数据库
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Hokori数据库模式
三级模式-两级映射
外模式
概念模式
内模式
关注于如何存储数据
ER模型
一个实体型转换为一个关系模式。
关系代数与元组演算
并：
设有兼容关系R、S（即R、S具有相同的关系模式），则二者的并运算定义为：
式中“∪”为并运算符，t为元组变量，结果R∪S为一个新的与R、S兼容的关系，该关系是由属于R或属于S的元组构成的集合。
交：
设有兼容关系R、S，则二者的交运算定义为：
式中“－”为差运算符，t为元组变量，结果R-S为一个新的与R、S兼容的关系，该关系是由属于R而且不属于S的元组构成的集合，即在R中减去与S中不相同的那些元组。
差：
设有兼容关系R、S，则二者的差运算定义为：
式中“－”为差运算符，t为元组变量，结果R-S为一个新的与R、S兼容的关系，该关系是由属于R而且不属于S的元组构成的集合，即在R中减去与S中相同的那些元组。
笛卡尔积：
直观的说就是
集合A{a1,a2,a3} 集合B{b1,b2}
他们的 笛卡尔积 是 A*B ={(a1,b1),(a1,b2),(a2,b1),(a2,b2),(a3,b1),(a3,b2)}
列也要有变化，数据也会有变化。
投影
选择
联接
规范化理论
函数依赖
完全依赖
设X,Y是关系R的两个属性集合，存在X→Y，若X’是X的真子集，存在X’→Y，则称Y部分函数依赖于X。
举个例子：学生基本信息表R中（学号，身份证号，姓名）当然学号属性取值是唯一的，在R关系中，（学号，身份证号）->（姓名），（学号）->（姓名），（身份证号）->（姓名）；所以姓名部分函数依赖与（学号，身份证号）
部分依赖
设X,Y是关系R的两个属性集合，X’是X的真子集，存在X→Y，但对每一个X’都有X’!→Y，则称Y完全函数依赖于X。
例子：学生基本信息表R（学号，班级，姓名）假设不同的班级学号有相同的，班级内学号不能相同，在R关系中，（学号，班级）->（姓名），但是（学号）->(姓名)不成立，（班级）->(姓名)不成立，所以姓名完全函数依赖与（学号，班级）
传递依赖
设X,Y,Z是关系R中互不相同的属性集合，存在X→Y(Y !→X),Y→Z，则称Z传递函数依赖于X。
例子：在关系R(学号 ,宿舍, 费用)中，(学号)->(宿舍),宿舍！=学号，(宿舍)->(费用),费用!=宿舍，所以符合传递函数的要求
非规范化的关系模式，可能存在的问题包括：数据冗余、更新一场、插入异常、删除异常
键
超键
唯一标识元组的键，可以是单个属性，也可以是属性的组合。
候选键
在超键的基础上消除了冗余属性，也能够唯一标识元组。候选键可以有多个，主键只能有一个。
主键
主键只有一个
外键
其他关系的主键
求候选键
- 将关系模式的函数依赖关系用“有向图”的方式表示
- 找入度为0的属性，并以该属性集合为起点，尝试遍历有向图，若能正常遍历途中所有结点，则该属性即为关系模式的候选键
- 若入度为0的属性集不能遍历途中所有结点，则需要尝试性的将一些中间结点（既有入度，也有出度的结点）并入入度0的属性集中，直至该集合能遍历所有结点，集合为候选键。
范式
第一范式
消除非主属性对候选键的部份依赖。
在关系模式R中，当且仅当所有域只包含原子值，即每个分量都是不可再分的数据项，则称R是第一范式。解决：插入异常
第二范式
消除非主属性对候选键的传递依赖
第二范式建立在第一范式的基础上，即满足第二范式一定满足第一范式，第二范式要求数据表每一个实例或者行必须被唯一标识。除满足第一范式外还有两个条件，一是表必须有一个主键；二是没有包含在主键中的列必须完全依赖于主键，而不能只依赖于主键的一部分。
解决：
第三范式
消除主属性对候选键的传递依赖
第四范式
BC范式
并发控制
封锁协议
数据库完整性约束
实体完整性约束
参照完整性约束
用户自定义完整性约束
触发器
分布式数据库
数据仓库与数据挖掘
数据备份
冷备份
热备份
动态备份，在数据正常运行的情况下备份。
