Duomenų bazės - teorija

1. Duomenų bazių projektavimo fazės. Informaciją kurią saugoti ir kurią naudositės ateityje vadinama duomenimis, o vieta kur saugomi vadinama duomenų baze. Realaus pasaulio objektai apie kuriuos informacija laikoma db vadinama esybėmis. O juos apibudinantys požymiai vadinami atributais. DB projektavimas apibrėžiamas kaip procesas kurio metu yra analizuojami vartotojų poreikiai, aprašomos duomenų savybė ir poreikiams svarbi informacija atvaizduojama DBVS palaikomomis duomenų struktūromis. Konceptas – sąvoka, vaizdinys. Koncepcija – požiūrių sistema, ko nors supratimas. Semantinis – prasmingas. Atributas – esybės detalė, nusako savybes, esminį požymį. DB projektavimo fazės: 1.Reikalavimo analizės projektavimo fazė giliai analizuojama organizacijos veikla ir rezultate tiksliai aprašomos vartotojų grupių funkcijos. Duomenų struktūros lieka netiksliai apibrėžtos, neformalizuotos. 2.Konceptualaus projektavimo fazėje formalizuojami semantiniai ryšiai tarp probleminių sąvokų, panaudoja tam tikrą vieną ar kelis semantinius duomenų modelius. Todėl integruojant atskirų vartotojų grupių funkcijas konceptualiniame lygmenyje skirtingus semantinių duomenų modelius, tenka transformuoti tam, kad specifikuoti duomenų bendrąsias savybes globalinėje schemoje. 3.Loginė projektavimo fazėj sudaroma DB loginė schema orientuota į pasirinktos DBVS duomenų modelį, kuris gali skirtis nuo duomenų modelio panaudoto sudarant globalinę schemą. Čia dažnai reikalingas loginės transformacijos, ypač tada kai norima loginę schemą suprojektuoti automatizuotu būdu. 4.Fizinė projektavimo fazės metu DBVS palaikoma duomenų modelio loginė schema papildoma konkrečios kompiuterinės aplinkos ir operacinės sistemos duomenų fiziniais parametrais KANONINĖS SCHEMOS IR RELIACINIS MODELIS. 2. Duomenų pavaizdavimas lentelinėje formoje. Tos pačios lentelės visos eilutės turi tą patį formatą. Lentelės duomenys charakterizuoja vieną apibendrintą dalykinės srities objektą, o viena lentelės eilutė charakterizuoja vieną realaus pasaulio objektą-egzempliorių. Lentelės eilutę vadinsime kortežu. Eilutės formatas keičiantis metų sezonams išlieka nepakitęs, kai tuo tarpu reisai ir atatinkamų eilučių duomenys keičiant grafiką modifikuojami. Lentelės stulpeliai yra vadinami atributais, o atributai turi savo vardus.Kiekvienam atributui priskiriamos leistinų reikšmių sritys, kurias vadinsime domenais. Duomenų lentelę toliau vadinsime duomenų santykiu. Atributų rinkinys sudaro santykio schemą. Naudojant atvaizdus t išvengiama atributų Ai sutvarkymo aibėje R. Stulpelių išdėstymo tvarka neturi reikšmės, nes neduoda jokios papildomos informacijos apie dalykinę sritį. Vienodi kortežai lentelėse nesaugojami, ir dublikatai taipogi. Nors manipuliuojant duomenimis lentelėse gali atsirasti ir kortežų-dublikatų. Santykio schema yra invariantinė (nekintanti) laiko atžvilgiu, tačiau santykis r, charakterizuojantis dalykinės srities objektus ir sąryšius tarp jų, gali keistis. Duomenų bazių reliacinį modelį sudaro struktūrinė arba deklaratyvinė ir manipuliacinė dalys. Duomenų manipuliavimui paprastai naudojami taip vadinama kortežų skaičiavimo arba tiesiog reliacinio skaičiavimo kalba SQL kurios operatoriai turi reliacinės algebros atitikmenis. 