Темы на экзамен по БД (стр. 2 )

Отношение R1 ¥ R2 является отношением с атрибутами <A, B,C>.

Деление. Рассмотрим деление m - местного отношения R1 на n - местное отношение R2.

Пусть из общего количества m атрибутов отношения R1 выделим несколько атрибутов: A, B,...,F и из них составляем список, обозначив его через M. Набор значений атрибутов из М столбцов можно рассмотреть как проекцию отношения R на список атрибутов М, то есть pМ (R1). Тогда через М будут обозначаться атрибуты дополнительные к М, то есть атрибуты отношения R1, не вошедшие в список М, и соответственно значения атрибутов из списка М определяются pМ (R1).

Операцию деления можно определить так:

R1 [M ¸N] R2 = pМ (R1) \ pМ ((pМ (R1) ´ pN (R2)) \ R1 },

где pМ - это проекция отношения на атрибуты списка М.

10. Функциональные зависимости. Правила вывода функциональных зависимостей. Аксиомы.

Одним из основных типов зависимостей, рассматриваемых в РБД, являются функциональные зависимости.

Пусть А и В атрибуты отношения R. Говорят, что атрибут В отношения R функционально зависит от атрибута А, если в каждый момент времени каждому значению а соответствует не более одного значения b. Функциональную зависимость f атрибута В от атрибута А обозначают : f : А ® В. Эту зависимость f можно также представить множеством упорядоченных пар {< а, b>/ а Î А, b Î В }, в которых каждому значению а соответствует только одно значение b. При этом говорят, что В функционально зависит ( или просто зависти ) от А, а А функционально определяет ( или просто определяет) В.

Если существует единственная функциональная зависимость В от А, то её обозначают просто А ® В. В случае отсутствия между ними функциональной зависимости вводят обозначение А ¹ В. Если А ® В и одновременно В ® А, то между А и В существует взаимно однозначное соответствие, что записывается как А « В.

Пусть имеется множество атрибутов А1, А2,...,Аn отношения R, а также множество F Ф. З. Х ® Y, где Х и Y - подмножества атрибутов множества А1, А2,...,Аn. Тогда из Ф. З. (функциональные зависимости), входящих в F, могут быть выведены другие Ф. З., присущие отношению R.

Обозначим через F+ замыкание множества ФЗ F, т. е. полное множество зависимостей, которое можно получить из F.

Правило вывода ФЗ:

1. Правило ФЗ 1 (свойство рефлексивности). Если Х £ U, Y £ U и Y £ Х, то имеет место Ф. З. Х ® Y.

Правило ФЗ 2 (свойство пополнения). Если Х £ U, Y £ U и Z £ U и имеет место Ф. З. Х ® U, X È Z ® Y È Z.

В отличии от правила ФЗ 1 данное говорит о том, что для его применения несущественно выполнение условий Y £ Х. Т. е. любые атрибуты из множества U можно одновременно подставлять в левую и правую части выражения Ф. З. F.

Например, имеется универсальное отношение U(A1, A2, A3, A4, A5) и заданы наборы атрибутов X={A1, A3}, Y={A2, A4}, Z={A5}, тогда из условия, что существует Ф. З. Х ® Y : {A1, A3}® {A2, A4}, следует, что имеет место зависимость:

{A1, A3, А5}® {A2, A4, А5},

3. Правило ФЗ 3 (свойство транзитивности) . Если Х £ U, Y £ U и Z £ U и имеют место зависимости Х ® Y и Y ® Z, то Х ® Z. Например, имеются подмножества атрибутов X={A1, A3}, Y={A2, A4}, Z={A5}. Тогда из условия существования зависимостей {A1, A3}® {A2, A4}, {A2, A4}® {A5} следует, что имеет место зависимость {A1, A3}® {A5}.

Кроме этих правил часто используют дополнительные правила следствия ФЗ 1, ФЗ 2, и ФЗ 3.

4. Правило ФЗ 4 (свойство расширения). Если Х £ U, Y £ U и задана ФЗ,

Х ® Y, тогда для любого Z £ U имеет место Ф. З. X ÈZ ® Y.

