SQL缺少流程控制能力，难以实现业务应用中的逻辑控制；SQL编程技术可以有效地克服SQL语言实现复杂应用方面的不足，提高应用系统和数据库管理系统之间的互操作性。
使用SQL编程来访问和管理数据库中数据的方式主要有：嵌入式SQL（ESQL），过程化SQL（PL/SQL），储存过程和自定义函数，开放数据库连接（ODBC）等。。。
SQL的特点之一就是可以在交互式和嵌入式两种不同的使用方式下工作。
被嵌入的语言，如Java，被称为宿主语言。
嵌入式SQL的基本处理过程：
在嵌入式SQL中，为了能够快速区分SQL语言与主语言，所有SQL语句都必须加前缀，对于C语言，格式为：
对于Java，格式为：
数据库工作单元与源程序工作单元之间的通信主要包括：
target：要连接的数据库服务器，可以是像<dbname>@<hostname>:<port>一样的服务器表示串，还可以是DEFAULT，还可以是包含服务器标识的SQL串常量。
connection-name：可选的连接名，用来识别程序内建立的多个数据库连接，如果程序内只有一个数据库连接，也可以不指定。
c语言连接mysql
以下ESQL语句不需要使用游标：
必须使用游标的SQL语句包括：
此时并不会执行SQL语句；
执行相应的select语句，并将结果放置到缓冲区。
被关闭的游标可以被再次打开；
前文使用的嵌入式SQL中，主变量、查询目标列等都是固定的，属于静态SQL。
如果某些应用需要等到执行时才能够确定需要提交的SQL语句，需要用到动态SQL。
动态SQL支持动态组装SQL和动态参数两种形式。
基本的SQL是高度非过程化的语言；
嵌入式SQL借助高级语言实现了过程化；
过程化SQL是对SQL的扩展，使其增加了过程化语句的功能；
过程化SQL程序的基本结构是块，所有的过程化SQL程序都是由块组成的；
块之间可以相互嵌套，每个块完成一个逻辑操作；
必须要赋初值。
if语句之间可以嵌套
过程化SQL主要有匿名块和命名块两种类型；
前面介绍的是匿名块，每次执行时都需要编译，不会被保存、调用；
过程和函数是命名块，它们被编译和保存在数据库中，称为持久性储存模块，可以被反复调用；
存储过程由过程化SQL书写，被编译和优化后储存在数据库中，使用时只需要调用；
也称为自定义函数；
函数的定义与存储过程类似，但是函数必须指定返回类型；
这么久了，还没提过这些方括号、尖括号在代码里啥意思，这里放个链接，以防有人不知道
ODBC是啥自行百度
优点：
ODBC有两重功效或者说约束力：
各个数据库厂商的ODBC应用程序编程接口都要符合两方面的一致性：
ODBC定义了两套数据类型，一套是SQL数据类型，一套是C数据类型，两者之间可以相互转换。
本章介绍查询处理和查询优化；
查询优化一般可以分为代数优化（逻辑优化）和物理优化；
查询处理的任务是把用户提交的查询语句转化为高效的查询执行计划；
关系数据库管理系统的查询处理可以分为四个阶段：
本节简单介绍查询操作和连接操作的实现的算法思想（口胡）
上面hash join算法前提：假设两个表中较小的表在第一阶段后可以完全放入内存的hash桶中；
查询优化是影响数据库管理系统性能的关键因素；
查询优化的优点不仅在于用户不必考虑如何更好地表达查询以获得更高的效率，而且在于系统可以比用户程序优化的更好，这是因为：
在集中式数据库中，查询执行的开销主要包括：磁盘读取块数（IO代价）、处理机时间（CPU代价）、内存开销；
总代价 = IO代价 + CPU代价 + 内存代价 + 通信代价
IO代价是总代价的主要部分（磁盘读取设计磁盘的机械操作）；
有时系统选择的方案不是最优的而是较优的；
比上一种方法减少了很多读写量；
代价更小
