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E-R图 ：ER图中最常见的问题是给定ER图所需的最小表格数。通常使用以下标准：
| 基数 | 最少桌数 |
| 两个实体部分参与的1:1基数 | 2. |
| 1:1基数，至少有1个实体参与 | 1. |
| 1:n基数 | 2. |
| m:n基数 | 3. |
注： 这是一个普遍的观察结果。特殊情况需要注意。如果关系的属性不能移动到任何实体端，我们可能需要额外的表。
关系的关键 ：关系中有各种类型的键，它们是：
- 候选密钥： 可以唯一确定元组的最小属性集。一个关系可以有多个候选键，其适当子集不能唯一确定元组，且不能为空。
- 超级键： 可以唯一确定元组的一组属性。候选密钥始终是超级密钥，但反之亦然。
- 主键和备用键： 在各种候选密钥中，一个密钥作为主键，另一个密钥作为备用密钥。
- 外键： 外键是表中的一组属性，用于引用同一表或其他表的主键或备用键。
- 第一范式： 如果一个关系不包含任何多值或复合属性，那么它就是第一范式。
- 第二范式： 如果一个关系不包含任何部分依赖项，那么它就是第二范式。如果候选密钥的任何适当子集确定了非素数（不属于候选密钥的一部分）属性，则依赖关系称为部分依赖关系。
- 第三范式： 如果一个关系不包含任何可传递依赖项，那么它就是第三范式。对于第三范式的关系，FD的LHS应该是超键，或者RHS应该是素数属性。
- Boyce Codd范式： 一位亲戚在家 博伊斯·科德 如果每个FD的LHS都是超键，则为标准形式。范式之间的关系可以表示为： 1NF ⊃ 2NF ⊃ 3NF ⊃ BCNF
关系代数 ：带有基本运算符和扩展运算符的过程语言。
| 基本运算符 | 语义的 |
| σ（选择） | 根据给定条件选择行 |
| ∏（预测） | 投射一些专栏 |
| X（交叉积） | 关系、回报的叉积 m*n 其中m和n分别是R1和R2中的行数。 |
| U（工会） | 返回R1或R2中的元组。返回的最大行数 =m+n 和 返回的最小行数= 最大值（米，n） |
| −（减） | R1-R2返回那些在R1中但不在R2中的元组。返回的最大行数= M 和 返回的最小行数= m-n |
| ρ（重命名） | 将关系重命名为其他关系。 |
| 扩展运算符 | 语义的 |
| ∩ （十字路口） | 返回R1和R2中的元组。返回的最大行数=最小（m，n），返回的最小行数=0 |
|
⋈ C （有条件连接） |
根据某些条件从两个或多个表中进行选择（交叉乘积后进行选择） |
|
⋈（对等连接） |
当属性之间只应用相等条件时，这是条件连接的一种特殊情况。 |
|
⋈（自然连接） |
在自然连接中，公共属性上的相等条件保持不变，并且默认情况下删除重复属性。 注： 如果两个关系没有公共属性，那么自然连接等价于叉积，并且关系R与自身的自然连接只返回R。 |
|
⟕（左外连接） |
当对两个关系R和S应用连接时，结果集中不出现一些不满足连接条件的R或S元组。但左外连接给出了结果集中R的所有元组。对于S的属性，不满足连接条件的R元组的值将为NULL。 |
|
⟖（右外连接） |
当对两个关系R和S应用连接时，结果集中不出现一些不满足连接条件的R或S元组。但是右外连接给出了结果集中的所有元组。不满足连接条件的S元组的R属性值将为NULL。 |
|
⟗（完全外接） |
当对两个关系R和S应用连接时，结果集中不出现一些不满足连接条件的R或S元组。但是完全外部联接给出了结果集中所有S元组和所有R元组。不满足连接条件的S元组的属性值为空，反之亦然。 |
|
/（部门操作员） |
除法运算符A/B将返回A中与B的每个元组关联的元组。 注： B的属性应该是A的属性的适当子集。 A/B中的属性将是A的属性-B的属性。 |
如何解决GATE–SET 1的关系代数问题 如何解决GATE–SET 2的关系代数问题 SQL ：与关系代数相反，SQL是一种非过程语言。
| 操作人员 | 意思 |
| 选择 | 从一个或一组关系中选择列。 注： 与关系代数相反，它可以为属性的重复值提供重复元组。 |