3. Duomenų bazių kanoninės schemos. Duomenų bazių kanoninė schema (KS) yra koncepcinio projektavimo rezultatas. Ji susideda iš duomenų įrašų (kortežų) tipų ir ryšių tarp jų. Savo ruožtu įrašų tipas susideda iš duomenų elementų (atributų) arba laukų. Binariniai ryšiai būna trijų tipų 1:1, 1:M, N:M. Skirtingi atributai su tuo pačiu vardu, jeigu jie naudojami kaip skirtingų įrašų tipų elementai, bus identifikuojami naudojant tipų žymes ir elementų vardus, atskirtus per tašką. Kanoninės schemos elementai yra LOGICAL tipo ir gali turėti dvi reikšmes “.F.” arba “.T.”. Gali būti ir N:M tipo, nes komplektas, užregistruotas tipo PREK įrašu gali susidėti iš kelių skirtingų elementų ir, atvirkščiai, komplektas užregistruotas tipu SUDE gali būti sandėliuojamas keliuose miestuose. 4. Duomenų bazių valdymo sistemos. Programų kompleksas, skirtas duomenų mainams tarp fizinės duomenų bazės (FDB), saugojamos išorinėje atmintyje, ir pagrindinės (operatyviosios) atminties realizuoti sudaro duomenų bazių valdymo sistemą (DBVS). DBVS panaudojimas supaprastina vartotojų programas, paspartina jų sudarymą ir sumažina duomenų perteklių fizinėje duomenų bazėje. Klasifikuojant DBVS, žiūrima, kokio tipo duomenų struktūras palaiko viena ar kita DBVS loginiame (programuotojo) lygyje. Taip yra skiriamos reliacinės, hierarchinės ir tinklinės DBVS. DB administratorius. 5. Kanoninių schemų klasifikavimas. DBVS palaiko 1:M ryšių tipus. Tipas T1 ryšio R12 atžvilgiu yra pagrindinis, o tipas T2 šio ryšio atžvilgiu yra detalusis. 1. Jeigu schemoje neegzistuoja nė vieno tokio detaliojo duomenų tipo, kad jis būtų detalus atžvilgiu dviejų ar daugiau ryšių, kuriais jis sujungtas su pagrindiniais, tai sakome, kad schema yra hierarchinė arba medžio tipo. 2. Jeigu schema netenkina šio apibrėžimo ir jeigu schemoje kiekvienas atskirai paimtas duomenų tipas visų ryšių, kuriais jis sujungtas su kitais duomenų tipais, atžvilgiu yra tik detalusis arba tik pagrindinis, tai tokia schema bus vadinama paprastąja tinkline. 3. Jeigu schema netenkina abiejų apibrėžimų, tai ją vadinsime sudėtingąja tinkline. Schema yra medžio tipo, kadangi ir B, ir C, ir D tipai yra detalūs ne daugiau kaip vieno ryšio atžvilgiu. Schema paprastoji tinklinė, nes duomenų tipas B yra detalus visų ryšių atžvilgiu, o A ir C - pagrindiniai. Schema sudėtingoji tinklinė, kadangi B tipas vienu metu yra ir pagrindinis, ir detalus dviejų ryšių D ir E atžvilgiu. 6. Kanoninių schemų transformavimas Kuriamos duomenų bazių valdymo sistemos (DBVS) yra orientuotos į vieną iš kanoninių schemų klasę. Būdingas hierarchinių DBVS pavyzdys yra IMS sistema. Kadangi paprastosios tinklinės schemos yra sudėtingųjų tinklinių schemų dalinis atvejis, tai DBVS, aptarnaujančios sudėtingąsias tinklines struktūras, gali sėkmingai aptarnauti ir paprastąsias. Analogiškai hierarchinė kanoninė schema taip pat yra sudėtingųjų tinklinių schemų variantas, todėl sudėtingųjų tinklinių schemų DBVS gali sėkmingai palaikyti ir medžio tipo schemas. Kadangi medžio tipo duomenų struktūrų aptarnavimui fizinės organizacijos metodai yra paprastesni, tai hierarchinės DBVS yra nesudėtingos ir, suprantama, pigesnės, lyginant su sudėtingųjų tinklinių schemų DBVS. Tokių DBVS charakteringas pavyzdys yra IDMS sistema. Suprojektuotos kanoninės schemos klasė priklauso nuo duomenų prigimties, nuo to, kokia yra dalykinės srities duomenų struktūra. Jeigu projektuotojas yra profesionaliai įsisavinęs tam tikrą DBVS, tai kuriant informacines sistemas, jis duomenų bazės kanoninę