免死锁发生。所谓一次申请法即是用户在一个完整操作过程中必须一次性申请它所需要的所有封锁，并在操作结束后一次性归还所有封锁，这样能避免死锁的发生。(2)死锁的解除法 此种方法即是允许产生死锁，并在死锁产生后通过解锁程序以解除死锁。这种方法中需要有两个程序，一是死锁检测程序，用它以测定死锁是否发生，另一是解锁程序，一旦经测定系统已产生死锁则启动解锁程序以解除死锁，有关死锁检测及解锁技术请参阅相应的资料，这里不作进一步讨论。关系数据库的规范理论是针对 (11) 的问题设计的，这种理论适合于 (12) 到目前为止，规范理论已提出
34、了多种范式，但实际应用中，一般只要达到 (13) ，数据库模式就有较好的性能。一个关系是否属于某种范式是由 (14) 确定的，从规范化程度来看，应满足 (15) 。（分数：5.00）A.一个关系太大，引起应用数据库的独立性下降B.数据安排太分散，引起应用数据的共享性下降C.数据存取路径不适当，引起数据存取时间效率下降D.数据冗余，引起更新(插入、修改、删除等)异常 解析：A.数据库管理系统B.数据库 C.数据定义语言D.数据操纵语言解析：A.1NFB.2NFC.3NF D.4NF解析：A.数据模型B.关系操作C.函数依赖 D.关系值解析：(5). （分数：1.00）A. B.C.D.解析：分析
35、 在数据库设计过程中，往往遇到数据冗余、修改异常、插入异常和删除异常等，为了设计一个好的数据库，人们定义了一些好的关系模式标准，称它们为规范的关系模式(简称范式，NF)。目前共定义了多个范式，分别为 1NP、 2NF、3NF、BCNF、4NF 和 5NF。但实际应用中，一般只要达到 3NF。函数依赖是数据库的一种约束，决定了关系模式属于哪种范式。设 R(U)是属性 U 上的一个关系模式，X 和 Y 是 U 的子集，r 为 R 的任一关系，如果对于，中的任意两个元组 u，v，只要有 uX=vX，就有 uY=vY，则称 X 函数决定 Y，或称 Y 函数依赖于 X，记为 xY。从函数依赖的定义可以看
36、出，如果有 XU 在关系模式 R(U)上成立，并且不存在 X 的任一真子集 X使XU 成立，那么称 X 是 R 的一个候选键。也就是 X 值惟一决定关系中的元组。由此可见，函数依赖是键概念的推广，键是一种特殊的函数依赖。在 R(U)中，如果 XY，并且对于 X 的任何一个真子集 X，都有 X Y 不成立，则称 Y 对 X 完全函数依赖。若 XY，但 Y 不完全函数依赖于 X，则称 Y 对 X 部分函数依赖。在 R(U)中，如果 XY(Y 不是 X 的真子集)，且 YX 不成立，YZ，则称 Z 对 X 传递函数依赖。(1)第一范式(1NF) 如果关系模式 R 的每个关系 r 的属性值都是不可分的
37、原子值，那么称 R 是第一范式的模式，r 是规范化的关系。关系数据库研究的关系都是规范化的关系。(2)第二范式(2NF) 若关系模式 R 是 1NF，且每个非主属性完全函数依赖于候选键，那么称 R 是 2NF 模式。(3)第三范式(3NF) 如果关系模式 R 是 1NF，且每个非主属性都不传递依赖于 R 的候选码，则称 R 是 3NF。(4)BC 范式(BCNF) 若关系模式 R 是 1NE，且每个属性都不传递依赖于 R 的候选键，那么称 R 是 BCNF 模式。据各范式的定义，成立如下关系：*将一个关系模式分解成范式的过程称为数据库的规范化。数据冗余是产生数据库操作异常的原因，而数据之间存在
38、的相互关系(或叫数据依赖)是产生数据冗余的原因。因此，关系数据库的规范化理论就是要消除产生数据冗余的某些数据依赖，以设计一个好的数据库。根据关系模型中数据间的函数依赖关系，关系模式可分成多种不同的范式 (NP)，其中，第二范式排除了关系模式中非主属性对键的 (16) 函数依赖；第三范式排除了关系式中非主属性对键的 (17) 函数依赖。令关系模式 R=S(U；F)，其中 U 为属性集，F 为函数依赖集，假设 U=XYZ 为三个不可分解的不同属性，那么若 F；XY，YZ，则 R 是 (18) 。若 F =XYZ，YZX)，则 R 保持依赖的关系模式分解，一般只能分解到 (19) 。（分数：4.00