5. Правило ФЗ 5 (свойство продолжения). Если Х £ U, Y £ U, W £ U, Z £ U и задана Ф. З. Х ® Y, то для любых W £ Z имеет место зависимость X ÈZ ® Y È W.

6. Правило ФЗ 6 ( свойство псевдотранзитивности). Если Х £ U, Y £ U,

W £ U, Z £ U и заданы Ф. З. Х ® Y, Y ÈW ® Z, то имеет место Ф. З. X ÈW ® Z.

7. Правило ФЗ 7 (свойство аддитивности). Если Х £ U, Y £ U, Z £ U, и заданы Ф. З. Х ® Y, Х ® Z, то имеет место Ф. З. X ®Y È Z.

8. Правило ФЗ 8 (свойство декомпозиции). Если Х £ U, Y £ U, Z £ U, и при этом Z £ Y и заданы Ф. З. Х ® Y, то имеет место Ф. З. Х ® Z.

11. Избыточные функциональные зависимости. Минимальное покрытие, декомпозиция отношений

Зависимость не заключающая в себе такой информации, которая не могла бы быть получена на основе других зависимостей из числа используемых при проектировании БД называется избыточной функциональной зависимостью.

Поскольку избыточная функциональная зависимость не содержит уникальной информации она может быть удалена без урона для БД.

Отношение является избыточным, если

1. Все его атрибуты могут быть найдены в другом отношении проектного набора.

2. Все его атрибуты могут быть найдены в отношении, которое может быть получено из других отношений проектного набора с помощью серии операций объединения над этими выражениями.

Если установлена избыточность отношения, то его следует исключить из проектного набора.

Избыточные функциональные зависимости удаляются на начальной этапе проектирования, до применения алгоритма декомпозиции. Набор неизбыточных функциональных зависимостей, полученный путем удаления всех ИФЗ из исходного набора с помощью 6-ти правил вывода называется минимальным покрытием.

Минимальное покрытие

Полное множество правил вывода состоит из 3 аксиом Амстронга, а также трёх следующих из этих аксиом правил.

Правила вывода:

1. Аксиомы 1.2.3

1. Рефлексивность: XÍU, YÍU, YÍX, то XàY

2. пополнение: XÍU, YÍU, ZÍU, XàY, то XÈZàYÈZ

3. транзитивность: XÍU, YÍU, ZÍU, XàY, YàZ, то XàZ

2. Из них следуют правила:

1. Объединения AàB, AàC то AàB, C

2. Декомпозиции AàB, C, то AàB, AàC

3. Псевдотранзит: XàY; Y, WàZ; то X, WàZ

По этим правилам определяем избыточные зависимости

Декомпозиция без потерь.

Рассмотрим алгоритм проектирования с использованием декомпозиции, который выполняет разложение одного отношения, например R(X, Y, Z), на два новых отношения R1(X, Y) и R2(Y, Z). Отношения, полученные с помощью декомпозиции, всегда будут приводить к получению согласующихся данных, в том случае, когда декомпозиция была проведена способом, при котором естественное соединение отношений R1(X, Y) и R2(Y, Z) даёт в итоге в точности исходное отношение R(X, Y, Z). Декомпозиция, характеризующаяся этим качеством, называется "декомпозицией без потерь при естественном соединении". Если естественное соединение R1 и R2 приводит к появлению большего, чем в отношении R, числа кортежей, то декомпозиция называется декомпозицией с потерями. Отсутствие потерь при декомпозиции отношения R(X, Y, Z) на R1(X, Y) и R2(Y, Z) гарантируется при условии, если от общего атрибута двух получаемых отношений - в данном случае атрибута Y - зависит хотя бы один атрибут из двух оставшихся. В нашем случае, если Y® X или Y® Z, то декомпозиция осуществляется без потерь.

Обобщённый алгоритм декомпозиции:

1. Построение универсального отношения для БД.

2. Определение всех ФЗ, существующих между атрибутами универсального отношения.

3. Удаление всех избыточных ФЗ из исходного набора ФЗ с целью получения минимального покрытия.

4. Использование ФЗ из минимального покрытия для декомпозиции универсального отношения в набор НФБК - отношений.

