第6章 关系数据理论

第6章 关系数据理论一、单项选择题1关系规范化中的删除操作异常是指，插入操作异常是指。A不该删除的数据被删除 B不该插入的数据被插入C应该删除的数据未被删除 D应该插入的数据未被插入A D2设计性能较优的关系模式称为规范化，规范化主要的理论依据是。A关系规范化理论 B关系运算理论 C关系代数理论 D数理逻辑A3规范化理论是关系数据库进行逻辑设计的理论依据。根据这个理论，关系数据库中的关系必须需足：其每一数据项（属性值）都是。A互不相关的 B不可分解的 C长度可变的 D互相关联的B4关系数据库规范化是为解决关系数据库中问题而引入的。A插入、删除和数据冗余 B提高查询速度C减少数据操作的复杂性 D保证数据的安全性和完整性A5规范化过程主要为克服数据库逻辑结构中的插入异常、删除异常以及的缺陷。A数据的不一致性 B结构不合理 C冗余度大 D数据丢失C6当关系模式R（A，B）已属于3NF，下列说法中是正确的。A它一定消除了插入和删除异常 B仍存在一定的插入和删除异常C一定属于BCNF DA和C都是B7关系模型中的关系模式至少是。A1NF B2NF C3NF DBCNFA8在关系DB中，任何二元关系模式的最高范式必定是。A1NF B2NF C3NF DBCNFD9在关系模式R中，若其函数依赖集中所有候选关键字都是决定因素，则R最高范式是。A2NF B3NF C4NF DBCNFC10当B属性函数依赖于A属性时，属性A与B的联系是。A1对多 B多对1 C多对多 D以上都不是B11在关系模式中，如果属性A和B存在1对1的联系，则说。AAB BBA CAB D以上都不是C12候选关键字中的属性称为。A非主属性 B主属性 C复合属性 D关键属性B13关系模式中的各级模式之间的关系为。A3NF2NF1NF B3NF1NF2NFC1NF2NF3NF D2NF1NF3NFA14关系模式中，满足2NF的模式。A可能是1NF B必定是1NF C必定是3NF D必定是BCNFB15关系模式R中的属性全部是主属性，则R的最高范式必定是。A2NF B3NF CBCNF D4NFB16消除了部分函数依赖的1NF的关系模式，必定是。A1NF B2NF C3NF D4NFB17关系模式的候选关键字可以有，主关键字有。A个 B1个 C1个或多个 D多个C B18候选关键字中的属性可以有。A个 B1个 C1个或多个 D多个C19关系模式的分解是。A惟一 B不惟一B20根据关系数据库规范化理论，关系数据库中的关系要满足第一范式。下面“部门”关系中，因哪个属性而使它不满足第一范式？部门（部门号，部门名，部门成员，部门总经理）A部门总经理 B部门成员 C部门名 D部门号B21图中给定关系R零件号单价P1P2P3P4258259A不是3NF B是3NF但不是2NF C是3NF但不是BCNF D是BCNFD二、填空题1关系规范化的目的是_。控制冗余，避免插入和删除异常，从而增强数据库结构的稳定性和灵活性2在关系A（S，SN，D）和B（D，CN，NM）中，A的主键是S，B的主键是D，则D在S中称为_。外来键（外码）3对于非规范化的模式，结过_转变为1NF，将1NF经过_转变为2NF，将2NF经过_转变为3NF。使属性域变为简单域消除非主属性对主关键字的部分依赖消除非主属性对主关键字的传递依赖4在一个关系R中，若每个数据项都是不可再分割的，那么R一定属于_。1NF51NF，2NF，3NF之间，相互是一种_关系。3NF2NF1NF6若关系为1NF，且它的每一非主属性都_候选关键字，则该关系为2NF。不部分函数依赖于7在关系数据库的规范化理论中，在执行“分解”时，必须遵守规范化原则：保持原有的依赖关系和_。