数据库操作表达式有哪些，SQL操作语句

本文目录一览

1，SQL操作语句
2，数据库查询的条件表达式
3，数据库的关系代数表达式
4，请求提供Access函数表达式全集及其含义用法多谢俺虽然积分少
5，数据库五大范式是什么

1，SQL操作语句

主外键关系呢，你给关系弄出来啊

SQL操作语句

2，数据库查询的条件表达式

Between a and b 在A和B之间的数

就是在10+第十列和30*第三十列的值之间

数据库查询的条件表达式

3，数据库的关系代数表达式

数据库的关系代数表达式是由关系代数运算经有限次复合而成的式子。在关系代数运算中，把由并(∪)、差(-)、笛卡尔积(×)、投影(π)、选择(σ)五个基本操作经过有限次复合的式子称为关系代数表达式。关系代数表达式的运算结果仍然是一个关系。可以用关系代数表达式表示对数据库的各种数据查询和更新操作。关系代数表达式用到的运算符包括集合运算符、专门的关系运算符、算术比较符和逻辑运算符。和交(∩)、联接(等值联接)、自然联接(RXS)、除法(÷) 四个组合操作。扩展资料：关系代数表达式的运算过程是将关系的属性分为像集属性和结果属性两部分；与关系相同的属性属于像集属性；不相同的属性属于结果属性。在关系中，对像集属性投影，得到目标数据集。将被关系分组。分组原则是结果属性值一样的元组分为一组。逐一考察每个组，如果它的像集属性值中包括目标数据集，则对应的结果属性应属于该运算结果集。

数据库的关系代数表达式

4，请求提供Access函数表达式全集及其含义用法多谢俺虽然积分少

▲日期CDate 将字符串转化成为日期 select CDate("2005/4/5")Date 返回当前日期DateAdd 将指定日期加上某个日期select dateAdd("d",30,Date())将当前日期加上30天,其中d可以换为yyyy或H等DateDiff 判断两个日期之间的间隔 select DateDiff("d","2006-5-1","2006-6-1")返回31,其中d可以换为yyyy,m,H等DatePart 返回日期的某个部分 select DatePart("d","2006-5-1")返回1,即1号，d也可以换为yyyy或mDay 返回日期的d部分,等同于datepart的d部分Hour 返回日期的小时IsDate 判断是否是日期,是日期返回-1,不是日期返回0Minute 返回日期的分钟部分Month 返回日期的月份部分Now 返回当前时间(完整时间，包括年月日小时分秒)Second 返回日期的秒部分Time 返回当前的时间部分(即除去年/月/日的部分)Weekday 返回某个日期的当前星期(星期天为1,星期一为2,星期二为3...)，例如select weekday(now());Year 返回某个日期的年份▲检查IsEmpty 检测是否为空(不过经测试，不管什么情况，都返回0)IsNull 检测是否为Null值，null值返回0，非null值返回-1IsNumeric 检测是否为数字,是数字返回-1，否则返回0▲算术Abs 绝对值Atn 返正切值。Cos 余弦值Exp 返回 e 的给定次幂。Fix 返回数字的整数部分(即小数部分完全截掉)Int 将数字向下取整到最接近的整数。(其实等同于Fix)Log 返回以E为底的对数值Rnd 返回一个0到1之间的随机数值Sgn 返回数字的正负符号(正数返回1,负数返回-1,0值返回0)Sin 正弦值Sqr 返回平方根值Tan 正切值▲程序流程Choose 根据第一参数，返回后面字符串组的值,Select Choose(1,"a","b","c")返回a,将1改成2后，返回b,改成3后，返回c(第一个参数也可以是某个字段)IIF 根据表达式返回特定的值 Select IIF("3>1","OK","False")，返回OK▲Sql合计函数Avg 取字段平均值Count 统计记录条数Max 取字段最大值Min 取字段最小值StDev 估算样本的标准差（忽略样本中的逻辑值和文本）。StDevP 计算以参数形式（忽略逻辑值和文本）给出的整个样本总体的标准偏差。Sum 计算字段的总合Var 估算样本方差（忽略样本中的逻辑值和文本）。VarP 计算整个样本总体的方差（忽略样本总体中的逻辑值和文本）。▲文本1.Asc 说明:返回字母的Acsii值举例:select Asc("A")返回65 2.Chr 说明:将ascii值转换到字符举例:select chr(65)返回"A"3.Format说明:格式化字符串举例:Select Format(now(),"yyyy-mm-dd")返回类似于"2008-04-03" Select Format(3/9,"0.00")返回0.334.InStr 说明:查询子串在字符串中的第一个出现的位置,没有返回0举例:select Instr("abc","a") 返回1 5.LCase 说明:返回字符串的小写形式举例:select LCase("ABC") 返回"abc" 6.Left 说明:左截取字符串举例:select Left("ABC",1) 返回"A" 7.Len 说明:返回字符串长度举例:select Len("ABC你好")返回5 8.LTrim 说明:左截取空格举例:select LTrim(" 111") 返回"111" 9.Mid 说明:取得子字符串举例:select mid("abcd",1,2) 返回"ab" 10.Right 说明:右截取字符串举例:select Right("ABC",1) 返回"C" 11.RTrim 说明:右截取空格举例:select Right("ABC ") 返回"ABC" 12.Space说明:产生空格举例:select Space(5) 返回5个空格 13.StrComp 说明:比较两个字符串是否内容一致(不区分大小写)举例:select StrComp("abc","ABC")返回0 select StrComp("abc","123")返回-1 14.Trim 说明:截取字符串两头的空格举例:select Trim(" ABC ") 返回"ABC" 15.UCase 说明:将字符串转大写举例:select UCase("abc") 返回"ABC"

