关系数据库
一， 关系数据库的由来
1， 系统而严格的提出关系数据库模型的是美国IBM的E.F.Codd
2， 1970年，E.F.Codd继续完善和发展关系理论。
3， C.J.Data是关系数据库领域中最著名的独立撰稿人，学者和顾问。
二， 关系模型概述
关系模型由关系数据结构、关系操作集合和关系完整性约束三部分组成。
1、单一的数据结构关系
关系模型中的数据结构非常单一。实体及实体间的联系都用关系表示，关系就是一张二维表。
2、关系操作
关系模型中常用的关系操作包括。关系操作的特点是集合操作方式，即操作的对象和结果都是集合。这种操作方式也成为一次一集合的方式。相应地，非关系数据模型的数据操作方式则为一次一记录的方式。
3、关系的三类完整性约束：实体完整性，参照完整性，用户定义完整性。
三， 关系数据结构及形式化定义
1， 关系
1．域：域是一组具有相同数据类型的值的集合。
2．笛卡儿积：
定义：给定一组域D1，D2，…，Dn，这些域中可以有相同的。D1，D2，…，Dn的笛卡儿积为：
D1×D2×…×Dn＝{(d1,d2, …,dn) | di∈Di,i=1,2, …,n}
其中每一个元素(d1,d2, …,dn)叫做一个n元组或简称元组（Tuple）。元组中的每一个值di叫做一个分量（Component）。
若Di（i=1,2, …,n）为有限集，其基数为mi（i=1,2, …,n），则D1×D2×…×Dn的基数M为：mi的积。
3．关系：
定义：D1×D2×…×Dn的子集叫做在域D1，D2，…，Dn上的关系，表示为：
R（D1，D2，…，Dn）
D1×D2×…×Dn表示的是域上所有可能的组合，在现实生活中很多元组是无意义的数据，而一个关系肯定包含在D1×D2×…×Dn之中，因此在数学上把关系定义为D1×D2×…×Dn的子集。
关系是笛卡儿积的有限子集，所以关系也是一个二维表，表的每行对应一个元组，表的每列对应一个域。由于域可以相同，为了加以区分，必须对每列起一个名字，称为属性。N目关系必有n个属性。
候选码：若关系中的某一属性组的值能唯一地标识一个元组，则称该数据组为候选码。
全码：若一个关系有多个候选码，则选定其中一个为主码。主码的诸属性称为主属性。不包含在任何候选码中的属性称为非码属性。关系模式的所有数据组是这个关系模式的候选码，称为全码。
关系可以有三种类型：基本关系、查询表和视图表。
对关系的限定和扩充：
⑴ 无限关系在数据库系统中时无意义的。因此，限定关系数据模型中的关系必须是有限集合。
⑵ 通过为关系的每个列附加一个属性名的方法取消关系元组的有序性。
基本关系具有以下六条性质：
1，列是同质的，即每一列中的分量是同一类型的数据，来自同一个域。
2，不同的列可以出自同一个域，称其中的每一列为一个属性，不同的属性要给予不同的属性名。
3，列的顺序无所谓，即列的次序可以任意交换。
4，任意两个元组不能完全相同。
5，行的顺序无所谓，即行的次序可以任意交换。
6，分量必须取原子值，即每一个分量都必须是不可分的数据项。
备注：在许多实际关系数据库产品中，基本表并不完全具有这六条性质，例如，有的数据库产品能（如FoxPro）仍然区分了属性顺序和元组的顺序；许多关系数据库产品中，例如Oracle，FoxPro等，它们都允许关系表中存在两个完全相同的元组。
四，关系模式
定义：关系的描述称为关系模式。它可以形式化地表示为：
R(U,D,dom,F)
关系模式通常可以简记为：
R(U)或R(A1,A2, …,AN)
五，关系的完整性
1、实体完整性
实体完整性规则：若属性A是基本关系R的主属性，则属性A不能取空值。
实体完整性规则说明如下：
⑴ 实体完整性规则是针对基本关系而言的。一个基本表通常对应现实世界的一个实体集。
⑵ 现实世界中的实体是可区分的，即它们具有某种唯一性标识。
⑶ 相应地，关系模型中以主码作为唯一标识。
⑷ 主码中的属性即主属性不能取空值。所谓空值就是“不知道”或“不确定”的值。
2、参照完整性
外码定义：设F是基本关系R的一个或一组属性，但不是关系R的码，如果F与基本关系S的主码Ks相对应，则称F是基本关系R的外码（Foreign Key），并称基本关系R为参照关系，基本关系S为被参照关系或目标关系。关系R和S不一定是不同的关系。
注意：F不能是关系R的主码，Ks必须是关系S的主码。
参照完整性规则就是定义外码与主码之间的引用规则：
参照完整性规则：若属性（或属性组）F是基本关系R的外码，它与基本关系S的主码Ks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上的值必须为：
或者取空值（F的每个属性值均为空值）；
或者等于S中某个元组的主码值。
3、用户定义的完整性：即是针对某一具体关系数据库的约束条件。
未完待续。
小康
2004-2-29
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