5. Если может быть получено более чем одно минимальное покрытие, осуществляется сравнение результатов, полученных на основе различных минимальных покрытий.

12. Нормальные формы схем отношений. 1-ая, 2-ая, 3-я, 4-ая, 5-ая НФ, НФБК

Нормальные формы схем отношений

Рассмотрим отношение R{A1, A2,..., An}. Возможный ключ k отношения R - это комбинация атрибутов (возможно, состоящих из одного атрибута), обладающих следующими свойствами:

1. В каждом кортеже отношения R величина ключа k, единственным образом определяет этот кортеж.

2. Не существует атрибута в возможном ключе k, который мог быть удалён без нарушения свойства 1.

Если в отношении R имеется несколько возможных ключей, то один из них выбирается в качестве первичного. Всегда существует, по крайней мере, один возможный ключ, то есть комбинация всех атрибутов R удовлетворяет свойству 1.

Аномалия – такая ситуация в таблице БД, которая приводит к противоречиям в БД, либо существенно усложняет обработку данных.

Разновидности аномалий: 1. избыточность – одинаковые элементы информации повторяются многократно в нескольких кортежах. 2. аномалии изменения – один и тот же фрагмент данных изменяется в одном кортеже, но остается нетронутым в другом. 3. аномалия удаления – если множество значений становится пустым это может косвенным образом привести к потере некоторой другой информации.

Один из способов устранения аномалии – декомпозиция отношения. Декомпозиция отношения R предполагает разбиение множества атрибутов R c целью построения схем двух новых отношений с последующим занесением в эти отношения определенных в отношении R кортежей.

1НФ Отношения находятся в 1НФ, если каждый атрибут отношения является простым (атомарным) атрибутом, то есть отсутствуют составные.

Пример: Автомобиль (модель, марка, изготовитель ( завод, город )).

В данном случае атрибут изготовитель составной. Для приведения к 1НФ отношения необходимо избавится от составного отношения - изготовитель. Этого можно добиться, рассмотрев вместо составного атрибута его составляющие:

Автомобиль (модель, марка, название завода изготовителя, город ).

Приведение отношения к 1НФ достаточно для реализации языков запросов.

2НФ Чтобы рассмотреть 2НФ, введём понятие полной зависимости. Пусть X и Y – элементы подмножества атрибутов отношения R и X ® Y. Если Y функционально не зависит от любого подмножества A множества X (причём A не совпадает с X ), то Y наз. полностью зависимым от X в R.

Говорят, что отношение R находится во 2НФ, если оно нормализовано, то есть находится в 1НФ, и каждый первичный атрибут полностью зависит от первичного ключа.

Пусть имеется отношение ПОСТАВКИ, содержащее данные о поставщиках (идентифицируемых П№ ), поставляемых ими товарах и их ценах: ПОСТАВКИ (П№, ТОВАР, ЦЕНА)

Предположим, что поставщик может поставлять разные товары, а один и тот же товар могут поставлять разные поставщики. То есть, ключ отношения (выделенный шрифтом) будет состоять из атрибутов П№ и ТОВАР. Известно, что цена любого товара зафиксирована (то есть все поставщики поставляют товар по одной и той же цене). Семантика отношения включает следующие зависимости:

П№, ТОВАР ® цена (по определению КЛЮЧА) ТОВАР ® цена

Можно отметить неполную функциональную зависимость атрибута цена от ключа. Это приводит к следующим аномалиями: Аномалия включения. Если у поставщика появляется новый товар, информация о товаре и его цене не сможет храниться в базе данных до тех пор, пока поставщик не начнёт поставлять его. Аномалия удаления. Если поставки некоторого товара прекращаются, из базы данных придётся удалить сведения о товаре и его цене, даже если он имеется в наличии у поставщиков.

Аномалия обновления. При изменении цены товара необходим полный просмотр отношения с целью найти все поставки товара, чтобы изменение цены было отражено для всех поставщиков. То есть, изменение значения атрибута одного объекта влечёт необходимость изменений в нескольких кортежах отношения; в противном случае база данных окажется несогласованной.