schemą “suorientuoja” į tokią, kad įsisavinta DBVS galėtų ją fizinėje duomenų bazėje palaikyti (nors ir neefektingai!). Pateiktoje kanoninių schemų klasifikacijoje bus naudojami tik 1:M ryšiai. Jie, padengia realizacine prasme ir 1:1 ryšius. Tiek hierarchinės, tiek tinklinės DBVS nepalaiko N:M ryšių ta prasme, kad DBVS neturi komandų, kuriomis galima betarpiškai apdoroti saugojamus išorinėje atmintyje asocijuotus įrašus dviejų tipų, tarp kurių egzistuoja N:M asociatyvinis ryšys. Jeigu jie kanoninėje schemoje ir nurodyti, tai jie realizuojami tik vartotojų išorinėmis programomis. Savo ruožtu, nei medžio tipo, nei tinklinių DB schemomis N:M ryšiai negali būti deklaruojami, kadangi jie vartotojų programomis nepalaikomi. Čia pažymėsime, kad reliacinių DB schemomis nagrinėti asociatyviniai ryšiai nedeklaruojami aplamai ir realizuojami tik programiniu būdu. Duomenų apdorojimo paspartinimui čia paprastai naudojami papildomi fizinės organizacijos indeksiniai duomenų failai. Tai, suprantama, reikalauja ir papildomos išorinės atminties duomenų saugojimui. Apie failų indeksavimą bus kalbama šio skyriaus paskutiniame skyrelyje. 2.7 paveikslėlyje parodytas pavyzdys, kaip N:M ryšys gali būti eliminuotas įvedant papildomą įrašo tipą. Pradinėje schemoje (žr. 2.7a pav.) įrašų tipai UZSA ir SUDE sujungti N:M tipo asociatyviniu ryšiu KOMPL_NR/ELEMEN, kurio dėka UZSA tipo įrašų poaibis su kuria nors pasikartojančia lauko KOMPL_NR reikšme yra asocijuojamas su tipo SUDE įrašų poaibiu tokiu, kad įrašų lauko ELEMEN reikšmė atsikartoja. 2.7 paveiksle įrašų tipų atributai yra sugrupuoti, blokelių kairėje pusėje parodant identifikacinius (raktinius) laukus, o dešiniojoje pusėje - neidentifikacinius. UZSA tipo įrašai yra identifikuojami laukų KOMPL_NR ir UZSAK_NR reikšmių poromis, ir kiekvienas įrašas turi unikalią šių reikšmių porą, o SUDE tipo įrašai turi unikalias laukų KOMPL ir ELEMEN reikšmių poras. Kadangi dom(KOMPL) = dom(ELEMEN), t.y. šie laukai turi bendras reikšmių sritis, tai tarp įrašų tipų UZSA ir SUDE gali būti užduoti du asociatyviniai ryšiai. Eliminuojant ryšį KOMPL_NR/ELEMEN įvestas naujas įrašo tipas ELEM su identifikaciniu lauku ELEMEN (žr. 2.7b pav.). Šiame tipe bus saugojami įrašai, skirti visiems elementams, kurie naudojami kaip SUDE tipo prekinių komplektų (SUDE.KOMPL) komponentai (SUDE.ELEMEN). Tarp įrašų tipų ELEM ir UZSA ryšys KOMPL_NR/ELEMEN jau unikalias laukų KOMPL ir ELEMEN reikšmių poras. Kadangi dom(KOMPL_NR) = bus 1:M tipo. Nustatytas ryšys ELEMEN/ELEMEN tarp įrašų tipų ELEM ir SUDE bus 1:M tipo taip pat. Sudarytos naujos schemos DB, suprantama, turės dubliuojamus duomenis, tačiau informaciniu požiūriu po schemos transformacijos jos turinys išlieka nepakitęs. Analogiškai sekančiu žingsniu turi būti eliminuojamas ir N:M ryšys KOMPL_NR/KOMPL. 2.8 paveiksle parodyta, kaip sudėtingąją tinklinę schemą (žr. 2.8a pav.) galima pertvarkyti į hierarchinę (žr. 2.8b pav.). Šiuo atveju atsiranda duomenų dubliavimas, nes užsakymai bus registruojami du kartus. 2.9 paveiksle parodyta, kaip galima hierarchinę kanoninę schemą (žr. 2.9a pav.) transformuoti į paprastąją tinklinę. (žr. 2.9b pav.) Šiuo atveju užsakymai taip pat dubliuojami.