无损连接习题41分析关系模式：STUDENT（学号，姓名，出生日期，系名，宿舍区），指出其候选关键字，最小依赖集和存在的传递函数依赖。参考解：经分析有：候选关键字：学号（每个学生只有惟一的学号）最小依赖集：学号姓名，学号出生日期，学号班号，系名宿舍区，班号系名存在传递函数依赖：学号系名宿舍区，有学号宿舍区；班号系名宿舍区，有班号宿舍区；学号班号系名，有学号系名；2指出下列关系模式是第几范式？并说明理由。 R（X，Y，Z）F=XYZ R（X，Y，Z）F=YZ，XZY R（X，Y，Z）F=YZ，YX，XYZ R（X，Y，Z）F=XY，XZ R（X，Y，Z）F=XYZ R（W，X，Y，Z）F=XZ，WXY解： R是BCNF。R候选关键字为XY，F中只有一个函数依赖，而该函数依赖的左部包含了R的候选关键字XY。 R是3NF。R候选关键字为XY和XZ，R中所有属性都是主属性，不存在非主属性对的候选关键字的传递依赖。 R是BCNF。R候选关键字为X和Y，XYZ，XY，XZ，由于F中有YZ，YX，因此Z是直接函数依赖于X，而不是传递依赖于X。又F的每一函数依赖的左部包含了任一候选关键字，R是BCNF。 R是BCNF。R的候选关键字为X，而且F中每一函数依赖的左部都包含了候选关键字X。 R是BCNF。R的候选关键字为XY，而且F中函数依赖的左部包含了候选关键字XY。 R是1NF。R的候选关键字为WX，则Y，Z为非主属性，又由于XZ，因此F中存非主属性对候选关键字的部分函数依赖。3设有关系模式R（U，F），其中：U=A，B，C，D，E，P，F=AB，EA，CED求出R的所有候选关键字。解：根据候选关键字的定义：如果函数依赖XU在R上成立，且不存在任何XX，使得XU也成立，则称X是R的一个候选关键字。由此可知，候选关键字只可能由A，C，E组成立，但有EA，所以组成候选关键字的属性可能是CE。计算可知：（CE）+=ABCDEP，即CEU而：C+=CP，E+=ABER只有一个候选关键字CE。4设有关系模式R（C，T，S，N，G），其上的函数依赖集：F=CT，CSG，SN求出R的所有关键字。解：根据候选关键字的定义，R的候选关键字只可能由F中各个函数依赖的右边属性组成，即C，S，所以组成候选关键字的属性可能是CS。计算可知：（CS）=CGNST。即CSU而：C=CT，S=NSR只有一个候选关键字CS。 5设有关系模式R（A，B，C，D，E），其上的函数依赖集：F=ABC，CDE，BD，EA 计算B+。 求出R的所有候选关键字。解： 令X=B，X（0）=B，X（1）=BD，X（2）=BD，故B+=BD。 根据候选关键字定义，R的候选关键字只可能由F中各个函数依赖的右边属性组成，即A，B，C，D，E，由于ABC（AB，AC），BD，EA，故：可除去A，B，C，D，组成候选关键字的属性可能是E。计算可知：E+=ABCDE，即EU，E是一个候选关键字。可除去A，B，E，组成候选关键字的属性可能是CD。计算可知：（CD）+=ABCDE，即CDU，但C+=C，D+=D，CD是一个候选关键字。可除去B，C，D，E，组成候选关键字的属性可能是A。计算可知：A+=ABCDE，即AU，A是一个候选关键字。可除去A，D，E，组成候选关健字的属性可能是BC。计算可知：（BC）+=ABCDE，即CDU，但B+=BD，C+=C，BC是一个候选关键字。R的所有候选关键字是A，BC，CD，E。6设有关系模式R（U，F），其中：U=A，B，C，D，E，F=AD，ED，DB，BCD，DCA 求出R的候选关键字。 判断p=AB，AE，CE，BCD，AC是否为无损连接分解？解：（CE）+=ABCDE，则CEU，而C+=C，E+=DE=BDE，根据候选关键字定义，CE是R的候选关键字。 