代数优化不涉及底层的存取路径；
物理优化就是选择高效的操作算法和存取路径；
选择的方法可以是：
启发式规则比较粗糙但是实现简单且并本身代价较小，适合解释型的系统；
在编译型的系统中，可以采用基于代价优化的算法；
1、事务
所谓事务是用户定义的一个数据库操作序列，这些操作要么全做要么全不做，是一个不可分割的工作单位。
事务和程序是两个概念，一般一个程序中包含多个事务。如果用户没有显式的定义事务，则DBMS自动划分事务。定义事务的语句一般有三条：
事务通常是以BEGIN TRANSACTION开始，以COMMIT或ROLLBACK结束，
COMMIT表示提交，即提交事务的所有操作。具体的就是将事务中所有对数据库的更新写回到磁盘上的物理数据库中去，事务正常结束。
ROLLBACK表示回滚，即在事务运行的过程中发生了某种故障，事务不能继续执行，系统将事务中对数据库的所有已完成的操作全部撤销，回滚到事务开始时的状态。
2、事务的ACID特性
事务具有4个特性：原子性，一致性，隔离性和持续性。
可能破坏事务ACID特性的因素有：
数据库的恢复：把数据库从错误状态恢复到某一已知的正确状态
总结各类故障对数据库的影响有两种可能性，一种是数据库本身被破坏，二是数据库没有被破坏，但数据可能不正确。
恢复的基本原理十分简单，可以用一个词概括，冗余
建立冗余数据：
数据库的恢复：把数据库从错误状态恢复到某一已知的正确状态
静态转储：系统中无运行事务时进行的转储，转储期间不允许任何事务执行。 优点：得到的一定是一个数据一致性的副本 缺点：降低了数据库的可用性
动态转储：转储和用户事务可以并发执行 优点：系统可用性较好 缺点：转储得到的副本不一定一致，因此必须建立日志文件等级转储期间各事务对数据库的修改活动
海量转储：每次转储整个数据库，恢复更方便 增量转储：每次只转储上一次转储后更新过的数据，恢复较复杂
1、日志文件的格式和内容 两种格式：以记录为单位/以数据块为单位 需要登记的内容：
2、日志文件的作用：是为了记录对数据库中的每一次更新。 事务/系统故障恢复必须用日志文件 动态转储必须建立日志文件，后备副本和日志文件结合才能有效地恢复 静态转储中：
为什么先写日志文件，后写数据库？
把对数据的修改写到数据库中和把表示这个修改的日志记录写到日志文件中是两个不同的操作。有可能在这两个操作之间发生故障，即这两个写操作只完成了一个。 如果先写了数据库修改，而在运行记录中没有登记这个修改，则以后就无法恢复这个修改了。如果先写日志，但没有修改数据库，在恢复时只不过是多执行一次UNDO 操作，并不会影响数据库的正确性。所以一定要先写日志文件，即首先把日志记录写到日志文件中，然后写数据库的修改。
系统自动完成的，对用户是透明的恢复步骤： \1. 反向扫描日志文件，查找该事务的更新操作 \2. 对该事务的更新操作执行逆操作 \3. 重复12，直至读到此事务的开始标记
系统在重新启动时自动完成的，不需要用户干预恢复步骤： \1. 正向扫描日志文件，找出故障发生前已经提交的事务（有BEGIN有COMMIT），记入重做事务。同时找出未完成的事务（只有BEGIN），加入撤销队列 \2. 对撤销队列中的事务进行撤销处理：反向扫描并执行逆操作 \3. 对重做队列中的各个事务进行重做处理：正向扫描并重做
恢复方法： \1. 装入最新的数据库后备副本，对于动态转储还需同时装入转储开始时刻的日志文件副本 \2. 装入相应的日志文件副本（转储结束时刻的日志文件副本），重做已完成的事务
