数据库,规范化,例题

发布时间:2017-07-27 来源: 规范 点击:

篇一:第7章 关系数据库规范化理论复习题

第7章 关系规范化理论

一、单项选择题

1.关系规范化中的删除操作异常是指 ① ,插入操作异常是指 ② 。

A.不该删除的数据被删除B.不该插入的数据被插入

C.应该删除的数据未被删除 D.应该插入的数据未被插入

答案:①A ②D

2.设计性能较优的关系模式称为规范化,规范化主要的理论依据是 。

A.关系规范化理论 B.关系运算理论

C.关系代数理论D.数理逻辑

答案:A

3.规范化理论是关系数据库进行逻辑设计的理论依据。根据这个理论,关系数据库中的关系必须满足:其每一属性都是 。

A.互不相关的 B.不可分解的

C.长度可变的 D.互相关联的

答案:B

4.关系数据库规范化是为解决关系数据库中 问题而引入的。

A.插入、删除和数据冗余 B.提高查询速度

C.减少数据操作的复杂性 D.保证数据的安全性和完整性

答案:A

5.规范化过程主要为克服数据库逻辑结构中的插入异常,删除异常以及 的缺陷。

A.数据的不一致性 B.结构不合理

C.冗余度大 D.数据丢失

答案:C

6.当关系模式R(A,B)已属于3NF,下列说法中 是正确的。

A.它一定消除了插入和删除异常 B.仍存在一定的插入和删除异常

C.一定属于BCNF D.A和C都是

答案:B

7. 关系模式1NF是指_________。

A. 不存在传递依赖现象 B. 不存在部分依赖现象

C.不存在非主属性D. 不存在组合属性

答案:D

8. 关系模式中2NF是指_______。

A.满足1NF且不存在非主属性对关键字的传递依赖现象

B.满足1NF且不存在非主属性对关键字部分依赖现象

C.满足1NF且不存在非主属性

D.满足1NF且不存在组合属性

答案:B

9. 关系模式中3NF是指___________。

A.满足2NF且不存在非主属性对关键字的传递依赖现象

B.满足2NF且不存在非主属性对关键字部分依赖现象

C.满足2NF且不存在非主属性

D.满足2NF且不存在组合属性

答案:A

10.关系模型中的关系模式至少是 。

A.1NF B.2NF C.3NF D.BCNF

答案:A

11.关系模式中,满足2NF的模式,。

A.可能是1NF B.必定是1NF

C.必定是3NF D.必定是BCNF

答案:B

12.X→Y为平凡函数依赖是指__________。

A.X<Y B.X<YC.X=Y D.X≠Y

答案:C

13.若关系模式R∈1NF,且R中若存在X→Y,则X必含关键字,称该模式_______。

A.满足3NFB.满足BCNFC.满足2NFD.满足1NF

答案:B

14.在关系模式中,如果属性A和B存在1对1的联系,则说 。

A.A→B B.B→A C.A←→B D.以上都不是

答案:C

15.候选关键字中的属性称为 。

A.非主属性 B.主属性 C.复合属性 D.关键属性

答案:B

16.关系模式中各级模式之间的关系为。

A.3NF?2NF?1NF B.3NF?1NF?2NF

C.1NF?2NF?3NF D.2NF?lNF?3NF

答案:A

17.消除了部分函数依赖的1NF的关系模式,必定是。

A.1NF B.2NF C.3NF D.BCNF

答案:B

18.关系模式的候选关键字可以有 ① ,主关键字有 ② 。

A.0个 B.1个 C.1个或多个 D.多个

答案:①C ②B

19.候选关键字中的属性可以有。

A.0个 B.1个 C.1个或多个 D.多个

答案:C

20.关系模式的分解。

A.惟一 B.不惟一

答案:B

21.什么样的关系模式是严格好的关系模式________。

A.优化级别最高的关系模式B.优化级别最高的关系模式

C.符合3NF要求的关系模式 D.视具体情况而定

答案:D

22.按照规范化设计要求,通常以关系模式符合______为标准。

A.1NFB.2NF C.3NF D.BCNF

答案:C

23.设某关系模式S(SNO,CNO,G,TN,D),其中SNO表示学号,CNO表示课程号,G表示成绩,TN表示教师姓名,D表示系名。属性间的依赖关系为:

(SNO,CNO)→G,CNO→TN,TN→D。则该关系模式最高满足_______。

A.1NFB.2NF C.3NF D.BCNF

答案:A

24.设某关系模式S(SNO,CNO,G,TN,D),其属性的含义及属性间的依赖关系同23题,若将S分解为S1(SNO,CNO,G)、S2(CNO,TN)、S3(TN,D),则S1最高满足、S2最高满足、S3最高满足__。

A.1NFB.2NF C.3NF D.BCNF

答案:①D ②D ③D

25.设某关系模式R(ABCD),函数依赖{B→D,AB→C},则R最高满足_______。

A.1NFB.2NF C.3NF D.BCNF

答案:A(AB为Key)

26.设某关系模式R(ABC),函数依赖{A→B,B→A,A→C},则R最高满足_______。

A.1NFB.2NF C.3NF D.BCNF

答案:C(A为Key)

27.设某关系模式R(ABC),函数依赖{A→B,B→A,C→A},则R最高满足_______。

A.1NFB.2NF C.3NF D.BCNF

答案:B(C为Key)

28.设某关系模式R(ABCD),函数依赖{A→C,D→B},则R最高满足_______。

A.1NFB.2NF C.3NF D.BCNF

答案:A(AD为Key)

29.设有关系模式W(C,P,S,G,T,R),其中各属性的含义是:C为课程,P为教师,S为学生,G为成绩,T为时间,R为教室,根据定义有如下函数依赖集:

F={C→G,(S,C)→G,(T,R)→C,(T,P)→R,(T,S)→R}

关系模式W的一个关键字是 ① ,W的规范化程度最高达到 ② 。若将关系模式W分解为3个关系模式W1(C,P),W2(S,C,G),W3(S,T,R,C),则W1的规范化程度最高达到 ③ ,W2的规范化程度最高达到 ④ ,W3的规范化程度最高达到 ⑤ 。

①A.(S,C)B.(T,R) C.(T,P) D.(T,S) E.(T,S,P)

②③④⑤ A.1NF B.2NF C.3NF D.BCNF E.4NF

答案:①E ②B ③E ④E ⑤B

二、填空题

1.关系规范化的目的是 。

答案:控制冗余,避免插入和删除异常,从而增强数据库结构的稳定性和灵活性

2.在关系A(S,SN,D)和B(D,CN,NM中,A的主键是S,B的主键是D,则D在S中称为 。

答案:外码

3.对于非规范化的模式,经过 ① 转变为1NF,将1NF经过 ② 转变为2NF,将2NF经过 ③ 转变为3NF。

答案:①使属性域变为简单域

②消除非主属性对主关键字的部分依赖

③消除非主属性对主关键字的传递依赖

4.在一个关系R中,若每个数据项都是不可再分割的,那么R一定属于 。 答案:1NF

5.1NF,2NF,3NF之间,相互是一种 关系。

答案:3NF?2NF?1NF

6.若关系为1NF,且它的每一非主属性都 候选关键字,则该关系为2NF。 答案:不部分函数依赖于

7.在关系数据库的规范化理论中,在执行“分解”时,必须遵守规范化原则:保持原有的依赖关系和 。

答案:无损连接性

三.应用题

1.理解并给出下列术语的定义

函数依赖、部分函数依赖、完全函数依赖、传递函数依赖、候选码、主码、外码、全码、1NF、2NF、3NF、BCNF。

解:

定义1:设R(U)是属性集U上的关系模式。X,Y是属性集U的子集。若对于R(U)的任意一个可能的关系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函数确定Y或Y函数依赖于X,记作X?Y。(即只要X上的属性值相等,Y上的值

一定相等。)

术语和记号:

X?Y,但Y不是X的子集,则称X?Y是非平凡的函数依赖。若不特别声明,总是讨论非平凡的函数依赖。

X?Y,但Y是X的子集,则称X?Y是平凡的函数依赖。

若X?Y,则X叫做决定因子(Determinant)。

若X?Y,Y?X,则记作X??Y。

若Y不函数依赖于X,则记作X Y。

定义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: X f→ Y。

若X?Y,但Y不完全函数依赖于X,则称Y对X部分函数依赖,记作:X →Y。

如果X→Y(非平凡函数依赖,并且Y—/→X)、Y→Z,则称Z传递函数依赖于X。 定义3:候选码:设K为R(U,F)中的属性或属性组,若K→U,则K为R候选码。(K为决定R全部属性值的最小属性组)。

主码:关系R(U,F)中可能有多个候选码,则选其中一个作为主码。

全码:整个属性组是码,称为全码(All-key) 。

主属性与非主属性:包含在任何一个候选码中的属性 ,称为主属性(Prime attribute) 。不包含在任何码中的属性称为非主属性(Nonprime attribute)或非码属性(Non-key attribute)。

外码: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(Foreign key)也称外码。

定义4:若关系模式R的每一个分量是不可再分的数据项,则关系模式R属于第一范式(1NF)。 定义5:若关系模式R∈1NF,且每一个非主属性完全函数依赖于码,则关系模式R∈2NF 。(即1NF消除了非主属性对码的部分函数依赖则成为2NF)。

定义6: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不是Y的子集)使得X?Y,Y X,Y ? Z成立,则称R<U,F>∈3NF。

(若R∈3NF,则每一个非主属性既不部分依赖于码也不传递依赖于码。 )

定义7:关系模式R<U,F>∈1NF 。若X?Y且Y不是X的子集时,X必含有码,则R<U,F>∈BCNF。

2.指出下列关系模式是第几范式?并说明理由。

(1) R(X,Y,Z)

F={XY→Z}

(2) R(x,Y,z)

F={Y→z,XZ→Y}

(3) R(X,Y,Z)

F={Y→Z,Y→X,X→YZ}

(4) R(x,Y,z)

F={X→Y,X→Z}

(5) R(x,Y,Z)

F={XY→Z}

(6) R(W,X,Y,Z)

F={X→Z,WX→Y}

解:

(1) R是BCNF。

R候选关键字为XY,F中只有一个函数依赖,而该函数依赖的左部包含了R的候选关键字XY。 fp

(2) R是3NF。

R候选关键字为XY和XZ,R中所有属性都是主属性,不存在非主属性对的候选关键字的传递依赖。

(3) R是BCNF。

R候选关键字为X和Y,∵X→YZ,∴X→Y,X→Z,由于F中有Y→Z,Y→X,因此Z是直接函数依赖于X,而不是传递依赖于X。又∵F的每一函数依赖的左部都包含了任一候选关键字,∴R是BCNF。

(4) R是BCNF。

R的候选关键字为X,而且F中每一个函数依赖的左部都包含了候选关键字X。

(5) R是BCNF。

R的候选关键字为XY,而且F中函数依赖的左部包含了候选关键字XY。

(6) R是1NF。

R的候选关键字为WX,则Y,Z为非主属性,又由于X→Z,因此F中存在非主属性对候选关键字的部分函数依赖。

3.设有关系模式R(U,F),其中:

U={A,B,C,D,E,P},F={A→B,C→P,E→A,CE→D}

求出R的所有候选关键字。

解:根据候选关键字的定义:如果函数依赖X→U在R上成立,且不存在任何X’? X,使得X→U也成立,则称X是R的一个候选关键字。由此可知,候选关键字只可能由A,C,E组成,但有E→A,所以组成候选关键字的属性可能是CE。

计算可知:(CE)=ABCDEP,即CE→U

而:C=CP,E=ABE ∴R只有一个候选关键字CE。

+++

补充知识:

在关系模式R<U,F>中为F所逻辑蕴含的函数依赖的全体叫作 F的闭包,记为F +。

设F为属性集U上的一组函数依赖,X ?U, XF+ ={ A|X→A能由F 根据Armstrong公理导出},XF+称为属性集X关于函数依赖集F 的闭包。

Armstrong公理系统:

A1.自反律(Reflexivity):若Y ? X ? U,则X →Y为F所蕴含。

A2.增广律(Augmentation):若X→Y为F所蕴含,且Z ? U,则XZ→YZ为F所蕴含。 A3.传递律(Transitivity):若X→Y及Y→Z为F所蕴含,则X→Z为F所蕴含。 根据A1,A2,A3这三条推理规则可以得到下面三条推理规则:

– 合并规则:由X→Y,X→Z,有X→YZ。

(A2, A3)

– 伪传递规则:由X→Y,WY→Z,有XW→Z。

(A2, A3)

– 分解规则:由X→Y及 Z?Y,有X→Z。

(A1, A3)

算法6.1 求属性集X(X ? U)关于U上的函数依赖集F 的闭包XF+

输入:X,F

步骤:

(1)令X(0)=X,i=0 +输出:XF

篇二:数据库原理考试题库

一、填空题

1.数据库系统一般由(数据库)、应用系统、(数据库管理系统)、(数据库管理员)和用户构成。

2.数据模型通常由(数据结构)、(数据操作)、(数据的约束条件)三部分组成。

3.实体之间的联系可抽象为三类,它们是(一对一)、(一对多)、(多对多)。

4.在数据库设计中,(数据字典)是系统中各类数据描述的集合,是进行详细的数据收集和数据分析所获得的主要成果。

5.(事务)是用户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,是一个不可分割的工作单位。

6.数据库系统在运行过程中,可能会发生故障。故障主要有(事务故障)、系统故障、(介质故障)和计算机病毒四类。

7.并发控制的主要方法是采用(封锁)机制,其类型有(共享锁)和(排它锁)两种。

8.数据库的完整性是指数据的(正确性)和(相容性)。

9.在SQL语言中,为了数据库的安全性,设置了对数据的存取进行控制的语句,对用户授权使用(GRANT)语句,收回所授的权限使用(REVOKE)语句。

10.( 数据库 )是长期存储在计算机内的、有组织、可共享的数据集合。

11.数据库系统的三级模式结构是指数据库系统是由( 模式)、(外模式)、( 内模式)三级构成的。

12.在一个关系R中,若每个数据项都是不可再分割的,那么R一定属于( 第一(1NF))范式。

E-R图一般在数据库设计的( 概念结构设计)阶段使用。

13.( 事务 )是用户定义的一个数据库操作序列,是一个不可分割的工作单位,它具有(原子性)、(一致性)、( 隔离性)、( 持续性 )四个特性。

14.数据库系统中,系统故障通常称为( 软故障 ),介质故障称为( 硬故障 )。

15.关系操作的特点是(集合)操作。

16.若事务T对数据对象A加了S锁,则其他事务只能对数据A再加( S )锁,不能加(X )锁,直到事务T释放A上的锁。

17.信息处理的方式而言,在文件系统阶段,(程序设计)处于主导地位,(数据)只起着服从程序设计需要的作用;而在数据库方式下,(数据)占据了中心位置。

18.现实世界进行第一层抽象的模型,称为(概念)模型;对现实世界进行第二层抽象的模型,称为(数据)模型。

19.数据库的三级模式结构是对(数据)的三个抽象级别。

21.层次、网状的DML属于(过程性)语言,而关系型DML属于(非过程性)语言。

22.关系模式的操作异常问题往往是由(数据冗余)引起的。

23.消除了非主属性对侯选键局部依赖的关系模式,称为(2NF)模式。

24.消除了非主属性对侯选键传递依赖的关系模式,称为(3NF)模式。

26.恢复的基本原则是(冗余)。要使数据库具有可恢复性,在平时要做好两件事:(转储(备份))和(记“日志”)。

27.如果对数据库的并发操作不加以控制,则会带来四类问题:(丢失更新)、(读“脏数据”)和(不可重复读)。

28.事务的执行次序称为(调度)。

29.判断一个并发调度是否正确,可以用(可串行化)概念来解决。

30.封锁能避免错误的发生,但会引起(活锁和死锁)问题。

31.S封锁增加了并发度,但缺点是(容易发生死锁)。

32.两段式封锁是可串行化的(充分)条件。

33.数据库的完整性是指数据的(正确性)和(相容性)。

34.SQL中的安全性机制,主要有两个:(视图)和(授权)。

35.SQL的授权语句中的关键字PUBLIC表示(全体用户)。

36.在数据管理技术的发展过程中,经历了人工管理阶段,文件系统阶段和数据库系统阶段,在这几个阶段中,数据的独立性是(数据库系统)阶段实现的。

37.数据库是在计算机系统中按照数据模型组织、储存和应用的(数据的集合),支持数据库各种操作的软件系统叫(数据库管理系统),由计算机、操作系统、DBMS、数据库应用程序及用户等组成的一个整体叫做(数据库

系统)。

38.数据库的基本特点是(数据可以共享(或数据结构化)、数据独立性、数据冗余度小,易扩充、统一管理和控制)。

39.(数据库)是存储在计算机内组织的结构化的相关数据的集合。

40.在数据库中存储的是(数据以及数据之间的联系)。

41.数据库的特点之一是数据的共享。严格的讲,这里的数据共享是指(多种应用,多种语言,多个用户相互覆盖所用的数据集合)。

42.数据库系统的核心是(数据库管理系统)。

43.数据库技术中采取分级方法将数据库的结构划分成多个层次,是为了提高数据库的(逻辑独立性)和(物理独立性)。

44.数据库系统的特点是(数据共享),数据独立,减少数据剩余,避免数据不一致和加强了数据保护。

45.数据库管理系统能实现对数据库中数据的查询,插入,修改和删除等操作,这种功能称为(数据操纵功能)