p的无损连接性判断表如下图所示，由此判断不具有无损连接性。RiABCDEABa1a2AEa1a5CEa3a5BCDa2a3a4ACa1a37设有关系框架R（A，B，C，D，E）及其上的函数相关性集合F=AC，BD，CD，DEC，CEA，试问分解p=R1（A，D），R2（A，B），R3（B，E），R4（C，D，E），R（A，E）是否为R的无损连接分解？解：p的无损连接性判断结果表如下图所示，由此判断不具有无损连接性。RiABCDEADa1a4ABa1a2BEa2a5CDEa3a4a5AEa1a58设有函数依赖集F=ABCE，AC，GPB，EPA，CDEP，HBP，DHG，ABCPG，计算属性集D关于F的闭包D+。解：令X=D，X（）=D。在F中找出左边是D子集的函数依赖，其结果是：DHG，X（1）=X（）HG=DGH，显然有X（1）X（）。在F中找出左边是DGH子集的函数依赖，未找到，则X（2）=DGH。由于X（2）=X（1），则D+=DGH9已知关系模式R的全部属性集U=A，B，C，D，E，G及函数依赖集；F=ABC，CA，BCD，ACDB，DEG，BEC，CGBD，CEAG求属性集闭包（BD）+。解：令X=BD，X（）=BD，X（1）=BDEG，X（2）=BCDEG，X（3）=ABCDEG，故（BD）+=ABCDEG。10设有函数依赖集F=DG，CA，CDE，AB计算闭包D+，C+，A+，（CD）+，（AD）+，（AC）+，（ACD）+。解：令X=D，X（0）=D，X（1）=DG，X（2）=DG，故D+ =DG。令X=C，X（0）=C，X（1）=AC，X（2）=ABC，X（3）=ABC，故C+=ABC令X=A，X（0）=A，X（1）=AB，X（2）=AB，故A+ =AB。令X=CD，X（0）=CD，X（1）=CDG，X（2）=ACDG，X（3）=ACDEG，X（4）=ABCDEG，故（CD）+=ABCDEG。令X=AD，X（0）=AD，X（1）=ABD，X（2）=ABDG，X（3）=ABDG，故（AD）+ =ABDG。令X=AC，X（0）=AC，X（1）=ABC，X（2）=ABC，故（AC）+=ABC。令X=ACD，X（0）=ACD，X（1）=ABCD，X（2）=ABCDG，X（3）=ABCDEG，故（ACD）+=ABCDEG。11设有函数依赖集F=ABCE，AC，GPB，EPA，CDEP，HBP，DHG，ABCPG，求与F等价的最小函数依赖集。解： 将F中依赖右部属性单一化：F1=ABC，HBP，ABE，DH，AC，DG，GPB，ABCP，EPA，ABCG，CDEP 对于ABC，由于有AC，则为多余的，得到：F2=HBP，ABE，DH，AC，DG，GPB，ABCP，EPA，ABCG，CDEP 通过分析没有多余的依赖，则与F等价的最小函数依赖集为：F3=HBP，ABE，DH，AC，DG，GPB，ABCP，EPA，ABCG，CDEP12设有关系模式R（U，F），其中：U=E，F，G，H，F=EG，GE，FEG，HEG，FHE，求F的最小依赖集。解： 将F中依赖左部属性单一化：F1=EG，GE，FE，FG，HE，HG，FHE 对于FHE，由于有FE，则为多余的，则：F2=EG，GE，FE，FG，HE，HG 在F2中的FE和FG以及HE和HG之一是多余的，则：F3=EG，GE，FG，HG或F3=EG，GE，FG，HE或F3=EG，GE，FE，HE或F3=EG，GE，FE，HG13设有关系模式R（U，F），其中：U=A，B，C，D，F=AB，BC，DB，把R分解成BCNF模式集： 如果首先把R分解成ACD，BD，试求F在这两个模式上的投影。 ACD和BD是BCNF吗？