39、）A.传递B.非传递C.完全D.部分 解析：A.传递 B.非传递C.完全D.部分解析：A.1NFB.2NF C.3NFD.BCNF解析：A.1NFB.2NFC.3NFD.BCNF 解析：分析 根据 2NF 和 3NF 的定义可知，2NF 排除了关系模式中非主属性对键的部分函数依赖；3NF 排除了关系模式中非主属性对键的传递函数依赖。设数据库模式 =R1，Rk)是关系模式 R 的一个分解，F 是 R 上的函数依赖集， 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)，那么我们称分解 保持FD。如果分解不能保持 FD，那么 的实例上的值就可能有违反
40、 FD 的现象。在给定的关系模型 R 中，若 F=XY，YZ)，则 X 是 R 的主键，Z 传递依赖于 X，所以 R 是 2NF。若F=XYZ，YZX)，则 X，Y 和 Z 都是主属性，其键既可以是 XY，也可以是 YZ。所以此时的 R 为 BCNF(所有属性都不存在对键的传递函数依赖)。试题要求“保持依赖的关系模式分解”，因为 F 中任何一个依赖都牵涉到 X，Y，z 三个属性，所以 R 只能分解为其本身，即为 BCNF。设关系 R 和 s 的元数分别为 2 和 3，那么， （分数：5.00）(1). （分数：1.00）A.B.C. D.解析：A.PQ=P-(P-Q)B.PQ=(Q-P)C.P
41、Q=P(Q-P)D.PQ=Q(Q-P) 解析：A.不是无损连接分解 B.是无损连接分解C.是否无损连接不能确定D.是否无损连接，由 R 的具体关系确定解析：A.保持函数依赖B.丢失了 BC C.丢失了 ACD.是否保持函数依赖，由 R 的具体关系确定解析：A.是无损连接，但不保持 FD 集B.是无损连接，且保持 FD 集的分解 C.是损失连接，且不保持 FD 集D.是损失连接，但保持 FD 集的分解解析：分析 根据 9 连接的定义，*是在 R 和 S 的笛卡儿积中挑选第 i 个分量和第 (r+j)个分量满足 运算的元组。本题中关系 R 和 S 的元数分别为 2 和 3，因此，9 连接的“12”
42、要转换为先笛卡儿积后，按“14”的条件做选择操作。本题的第二空考察的是一个简单的集合运算规则，显然，D 是不正确的。无损连接分解的形式定义如下：设 R 是一个关系模式，F 是 R 上的一个函数依赖(PD)集。R 分解成数据库模式 =R1，Rk。如果对 R 中每一个满足 F 的关系 r 都有下式成立：*那么称分解 S 相对于 F 是“无损连接分解”，否则称为“损失连接分解”。无损连接分解的判定定理：设 p=R1，R2)是 R 的一个分解，F 是 R 上的 FD 集，那么分解 p 相对于 F 是无损连接分解的充分必要条件是(R1R2)(R1-R2)或(R1R2) (R2-R1)。本题中 p1 是有
43、损连接分解；p2 是无损连接分解，但丢失了 BC，因为属性 B 和 C 被分解到两个模式中去，不可能产生 BC 的函数依赖关系；p3 是无损连接分解，由于属性 B 和 C 仍在一个模式中，故保持 BC的函数依赖关系，即保持 FD 集。数据库系统运行的基本工作单位是事务。事务通常以 BEGIN TRANSACTION 语句开始，以 COMMIT 或ROLLBACK 语句结束。COMMIT 表示 (25) ， ROLLBACK 表示 (26) 。从终端用户的角度看，事务是一个 (27) 。在数据库的并发控制中，事务 T 若要更新记录 Q，必须先执行操作 (28) 。在封锁技术方面，SQL2 提供如