46.在数据库的三级模式结构中,描述数据库中的全体数据的全局逻辑结构和特征的是(模式)

48.数据管理技术经历了(人工管理),(文件管理)和(数据库系统)三个阶段

49.数据库是长期存储在计算机内,有(组织)的,可(共享)的数据集合

50.DBMS是指(数据库管理系统)它是位于(用户)和(操作系统)之间的一层管理软件

51.数据库管理系统的主要功能有(数据定义功能),(数据操作功能),数据库的运行管理和数据库的建立以及维护等4个方面。

52.数据独立性又可为(逻辑数据独立性)和(物理数据独立性)。

53.当数据的存储结构改变了,应用程序不变,而由DBMS处理这种改变。这是指数据的(物理独立性)

54.根据数据模型的应用目的不同,数据模型可分为(概念模型)和(数据模型)

55.数据模型是由(数据结构),(数据操作)和(完整性约束) 三部分组成的

56.按照数据结构的类型来命名,数据模型分为(层次模型),(网状模型)和(关系模型)。

57.现实世界的事物反映到人的头脑中经过思维加工是数据,这一过程要经历三个领域,依次是(现实世界),(信息世界)和(计算机世界)。

58.实体之间的联系可抽象为三类它们是(1:1),(1:m)和(m:n)

59.按所使用的数据模型来分,数据库可分为(层次)、(关系)和(网状)三种类型。

60.关系数据库规范化是为解决关系数据库中(插入、删除和数据冗余)问题而引入的。

61.关系规范中的删除操作异常是指(不该删除的数据被删除),插入操作异常是指(应该插入的数据未被插入)。

62.设计性能较优的关系模式称为规范化,规范化主要的理论依据是(关系规范化理论)。

63.规范化理论是关系数据库进行逻辑设计的理论依据。根据这个理论,关系数据库中的关系必须满足:其每一属性都是(不可分解的)。

64.数据模型的三要素是(数据结构),(数据操作)和(数据约束条件)。

65.对于数据库系统,负责定义数据库内容,决定存储结构和存储策略及安全授权等工作的是(数据库管理员)。

66.关系模型是把实体之间的联系用(二维表格)表示。

67.在关系数据库中,当关系的类型改变时,用户程序也可以不变,这是(数据的逻辑独立性)。

68.当数据库的存储结构改变时,可相应修改(模式/内模式映像),从而保持模式不变。

69.在数据库系统的三级模式体系结构中,描述数据在数据库中的物理结构或存储方式的是(内模式)。

70.在数据库系统的三级组织结构中,DBA视图是(概念模式),系统程序员视图是(内模式),用户视图是(外模式)。

71.表示实体及其联系的方法为(E-R图),基本图素包括(实体)、(属性)和(联系)。习惯上实体用(矩形)表示,实体属性用(椭圆形)表示,联系用(菱形)表示。

72.层次模型是用(树型)结构表示记录类型及其联系,其中上一层记录型和下一层记录型的联系是(1:M),层次模型不能直接支持(M:N)联系。

73.在数据库的三级模式体系结构中,模式与内模式之间的映象(模式/内模式),实现了数据库的(物理)独立性。

71.在关系模型中,若属性A是关系R的主码,则在R的任何元组中,属性A的取值都不允许为空,这种约束称

为(实体完整性)规则。

72.描述概念模型常用的方法是(实体--联系方法)。

73.消除了部分函数依赖的1NF的关系模式,必定是( 2NF)。

74.关系模式中R的属性全部是主属性,则R的最高范式必定是( 3NF)。

75.在关系A(S,SN,D)和B(D,CN,NM)中,A的主键是S,B的主键是D,则D在S中称为(外码)。

76.对于非规范化的模式,经过(将每一个分量化分为不可分的数据项)转变为1NF,将1NF经过(消除每一个非主属性对码的部分函数依赖,)转变为2NF,将2NF经过( 消除非主属性对码的传递函数依赖 )转变为3NF。

77.关系模型中的关系模式至少是(1NF)。

78.关系模式中,满足2NF的模式必定是(1NF)。

79.在关系模式R中,若其函数依赖集中所有候选键都是决定因素,则R最高范式是(4NF)。

80.候选关键字中的属性称为( 主属性)。

81.在数据库设计中,将E-R图转换成关系数据模型的过程属于( 逻辑设计阶段 )。

82.在数据库设计的4个阶段中,每个阶段都有自己的设计内容。“在哪些表、在哪些属性上、建什么样的索引”,这一内容应该属于(物理)设计阶段。

83.在数据库设计的需求分析阶段,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)5部分组成。

84.在关系数据库设计中,使每个关系达到3NF,这是(逻辑设计阶段)阶段完成的。

85.设计概念结构时,常用的数据抽象方法是( 聚集)和(概括 )。

87.就方法的特点而言,需求分析阶段通常采用(自顶向下逐步细化)的分析方法;概念设计阶段通常采用(自底向上逐步总和)的设计方法。

88.在数据库设计中,子类和超类存在着(继承)的联系。

89.由分E-R图生成初步E-R图,其主要任务是(消除属性冲突)、(消除结构冲突)和(消除命名冲突)。

90.由初步E-R图构成基本E-R图,其主要任务是(消除不必要的冗余)。

91.假定一个E-R图包含有A实体和B实体,并且从A到B存在着1:N的联系,则转换成关系模后,右以包含有(1或2 )个关系模式。

92.假定一个E-R图包含有A实体和B实体,并且从A到B存在着M:N的联系,则转换成关系模型后,包含有( 3 )个关系模式。

93.(物理结构设计)阶段与具体的DBMS密切相关。

94.数据流图是数据库系统设计过程中(概念结构设计)阶段完成的。

95.事物的所有操作要么全做,要么全不做,这是事务的(原子)特性。

96.并发操作带来的问题主要有(丢失修改),(不可重复读),(读脏数据)。

97.在登录日志文件时,应该先(登录日志文件),后(更新数据库)。

98.若事物T对数据R已经加了X锁,则其他事物对数据R(不能加任何锁)。

99.对数据对象施加封锁,可能会引起活锁和死锁问题。预防死锁通常有(一次封锁法)和(顺序封锁法)两种方法。

100.多个事物在某个调度下的执行是正确的,是能保证数据库一致性的,当且仅当该调度是(可串行化的)。 101.数据库管理系统通常提供授权功能来控制不同用户访问数据的权限,这主要是为了实现数据库的(安全性)。 102.关系规范化的目的是(控制冗余,避免插入和删除异常,从而增强数据的稳定性和灵活性).