如果不是，请进一步分解。解： ACD（F）=AC，DC BD（F）=DB BD已是BCNF。ACD不是BCNF。模式ACD的候选关键字是AD。考虑AC，这个函数依赖不满足BCNF条件（A不是模式ACD的候选关键字），将ACD分解为AC和AD，此时AC和AD均为BCNF。14设有关系模式R（A，B，C，D），其上的函数依赖集：F=AC，CA，BAC，DAC 计算（AD）+ 求F的最小等价依赖集Fm。 求R的关键字 将R分解使其满足BCNF且无损连接性。 将R分解成满足3NF并具有无损连接性与保持依赖性。解： 令x=AD，x（0）=AD，x（1）=ACD，x（2）=ACD，故（AD）+= ACD 。 将F中的依赖右部属性单一化：F1=AC，CA，BA，BC，DA，DC在F1中去掉多余的函数依赖：BA，AC BC是多余的，又DA，AC，DC是多余的。F2=AC，CA，BA，DA函数依赖集的最小集不是唯一的，本题中还可以有其他答案。F2中所有依赖的左部都是单属性，不存在依赖左部有多余的属性，所以：Fm= AC，CA，BA，DA BD在F中所有函数依赖的右部均未出现，候选关键字中一定包含BD，而（BD）+=ABCD，因此，BD是R唯一的候选关键字。 考虑AC，（A不包含候选关键字BD），将ABCD分解为AC和ABD，AC已是BCNF。进一步分解ABD，选择BA，把ABD分解为AB和BD。此时AB和AD均为BCNF。p=AC，AB，BD。 由可求出满足3NF的具有依赖保持性的分解为=AC，BA，DA。判断其无损连接性如下图所示的表，由此可知不具有无损连接性。令=BD，BD是R的候选关键字，=AC，BA，DA，BD。RiABCDACa1a3BAa1a2a3DAa1a3a415已知关系模式R（CITY，ST，ZIP）和函数依赖集：F=CITY，STZIP，ZIPCITY，试找出R的两个候选关键字。解：设U=（CITY，ST，ZIP），F中函数依赖的左边是CITY，ST，ZIPA：由于ZIPCITY，除掉CITY，故（ST，ZIP）可能是候选关键字。（ST，ZIP）+=ST，ZIP，CITY，（ST，ZIP）U。 又ST+=ST，ZIP+=ZIP，CITY，故（ST，ZIP）是一个候选关键字。由于CITY，STZIP，除掉ZIP，故（CITY，ST）可能是候选关键字。（CITY，ST）+=CITY，ST，ZIP，（CITY，ST）U。又CITY+=CITY，ST+=ST，故（CITY，ST）是一个候选关键字。因此，R的两个候选关键字是（ST，ZIP）和（CITY，ST）。16设有关系模式R（A，B，C，D，E），R的函数依赖集：F=AD，ED，DB，BCD，CDA求R的候选关键字。将R分解为3NF。解： 设U=（A，B，C，D，E），由于（CE）+=ABCDE，C+=C，E+=BDER的候选关键字是CE。 求出最小依赖集Fm=AD，ED，DB，BCD，CDA将R分解的3NF：=AD，DE，BD，BCD，ACD。17设有关系模式R（U，V，W，X，Y，Z），其函数依赖集：F=UV，WZ，YU，WYX，现有下列分解： 1=WZ，VY，WXY，UV 2=UVY，WXYZ判断上述分解是否具有无损连接性。解： 1的无损连接性判断表如下图所示，由此判断不具有无损连接性。RiUVWXYZWZa3a6VYa2a5XYa3a4a5a6UVa1a2 2的无损连接性判断表如下图所示，由此判断具有无损连接性。RiUVWXYZUVYa1a2a5WXYZa1a2a3a4a5a618已知R（A1，A2，A3，A4，A5）为关系模式，其上函数依赖集：F=A1A3，A3A4，A2A3，A4A5A3，A3A5A1=R1（A1，A4），R2（A1，A2），R3（A2，A3），R4（A3，A4，A5），R5（AA，A5），判断是否具有无损连接性。