计算机数据库三级笔试难点总结.docx

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计算机数据库三级笔试难点总结

1、最高响应比优先调度算法

最高响应比优先法（HRRN）是对FCFS方式和SJF方式的一种综合平衡。

HRRN调度策略同时考虑每个作业的等待时间长短和估计需要的执行时间长短，从中选出响应比最高的作业投入执行。

响应比R定义如下：

R=（W+T）/T=1+W/T

其中T为该作业估计需要的执行时间，W为作业在后备状态队列中的等待时间。

每当要进行作业调度时，系统计算每个作业的响应比，选择其中R最大者投入执行。

这样，即使是长作业，随着它等待时间的增加，W/T也就随着增加，也就有机会获得调度执行。

这种算法是介于FCFS和SJF之间的一种折中算法。

由于长作业也有机会投入运行，在同一时间内处理的作业数显然要少于SJF法，从而采用HRRN方式时其吞吐量将小于采用SJF法时的吞吐量。

另外，由于每次调度前要计算响应比，系统开销也要相应增加。

2、lru最近久未使用的页面淘汰算法

问题是2块和4块内存的情况。

现在来看下4块的情况：

  0  1  2  3  2  1  3  2  5  2  3  6  2  1  4  2  

  【解答】

  刚开始内存并没有这个作业，所以发生缺页中断一次。

作业的0号页进入内存。

（1次缺页中断）  

  而页1又不在内存，又发生缺页中断一次。

作业页1进入内存。

（2次缺页中断）  

  页2不在内存，发生缺页中断。

页2进入内存。

        （3次缺页中断）  

  页3不在内存，发生缺页中断。

页3进入内存。

        （4次缺页中断）  

  接下来调入页2，页1，页3，页2。

由于都在内存中，并不发生缺页中断。

  页5不在内存，发生缺页中断。

页5进入内存，页5置换页0。

  （5次缺页中断）  

  接下来调入页2，页3。

由于都在内存中，并不发生缺页中断。

  页6不在内存，发生缺页中断。

页6进入内存。

页6置换页1。

  （6次缺页中断）  

  页2在内存，不发生缺页中断。

  页1不在内存（在发生第6次缺页中断时被置换了），发生缺页中断。

  页1进入内存，页2被置换。

                  （7次缺页中断）  

  页4置换页3，页4进入内存。

                  （8次缺页中断）  

  现在调入页2，但页2在发生第7次缺页中断时被置换掉了。

  现在页2进入内存，其置换页5。

（因为这个时候是页5最先进入内存。

）（9次缺页中断）

总结：

行数3行代表内存物理块数是3然后从左到右依次看下去，每一列代表当前内存中的作业情况，缺页就表示当前内存中没有要从外面调入作业就叫缺页。

。

。

我终于懂了

3、并发控制

4、页面计算

假设进程的虚拟地址空间为2GB，页面大小为4KB，若用4个字节表示页的物理地址，则一个进程的页表最多需要____个页面存放。

A128B256C512D1024

答案是C，解析为用户地址空间为2GB，页面大小为4KB，则一个进程最多可以有219页。

若用4个字节表示一个页的物理页号，则页表本身就占2MB，即需要512个页面存放。

解析里的“则一个进程最多可以有219页”,“则页表本身就占2MB，即需要512个页面存放”，不明白，请详细解释一下，谢谢！

解析里的“则一个进程最多可以有219页”,“则页表本身就占2MB，即需要512个页面存放”，不明白，请详细解释一下，谢谢！

第一句中不是表示219页，而是2的19次方页

第二句4个字节表示一个页面的物理页号，因有一个进程最多有2的19次个方页，故4B*2^19=2MB，2MB/4kB=512，即最多需要512个页面存放

5、规范化范式问题

3级数据库试题

1：

有关系模式R（S,T,C,D,G），根据语义有如下函数依赖：

F={（S,C）→T,C→D,（S,C）→G,T→C}。

关系模式R的规范化程序最高达到（）

A1NFB2NFC3NFDBCNF

答案是A，给出的解析：

关系模式R的候选码为（S,C）和（S,T），解释一下这两个候选码是怎么判断出来的？

2设有关系模式R（A,B,C），根据语义有如下函数依赖集:

F={A→B,（B,C）→A}。

关系模式R的规范化程度最高达到（C）

A1NFB2NFC3NFDBCNF

给出的答案解析：

关系R的候选码（B,C）和（A,C）。

也分析一下这道题候选码是如何判断的？

要判断范式，最重要的是看主码的！

！

！

第一题：

左→右

（S,C）→T

C→D

（S,C）→G

T→C

这样的话可以判断出主码是：

S（给出了四个属性推断：

只要出现在右属性的一定不是主属性！

而T,D,G,C都出现了。

所以S是主属性

由因为存在着（S,C）→T就是说明存在着部分函数依赖！

（通俗点说就是S→T是不能直接推断出来的）。

存在着部分函数依赖的话就不能满足2NF了。

所以就是1NF

第二题的思路一样!