103.在关系A(S,SN,D)和B(D,CN,NM)中,A的主键是S,B的主键是D,则D在A中称为(外码)。 104.在一个关糸R中,若每个数据项都是不在分割的,那么R一定属于(1NF)

105.若关系为1NF,且它的每一个非主属性都(完全函数依赖于或不部分函依赖于)码,则该关糸为2NF。 106.设有如图所示的关糸R,R的候选关键字为(A和DE);R中的函数依赖有(AD→E,DE→A);R属于(BCNF)范式。

二、选择题

1.在数据管理技术的发展过程中,经历了人工管理阶段、文件系统阶段和数据库系统阶段。在这几个阶段中,数据独立性最高的是(A )阶段。

A.数据库系统 B.文件系统 C.人工管理 D.数据项管理

2.数据库的概念模型独立于( A )。

A.具体的机器和DBMS B.E-R图C.信息世界D.现实世界

3.在数据库的三级模式结构中,描述数据库中全体数据的全局逻辑结构和特征的是( D )。

A.外模式B.内模式 C.存储模式D.模式

4.数据库的层次模型应满足的条件是( C )。

A.允许一个以上的结点无双亲,也允许一个结点有多个双亲

B.必须有两个以上的结点

C.有且仅有一个结点无双亲,其余结点都只有一个双亲

D.每个结点有且仅有一个双亲

5.在关系代数的专门关系运算中,从表中取出指定的属性的操作称为(B)

A.选择B.投影 C.连接 D.扫描

6.在关系代数的专门关系运算中,从表中选出满足某种条件的元组的操作称为(A);

A.选择B.投影 C.连接 D.扫描

7.在关系代数的专门关系运算中,将两个关系中具有共同属性值的元组连接到一起构成新表的操作称为(C)。

A.选择B.投影 C.连接 D.扫描

8.如下图所示,两个关系R1和R2,它们进行( D)运算后得到R3。

A.交B.并C.笛卡尔积D.连接

R1 R2R3

9.关系数据库中的码是指( D )。

A.能唯一决定关系的字段 B.不可改动的专用保留字

C.关键的很重要的字段 D.能唯一标识元组的属性或属性集合

10.SQL语言具有两种使用方式,分别为交互式SQL和( C )。

A.提示式SQL B.多用户SQLC.嵌入式SQL D.解释式SQL

11.设计性能较优的关系模式称为规范化,规范化主要的理论依据是( A )。

A.关系规范化理论 B.关系运算理论C.关系代数理论 D.数理逻辑理论

12.规范化过程主要为克服数据库逻辑结构中的插入异常,删除异常以及( C )缺陷。

A.数据的不一致性B.结构不合理 C.冗余度大D.数据丢失

13.当关系模式R(A,B)已属于3NF,下列说法中( B )是正确的。

A.它一定消除了插入异常和删除异常 B.仍存在一定的插入和删除异常

C.一定属于BCNFD.A和C都是

14.消除了非主属性对码的部分函数依赖的1NF的关系模式,必定是( B )。

A.1NF B.2NFC.3NFD.4NF

15.E-R图是数据库设计的工具之一,它适用于建立数据库的( A )。

A.概念模型 B.逻辑模型C.结构模型 D.物理模型

16.在关系数据库设计中,设计关系模式是( C)的任务。

A.需求分析阶段 B.概念设计阶段 C.逻辑设计阶段D.物理设计阶段

17.当局部E-R图合并成全局E-R图时可能出现冲突,不属于合并冲突的是( B )。

A.属性冲突 B.语法冲突C.结构冲突 D.命名冲突

18.DBMS通常提供授权功能来控制不同用户访问数据的权限,这主要是为了实现数据库的( D )。

A.可靠性B.一致性 C.完整性 D.安全性

19.设有两个事务T1、T2,其并发操作如下图所示,下面评价正确的是(D)。

A.该操作不存在问题 B.该操作丢失 C.该操作不能重复读D.该操作读“脏”数据

20.若事务T对数据R已加了X锁,则其他事务对数据R( D )。

A.可以加S锁不能加X锁B.不能加S锁可以加X锁

C.可以加S锁也可以加X锁 D.不能加任何锁

21.后备副本的用途是( C )。

A.安全性保障 B.一致性控制 C.故障后的恢复D.数据的转储

22.用于数据库恢复的重要文件是( C )

A.数据库文件 B.索引文件 C.日志文件D.备注文件

23.数据库系统与文件系统的主要区别是( B )。

A.数据库系统复杂,而文件系统简单。

B.文件系统不能解决数据冗余和数据独立性问题,而数据库系统可以解决。

C.文件系统只能管理程序文件,而数据库系统能够管理各种类型的文件。

D.文件系统管理的数据量较少,而数据库系统可以管理庞大的数据量。

24.在数据库中,下列说法( A )是不正确的。

A.数据库避免了一切数据的重复

B.若系统是完全可以控制的,则系统可确保更新时的一致性

C.数据库中的数据可以共享

D.数据库减少了数据冗余

25.数据库的网状模型应满足的条件是( A )。

A.允许一个以上的结点无双亲,也允许一个结点有多个双亲

B.必须有两个以上的结点

C.有且仅有一个结点无双亲,其余结点都只有一个双亲

D.每个结点有且仅有一个双亲

26.按所使用的数据模型来分,数据库可分为( A )三种类型。

A.层次、关系和网状 B.网状、环状和链状C.大型、中型和小型 D.独享、共享和分时

27.设有如下图所示的关系R,经操作∏A,B(σB=b(R))的运算结果是( C )

R A. B. C.D.