解：的无损连接性判断表如下图所示，由此判断不具有无损连接性。RiA1A2A3A4A5A1A4a1a3a4A1A2a1a2a3a4A2A3a2a3a4A3A4A5a1a3a4a5A1A5a1a3a4a519设有关系模式RB，O，I，S，Q，D，其上函数依赖集：F=SD，IB，ISQ，BO。如果用SD，IB，ISQ，BO代替R，这样的分解是具有无损连接吗？解：的无连接性判断表如下图4所示，由此判断具有无损连接性。RiBOISQDSDa4a6IBa1a3a5ISQa1a2a3a4a5a6BOa1a220设有关系模式R（A，B，C，D），其上函数依赖集：F=AC，DC，BDA试证明=AB，ACD，BCD相对于F是有损连接。证明：的无损连接性判断表如下图所示，其中没有一行为a1，a2，a3，由此证明不具有连接无损性，即是有损连接。RiABCDABa1a2a3ACDa1a3a4BCDa2a3a421设有关系模式R（F，G，H，I，J），R的函数依赖集：22设有关系模式R（A，B，C，D，E），其上的函数依赖集：F=AC，CD，BC，DEC，CEA。 求R的所有候选关键字。 判断=AD，AB，BC，CDE，AE是否为无损连接分解？ 将R分解为BCNF，并具有无损连接性。解： 从F中看，候选关键字至少包含BE（因为它们不依赖于谁），而（BE）+=ABCDE，BE是R的惟一候选关键字。 的无损连接性判断结果如下图所示，由此判定不具有无损连接性。 考虑AC，（A不包含候选关键字BE），将ABCDE分解为AC和ABDE，AC已是BCNF。进一步分解ABDE，选择BD，把ABDE分解为BD和ABE，此时BD和ABE均为BCNF。=AC，BD，ABERiABCDEADa1a3a4ABa1a2a3a4BCa2a3a4CDEa1a3a4a5AEa1a3a4a523现有一个关系模式R（A，B，C），其上的函数依赖集F=AB，CB，判断分解1=AB，AC，2=AB，BC是否具有无损连接性和依赖保持性。解：对于分解1=AB，AC，设R1=AB，R2=AC，R1R2=A，R1- R2=B，F中有AB，（R1R2）（R1- R2），因此，1具有无损连接性。又R1（F）=AB，R2（F）=，R1（F）R2（F）=AB，它不等价于F，因此1没有依赖保持性。对于分解2=AB，BC，设R1=AB，R2=BC，R1R2=B，R1- R2=A，R2- R1=C，（R1R2）（R1- R2）和（R1R2） R2- R1）都不成立，因此2不具有无损连接性。又R1（F）=AB，R2（F）=CB，R1（F）R2（F）=AB，CB，它于F等价，因此2具有依赖保持性。24设有一教学管理数据库，其属性为：学号（S#），课程号（C#），成绩（G），任课教师（TN），教师所在的系（D）。这些数据有下列语义：学号和课程号分别与其代表的学生和课程对应；一个学生所修的每门课程至多只能修一次，且都有一个成绩；每门课程只有一位任课教师，但每位教师可以有多门课程；教师中没有重名，每个教师只属于一个系。（1）试根据上述语义确定函数依赖集。（2）如果用上面所有属性组成一个关系模式，那么该关系模式为何模式？并举例说明在进行增、删操作时的异常现象。（3）分解为具有依赖保持和无损连接的3NF。解：（1）F=（S#，C#）G，C#TN，TND（2）关系模式为1NF，因为该关系模式的候选关键字为（S#，C#），则非主属性有G、TN和D。又F中有C#TN，存在非主属性TN对候选关键字（S#，C#）的部分依赖，即：（S#，C#）pTN。