关于楼主的候选码的问题！

楼主的完全没有理解概念!

我现在给楼主一道题和解答来帮助楼主理解下

有关系模式P（H,I,J,K,L）,根据语义有如下函数依赖集：

F={H→J,IJ→K,JK→H,HI→L}下列属性组中的（）是关系模式的候选码。

Ⅰ、（H,I）Ⅱ、（H,K）Ⅲ、（I,J）Ⅳ、（J,K）Ⅴ、（I,K）

A:

只有Ⅲ

B:

Ⅰ和Ⅲ

C:

Ⅰ、Ⅱ、Ⅳ

D：

Ⅱ、Ⅲ、Ⅴ

左→右

H→J,

IJ→K,

JK→H,

HI→L

这样的话可以判断出主码是：

I（给出了四个属性推断：

只要出现在右属性的一定不是主属性！

而J,K,H,L都出现了。

所以I是主属性）。

这样的话：

Ⅰ、（H,I）Ⅱ、（H,K）Ⅲ、（I,J）Ⅳ、（J,K）Ⅴ、（I,K）

中的：

Ⅰ、（H,I）Ⅲ、（I,J）Ⅴ、（I,K）都是候选码！

所以答案应该是ⅠⅢⅤ

但是选项不存在。

所以就是B！

！

！

数据库的设计范式是数据库设计所需要满足的规范，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）操作异常。

反之则是乱七八糟，不仅给数据库的编程人员制造麻烦，而且面目可憎，可能存储了大量不需要的冗余信息。

范式说明

1.1第一范式（1NF）无重复的列

所谓第一范式（1NF）是指数据库表的每一列都是不可分割的基本数据项，同一列中不能有多个值，即实体中的某个属性不能有多个值或者不能有重复的属性。

如果出现重复的属性，就可能需要定义一个新的实体，新的实体由重复的属性构成，新实体与原实体之间为一对多关系。

在第一范式（1NF）中表的每一行只包含一个实例的信息。

简而言之，第一范式就是无重复的列。

说明：

在任何一个关系数据库中，第一范式（1NF）是对关系模式的基本要求，不满足第一范式（1NF）的数据库就不是关系数据库。

例如，如下的数据库表是符合第一范式的：

字段1

字段2

字段3

字段4

而这样的数据库表是不符合第一范式的：

字段1

字段2

字段3

字段4

字段3.1

字段3.2

数据库表中的字段都是单一属性的，不可再分。

这个单一属性由基本类型构成，包括整型、实数、字符型、逻辑型、日期型等。

很显然，在当前的任何关系数据库管理系统（DBMS）中，傻瓜也不可能做出不符合第一范式的数据库，因为这些DBMS不允许你把数据库表的一列再分成二列或多列。

因此，你想在现有的DBMS中设计出不符合第一范式的数据库都是不可能的。

1.2第二范式（2NF）属性完全依赖于主键[消除部分子函数依赖]