篇三:数据库规范化理论习题

规范化理论习题

1. 解释下列名词:

函数依赖、部分函数依赖、完全函数依赖、传递函数依赖、候选关键字、主关键字、全关键字、1NF、2NF、3NF、BCNF、多值依赖、4NF、连接依赖、5NF、最小函数依赖集、无损分解

函数依赖:FD(function dependency),设有关系模式R(U),X,Y是U的子集, r是R的任一具体关系,如果对r的任意两个元组t1,t2,由t1[X]=t2[X]导致t1[Y]=t2[Y], 则称X函数决定Y,或Y函数依赖于X,记为X→Y。X→Y为模式R的一个函数依赖。

部分函数依赖:即局部依赖,对于一个函数依赖W→A,如果存在XW(X包含于W)有X→A成立, 那么称W→A是局部依赖,否则称W→A为完全依赖。 完全函数依赖:见上。

传递函数依赖:在关系模式中,如果Y→X,X→A,且XY(X不决定Y), AX(A不属于X),那么称Y→A是传递依赖。

F 候选关键字:设K为关系模式R(U,F)中的属性或属性集合。若K—→U,则K称为

R的一个候选码(Candidate Key),也称作为候选关键字或码。

主关键字:若关系模式R有多个候选码,则选定其中一个作为主关键字(Primary Key),有时也称作为主码。

全关键字:若关系模式R整个属性组都是码,称为全关键字(All Key)或全码。 1NF:第一范式。如果关系模式R的所有属性的值域中每一个值都是不可再分解的值, 则称R是属于第一范式模式。如果某个数据库模式都是第一范式的,则称该数据库存模式属于第一范式的数据库模式。 第一范式的模式要求属性值不可再分裂成更小部分,即属性项不能是属性组合和组属性组成。

2NF:第二范式。如果关系模式R为第一范式,并且R中每一个非主属性完全函数依赖于R的某个候选键, 则称是第二范式模式;如果某个数据库模式中每个关系模式都是第二范式的,则称该数据库模式属于第二范式的数据库模式。 (注:如果A是关系模式R的候选键的一个属性,则称A是R的主属性,否则称A是R的非主属性。) 。

3NF:第三范式。如果关系模式R是第二范式,且每个非主属性都不传递依赖于R的候选键, 则称R是第三范式的模式。如果某个数据库模式中的每个关系模式都是第三范式,则称为3NF的数据库模式。

BCNF:BC范式。如果关系模式R是第一范式,且每个属性都不传递依赖于R的候选键,那么称R是BCNF的模式。

多值依赖:设R(U)是属性集U上的一个关系模式,X,Y,Z是U的子集,并且Z=U-X-Y, 用x,y,z分别代表属性集X,Y,Z的值,只要r是R的关系,r中存在元组(x,y1,z1)和(x,y2,z2)时, 就也存在元组(x,y1,z2)和(x,y2,z1),那么称多值依赖(MultiValued Dependency MVD) X→→Y在关系模式R中成立。

4NF:第四范式。设R是一个关系模式,D是R上的多值依赖集合。如果D中成立非平凡多值依赖X→→Y时, X必是R的超键,那么称R是第四范式的模式。

连接依赖:关系模式R(U)中,U是全体属性集,X,Y,…,Z是U的子集,当且仅当R是由其在X,Y,…,Z上投影的自然连接组成时,称R满足对X,Y,…,Z的连接依赖。记为JD(X,Y,…,Z)。

5NF:关于模式R中,当且仅当R中每个连接依赖均为R的候选码所蕴涵时,称R属

于5NF。

最小函数依赖集:如果函数集合F满足以下三个条件:(1)F中每个函数依赖的右部都是单属性; (2)F中的任一函数依赖X→A,其F-{X→A}与F是不等价的;(3)F中的任一函数依赖X→A,Z为X的子集,(F-{X→A})∪{Z→A}与F不等价。则称F为最小函数依赖集合,记为Fmin。

无损分解:设R是一个关系模式,F是R上的一个依赖集,R分解为关系模式的集合ρ={R1(U1),R2(U2), …,Rn(Un)}。如果对于R中满足F的每一个关系r,都有

r=∏R1(r) ??∏R2(r) ??…??∏Rn(r)

则称分解相对于F是无损连接分解(lossingless join decomposition),简称为无损分解,否则就称为有损分解(lossy decomposition)。

2. 现要建立关于系、学生、班级、学会等信息的一个关系数据库。语义为:一个系有若干专业,每个专业每年只招一个班,每个班有若干学生,一个系的学生住在同一个宿舍区,每个学生可参加若干学会,每个学会有若干学生。

描述学生的属性有:学号、姓名、出生日期、系名、班号、宿舍区;

描述班级的属性有:班号、专业名、系名、人数、入校年份;

描述系的属性有:系名、系号、系办公室地点、人数;

描述学会的属性有:学会名、成立年份、地点、人数、学生参加某会有一个入会年份。 ⑴ 请写出关系模式。

⑵ 写出每个关系模式的最小函数依赖集,指出是否存在传递依赖,在函数依赖左部是多属性的情况下,讨论函数依赖是完全依赖,还是部分依赖。

⑶ 指出各个关系模式的候选关键字、外部关键字,有没有全关键字。

解:各关系模式如下:

学生(学号,姓名,出生年月,系名,班级号,宿舍区)