若新增设一门课程而暂时还没有学生选修时，则因缺少关键字S#值而不能进行插入操作。若某个教师调离学校要删除其有关信息时，会将不该删除的课程（C#）信息删除。（3）F=Fm=（S#，C#）G ，C#TN，TND =R1，R2，R3其中：R1=（S#，C#，G）R2=（C#，TN） R3=（TN，D）25设=R1，R2是R的一个分解，F是R上的函数依赖集，具有无损连接性的充要条件是：R1R2（R1-R2）F+或R1R2（R2-R1）F+，请证明。证明：（1）充分性：设R1R2（R1-R2），则可构造出如下图所示的表。该表中省略了a和b的下标，这无关紧要。RiR1R2R1-R2R2-R1R1aaaaaabbbR2aaabbbaaa如果R1R2（R1-R2）在F中，则可将表中第2行位于（R1-R2）中的所有符号都改为a，这样该表中第2行就全是a了，则具有无损连接性。同理可证R1R2（R2-R1）的情况。如果R1R2（R1-R2）不在F中，但在F+中，即它可以用公理F推出来，从而也能推出R1R2Ax，其中Ax（R1-R2），所以可以将Ax列的第2行改为全a，同样可以将R1-R2中的其他属性的第2行也改为a，这样第2行就变成a行，所以分解=R1，R2具有无损连接性。同样可以证明R1R2（R2-R1）的情况。（2）必要性：设构造的表中有一行全为a，例如第1行全为a，则由函数依赖定义可知R1R2（R2-R1）；如果是第2行全为a，则R1R2（R1-R2）。证毕。26证明在关系数据库中，任何的二元关系模式必定是BCNF。证明：设R为一个二元关系R（x1,x2），则属性x1和x2之间可能存在以下几种依赖关系：x1x2，但x2x1不成立，则关系R的候选关键字为x1，函数依赖的左部包含候选关键字x1，R为BCNF。x1x2，且x2x1，则关系R的候选关键字为x1和x2，这两个函数依赖的左部都包含了R的任一候选关键，R为BCNF。x1x2和x2x1都不成立，则关系R的候选关键字为（x1，x2），R上没有函数依赖，R为BCNF。 证毕。27下图给出的关系R为第几范式？是否存在操作异常？若存在，则将其分解为高一级范式。分解完成的高级范式中是否可以避免分解前关系中存在的操作异常？工程号材料号数量开工日期完工日期价格P111498059902250P112698059902300P1131598059902180P211698119912250P2141898119912350解：它为1NF。因为该关系的候选关键字为（工程号，材料号），而非主属性开工日期和完工日期部分函数依赖于候选关键字的子集工程号，即：（工程号，材料号）p开工日期（工程号，材料号）p完工日期它不是2NF。它存在操作异常，如果工程项目确定后，若暂时未用到材料，则该工程的数据因缺少关键字的一部分（材料号）而不能进入到数据库中，出现插入异常。若某工程下马，则删去该工程的操作也可能丢失材料方面的信息。将其中的部分函数依赖分解为一个独立的关系，则产生如下图所示的两个2NF关系子模式：R1 R2工程号材料号数量价格P1114250P1126300P11315180P2116250P21418350工程号开工日期完工日期P198059902P298119912分解后，新工程确定后，尽管还未用到材料，该工程数据可在关系R2中插入。某工程数据删除时，仅对关系R2操作，也不会丢失材料方面的信息。28如下图给出一数据集，请判断它是否可直接作为关系数据库中的关系，若不行，则改造成为尽可能好的并能作为关系数据库中关系的形式，同时说明进行这种改造的理由。系名课程名教师名计算机系DB李军，刘强机械系CAD金山，宋海造船系CAM王华自控系CTY张红，曾键解：因为关系模式至少是1NF关系，即不包含重复组并且不存在嵌套结构，给出的数据集显然不可直接作为关系数据库中的关系，改造为1NF的关系如下图所示。