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，则称为第二范式模式。

第二范式（2NF）是在第一范式（1NF）的基础上建立起来的，即满足第二范式（2NF）必须先满足第一范式（1NF）。

第二范式（2NF）要求数据库表中的每个实例或行必须可以被惟一地区分。

为实现区分通常需要为表加上一个列，以存储各个实例的惟一标识。

这个惟一属性列被称为主关键字或主键、主码。

例如员工信息表中加上了员工编号（emp_id）列，因为每个员工的员工编号是惟一的，因此每个员工可以被惟一区分。

简而言之，第二范式（2NF）就是非主属性完全依赖于主关键字。

所谓完全依赖是指不能存在仅依赖主关键字一部分的属性（设有函数依赖W→A，若存在XW，有X→A成立，那么称W→A是局部依赖，否则就称W→A是完全函数依赖）。

如果存在，那么这个属性和主关键字的这一部分应该分离出来形成一个新的实体，新实体与原实体之间是一对多的关系。

假定选课关系表为SelectCourse（学号,姓名,年龄,课程名称,成绩,学分），关键字为组合关键字（学号,课程名称），因为存在如下决定关系：

（学号,课程名称）→（姓名,年龄,成绩,学分）

这个数据库表不满足第二范式，因为存在如下决定关系：

（课程名称）→（学分）

（学号）→（姓名,年龄）

即存在组合关键字中的字段决定非关键字的情况。

由于不符合2NF，这个选课关系表会存在如下问题：

（1）数据冗余：

同一门课程由n个学生选修，"学分"就重复n-1次；同一个学生选修了m门课程，姓名和年龄就重复了m-1次。

（2）更新异常：

若调整了某门课程的学分，数据表中所有行的"学分"值都要更新，否则会出现同一门课程学分不同的情况。

（3）插入异常：

假设要开设一门新的课程，暂时还没有人选修。

这样，由于还没有"学号"关键字，课程名称和学分也无法记录入数据库。

（4）删除异常：

假设一批学生已经完成课程的选修，这些选修记录就应该从数据库表中删除。

但是，与此同时，课程名称和学分信息也被删除了。

很显然，这也会导致插入异常。

把选课关系表SelectCourse改为如下三个表：

学生：

Student（学号,姓名,年龄）；

课程：

Course（课程名称,学分）；

选课关系：

SelectCourse（学号,课程名称,成绩）。

这样的数据库表是符合第二范式的，消除了数据冗余、更新异常、插入异常和删除异常。

另外，所有单关键字的数据库表都符合第二范式，因为不可能存在组合关键字。

1.3第三范式（3NF）属性不依赖于其它非主属性[消除传递依赖]