Разложение отношения ПОСТАВКИ на два отношения устраняет неполную функциональную зависимость.

ПОСТАВКИ (П№, ТОВАР)

ЦЕНА-ТОВАРА (ТОВАР, ЦЕНА)

Цену товара конкретной поставки можно определить путём соединения двух отношений по атрибуту ТОВАР. Изменение цены товара вызовет модификацию лишь одного кортежа

НФ 3

Рассмотрим транзитивную зависимость следующего типа:

Если А ® В, В ® А (В не является ключом) и В ® С, то А ® С.

Отношение R находится в 3НФ, если оно находится во 2НФ и каждый непервичный атрибут в отношении R не содержит транзитивной зависимости от первичного ключа.

Пусть имеется отношение ХРАНЕНИЕ (ФИРМА, СКЛАД, ОБЪЁМ), которое содержит информацию о фирмах, получающих товары со складов, и объёмах этих складов. В отношении имеются функциональные зависимости:

ФИРМА ® СКЛАД (фирма получает товары только с одного склада)

СКЛАД ® ОБЪЁМ

Аномалия включения. Если на данный момент отсутствует фирма, получающая товар со склада, то в базу данных нельзя ввести информацию об объёме склада.

Аномалия удаления. Если последняя фирма перестаёт получать товар со склада, данные о складе и его объёме нельзя сохранить в базе данных.

Аномалия обновления. Если объём склада изменяется, необходим просмотр всего отношения и изменение кортежей для фирм, связанных со складом.

Преобразование отношения в 3НФ устраняет рассмотренные аномалии. Следующее разложение приводит к отношениям во 3НФ:

ХРАНЕНИЕ (ФИРМА, СКЛАД)

С_ОБЪЁМ (СКЛАД, ОБЪЁМ)

Нормальная форма Бойса - Кодда(НФБК)

Отношение R находится в НФ БК, если для всех зависимостей из X® А, когда А не принадлежит Х, Х является возможным ключом отношения R. Обычно атрибут, от которого функционально полно зависит другой, называется детерминантом. Поэтому говорят, что отношение R находится в НФБК, если все детерминанты являются ключами.

Пример: Пусть имеется отношение ПРОЕКТ (Д№, ПР№, П№), отражающее использование в проектах деталей, поставляемых поставщиками. В проекте используется несколько деталей, но каждая деталь проекта поставляется только одним поставщиком. Каждый поставщик обслуживает только один проект, но проекты могут обеспечиваться несколькими поставщиками (разных деталей). Детали, проекты, поставщики идентифицируются соответственно номерами Д№, ПР№, П№. В отношении присутствуют следующие функциональные зависимости:

Д№, ПР№ ® П№ (по определению ключа)

П№ ® ПР№

Рассматриваемое отношение находится в 3НФ, так как в нём отсутствуют неполные функциональные зависимости и транзитивные зависимости не первичных атрибутов от ключей; при этом, однако, наблюдаются следующие аномалии:

Аномалия включения. Факт поставки поставщиком деталей для проекта не может быть занесён в базу данных до тех пор, пока в проекте действительно не начнут использоваться эти детали.

Аномалия удаления. Если последний из типов деталей, поставляемых поставщиком для проекта, использован, данные о поставщике будут также удалены из базы данных.

Аномалия включения. Если меняется поставщик некоторого типа деталей для проекта, необходим просмотр отношения для изменения всех кортежей, содержащих эти детали.

Разложение исходного отношения на отношения в НФБК устраняет перечисленные аномалии. Отношение находится в НФБК, если оно находится в 3НФ и в нём отсутствуют зависимости первичных атрибутов от не первичных. Для этого необходимо устранить в данном отношении зависимость П№ ® ПР№. Следующее разложение приводит к отношениям в НФБК:

ПРОЕКТ - ДЕТАЛЬ (Д№, ПР№)

ПОСТАВКИ (П№, ПР№)

Многозначная зависимость

Многозначная зависимость существует, если при заданных значениях атрибута X существует множество, состоящее из 0 или более взаимосвязанных значений атрибута Y, причем множество значений атрибута Y связано со значением атрибута в отношении U-X-Y, где U – все множество атрибутов отношений.