Čia reikia pastebėti, kad asociatyvinis ryšys tarp PARD1 ir PARD2 yra 1:1, nes abiejuose tipuose identifikacinis laukas yra UZSAK_NR. Tačiau toks ryšys gali būti traktuojamas kaip ryšio 1:M dalinis atvejis ir paprastoji tinklinė DBVS pilnai užtikrina tokio tipo loginę realizaciją. Įvedant naujus įrašų tipus reikia išvengti bereikalingo laukų dubliavimo ir palikti tik identifikacinius ir asociatyvinius laukus. 7. Reliacinės algebros operacijos Reliacinėje algebroje yra penkios pagrindinės ir trys papildomos, išvestinės operaci­jos. 1] Suma. Schemos R santykių r1 ir r2 suma r3 = r1 Č r2 yra aibė kortežų, kurie priklauso arba santykiui r1 arba r2, arba abiems kartu: r1 A B C a b c d a f c b d r2 A B C b g a d a f r3 = r1  r2 A B C a b c d a f c b d b g a 2] Skirtumas. Schemos R santykių r1 ir r2 skirtumas r3 = r1  r2 yra aibė kortežų kurie priklauso r1, bet nepriklauso r2 (santykiai r1 ir r2 paimti iš sumavimo pavyzdžio): r3 = r1  r2 A B C a b c c b d 3] Sandauga. Dviejų schemų R ir S santykių r ir s sandauga g = r  s yra schemos G = R Č S kortežų g aibė, kuri gaunama santykio r kortežus paimant visose kombinacijose su santykio s visais kortežais: r A B C a b c d a f c b d s D E b g d a g = r  s A B C D E a b c b c a b c d a d a f b g d a f d a c b d b g c b d d a 4] Projekcija. Projekcijos operacijos esmę sudaro tai, kad santykiui kai kurie kortežų komponentai pašalinami, o likę sukeičiami arba nesukeičiami vietomis. Paimkime schemos R = (A, B, C) santykį r. Santykio r projekcija schemoje S = (A, C) bus santykis s ir s = S (r)= A,C (r), o to paties santykio r projekcija schemoje S = (B, A) bus santykis g; g = BA (r) kuriame stulpeliai B ir A yra sukeisti vietomis: r A B C a b c d a f c b g s = AC (r) A C a c d f a d g = BA (r) B A b a a d Paimkime bendrąjį atvejį. Tegul R ir S yra schemos tokios, kad S  R, o r - schemos R santykis (schemos egzempliorius) ir S = (A1, A2, ...,An). Schemos S egzempliorius s gali būti gautas iš schemos R santykio r panaudojant projekcijos operaciją: Gautam santykiui s būdinga tokia savybė: kiekvienam jo kortežui u , u  s, santykyje r egzistuoja kortežas v, kurio visi komponentai stulpelyje Ai sutampa su kortežo u komponentais stulpelyje Ai; Ai  R; Ai  S. 5] Selekcija. Sakykime, kad F - tai formulė, sudaryta iš: - operandų, kuriais gali būti konstantės ir/arba atributai Ai  R; - aritmetinių palyginimo operatorių (=, , , ); - loginių operatorių (, , ). Selekcija F (r) rezultate duoda santykį s, kurį sudaro aibė kortežų t, priklausančių r, tokių, kad įstačius konstantes ir/arba kortežo t komponentus t(Ai) į formulės F atitinkamus operandus, formulė yra teisinga. Pavyzdys: r A B C 2 4 3 3 2 1 5 1 1 s = B > C (r) A B C 2 4 3 3 2 1 Pastebėsime, kad selekcijos operacijose naudojami aritmetinio tipo operandai, nors kai kurių aritmetinių operatorių atveju (pavyzdžiui, operatoriaus “=” arba “” atveju) galima paimti ir simbolinius operandus. Toliau pateiksime likusias tris išvestines operacijas, kurios gali būti išreikštos ankstesnėmis pagrindinėmis operacijomis. 6] Sankirta. Schemos R santykių r1 ir r2 sankirta r3 = r1 r2 yra aibė kortežų, kurie priklauso ir r1, ir r2. Sankirta r3 nustatoma, panaudojus du kartus skirtumo operacijas r1  (r1  r2): r1 A B C A b c D a f C b a r2 A B C b g a d a f r1  r2 A B C a b c c b a r3 = r1  (r1  r2) A B C d a f 7] Jungtis. Schemų R ir S santykių r ir s jungtis, panaudojant atžvilgiu stulpelių Ai  R ir Bj  S aritmetinį palyginimo operatorių , užrašysime r s . Kaip ir anksčiau, Ai  Bj  operatoriumi gali būti =, , ,  .Operacijos rezultate gauname schemos