[SESSION | GLOBAL] TRANSACTION ISOLATION LEVEL {READ UNCOMMITTED | READ COMMITTED | REPEATABLE READ | SERIALIZABLE}

注意：默认的行为（不带session和global）是为下一个（未开始）事务设置隔离级别。如果你使用GLOBAL关键字，语句在全局对从那点开始创建的所有新连接（除了不存在的连接）设置默认事务级别。你需要SUPER权限来做这个。使用SESSION 关键字为将来在当前连接上执行的事务设置默认事务级别。 任何客户端都能自由改变会话隔离级别（甚至在事务的中间），或者为下一个事务设置隔离级别。

你可以用下列语句查询全局和会话事务隔离级别：

SELECT @@global.tx_isolation; 
SELECT @@session.tx_isolation; 
SELECT @@tx_isolation;

4、数据库中的锁

有关于mysql中的锁机制以及相关锁的详细介绍，详见下文
http://blog.csdn.net/wangxiaotongfan/article/details/51367069

5、关系数据库中的“关系”规范

关系模式规范化的基本思想是消除关系模式中的数据冗余，消除数据依赖中的不合适的部分，解决数据插入，删除时发生的异常现象。这就要求关系模式满足一定的条件。我们把关系模式规范化过程中为不同程度的规范化要求设立的不同标准称为范式。由于规范化的程度不同，就产生了不同的范式。
范式分别为1NF，2NF，3NF，BCNF，4NF，5NF，六种范式的关系可表示为
$1NF\supset$$2NF\supset$$3NF\supset$$BCNF\supset$$4NF\supset$$5NF$;
在此我们只研究前面五个范式的情况。

第一范式

如果关系模式R所有的属性均为简单属性，即每个属性都是不可再分的，则R称为第一范式。
不能避免数据冗余，插入异常，删除异常和更新异常。

第二范式(消除部分子函数依赖)

如果关系模式R符合第一范式，且每个非主属性都完全函数依赖于R的主关系键，则称之为第二范式

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结论

1、从第一范式关系中消除非主属性对主关系的部分函数依赖，则可得到第二范式关系
2、如果R的关系键为单属性，或R的全体属性均为主属性，则R符合第二范式。
2NF规范化是指把1NF关系模式通过投影分解，转化为2NF关系模式的集合。分解时遵循的原则就是“一事一地”，让一个关系只描述一个实体或者实体间的联系。如果多于一个实体或联系，则进行投影分解。

如果关系模式R为第一范式，并且R中每一个非主属性完全函数依赖于R的某个候选键， 则称为第二范式模式。

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示例

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。这个惟一属性列被称为主关键字或主键、主码。

例如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。

简而言之，第二范式（2NF）就是非主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（设有函数依赖W→A，若存在XW，有X→A成立，那么称W→A是局部依赖，否则就称W→A是完全函数依赖）。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。

假定选课关系表为SelectCourse(学号, 姓名, 年龄, 课程名称, 成绩, 学分)，关键字为组合关键字(学号, 课程名称)，因为存在如下决定关系：

(学号, 课程名称) → (姓名, 年龄, 成绩, 学分)

这个数据库表不满足第二范式，因为存在如下决定关系：

(课程名称) → (学分)
(学号) → (姓名, 年龄)

即存在组合关键字中的字段决定非关键字的情况。

由于不符合2NF，这个选课关系表会存在如下问题：

(1) 数据冗余：

同一门课程由n个学生选修，”学分”就重复n-1次；同一个学生选修了m门课程，姓名和年龄就重复了m-1次。

(2) 更新异常：

若调整了某门课程的学分，数据表中所有行的”学分”值都要更新，否则会出现同一门课程学分不同的情况。

(3) 插入异常：

假设要开设一门新的课程，暂时还没有人选修。这样，由于还没有”学号”关键字，课程名称和学分也无法记录入数据库。

(4) 删除异常：

假设一批学生已经完成课程的选修，这些选修记录就应该从数据库表中删除。但是，与此同时，课程名称和学分信息也被删除了。很显然，这也会导致插入异常。

把选课关系表SelectCourse改为如下三个表：

学生：Student(学号, 姓名, 年龄)；

课程：Course(课程名称, 学分)；

选课关系：SelectCourse(学号, 课程名称, 成绩)。

这样的数据库表是符合第二范式的， 消除了数据冗余、更新异常、插入异常和删除异常。

另外，所有单关键字的数据库表都符合第二范式，因为不可能存在组合关键字。

第三范式（消除传递依赖）

如果关系模式符合第二范式，且每个非主属性都不传递函数依赖于R的主关系键，则称之为第三范式
3NF规范化是指把2NF的关系模式通过投影分解转化成3NF关系模式的集合；与2NF遵循的原则相同，“一事一地”，让一个关系描述一个实体或实体间的联系。
如果关系模式R是第二范式，且每个非主属性都不传递依赖于R的候选键，则称R为第三范式模式。

满足第三范式（3NF）必须先满足第二范式（2NF）。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。

第三范式（3NF）：在第二范式的基础上，数据表中如果不存在非关键字段对任一候选关键字段的传递函数依赖则符合第三范式。简而言之，第三范式就是属性不依赖于其它非主属性。

所谓传递函数依赖，指的是如果存在”A → B → C”的决定关系，则C传递函数依赖于A。

因此，满足第三范式的数据库表应该不存在如下依赖关系：

关键字段 → 非关键字段x → 非关键字段y

假定学生关系表为Student(学号, 姓名, 年龄, 所在学院, 学院地点, 学院电话)，关键字为单一关键字”学号”，因为存在如下决定关系：

(学号) → (姓名, 年龄, 所在学院, 学院地点, 学院电话)

这个数据库是符合2NF的，但是不符合3NF，因为存在如下决定关系：

(学号) → (所在学院) → (学院地点, 学院电话)

即存在非关键字段”学院地点”、”学院电话”对关键字段”学号”的传递函数依赖。

它也会存在数据冗余、更新异常、插入异常和删除异常的情况，读者可自行分析得知。

把学生关系表分为如下两个表：

学生：(学号, 姓名, 年龄, 所在学院)；

学院：(学院, 地点, 电话)。

这样的数据库表是符合第三范式的，消除了数据冗余、更新异常、插入异常和删除异常。

BC范式
如果关系模式R属于第一范式，且所有的函数依赖X→Y（Y不属于X），决定因素X都包含了R的一个候选键，则称之为属于BC范式。
BCNF具有如下性质：
满足BCNF的关系将消除任何属性（主属性或非主属性）对键的部分函数依赖和传递函数依赖，也就是说，R属于BCNF，那么R也就属于3NF
如果R属于3NF，则R不一定满足BCNF。
该范式解决了原来存在的四个异常问题。

第四范式

mysql详解--数据库基本概念

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