Обозначение многозначной зависимости X->>Y.

Аксиомы многозначной зависимости

1. дополнение для многозначной зависимости: Если X<U, Y<U, X->>Y, то X->>U-X-Y

2. пополнение для многозначной зависимости: Если X<U, Y<U, V<U, W<U. Причём V<W, X->>Y, то WuX->>VuY

3. транзитивность для многозначной зависимости: Если X<U, Y<U, X->>Y, Y->>Z, то X->>Z-Y

Дополнительные правила вывода для многозначных зависимостей

1. объединение Если X<U, Y<U, Z<U, X->>Z, X->>Y, то X->>YuZ

2. псевдотранзитивность Если X<U, Y<U, Z<U, W<U, X->>Y, WuY->>Z, то WuX->>Z-(WuY)

3. смешанное правило транзитивности Если X<U, Y<U, Z<U, X->>Y, XuYàZ, то XàZ-Y

4. правило декомпозиции X<U, Y<U, Z<U, X->>Y, X->>Z, то X->>Y^Z, X->>Y-Z, X->>Z-Y

НФ 4

Отношение находится в 4 нормальной форме, если оно находится в НФБК и в нём отсутствуют многозначные зависимости, не являющиеся функциональными.

Схема отношения находится в 4НФ, если всякий раз, когда существует многозначная зависимость X->>Y, где Y непусто, и не является подмножеством X, и XvY состоит не из всех атрибутов R. Также существует ФЗ Х→А для любого атрибута А в отношении R.

Пример: Рассмотрим отношение (№, курс, дети, должность), содержащие информацию о детях профессора, читаемых им курсов и о его должности.

R1(№,курс) R2(№,дети) R3(№,должность) – отношения, находящиеся в НФ4.

НФ5

Если отношение может быть восстановлено без потерь соединения его проекций, то говорят что оно удовлетворяет зависимости по соединению.

Говорят, что отношение находится в 5НФ, тогда и только тогда, когда любая зависимость по соединению определяется возможными ключами R. Иначе, каждая проекция содержит не менее одного ключа или по крайней мере один не первичный атрибут.

Декомпозиция отношений должна гарантировать обратимость. Обратимость предполагает:

отсутствие потери картежей не появляются ранее отсутствующие картежи сохранение функциональной зависимости

13. Соединение без потерь, сохраняющее зависимость

Из всех возможных разложений схемы должны использоваться только те, которые обладают свойством соединений без потерь. Пусть в схеме R имеется множество функциональных зависимостей. Говорят, что схема R разложима без потерь на отношения R1,R2,Rk, с сохранением функциональной зависимости, если каждый кортеж отношения может быть восстановлен соединением его проекций.

14. Условия отсутствия потерь при соединении. Метод табло

Если R1 и R2 являются результатом разложения R с сохранением множества функциональных зависимостей, то это разложение обеспечивает соединение без потерь с сохранением ФЗ тогда, и только тогда, когда R1^R2àR1-R2, либо R1^R2àR2-R1; при многозначной зависимости R1^R2->>R1-R2, либо R1^R2->>R2-R1

Операции пересечения и разности определены над списками атрибутов отношений.

Пример:

Пусть задана схема отношения служащие и ФЗ, устанавливающая, что каждый служащий может работать лишь в одном отделе и жить лишь в одном городе.

Служащие (№, отдел, город)

№ →отдел

№→ город

1 разложение E1(№, отдел) E2(№, город)

2 разложение E3(№, отдел) E4(отдел, город)

1. E1^E2=№ E1-E2=отдел E2-E1=город. №àотдел, №àгород условие удовлетворяет, разложение без потерь.

2. E3^E4=отдел E3-E4=№ E4-E3=город. отделà№, отделàгород эти зависимости в исходном разложении не существуют, а исходные функциональные зависимости утеряны, значит это разложение с потерями.