G = (R  S) santykį g, kuris yra dekartinės sandaugos r  s poaibis toks, kad kiekviename jo korteže t komponentas t(Ai) yra -ryšyje su to paties kortežo komponentu t(Bj ). Pavyzdys: g = r s r A B C 2 2 3 7 8 9 1 2 3 s D E 3 1 6 2 B  D, g = r s A B C D E 4 5 6 6 2 1 2 3 3 1 1 2 3 6 2 Jungties operacija realizuojama nuosekliai dvejomis pagrindinėmis operacijomis - sandauga ir selekcija. Jeigu Q - operatorius yra lygybės operatorius, tai jungtis yra vadinama ekvi-jungtimi. Kaip pastebėjome iš pavyzdžio, selekcijos ir jungties operacijos atveju, lygiai kaip ir selekcijos atveju, operandai yra sudaryti iš skaitmeninių reikšmių. Tačiau jei aritmetinis palyginimo operatorius yra ”=” arba ” ”, tai operandai gali turėti ir simbolines reikšmes. 8] Natūralioji jungtis. Natūraliosios jungties operacija santykiams r ir s taikoma tada, kai šių santykių schemos R ir S turi bendrų atributų AiR  S. Rezultate gaunamas naujos schemos G santykis g. Operaciją žymėsime g = r s. Ji realizuojama nuosekliai taikant dekartinės sandaugos, selekcijos ir projekcijos operacijas. 1) Paskaičiuojama sandauga r  s. 2) Gautoje sandaugoje atrenkami tie kortežai, kurių Ai-komponentai iš r ir s tuose pačiuose kortežuose sutampa. 3) Pasikartojančius stulpelius Ai  S (arba Ai  R) trečiuoju veiksmu pašali­name: r A B C a c a a b a e b a s B C D c c a b a d g = r s A B C D a B a d e B a d Natūraliosios jungties operacija gali būti naudojama tiek skaitmeniniams, tiek simboliniams operandams. Pažymėkime schemos S atributus Ai sutrumpinimo tikslu S.Ai, o šios schemos santykio s komponentus - s.Ai. Jeigu R  S = (B1, B2, ..., Bk) tai operacija r s gali būti užrašyta tokiu būdu: rs=Čia: G - schema, sudaryta iš R ir S visų atributų, išskyrus pasikartojančius schemos S atributus S.B1, S.B2, …, S.Bk. Natūraliojoje jungtyje, kaip matome iš jos bendrojo pavidalo, antruoju selekcijos veiksmu tarp aritmetinių lygybės operatorių panaudoti loginiai konjunkcijos operatoriai. Jų skaičius turi būti toks, kad būtų galima sulyginti santykių r ir s visas pasikartojančių stulpelių Bi reikšmes; i = 1, 2, …, k. Aprašytų operacijų iliustracijai pateiksime pavyzdį. Šiam pavyzdžiui ir sekančio skyrelio pavyzdžiams, kur bus iliustruojama reliacinio skaičiavimo kalbos operatoriai, naudosime nedidelės mokomosios duomenų bazės šešias lenteles makl, pirk, pard, užsa, prek, sude (žr. 2.2-2.7 lenteles) Šios duomenų bazės kanoninė schema buvo naudojama 2.4 skyrelyje kanoninių schemų transformavimo pavyzdžiams ir pakartotinai šios schemos užklausai reikalingas fragmentas pateiktas 2.10 paveiksle. Užklausa: Kokie pirkėjai pateikė užsakymus makleriams, kuriems vadovauja (PIRK.VADOVAS) vadovas, kurio kodas yra 000001? Kokios yra tų pirkėjų pavardės (PIRK.PAVARDE), pirkėjų kodai (PIRK.PIRK_NR) ir firmos (PIRK.FIRMA)? Kada pateikti tie užsakymai (PARD.PARD_DATA) ir kokios yra maklerių, kurie priėmė užsakymus, pavardės (MAKL.PAVARDE) ? Atsakymą galima gauti įvairiais būdais. Užklausos formavimo efektyvumo palyginimui paimsime du užklausų užrašymo būdus. 