利用日志技术进行数据库恢复时，恢复子系统必须搜索日志，确定哪些事务需要重做，哪些事务需要撤销，一般需要检查所有日志记录，有两个问题，一是搜索整个日志将耗费大量的时间，二是很多需要重做处理的事务实际上已经将他们的更新操作结果写到了数据库中，然而恢复子系统又重新执行了这些操作，浪费了大量的时间。为了解决这些问题，又发展了具有检查点的恢复技术。这种技术在日志文件中增加了一类新的记录–检查点记录。
检查点记录的内容： - 建立检查点时刻所有正在执行的事务清单 - 这些事务最近一个日志记录的地址
- 重新开始文件记录检查点记录 - 检查点记录里面记录活跃的事务：T1T2，以及它们的最后日志记录D1D2
恢复方法：
清理日志文件：在重新开始文件里面找到上一个与当前检查点没有相同的活跃事务的检查点，那么它之前的日志记录都可以删掉
日志刷出去了以后系统故障：没问题，因为这个检查点还没写到重新开始文件上，写重新开始文件是最后一步
用途：
实际应用中用户往往只对关键数据和日志文件进行镜像
数据库时共享资源，通常有多个事务同时执行。当多个事务同时并发地存取时就会产生同时读/写同一个数据。若对并发操作不加以控制就可能导致存取不正确的数据，破坏事务的一致性。 并发控制保证了事务的一致性和隔离性
封锁就是事务T对某一数据进行操作前，先向系统发送请求，对其加锁，加锁以后事务就对这个数据有了一定的控制前，在事务T释放锁之前，其他事务不能对该数据进行更新或者读取 封锁类型有：排它锁、共享锁
共享锁（S锁）：如果事务T对数据A加上共享锁后，则其他事务只能对A再加共享锁，不能加排它锁。获准共享锁的事务只能读数据，不能修改数据。
排他锁（X锁）：如果事务T对数据A加上排他锁后，则其他事务不能再对A加任任何类型的封锁。获准排他锁的事务既能读数据，又能修改数据。
当一系列封锁操作无法按照其正确顺序执行时，就可能导致事务无限等待某个封锁。 避免活锁的方法就是使用FCFS
举例说明什么是死锁。 防止死锁的方法有两种：预防死锁、死锁诊断与解除 预防死锁有两种办法：一次封锁法、顺序封锁法 死锁诊断与解决：超时法、事务等待图法 解除法：选择处理死锁代价最小的事务，将其解除
可串行化的并发调度是正确的调度。可串行化调度定义：多个事务并发执行是正确的，当且仅当其结果与按某一次序执行的串行执行的结果相同。
冲突可串行化，使用两段锁协议
1．试述事务的概念及事务的4 个特性。
事务是用户定义的一个数据库操作序列，这些操作要么全做要么全不做，是一个不可分割的工作单位。 事务具有4 个特性：原子性（Atomicity ）、一致性（consistency ）、隔离性( Isolation ）和持续性（Durability ）。这4 个特性也简称为ACID 特性。 原子性：事务是数据库的逻辑工作单位，事务中包括的诸操作要么都做，要么都不做。 一致性：事务执行的结果必须是使数据库从一个一致性状态变到另一个一致性状态。 隔离性：一个事务的执行不能被其他事务干扰。即一个事务内部的操作及使用的数据对其他并发事务是隔离的，并发执行的各个事务之间不能互相干扰。持续性：持续性也称永久性（Perfnanence ) ，指一个事务一旦提交，它对数据库中数据的改变就应该是永久性的。接下来的其他操作或故障不应该对其执行结果有任何影响。
2 ．为什么事务非正常结束时会影响数据库数据的正确性，请列举一例说明之。
事务执行的结果必须是使数据库从一个一致性状态变到另一个一致性状态。如果数据库系统运行中发生故障，有些事务尚未完成就被迫中断，这些未完成事务对数据库所做的修改有一部分已写入物理数据库，这时数据库就处于一种不正确的状态，或者说是不一致的状态。 例如某工厂的库存管理系统中，要把数量为Q 的某种零件从仓库1 移到仓库2 存放。 则可以定义一个事务T , T 包括两个操作；Ql = Ql 一Q , Q2= Q2 + Q。 如果T 非正常终止时只做了第一个操作，则数据库就处于不一致性状态，库存量无缘无故少了Q 。