44、下 4 种“事务的一致性级别”：可读未提交数据、读提交数据、可重复读、可串行化。其中 (29) 允许事务读“脏”数据。（分数：5.00）A.物理数据库尚未更新，事务执行失败B.物理数据库尚未更新，事务执行成功C.物理数据库已更新，事务执行失败D.物理数据库已更新，事务执行成功 解析：A.回退到上一操作B.回退到上一事务C.事务执行失败，并做相应的回退动作 D.事务执行成功，并做相应的回退动作解析：A.子程序B.对象C.原子 D.操作解析：A.Loek_S(Q)B.LoclX(Q) C.Read(Q)D.Write(Q)解析：A.可读未提交数据 B.读提交数据C.可重复读D.可串行化解析：分析
45、数据库管理系统运行的基本工作单位是事务，事务是用户定义的一个数据库操作序列，这些操作序列要么全做要么全不做，是一个不可分割的工作单位。事务具有以下特性。(1)原子性(Atomicity) 数据库的逻辑工作单位；(2)一致性(Consistency)。使数据库从一个一致性状态变到另一个一致性状态； (3)隔离性(Isolation) 不能被其他事务干扰；(4)持续性(永久性)(Durability) 一旦提交，改变就是永久性的。事务通常以 BEGIN TRANSACTION(事务开始)语句开始，以 COMMIT 或 ROLLBACK 语句结束。COMMIT 称为“事务提交语句”，表示事务执行成功
46、地结束。ROLLBACK 称为“事务回退语句”，表示事务执行不成功地结束。从终端用户来看，事务是一个原子，是不可分割的操作序列。事务中包括的所有操作要么都有做，要么都不做(就效果而言)。事务不应该丢失，或被分割地完成。根据一级封锁协议，任何企图更新记录 Q 的事务必须先执行 Lock_X(Q)操作。“脏数据”是指未提交的随后又被撤销的数据，SQL2 提供的四种“事务一致性级别”中，可读未提交数据允许事务读“脏”数据。关系 R(A，B，C)和 S(C，D，E)进行关系代数运算，下列各关系表达式中成立的是 (30) 。关系模式 P(A，B，C，D，E，P，G，H，I，J)满足下列函数依赖；FD=A
47、BDE，ABG，BF，CJ，CJI，GH，FD 的最小函数依敕集为 (31) ，候选码为 (32) ，该关系模式属于 (33) 范式。在关系规范化中的插入异常是指 (34) 。（分数：5.00）(1). （分数：1.00）A.B.C. D.解析：A.FDMN=ABDE，ABG，BF，CJ，CI，GH B.FDMN=ABDE，ABG，BF，CJ，CjI，GH)C.FDMN=ABDE，ABG，CJ，CJI，GHD.PDMN=ABDE，ABG，BP，CJI，GH)解析：A.ACB.ABGC.AGD.ABCD 解析：A.1NF B.2NFC.3NFD.BCNF解析：A.不该插入的数据被插入B.不该修改
48、的数据被修改C.应该插入的数据未被插入 D.应该修改的数据未被修改解析：分析 试题(30)考察的是各种运算的合法性问题，两个关系模式 R 和 S 进行自然连接，要求 R 和S 必须具有公共属性；进行集合运算(和、差、并、交)，则要求 R 和 S 的结构完全相同。如果函数依赖集 F 满足下列条件，则称 F 为一个极小函数依敕集，也称为最小依赖集或最小覆盖。(1)F 中任一函数依赖的右部仅含有一个属性；(2)F 中不存在这样的函数依赖 XA，使得 F 与 F-XA等价；(3)F 中不存在这样的函数依赖 XA，X 有真子集 Z 使得 F-XAZA)与 F 等价。该函数依赖集不是最小函数依赖集(最小覆盖)，要求一个 FD 集的最小覆盖，就是要去掉该 FD 集中冗余的属性和函数依赖(可由其他函数依赖根据推理规则推出的函数依赖)。在 FD 中，因为有 CJ 和 CJI，所以 CjI 中的 J 为冗余属性，去掉 CJI 中的属性 J 得 CI。在给定的 FD 的最小覆盖中，所有函数依赖的左边的属性集合是 ABCDG。尽管这个属性集合能惟一标识关系中的每一个元组，但是可能含有冗余属性。去掉冗余属性得到的才是该关系模式的码。因为有ABG，所以可以去掉 G 得到ABCD。因为关系模式的码是 ABCD，非主属性 E、F、I、H