5，数据库五大范式是什么

第一范式（1NF）：在关系模式R中的每一个具体关系r中，如果每个属性值都是不可再分的最小数据单位，则称R是第一范式的关系。例：如职工号，姓名，电话号码组成一个表（一个人可能有一个办公室电话和一个家里电话号码）规范成为1NF有三种方法：一是重复存储职工号和姓名。这样，关键字只能是电话号码。二是职工号为关键字，电话号码分为单位电话和住宅电话两个属性三是职工号为关键字，但强制每条记录只能有一个电话号码。以上三个方法，第一种方法最不可取，按实际情况选取后两种情况。第二范式（2NF）：如果关系模式R（U，F）中的所有非主属性都完全依赖于任意一个候选关键字，则称关系R 是属于第二范式的。例：选课关系 SCI（SNO，CNO，GRADE，CREDIT）其中SNO为学号， CNO为课程号，GRADEGE 为成绩，CREDIT 为学分。由以上条件，关键字为组合关键字（SNO，CNO）在应用中使用以上关系模式有以下问题： a.数据冗余，假设同一门课由40个学生选修，学分就重复40次。 b.更新异常，若调整了某课程的学分，相应的元组CREDIT值都要更新，有可能会出现同一门课学分不同。 c.插入异常，如计划开新课，由于没人选修，没有学号关键字，只能等有人选修才能把课程和学分存入。 d.删除异常，若学生已经结业，从当前数据库删除选修记录。某些门课程新生尚未选修，则此门课程及学分记录无法保存。原因：非关键字属性CREDIT仅函数依赖于CNO，也就是CREDIT部分依赖组合关键字（SNO，CNO）而不是完全依赖。解决方法：分成两个关系模式 SC1（SNO，CNO，GRADE），C2（CNO，CREDIT）。新关系包括两个关系模式，它们之间通过SC1中的外关键字CNO相联系，需要时再进行自然联接，恢复了原来的关系第三范式（3NF）：如果关系模式R（U，F）中的所有非主属性对任何候选关键字都不存在传递信赖，则称关系R是属于第三范式的。例：如S1（SNO，SNAME，DNO，DNAME，LOCATION）各属性分别代表学号，姓名，所在系，系名称，系地址。关键字SNO决定各个属性。由于是单个关键字，没有部分依赖的问题，肯定是2NF。但这关系肯定有大量的冗余，有关学生所在的几个属性DNO，DNAME，LOCATION将重复存储，插入，删除和修改时也将产生类似以上例的情况。原因：关系中存在传递依赖造成的。即SNO -> DNO。而DNO -> SNO却不存在，DNO -> LOCATION, 因此关键辽 SNO 对 LOCATION 函数决定是通过传递依赖 SNO -> LOCATION 实现的。也就是说，SNO不直接决定非主属性LOCATION。解决目地：每个关系模式中不能留有传递依赖。解决方法：分为两个关系 S（SNO，SNAME，DNO），D（DNO，DNAME，LOCATION）注意：关系S中不能没有外关键字DNO。否则两个关系之间失去联系。BCNF：如果关系模式R（U，F）的所有属性（包括主属性和非主属性）都不传递依赖于R的任何候选关键字，那么称关系R是属于BCNF的。