3 ．数据库中为什么要有恢复子系统？它的功能是什么？
因为计算机系统中硬件的故障、软件的错误、操作员的失误以及恶意的破坏是不可避免的，这些故障轻则造成运行事务非正常中断，影响数据库中数据的正确性，重则破坏数据库，使数据库中全部或部分数据丢失，因此必须要有恢复子系统。 恢复子系统的功能是：把数据库从错误状态恢复到某一已知的正确状态（亦称为一致状态或完整状态）。
4 ．数据库运行中可能产生的故障有哪几类？哪些故障影响事务的正常执行？哪些故障破坏数据库数据？
数据库系统中可能发生各种各样的故障，大致可以分以下几类：
（1）事务内部的故障； （2）系统故障； （3）介质故障； （4）计算机病毒。 事务故障、系统故障和介质故障影响事务的正常执行；介质故障和计算机病毒破坏数据库数据。
5 ．数据库恢复的基本技术有哪些？
6 ．数据库转储的意义是什么？试比较各种数据转储方法。
数据转储是数据库恢复中采用的基本技术。所谓转储即DBA 定期地将数据库复制到磁带或另一个磁盘上保存起来的过程。当数据库遭到破坏后可以将后备副本重新装入，将数据库恢复到转储时的状态。
静态转储：在系统中无运行事务时进行的转储操作，如上图所示。静态转储简单，但必须等待正运行的用户事务结束才能进行。同样，新的事务必须等待转储结束才能执行。显然，这会降低数据库的可用性。动态转储：指转储期间允许对数据库进行存取或修改。动态转储可克服静态转储的缺点，它不用等待正在运行的用户事务结束，也不会影响新事务的运行。但是，转储结束时后援副本上的数据并不能保证正确有效。因为转储期间运行的事务可能修改了某些数据，使得后援副本上的数据不是数据库的一致版本。为此，必须把转储期间各事务对数据库的修改活动登记下来，建立日志文件( 109 file ）。这样，后援副本加上日志文件就能得到数据库某一时刻的正确状态。转储还可以分为海量转储和增量转储两种方式。海量转储是指每次转储全部数据库。增量转储则指每次只转储上一次转储后更新过的数据。从恢复角度看，使用海量转储得到的后备副本进行恢复一般说来更简单些。但如果数据库很大，事务处理又十分频繁，则增量转储方式更实用更有效。
7 ．什么是日志文件？为什么要设立日志文件？
（1）日志文件是用来记录事务对数据库的更新操作的文件。 （2）设立日志文件的目的是：进行事务故障恢复；进行系统故障恢复；协助后备副本进行介质故障恢复。
8 ．登记日志文件时为什么必须先写日志文件，后写数据库？
把对数据的修改写到数据库中和把表示这个修改的日志记录写到日志文件中是两个不同的操作。有可能在这两个操作之间发生故障，即这两个写操作只完成了一个。 如果先写了数据库修改，而在运行记录中没有登记这个修改，则以后就无法恢复这个修改了。如果先写日志，但没有修改数据库，在恢复时只不过是多执行一次UNDO 操作，并不会影响数据库的正确性。所以一定要先写日志文件，即首先把日志记录写到日志文件中，然后写数据库的修改。
9 ．针对不同的故障，试给出恢复的策略和方法。（即如何进行事务故障的恢复？系统故障的恢复？介质故障恢复？ 事务故障的恢复： 事务故障的恢复是由DBMS DBMs 执行恢复步骤是：
自动完成的，对用户是透明的。
（1）反向扫描文件日志（即从最后向前扫描日志文件），查找该事务的更新操作； （2）对该事务的更新操作执行逆操作，即将日志记录中“更新前的值”写入数据库； （3）继续反向扫描日志文件，做同样处理； （4）如此处理下去，直至读到此事务的开始标记，该事务故障的恢复就完成了。