Для разложений более чем из двух отношений можно использовать метод Табло

Метод Табло

Дано множество функциональных зависимостей, схема отношения полученная в результате разложения. Процедура состоит в построении таблицы, строками которой являются разложенные отношения, а столбцами – список атрибутов этих отношений без повторений. Таблица заполняется символом aj если элементы строки i в столбце j соответствуют атрибуту Aj отношения Ri в противном случае ставится bij. После построения таблицы следует просмотр всех функциональных зависимостей XàY если для атрибутов из X найдутся строки, где в соответствующих местах стоят aj, то элементы bij этих строк соответствующие столбцам атрибутов из Y заменяется на aj. Если в результате появляется строка таблицы, полностью заполненная aj, то это соединение без потерь.

Пример: R(A, B,C, D) Ф. З. AàC, BàC, CàD.

Разложили: R1(A, B) R2(B, D) R3(A, B,C) R4(B, C,D)

… A B C D R1 a a b b R2 b a b а R3 a a a b R4 b a a a	AàC A B C D R1 a a a b R2 b a b а R3 a a a b R4 b a a a
BàC A B C D R1 a a a b R2 b a a а R3 a a a b R4 b a a a	CàD A B C D R1 a a a а R2 b a a а R3 a a a а R4 b a a а

Есть строки со всеми a, разложение без потерь.

15. Создание модификации БД на примере СУБД Visual FoxPro. Создание полей, перемещение, ввод данных, индексирование, поиск, сортировка, фильтрации, ускоренный поиск

Поле - это именованная позиция в записи, содержащая данные определенного типа. Поля могут иметь любой тип данных или тип поля Visual FoxPro.

Тип поля устанавливается во время разработки в конструкторе таблиц или во время выполнения приложения с помощью команды CREATE TABLE.

Как создавать записи

· Используйте команду INSERT - SQL или команду APPEND.

Перемещение

Команда GO | GOTO перемещает указатель записи к записи с заданным номером.

TOP Устанавливает указатель записи на первую запись таблицы. Если в таблице используется возрастающий индекс, первой записью будет запись с наименьшим значением ключа. Если индекс организован в убывающем порядке, первой будет запись с наивысшим значением ключа.

BOTTOM Устанавливает указатель записи на последнюю запись в таблице. Если в таблице используется возрастающий индекс, последней записью будет запись с наивысшим значением ключа. Если индекс организован в убывающем порядке, последней будет запись с наименьшим значением ключа.

Команды GO и GOTO эквивалентны друг другу. Они воздействуют на таблицу в текущей рабочей области, если вы не задали с помощью предложения IN другую рабочую область.

Команда SKIP Перемещает указатель записи вперед или назад по таблице.

Если для таблицы установлен главный контролирующий тег или файл индекса, команда SKIP перемещает указатель к записи, определенной индексной последовательностью.

Создание индекса.

Имея таблицу, можно создать индекс. Как создать индекс:

1. В диспетчере проектов выделите таблицу, к которой добавляете индекс, и выберите Modify.

2. В конструкторе таблиц вкладку Index.

3. Введите имя индекса в поле Name.

4. В списке Type выделите тип индекса.

5. В поле ввода со списком Expression наберите имя поля, по которому вы хотите упорядочить записи.

- Или -

Создайте выражение, нажав кнопку рядом с полем ввода, чтобы вызвать построитель выражений.

Вы можете воспользоваться полем ввода со списком Expression для индексирования по нескольким полям.

6. Если вы хотите выделить записи, введите выражение фильтра в поле Filter или нажмите кнопку рядом с полем ввода, чтобы создать соответствующее выражение.

7. Выберите OK.

Команда INDEX

Создает файл индекса, позволяющий отображать и обрабатывать табличные записи в логическом порядке.

Синтаксис

INDEX ON eExpression TO IDXFileName | TAG TagName [OF CDXFileName]

[FOR lExpression]

[COMPACT]

[ASCENDING | DESCENDING]

[UNIQUE | CANDIDATE]

[ADDITIVE]

Параметры

eExpression

Задает выражение индекса, которое может содержать имя поля (имена полей) из текущей таблицы. На основе этого выражения индекса в файле индекса для каждой записи таблицы создается ключ индекса. Visual FoxPro использует эти ключи для отображения записей таблицы и для доступа к ним.

