模式
定义：也称逻辑模式，是数据库中全体数据的逻辑结构和特征的描述，是所有用户的公共数据视图。
理解： ① 一个数据库只有一个模式； ② 是数据库数据在逻辑级上的视图； ③ 数据库模式以某一种数据模型为基础； ④ 定义模式时不仅要定义数据的逻辑结构（如数据记录由哪些数据项构成，数据项的名字、类型、取值范围等），而且要定义与数据有关的安全性、完整性要求，定义这些数据之间的联系。
外模式
定义：也称子模式（Subschema）或用户模式，是数据库用户（包括应用程序员和最终用户）能够看见和使用的局部数据的逻辑结构和特征的描述，是数据库用户的数据视图，是与某一应用有关的数据的逻辑表示。
理解： ① 一个数据库可以有多个外模式； ② 外模式就是用户视图； ③ 外模式是保证数据安全性的一个有力措施。
内模式
定义：也称存储模式（Storage Schema），它是数据物理结构和存储方式的描述，是数据在数据库内部的表示方式（例如，记录的存储方式是顺序存储、按照B树结构存储还是按hash方法存储；索引按照什么方式组织；数据是否压缩存储，是否加密；数据的存储记录结构有何规定）。
理解： ① 一个数据库只有一个内模式； ② 一个表可能由多个文件组成，如：数据文件、索引文件。 它是数据库管理系统(DBMS)对数据库中数据进行有效组织和管理的方法 其目的有： ① 为了减少数据冗余，实现数据共享； ② 为了提高存取效率，改善性能。
外模式/模式映像
当模式改变时(例如增加新的关系、新的属性、改变属性的数据类型等)，由数据库管理员对各个外模式/模式映像作相应改变，可以使外模式保持不变。应用程序是依据外模式编写的，从而应用程序不必修改，保证了数据与程序的逻辑独立性，简称数据的逻辑独立性。
模式/内模式映像
当数据库的存储结构改变了（例如选用了另一种存储结构），由数据库管理员对模式/内模式作相应的改变，可以使模式保持不变，从而应用程序也不必改变。保证了数据与程序的物理独立性，简称数据的物理独立性。
笛卡尔积
相当于排列组合，{1,2,3}{4,5}=》{1,4}{1,5}{2,4}{2,5}{3,4}{3,5}
基本操作
选择、投影、并、差、笛卡尔积五种基本的操作，此外还有连接、除、交等。
完整性约束
实体完整性：关系(所谓的关系就是表)的主码不能取空值
参照完整性：是指参照关系中每个元素的外码要么为空(NULL),要么等于被参照关系中某个元素的主码。
用户定义的完整性：指对关系中每个属性的取值作一个限制(或称为约束)的具体定义.比如 性别属性只能取”男“或”女“ ,再就是年龄的取值范围,可以取值0-130 ,但不能取负数,因为年龄不可能是负数。
等值连接
连接运算符是“=”的连接运算称为等值连接。它是从关系R与S的广义笛卡尔积中选取A，B属性值相等的那些元组
自然连接
自然连接是一种特殊的等值连接，它要求两个关系中进行比较的分量必须是相同的属性组，并且在结果中把重复的属性列去掉。
笛卡尔积
·想排列组合
关系
两个表的公共字段。
优点：表示独立的，需要什么数据就查相应的表。
缺点：多表查询的时候，效率低下。
删除模式和删除数据库，删除表和删除索引、视图都是drop,删除记录是delete
实体：矩形
属性：椭圆
联系：菱形
修改基本表
增加一个属性：基本语法
ALTER TABLE stu ADD column_name datatype;
来看个增加例的实例:
ALTER TABLE stu ADD age int;
修改列的属性：
ALTER TABLE tname modify age char(1);
删除属性，基本语法：
ALTER TABLE table_name DROP COLUMN column_name
来看个删除列实例.
alter table stu drop column age;
Show variables like ‘char_%’
多表删除
delete from one,two using one join two
on one.public_field=two.public_field where one_id=2;
多表更新
update one join two on one.public_field=two.public_field
set one_data='x',two_data='y' where one.id=3;
修改数据使用update
Mysql数值类型
Tinyint(2) Zerofill表示不最小宽度为2，只是零填充，不会影响取值范围。
Mysql、php不支持布尔bool类型
约束条件
主键:primary key
外键:foreign key()references
不空:not null
自动增长:auto_increment
数据库引擎
关系模式
关系的描述称为关系模式（Relation Schema）它可以形式化地表示为：
R（U，D，dom，F）
其中R为关系名，U为组成该关系的属性名集合，D为属性组U中属性所来自的域，dom为属性向域的映象集合，F为属性间数据的依赖关系集合。
通常简记为：
R(U)或R(A1，A2，…,An)
其中R为关系名，U为属性名集合，A1，A2，…,An为各属性名。
实体-关系模式
每个实体转化为一个关系模式
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属性 |
码 |
| 实体 |
关系模式
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实体属性 |
实体码 |
| 1：1
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独立模式
|
实体码+联系属性
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某端码
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| 与某端合并 |
某端属性+另一端码+联系属性 |
某端码 |
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| 1：n |
独立关系模式
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各实体码+联系属性
|
N端码
|
| 与n端合并 |
N端属性+1端码+联系属性
|
N端码 |
|
| m:n |
加新的关系模式 |
各实体码+联系属性 |
各实体码+其他 |
| m:n:p |
关系模式 |
各实体码+联系属性 |
各实体码+其他 |
| 相同码的关系属性 |
合并 |
各关系模式-同义属性 |
原码 |
范式
| 1NF->2NF:消除非主属性对码的部分函数依赖。
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R1完全函数依赖的决定因素+被决定因素 |
| R2剩余属性+所有剩余属性的决定因素 |
| 2NF->3NF：消除非主属性对码的传递函数依赖。
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R1起传递作用的函数依赖的因素和被决定因素 |
| R2剩余属性+传递函数依赖的决定因素+所有属性的决定因素 |
3NF->BCNF：消除属性对码的部分和传递函数依赖。
若关系模式中
只要一个属性一定属于2NF
只有两个属性一定为3NF和BCNF
1NF关系模式中所有的属性是不可再分的
若果关系模式中只有主属性，一定为3NF
部分函数依赖：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）；
完全函数依赖：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）；
传递函数依赖：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；
视图
视图不保存数据，只是通过执行相应的查询操作完成相应的功能