系统故障的恢复： 系统故障可能会造成数据库处于不一致状态：一是未完成事务对数据库的更新可能已写入数据库；二是已提交事务对数据库的更新可能还留在缓冲区，没来得及写入数据库。因此恢复操作就是要撤销（UNDO ）故障发生时未完成的事务，重做（REDO ）已完成的事务。 系统的恢复步骤是： （1）正向扫描日志文件，找出在故障发生前已经提交的事务队列（REDO 队列）和未完成的事务队列（uNDO 队列）。 （2）对撤销队列中的各个事务进行UNDO 处理。 进行UNDO 处理的方法是，反向扫描日志文件，对每个UNDO 事务的更新操作执行逆操作，即将日志记录中“更新前的值”Before Image ）写入数据库。( 3 ）对重做队列中的各个事务进行REDO 处理。 进行REDO 处理的方法是：正向扫描日志文件，对每个REDO 事务重新执行日志文件登记的操作。即将日志记录中“更新后的值”Afte , Image ）写入数据库。
介质故障的恢复： 介质故障是最严重的一种故障。 恢复方法是重装数据库，然后重做已完成的事务。具体过程是：
( 1 ) DBA 装入最新的数据库后备副本（离故障发生时刻最近的转储副本）, 使数据库恢复到转储时的一致性状态； ( 2 ) DBA 装入转储结束时刻的日志文件副本； ( 3 ) DBA 启动系统恢复命令，由DBMS 完成恢复功能，即重做已完成的事务。
10 ．什么是检查点记录？检查点记录包括哪些内容？ 检查点记录是一类新的日志记录。它的内容包括： ① 建立检查点时刻所有正在执行的事务清单
② 这些事务的最近一个日志记录的地址。
11 ．具有检查点的恢复技术有什么优点？试举一个具体的例子加以说明。
利用日志技术进行数据库恢复时，恢复子系统必须搜索日志，确定哪些事务需要REDO ，哪些事务需要uNDO 。一般来说，需要检查所有日志记录。这样做有两个问题：一是搜索整个日志将耗费大量的时间；二是很多需要REDO 处理的事务实际上已经将它们的更新操作结果写到数据库中了，恢复子系统又重新执行了这些操作，浪费了大量时间。 检查点技术就是为了解决这些问题。
在采用检查点技术之前，恢复时需要从头扫描日志文件，而利用检查点技术只需要从T 。开始扫描日志，这就缩短了扫描日志的时间。 事务Tl 的更新操作实际上已经写到数据库中了，进行恢复时没有必要再REDO 处理，采用检查点技术做到了这一点。
12 ．试述使用检查点方法进行恢复的步骤。
（1）从重新开始文件（见第11 题的图）中找到最后一个检查点记录在日志文件中的地址，由该地址在日志文件中找到最后一个检查点记录。 （2）由该检查点记录得到检查点建立时刻所有正在执行的事务清单ACTIVE 一LIST 。 这里建立两个事务队列： 1 ) UNDO 一LIST ：需要执行undo 操作的事务集合； 2 ) REDO 一LIST ：需要执行redo 操作的事务集合。 把ACTIVE 一LIST 暂时放入UNDO 一LIST 队列，REDO 队列暂为空。
3 ）从检查点开始正向扫描日志文件： ① 如有新开始的事务T * ，把T ＊暂时放入uNDO 一LlsT 队列； ② 如有提交的事务毛，把毛从UNDO 一LIST 队列移到REDO 一LIST 队列，直到日志文件结束； 4 ）对UNDO 一LIST 中的每个事务执行UNDO 操作，对REDO 一LIST 中的每个事务执行REDO 操作。
13 ．什么是数据库镜像？它有什么用途？
数据库镜像即根据DBA 的要求，自动把整个数据库或者其中的部分关键数据复制到另一个磁盘上。每当主数据库更新时，DBMS 自动把更新后的数据复制过去，即DBMS 自动保证镜像数据与主数据的一致性。数据库镜像的用途有：
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