1 užklausa: m2 = (MAKL.PAVARDE, MAKL_NR, VADOVAS) (makl) ; m3 = MAKLERIS  MAKL_NR (m2) ; mu1 = m3  pard ; mu2 = (MAKL.PAVARDĖ, VADOVAS, PARD_DATA, PIRKĖJAS) (mu1) mu3 = PIRK_NR  PIRKEJAS (mu2) ; mup1 = mu3  pirk ; mup2 = (MAKL. PAVARDĖ,VADOVAS, PARD_DATA, FIRMA,PIRK_NR, PIRK.PAVARDĖ) (mup1) . atsakymas = VADOVAS = “000001” (mup2) ; Šioje užklausos programoje panaudota papildoma atributų pervardinimo operacija . Ji reikalinga tam, kad būtų galima naudoti natūraliosios jungties operaciją. Pirma kartą, pavyzdžiui, ji buvo panaudota tam, kad sujungti tarpinę lentelę m2 su duomenų bazės lentele pard, naudojant kanoninės schemos asociatyvinį ryšį MAKL_NR/MAKLERIS Čia pastebime tokį dalyką, kad į tarpines lenteles talpiname tik asociatyvinius laukus ir laukus, kurie buvo nurodyti vartotojo užklausoje, o paskutinėje lentelėje paliekame tik atsakymui reikalingus stulpelius. 2 užklausa: m1 =VADOVAS = “000001” (makl) ; m2 = (MAKL.PAVARDE, MAKL_NR, VADOVAS) (m1) ; m3 = MAKLERIS  MAKL_NR (m2) ; mu1 = m3  pard ; mu2 = (MAKL.PAVARDĖ, VADOVAS, PARD_DATA,PIRKĖJAS) (mu1) mu3 = PIRK_NR  PIRKEJAS (mu2) ; mup1 = mu3  pirk ; atsakymas = (MAKL.PAVARDĖ, VADOVAS, PARD_DATA, FIRMA,PIRK_NR, PIRK.PAVARDĖ) (mup1) . Palyginę šias dvi užklausas pastebime, kad antroji užklausa bus efektingesnė, kadangi apdorojamos tarpinės lentelės gausis mažesnės, nors atsakymo lentelė atsakymas abiem atvejais sutaps. Užrašant užklausas reikia stengtis programoje pirmiausia naudoti selekcijas ir projekcijos operacijas, ir vėliau jungties operacijas. Tokiu būdu galima sumažinti apdorojamų duomenų apimtį ir paspartinti programos vykdymą. Atsakymą, kaip pastebėjome, galima gauti tą patį, nepriklausomai nuo to, kokią teisingą operacijų seką panaudojame. Reliacinė algebros kalba yra pilna, ta prasme, kad galima gauti bet kokį norimą atsakymą, tačiau reliacinės algebros operacijos yra labiau teorinio pobūdžio, ir praktikoje beveik nenaudojamos reliacinės algebros programavimo kalbos. Reliacinės algebros operacijos sudaro reliacinio skaičiavimo pagrindą, sudarant praktikoje plačiai naudojamas duomenų manipuliavimo kalbas. Reliacinio skaičiavimo deklaratyviosios SQL kalbos procesoriai optimizuoja algebrinių operacijų seką tokiu būdu, kad gauti efektingą duomenų išrinkimą iš reliacinės DB ir tarpinių rezultatų apdorojimą. Vartotojas, rašydamas SQL programą, algebrinių operacijų sekos optimizavimu gali nesirūpinti. Reliacinio skaičiavimo kalba SQL Jeigu reliacinės algebros kalba yra procedūrinė, SQL kalba yra deklaratyvioji, ir jos užklausų operatoriai pateikiami deklaratyvinėje formoje, t.y. vartotojas deklaruoja norimo rezultato lentelės struktūrą ir neužduoda elementarių reliacinės algebros operacijų. Pateikta kalba yra universali, nors kai kurie sintaksiniai elementai, pavyzdžiui, operatorių skyrikliai arba pagalbinių veiksmų komandos, priklausomai nuo panaudotos DBVS, gali skirtis. Aprašyme pateikiama kalbos operatorių užrašymo sintaksė, tačiau ji nebus komentuojama, kadangi kalbos konstrukcijų panaudojimas bus iliustruojamas pavyzdžiais. Iliustravimui panaudosime praeitame skyrelyje pateikta mokomosios DB kanonine schema ir ten pat patektomis duomenų lentelėmis. 8. Duomenų bazės deklaravimas Naudojant SQL operatorius, DB deklaruojama komanda create database [

Daugiau informacijos...

★ Klientai rekomenduoja

Šį rašto darbą rekomenduoja mūsų klientai. Ką tai reiškia?

Mūsų svetainėje pateikiama dešimtys tūkstančių skirtingų rašto darbų, kuriuos įkėlė daugybė moksleivių ir studentų su skirtingais gabumais. Būtent šis rašto darbas yra patikrintas specialistų ir rekomenduojamas kitų klientų, kurie po atsisiuntimo įvertino šį mokslo darbą teigiamai. Todėl galite būti tikri, kad šis pasirinkimas geriausias!