Замечание В качестве eExpression можно также использовать переменную памяти, элемент массива, поле или выражение поля из таблицы в другой рабочей области. В выражениях индекса нельзя задавать одни memo-поля; их следует комбинировать с другими символьными выражениями. При обращении к индексу, содержащему переменную или поле, которых больше не существует или которые не удается найти, Visual FoxPro выдает сообщение об ошибке. Если в выражении индекса задано поле и перед ним стоит псевдоним таблицы или буква, обозначающая рабочую область, Visual FoxPro выдаст сообщение об ошибке. Несмотря на то, что это не мешает оптимизировать предложения FOR по технологии Rushmore, настоятельно рекомендуется избегать использования полей с псевдонимами при создании индексов. В некоторых случаях (команда USE ... AGAIN, запросы SQL и т. п.) таблице автоматически назначается другой псевдоним, что может вызвать неправильное обновление или применение индекса. Если вы пытаетесь построить индекс с ключом переменной длины, ключ будет дополняться пробелами. Visual FoxPro не поддерживает ключи переменной длины.

Возможно создать индекс с нулевой длиной. Такой индекс сгенерирует ошибку. TO IDXFileName

Создает файл индекса. IDX. Файл индекса по умолчанию получает расширение имени. IDX, которое можно заменить, задав другое расширение или изменив в файле конфигурации Visual FoxPro расширение имени индекса, принимаемое по умолчанию. При создании файлов индексов необходимо соблюдать стандартные правила именования файлов MS-DOS. TAG TagName [OF CDXFileName]

Создает файл составного индекса. Файл составного индекса представляет собой независимый файл индекса, состоящий из произвольного числа отдельных тегов (элементов индекса). Каждый тег идентифицируется уникальным именем. Имена тегов, как и имена переменных, должны начинаться с буквы или с символа подчеркивания и могут содержать любую комбинацию букв, цифр и символов подчеркивания общим числом не более 10. Количество тегов в файле составного индекса ограничивается только объемом свободной памяти и дискового пространства. Многоключевые файлы составных индексов всегда являются компактными. При создании файла компактного индекса нет необходимости задавать ключевое слово COMPACT. Имена файлов составных индексов получают расширение .CDX. Можно создавать составные индексы двух типов: структурные и неструктурные.

Порядок индексов и их обновление Порядок отображения и обработки таблицы контролируется только одним файлом индекса (главным файлом индекса) или тегом (главным тегом). Некоторые команды (например, SEEK) используют главный файл индекса или тег при поиске записей. Однако при внесении изменений в таблицу обновляются все открытые файлы индексов. IDX и. CDX. Главный файл индекса или главный тег можно задать с помощью предложения INDEX команды USE или с помощью команд SET INDEX и SET ORDER.

Поиск и сортировка. Ускоренный поиск.

Команда LOCATE - Последовательно просматривает таблицу в поисках первой записи, совпадающей с заданным логическим выражением. Синтаксис:

LOCATE FOR lExpression1 [Scope] [WHILE ] [NOOPTIMIZE]

Параметры

FOR lExpression1 - Поиск первой записи, соответствующей логическому выражению lExpression1.

Scope - Задает диапазон записей. Поиск будет вестись только среди записей, попадающих в данный диапазон. Он задается следующими предложениями: ALL, NEXT nRecords, RECORD nRecordNumber и REST. По умолчанию команда LOCATE использует диапазон ALL ѕ все записи.

WHILE lExpression2- Задает условие, в соответствии с которым записи ищутся, пока логическое выражение lExpression2 остается истинным (.T.).

NOOPTIMIZE - Запрещает оптимизацию команды LOCATE по технологии Rushmore.

Команда SEEK - Команда SEEK просматривает таблицу в поисках первого вхождения записи, ключ индекса которой совпадает с заданным выражением общего вида. Синтаксис:

SEEK eExpression

[ORDER nIndexNumber | IDXIndexFileName | [TAG] TagName [OF CDXFileName] [ASCENDING | DESCENDING]] [IN nWorkArea | cTableAlias]

Параметры

eExpression - Задает ключ индекса, который ищет команда SEEK. eExpression не может иметь 0 значение.