或是关系模式R，如果每个决定因素都包含关键字（而不是被关键字所包含），则RCNF的关系模式。例：配件管理关系模式 WPE（WNO，PNO，ENO，QNT）分别表仓库号，配件号，职工号，数量。有以下条件 a.一个仓库有多个职工。 b.一个职工仅在一个仓库工作。 c.每个仓库里一种型号的配件由专人负责，但一个人可以管理几种配件。 d.同一种型号的配件可以分放在几个仓库中。分析：由以上得 PNO 不能确定QNT，由组合属性（WNO，PNO）来决定，存在函数依赖（WNO，PNO） -> ENO。由于每个仓库里的一种配件由专人负责，而一个人可以管理几种配件，所以有组合属性（WNO，PNO）才能确定负责人，有（WNO，PNO）-> ENO。因为一个职工仅在一个仓库工作，有ENO -> WNO。由于每个仓库里的一种配件由专人负责，而一个职工仅在一个仓库工作，有（ENO，PNO）-> QNT。找一下候选关键字，因为（WNO，PNO） -> QNT，（WNO，PNO）-> ENO ，因此（WNO，PNO）可以决定整个元组，是一个候选关键字。根据ENO->WNO，（ENO，PNO）->QNT，故（ENO，PNO）也能决定整个元组，为另一个候选关键字。属性ENO，WNO，PNO 均为主属性，只有一个非主属性QNT。它对任何一个候选关键字都是完全函数依赖的，并且是直接依赖，所以该关系模式是3NF。分析一下主属性。因为ENO->WNO，主属性ENO是WNO的决定因素，但是它本身不是关键字，只是组合关键字的一部分。这就造成主属性WNO对另外一个候选关键字（ENO，PNO）的部分依赖，因为（ENO，PNO）-> ENO但反过来不成立，而P->WNO，故（ENO，PNO）-> WNO 也是传递依赖。虽然没有非主属性对候选关键辽的传递依赖，但存在主属性对候选关键字的传递依赖，同样也会带来麻烦。如一个新职工分配到仓库工作，但暂时处于实习阶段，没有独立负责对某些配件的管理任务。由于缺少关键字的一部分PNO而无法插入到该关系中去。又如某个人改成不管配件了去负责安全，则在删除配件的同时该职工也会被删除。解决办法：分成管理EP（ENO，PNO，QNT），关键字是（ENO，PNO）工作EW（ENO，WNO）其关键字是ENO 缺点：分解后函数依赖的保持性较差。如此例中，由于分解,函数依赖（WNO，PNO）-> ENO 丢失了, 因而对原来的语义有所破坏。没有体现出每个仓库里一种部件由专人负责。有可能出现一部件由两个人或两个以上的人来同时管理。因此，分解之后的关系模式降低了部分完整性约束。一个关系分解成多个关系，要使得分解有意义，起码的要求是分解后不丢失原来的信息。这些信息不仅包括数据本身，而且包括由函数依赖所表示的数据之间的相互制约。进行分解的目标是达到更高一级的规范化程度，但是分解的同时必须考虑两个问题：无损联接性和保持函数依赖。有时往往不可能做到既有无损联接性，又完全保持函数依赖。需要根据需要进行权衡。 1NF直到BCNF的四种范式之间有如下关系： BCNF包含了3NF包含2NF包含1NF