| 从…起 | 从…起 用于作为需要从中选择数据的关系或关系集提供输入。 |
| 哪里 | 哪里 用于给出用于过滤元组的条件 |
| 存在 | 存在 用于检查相关嵌套查询的结果是否为空（不包含元组）。 |
| 分组 | 分组 用于根据某些属性或一组属性对元组进行分组，例如按部门分组计算学生人数。 |
| 订购人 | 订购人 用于根据一列或多列按升序或降序对获取的数据进行排序。 |
| 聚合函数 | 查找属性的聚合值。主要与groupby连用。例如。；计数，求和，最小最大。 按部门id从学生组中选择计数（*） 注： 我们只能选择属于group by的列。 |
| 嵌套查询 | 当一个查询是另一个查询的一部分时。解决嵌套查询问题可以在 https://www.geeksforgeeks.org/nested-queries-in-sql/ |
冲突可序列化和冲突等价 ：如果计划的冲突相当于串行计划，则该计划是可冲突序列化的。
检查冲突可序列化性
要检查计划是否可冲突序列化，请查找all 冲突操作对 并绘制优先图（对于所有冲突的操作对，从T开始的边 我 去 J 如果冲突对的一个操作来自T 我 另一个来自T J 和T的操作 我 发生在T之前 J 按计划）。如果图表不包含循环，则计划可冲突序列化，否则它不可冲突序列化。
如果可以通过交换非冲突操作将一个调度转换为另一个调度，则称调度为冲突等价调度。
注： 两阶段锁定协议产生冲突的可串行化调度，但可能会出现死锁。另一方面，基于时间戳的协议没有死锁，但会产生冲突可序列化的调度。
视图可序列化和视图等价 ：如果所有对象都满足所有条件，则称两个附表S1和S2为视图等效：
-
如果交易 T 我 在S1中，读取对象X的初始值，在S2中， T 我 必须读取X的初始值 .
-
如果交易 T 我 在S1中，读取事务写入的值 T J 在S1中，对于对象X，同样的操作也应该在S2中进行。
-
如果交易 T 我 S1中是写入对象X值的最后一个事务，S2中也是， T 我 必须写出X的最终值。
如果计划的视图等同于任何串行计划，则该计划是视图可序列化的。
无法恢复的时间表： 对于事务对< T 我 , T J >，如果 T J 正在读取由Ti更新的值，并且Tj在Ti提交之前提交，则计划将不可恢复。
可收回时间表： 对于事务对< T 我 , T J >，如果 T J 正在读取由Ti更新的值，并且在提交Ti后提交Tj，则计划将可恢复。
无梯级可恢复计划： 对于事务对< T 我 , T J >，如果Ti更新的值仅在提交后由Tj读取 T 我 ，该时间表将无法恢复。
严格可恢复性： 对于事务对< T 我 , T J >，如果Ti更新的值仅在提交后由Tj读取或写入 T 我 ，该时间表将严格恢复。它们之间的关系可以表示为：
严格的 ⊂ 无级联可回收 ⊂ 可恢复的 ⊂ 所有时间表
文件结构
主要指标： ：主索引是一个有序文件，包含两个字段的固定长度记录。第一个字段与数据文件中的主键相同，第二个字段是指向数据块的指针，其中的键可用。
使用索引的块访问的平均数= 日志 2. Bi+1 ，其中Bi=索引块的数量。 聚类指数： 聚类索引是在数据文件上创建的，其记录在非关键字段（称为聚类字段）上按物理顺序排列。 二级索引： 次要索引提供了访问已存在主要访问权限的文件的次要方法。
Number of index entries = Number of records
B树 在每个级别上，我们都有键和数据指针，以及指向块或记录的数据指针。
B-树的性质： B树的根可以在 2. 和 P ，其中P是树的顺序。
树序 –节点可以拥有的最大子节点数。
内部节点之间可以有子节点 ⌈ P/2⌉ 和 P 内部节点之间可以有键 ⌈ P/2⌉ – 1. 和 P-1
B+树 在B+树中，叶和非叶的结构是不同的，所以它们的顺序是不同的。与叶节点相比，非叶节点的顺序更高。
在B+树中搜索时间会更少，因为它在非叶中没有记录指针，因为深度会减少。
本文由Sonal Tuteja撰稿。
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