系名课程名教师名计算机系DB李军计算机系DB刘强机械系CAD金山机械系CAD宋海造船系CAM王华自控系CTY张红自控系CTY曾键29设有如下图所示的关系R。课程名教师名教师地址C1马千里D1C2于得水D1C3余快D2C4于得水D1 它为第几范式？为什么？ 是否存在删除操作异常？若存在，则说明是在什么情况下发生的？ 将它分解为高一级范式，分解后的关系是如何解决分解前可能存在的删除操作异常问题？ 解： 它是2NF。R的候选关键字为课程名，而课程名教师名，教师名课程名不成立，教师名教师地址，课程名t 教师地址，即存在非主属性教师地址对候选关键字课程名的传递函数依赖，因此R不是3NF。又不存在非主属性对候选关键字的部分函数依赖，R是2NF。 存在。当删除某门课程时会删除不该删除的教师的有关信息。 分解为高一级范式如下图所示。教师名教师地址马千里D1于得水D1余快D2 R1 R2课程名教师名C1马千里C2于得水C3余快C4于得水分解后，若删除课程数据时，仅对关系R1操作，教师地址信息在关系R2中仍然保留，不会丢失教师方面的信息。1、（1）不满足。因为码为AB，并且BE，而E是非主属性。-4分（2）R2的码为B，R2最高满足2NF-4分（3）R1(A，B，E)；R2(B，C)；R3(C，D)，都满足BCNF-4分2、（1）（本小题5分）（2) （本小题5分）假设课程组名称不唯一课程组（序号，名称，负责人） 主键：序号 外键：负责人教师（编号，姓名，性别，年龄） 主键：编号 课程（课程编号，名称，课程性质，课程组序号） 主键：课程编号 外键：课程组序号参加（编号，序号，参加时间） 主键：（编号，序号 ） 外键：编号；序号 （3) （本小题5分）假设一个课程组只有一个负责人，一个负责人可负责多个课程组，则课程组关系模式的基本函数依赖集 F=序号名称，序号负责人该关系模式中，所有决定属性都是侯选键，因此是BCNF。3、（ 本小题4分）(AB)+ =ABCDE 计算过程如下： （每次计1分，1%）第一次：(1) x(0)=，x(1)=AB (2) 由于X(0)AB,置X(0)=AB; (3) 检查函数依赖，置X(1)=ABDC=ABCD 第二次： 置X(0)=ABCD， 检查函数依赖，置X(1)=ABCDEB=ABCDE 第三次： 置X(0)=ABCDE， 检查函数依赖，置X(1)=ABCDEB=ABCDE 第四次：x(0)=x(1),输出x(1)= (AB)+ =ABCDE4、（本部分3分）有6种可能的情况 （1）T1-T2-T3： R=2 （2）T1-T3-T2： R=6 （3）T2-T1-T3： R=2 （4）T2-T3-T1： R=7 （5）T3-T1-T2： R=21 （6）T3-T2-T1： R=11 （本部分2分）采用封锁，可以解决并行调度的不一致问题。三、 四、编程题 (24分) 14每小题各3分，56每小题各6分（1）SELECT 学生.学号，姓名，专业FROM 学生，学习WHERE 学生.学号=学习.学号 AND 学习.课程号=课程.课程号 AND 奖学金95；（2）SELECT 学号，姓名，专业 FROM 学生 WHERE 学号 NOT IN (SELECT 学号 FROM 学习 WHERE 分数80)；（3）UPDATE 学生SET 奖学金=1000WHERE 奖学金=90 then 优秀 when 分数=80 then 良好 when 分数=70 then 中等 when 分数=60 then 及格 else 不及格 end from 学习 -5分goexec changeclass; -6分go