前三大范式就不是说了第四范式：在一个多对多的关系中，独立的实体不能存放在同一个表格中第五范式：原来的表格必须可以通过由它分离出去的表格重新构建

什么是范式：简言之就是，数据库设计对数据的存储性能，还有开发人员对数据的操作都有莫大的关系。所以建立科学的，规范的的数据库是需要满足一些规范的来优化数据数据存储方式。在关系型数据库中这些规范就可以称为范式。什么是三大范式：第一范式：当关系模式r的所有属性都不能在分解为更基本的数据单位时，称r是满足第一范式的，简记为1nf。满足第一范式是关系模式规范化的最低要求，否则，将有很多基本操作在这样的关系模式中实现不了。第二范式：如果关系模式r满足第一范式，并且r得所有非主属性都完全依赖于r的每一个候选关键属性，称r满足第二范式，简记为2nf。第三范式：设r是一个满足第一范式条件的关系模式，x是r的任意属性集，如果x非传递依赖于r的任意一个候选关键字，称r满足第三范式，简记为3nf。

第一范式（1NF）在任何一个关系数据库中，第一范式（1NF）是对关系模式的基本要求，不满足第一范式（1NF）的数据库就不是关系数据库。所谓第一范式（1NF）是指数据库表的每一列都是不可分割的基本数据项，同一列中不能有多个值，即实体中的某个属性不能有多个值或者不能有重复的属性。如果出现重复的属性，就可能需要定义一个新的实体，新的实体由重复的属性构成，新实体与原实体之间为一对多关系。在第一范式（1NF）中表的每一行只包含一个实例的信息。例如，对于图3-2 中的员工信息表，不能将员工信息都放在一列中显示，也不能将其中的两列或多列在一列中显示；员工信息表的每一行只表示一个员工的信息，一个员工的信息在表中只出现一次。简而言之，第一范式就是无重复的列。 3.4.2 第二范式（2NF）第二范式（2NF）是在第一范式（1NF）的基础上建立起来的，即满足第二范式（2NF）必须先满足第一范式（1NF）。第二范式（2NF）要求数据库表中的每个实例或行必须可以被惟一地区分。为实现区分通常需要为表加上一个列，以存储各个实例的惟一标识。如图3-2 员工信息表中加上了员工编号（emp_id）列，因为每个员工的员工编号是惟一的，因此每个员工可以被惟一区分。这个惟一属性列被称为主关键字或主键、主码。第二范式（2NF）要求实体的属性完全依赖于主关键字。所谓完全依赖是指不能存在仅依赖主关键字一部分的属性，如果存在，那么这个属性和主关键字的这一部分应该分离出来形成一个新的实体，新实体与原实体之间是一对多的关系。为实现区分通常需要为表加上一个列，以存储各个实例的惟一标识。简而言之，第二范式就是非主属性非部分依赖于主关键字。3.4.3 第三范式（3NF）满足第三范式（3NF）必须先满足第二范式（2NF）。简而言之，第三范式（3NF）要求一个数据库表中不包含已在其它表中已包含的非主关键字信息。例如，存在一个部门信息表，其中每个部门有部门编号（dept_id）、部门名称、部门简介等信息。那么在图3-2的员工信息表中列出部门编号后就不能再将部门名称、部门简介等与部门有关的信息再加入员工信息表中。如果不存在部门信息表，则根据第三范式（3NF）也应该构建它，否则就会有大量的数据冗余。简而言之，第三范式就是属性不依赖于其它非主属性。