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为第三范式模式。

满足第三范式（3NF）必须先满足第二范式（2NF）。

第三范式（3NF）要求一个数据库表中不包含已在其它表中已包含的非主关键字信息。

例如，存在一个部门信息表，其中每个部门有部门编号（dept_id）、部门名称、部门简介等信息。

那么在的员工信息表中列出部门编号后就不能再将部门名称、部门简介等与部门有关的信息再加入员工信息表中。

如果不存在部门信息表，则根据第三范式（3NF）也应该构建它，否则就会有大量的数据冗余。

第三范式（3NF）：

在第二范式的基础上，数据表中如果不存在非关键字段对任一候选关键字段的传递函数依赖则符合第三范式。

简而言之，第三范式就是属性不依赖于其它非主属性。

所谓传递函数依赖，指的是如果存在"A→B→C"的决定关系，则C传递函数依赖于A。

因此，满足第三范式的数据库表应该不存在如下依赖关系：

关键字段→非关键字段x→非关键字段y

假定学生关系表为Student（学号,姓名,年龄,所在学院,学院地点,学院电话），关键字为单一关键字"学号"，因为存在如下决定关系：

（学号）→（姓名,年龄,所在学院,学院地点,学院电话）

这个数据库是符合2NF的，但是不符合3NF，因为存在如下决定关系：

（学号）→（所在学院）→（学院地点,学院电话）

即存在非关键字段"学院地点"、"学院电话"对关键字段"学号"的传递函数依赖。

它也会存在数据冗余、更新异常、插入异常和删除异常的情况，读者可自行分析得知。

把学生关系表分为如下两个表：

学生：

（学号,姓名,年龄,所在学院）；

学院：

（学院,地点,电话）。

这样的数据库表是符合第三范式的，消除了数据冗余、更新异常、插入异常和删除异常。

1.4鲍依斯-科得范式（BCNF是3NF的改进形式）

若关系模式R是第一范式，且每个属性都不传递依赖于R的候选键。

这种关系模式就是BCNF模式。

即在第三范式的基础上，数据库表中如果不存在任何字段对任一候选关键字段的传递函数依赖则符合鲍依斯-科得范式。

假设仓库管理关系表为StorehouseManage（仓库ID,存储物品ID,管理员ID,数量），且有一个管理员只在一个仓库工作；一个仓库可以存储多种物品。

这个数据库表中存在如下决定关系：

（仓库ID,存储物品ID）→（管理员ID,数量）

（管理员ID,存储物品ID）→（仓库ID,数量）

所以，（仓库ID,存储物品ID）和（管理员ID,存储物品ID）都是StorehouseManage的候选关键字，表中的唯一非关键字段为数量，它是符合第三范式的。

但是，由于存在如下决定关系：

（仓库ID）→（管理员ID）

（管理员ID）→（仓库ID）

即存在关键字段决定关键字段的情况，所以其不符合BCNF范式。

它会出现如下异常情况：

（1）删除异常：

当仓库被清空后，所有"存储物品ID"和"数量"信息被删除的同时，"仓库ID"和"管理员ID"信息也被删除了。

（2）插入异常：

当仓库没有存储任何物品时，无法给仓库分配管理员。

（3）更新异常：

如果仓库换了管理员，则表中所有行的管理员ID都要修改。

把仓库管理关系表分解为二个关系表：

仓库管理：

StorehouseManage（仓库ID,管理员ID）；

仓库：

Storehouse（仓库ID,存储物品ID,数量）。

这样的数据库表是符合BCNF范式的，消除了删除异常、插入异常和更新异常。

四种范式之间存在如下关系：

范式应用

我们来逐步搞定一个论坛的数据库，有如下信息：

（1）用户：

用户名，email，主页，电话，联系地址

（2）帖子：

发帖标题，发帖内容，回复标题，回复内容

第一次我们将数据库设计为仅仅存在表：

用户名email主页电话联系地址发帖标题发帖内容回复标题回复内容

这个数据库表符合第一范式，但是没有任何一组候选关键字能决定数据库表的整行，唯一的关键字段用户名也不能完全决定整个元组。

我们需要增加"发帖ID"、"回复ID"字段，即将表修改为：

用户名email主页电话联系地址发帖ID发帖标题发帖内容回复ID回复标题回复内容

这样数据表中的关键字（用户名，发帖ID，回复ID）能决定整行：

（用户名,发帖ID,回复ID）→（email,主页,电话,联系地址,发帖标题,发帖内容,回复标题,回复内容）

但是，这样的设计不符合第二范式，因为存在如下决定关系：

（用户名）→（email,主页,电话,联系地址）

（发帖ID）→（发帖标题,发帖内容）

（回复ID）→（回复标题,回复内容）

即非关键字段部分函数依赖于候选关键字段，很明显，这个设计会导致大量的数据冗余和操作异常。

我们将数据库表分解为（带下划线的为关键字）：

（1）用户信息：

用户名，email，主页，电话，联系地址

（2）帖子信息：

发帖ID，标题，内容

（3）回复信息：

回复ID，标题，内容

（4）发贴：

用户名，发帖ID

（5）回复：

发帖ID，回复ID

这样的设计是满足第1、2、3范式和BCNF范式要求的，但是这样的设计是不是最好的呢？

不一定。

观察可知，第4项"发帖"中的"用户名"和"发帖ID"之间是1：

N的关系，因此我们可以把"发帖"合并到第2项的"帖子信息"中；第5项"回复"中的"发帖ID"和"回复ID"之间也是1：

N的关系，因此我们可以把"回复"合并到第3项的"回复信息"中。

这样可以一定量地减少数据冗余，新的设计为：

（1）用户信息：

用户名，email，主页，电话，联系地址

（2）帖子信息：

用户名，发帖ID，标题，内容

（3）回复信息：

发帖ID，回复ID，标题，内容

数据库表1显然满足所有范式的要求；

数据库表2中存在非关键字段"标题"、"内容"对关键字段"发帖ID"的部分函数依赖，即不满足第二范式的要求，但是这一设计并不会导致数据冗余和操作异常；

数据库表3中也存在非关键字段"标题"、"内容"对关键字段"回复ID"的部分函数依赖，也不满足第二范式的要求，但是与数据库表2相似，这一设计也不会导致数据冗余和操作异常。

由此可以看出，并不一定要强行满足范式的要求，对于1：

N关系，当1的一边合并到N的那边后，N的那边就不再满足第二范式了，但是这种设计反而比较好！

对于M：

N的关系，不能将M一边或N一边合并到另一边去，这样会导致不符合范式要求，同时导致操作异常和数据冗余。

对于1：

1的关系，我们可以将左边的1或者右边的1合并到另一边去，设计导致不符合范式要求，但是并不会导致操作异常和数据冗余。

结论

满足范式要求的数据库设计是结构清晰的，同时可避免数据冗余和操作异常。

这并意味着不符合范式要求的设计一定是错误的，在数据库表中存在1：

1或1：

N关系这种较特殊的情况下，合并导致的不符合范式要求反而是合理的。

在我们设计数据库的时候，一定要时刻考虑范式的要求。