班级(班级号,专业名,系名,人数,入校年份)

系(系名,系号,系办公地点,人数)

社团(社团名,成立年份,地点,人数)

加入社团(社团名,学号,学生参加社团的年份)

学生(学号,姓名,出生年月,系名,班级号,宿舍区)

●“学生”关系的最小函数依赖集为:

Fmin={学号→姓名,学号→班级号,学号→出生年月,学号→系名,系名→宿舍区} ●以上关系模式中存在传递函数依赖,如:学号→系名,系名→宿舍区

●候选键是学号,外部键是班级号,系名。

注意: 在关系模式中,如果Y→X,X→A,且XY(X不决定Y), A不属于X,那么称Y→A是传递依赖。

班级(班级号,专业名,系名,人数,入校年份)

●“班级”关系的最小函数依赖集为:

Fmin={(系名,专业名)→班级号,班级号→人数,班级号→入校年份,班级号→系名,班级号→专业名}

(假设没有相同的系,不同系中专业名可以相同)

●以上关系模式中不存在传递函数依赖。

●“(系名,专业名)→班级号”是完全函数依赖。

●候选键是(系名,专业名),班级号,外部键是系名。

系(系名,系号,系办公地点,人数)

●“系”关系的最小函数依赖集为: Fmin={系号→系名,系名→系办公地点,系名→人数,系名→系号}

●以上关系模式中不存在传递函数依赖

●候选键是系名,系号

社团(社团名,成立年份,地点,人数)

●“社团”关系的最小函数依赖集为: Fmin={社团名→成立年份,社团名→地点,社团名→人数}

●以上关系模式中不存在传递函数依赖。

●候选键是社团名

加入社团(社团名,学号,学生参加社团的年份)

●“加入社团”关系的最小函数依赖集为: Fmin={(社团名,学号)→学生参加社团的年份}

●“(社团名,学号)→学生参加社团的年份”是完全函数依赖。

●以上关系模式中不存在传递函数依赖。

●候选键是(社团名,学号)。

3. 设关系模式R(A,B,C,D),函数依赖集F={A→C,C→A,B→AC,D→AC,BD→A}。

1) 求出R的候选码;

2) 求出F的最小函数依赖集;

3) 将R分解为3NF,使其既具有无损连接性又具有函数依赖保持性。

解:(1)根据函数依赖可得:

属性B、D、BD为L类(仅出现在F的函数依赖左部)。且在函数依赖的左部和右部均未出现的属性为0。

根据定理:对于给定的关系模式R及其函数依赖集F,若X(X∈R)是L类属性,则X必为R 的任一候选码的成员。

因此属性B、D必为候选码的成员。且它们的闭包为:

BF+=ABC,D F+=ACD,BD F+=ABCD

再根据推论:对于给定的关系模式R及其函数依赖集F,若X(X∈R)是L类属性,且X +F包含了R的全部属性,则X必为R的唯一候选码。

故BD是R的唯一候选码。所以R的候选码为BD。

(2)将F中所有函数依赖的依赖因素写成单属性集形式:

F={A→C,C→A,B→A,B→C,D→A,D→C,BD→A}

F中的B→C可以从B→A和A→C推导出来,B→C是冗余的,删掉B→C可得: F={A→C,C→A,B→A,D→A,D→C,BD→A}

F中的D→C可以从D→A 和 A→C推导出来,D→C是冗余的,删掉D→C可得: F={A→C,C→A,B→A,D→A,BD→A}

F中的BD→A可以从B→A 和 D→A推导出来,是冗余的,删掉BD→A可得: F={A→C,C→A,B→A,D→A }

所以F的最小函数依赖集Fmin={A→C,C→A,B→A,D→A }。

(3) 由于R中的所有属性均在Fmin中都出现,对F按具有相同左部的原则分为:R1=AC,R2=BA,R3=DA。其中,U1={A,C},U2={B,A},U3={D,A},F1= F1=∏U1={A→C},F2=∏U2={B→A},F3=∏U3={D→A}。所以ρ={R1(AC),R2(BA),R3(DA) }。

4. 设关系模式R(A,B,C,D,E,F),函数依赖集F={A B→E,BC→D,BE→C,CD→

B,CE→AF,CF→BD,C→A,D→EF},求F的最小函数依赖集。

解: ① 利用分解规则,将所有的函数依赖变成右边都是单个属性的函数依赖,得F为: F ={A B→E,BC→D,BE→C,CD→B,CE→A,CE→F,CF→B,CF→D,C→A,D→E,D→F} ② 去掉F中多余的函数依赖

A.设AB→E为冗余的函数依赖,则从F中去掉AB→E,得:

F1={ BC→D,BE→C,CD→B,CE→A,CE→F,CF→B,CF→D,C→A,D→E,D→F} 计算(AB)F1+:

设X(0)=AB

计算X(1):扫描F1中各个函数依赖,找到左部为AB或AB子集的函数依赖,因为找不到这样的函数依赖。故有X(1)=X(0)=AB,算法终止。

(AB)F1+= AB不包含E,故AB→E不是冗余的函数依赖,不能从F中去掉。即: F1={ A B→E,BC→D,BE→C,CD→B,CE→A,CE→F,CF→B,CF→D,C→A,D→E,D→F}

B.设BC→D为冗余的函数依赖,则从F1中去掉BC→D,得:

F2={A B→E,BE→C,CD→B,CE→A,CE→F,CF→B,CF→D,C→A,D→E,D→F} 计算(BC)F2+:

设X(0)=BC

计算X(1):扫描F2中的各个函数依赖,找到左部为BC或BC子集的函数依赖,得到一个C→A函数依赖。故有X(1)=X(0)∪A=BCA=ABC。

计算X(2):扫描F2中的各个函数依赖,找到左部为ABC或ABC子集的函数依赖,得到一个A B→E函数依赖。故有X(2)=X(1)∪E=ABCE。

计算X(3):扫描F2中的各个函数依赖,找到左部为ABCE或ABCE子集的函数依赖,得到三个BE→C,CE→A和 CE→F 函数依赖。故有X(3)=X(2)∪CAF=ABCEF。

计算X(4):扫描F2中的各个函数依赖,找到左部为ABCEF或ABCEF子集的函数依赖,得到二个CF→B和CF→D 函数依赖。故有X(3)=X(2)∪BD=ABCDEF。因为X(3)=U,算法终止。

(BC)F2+=ABCDEF包含D,故BC→D是冗余的函数依赖,从F1中去掉。即: F2={A B→E,BE→C,CD→B,CE→A,CE→F,CF→B,CF→D,C→A,D→E,D→F}

C.设BE→C为冗余的函数依赖,从F2中去掉BE→C,得:

F3={A B→E, CD→B,CE→A,CE→F,CF→B,CF→D,C→A,D→E,D→F}

计算(BE)F3+:

设X(0)=BE

计算X(1):扫描F3中的各个函数依赖,找到左部为BE或BE子集的函数依赖,因为找不到这样的函数依赖。故有X(1)=X(0)=BE,算法终止。

(BE)F3+= BE不包含C,故BE→C不是冗余的函数依赖,不能从F2中去掉。即: F3={A B→E, BE→C,CD→B,CE→A,CE→F,CF→B,CF→D,C→A,D→E,D→F}

D.设CD→B为冗余的函数依赖,从F3中去掉CD→B,得:

F4={A B→E,BE→C,CE→A,CE→F,CF→B,CF→D,C→A,D→E,D→F}

计算(CD)F4+:

设X(0)=CD

计算X(1):扫描F4中的各个函数依赖,找到左部为CD或CD子集的函数依赖,得到三个C→A,D→E和 D→F函数依赖。。故有X(1)=X(0) ∪AEF =ACDEF。

计算X(2):扫描F4中的各个函数依赖,找到左部为ACDEF或ACDEF子集的函数依赖,得到四个CE→A,CE→F,CF→B,CF→D 函数依赖。故有X(2)=X(1)∪ABDF=ABCDEF。

因为X(2)=U,算法终止。

(CD)F4+=ABCDEF包含B,故CD→B是冗余的函数依赖,从F3中去掉。即: F4={A B→E,BE→C,CE→A,CE→F,CF→B,CF→D,C→A,D→E,D→F}

E.设CE→A为冗余的函数依赖,从F4中去掉CE→A,得:

F5={A B→E,BE→C,CE→F,CF→B,CF→D,C→A,D→E,D→F}

计算(CE)F5+:

设X(0)=CE

计算X(1):扫描F5中的各个函数依赖,找到左部为CE或CE子集的函数依赖,得到一个C→A函数依赖。故有X(1)=X(0)∪A=ACE。

计算X(2):扫描F5中的各个函数依赖,找到左部为ACE或ACE子集的函数依赖,得到一个CE→F函数依赖。故有X(2)=X(1)∪F=ACEF。

计算X(3):扫描F5中的各个函数依赖,找到左部为A(来自:WwW.xltkwJ.cOm 小龙 文档 网:数据库,规范化,例题)CEF或ACEF子集的函数依赖,得到二个CF→B和CF→D 函数依赖。故有X(3)=X(2)∪BD=ABCDEF。因为X(3)=U,算法终止。

(CE)F5+=ABCDEF包含A,故CE→A是冗余的函数依赖,从F4中去掉。即: F5={A B→E,BE→C, CE→F,CF→B,CF→D,C→A,D→E,D→F}

F.设CE→F为冗余的函数依赖,从F5中去掉CE→F,得:

F6={A B→E,BE→C,CF→B,CF→D,C→A,D→E,D→F}

计算(CE)F6+:

设X(0)=CE

计算X(1):扫描F6中的各个函数依赖,找到左部为CE或CE子集的函数依赖,得到一个C→A函数依赖。故有X(1)=X(0)∪A=ACE。

计算X(2):扫描F6中的各个函数依赖,找到左部为ACE或ACE子集的函数依赖,因为找不到这样的函数依赖。故有X(2)=X(1)=ACE,算法终止。

(CE)F6+=ACE不包含F,故CE→F不是冗余的函数依赖,不能从F5中去掉。即: F6={A B→E,BE→C,CE→F,CF→B,CF→D,C→A,D→E,D→F}

G.设CF→B为冗余的函数依赖,从F6中去掉CF→B,得:

F7={A B→E,BE→C,CE→F,CF→D,C→A,D→E,D→F}

计算(CF)F7+:

设X(0)=CF

计算X(1):扫描F7中的各个函数依赖,找到左部为CF或CF子集的函数依赖,得到二个CF→D和C→A函数依赖。故有X(1)=X(0)∪AD=ACDF。

计算X(2):扫描F7中的各个函数依赖,找到左部为ACDF或ACDF子集的函数依赖,得到二个D→E和D→F函数依赖。故有X(2)=X(1)∪EF=ACDEF。

计算X(3):扫描F7中的各个函数依赖,找到左部为ACDEF或ACDEF子集的函数依赖,得到一个CE→F函数依赖。故有X(3)=X(2)∪F=ACDEF= X(2),算法终止。

(CF)F7+=ACDEF不包含B,故CF→B不是冗余的函数依赖,不能从F6中去掉。即: F7={A B→E,BE→C,CE→F,CF→B,CF→D,C→A,D→E,D→F}

H.设CF→D为冗余的函数依赖,从F7中去掉CF→D,得:

F8={A B→E,BE→C,CE→F,CF→B,C→A,D→E,D→F}

计算(CF)F8+:

设X(0)=CF

计算X(1):扫描F8中的各个函数依赖,找到左部为CF或CF子集的函数依赖,得到二个CF→B和C→A函数依赖。故有X(1)=X(0)∪AB=ABCF。

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