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某数据库支持 BEFORE/AFTER 触发器及行级、语句级触发器。表 Archive 上定义了 BEFORE DELETE 触发器，并用 FOR EACH ROW 声明为行级。执行一条 DELETE 语句成功删除 5 行。判断：该触发器体执行 1 次，因为 BEFORE 表示语句级触发。
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给定调度 S：W₁(A)，R₂(A)，W₂(B)，R₃(B)，W₃(C)，R₁(C)，其中 Rᵢ(X)、Wᵢ(X) 分别表示事务 Tᵢ 对数据项 X 的读、写操作。判断：S 是冲突可串行化调度。
某医院管理系统的 E-R 模型中，实体“医生”（医生号为主码）与“科室”（科室号为主码）之间存在“任职”联系：每名医生只在唯一一个科室任职，每个科室可有多名医生，即联系类型为 1:n。将“任职”联系转换为关系模式时，应单独建立一个关系模式，其主码为（医生号，科室号）的组合。
判断：某医院数据库设计中，“医生”与“病人”之间存在“诊疗”联系，需记录就诊时间和诊断结果。由于联系本身不能拥有属性，因此就诊时间和诊断结果只能作为“医生”实体或“病人”实体的属性来存放。
设关系模式 R(A,B,C,D) 的函数依赖集 F={AB→C，C→D}。某同学判断：由于每个函数依赖的决定因素都包含候选码 AB，且不存在非主属性对码的部分函数依赖，所以 R 已属于 3NF，无需再分解。
判断：某数据库中，表 Orders(Ono, Qty) 上定义了一个 BEFORE UPDATE 行级触发器（使用 FOR EACH ROW），其触发器体内含对每行的检查逻辑。现执行一条 UPDATE Orders SET Qty = Qty + 1 WHERE Ono IN (1,2,3)，该语句共修改 3 行，则触发器体共被执行 3 次，且每行更新前先执行触发器检查。
在采用自主存取控制（DAC）的数据库中，表 R 的所有者甲依次执行：GRANT SELECT ON R TO 乙 WITH GRANT OPTION；乙将 SELECT 权限授予丙，丙再将该权限授予丁。假设这是乙、丙、丁获得该权限的唯一授权链，且甲随后执行 REVOKE SELECT ON R FROM 乙 CASCADE。判断：乙、丙、丁均失去对表 R 的 SELECT 权限。
判断：某银行转账事务在执行过程中因系统崩溃而中断，重启后系统利用 undo 日志将未完成事务已做的修改撤销，使数据库恢复到事务执行前的状态。有同学认为，这一过程同时也体现了事务的持续性（Durability），因为数据被恢复到了一致状态。该说法是否正确？
某科研管理系统的 E-R 模型包含实体“研究员”（研究员号为主码）、“项目”（项目号为主码）和“实验室”（实验室号为主码）。研究员与项目之间是 m:n 联系“承担”，联系具有属性“投入比例”；实验室与项目之间是 1:n 联系“支持”，每个项目只由一个实验室支持。将其转换为关系模式：研究员(研究员号)，实验室(实验室号)，项目(项目号，实验室号)，承担(研究员号，项目号，投入比例)，并以研究员号作为“承担”的主码。该转换正确。判断正误。
某图书管理系统的E-R模型中，实体“读者”（读者号为主码）与“图书”（条形码为主码）之间存在“借阅”联系，联系类型为m:n，且联系带有属性“借阅日期”。有同学认为：将该E-R图转换为关系模型时，可以把“借阅”联系并入“读者”对应的关系模式中，即在读者关系中增加条形码和借阅日期两个属性即可。请判断这一说法是否正确。
判断：在实验室管理的 E-R 模型中，若“研究员”与“仪器”之间存在“借用”联系，可以将借用日期设置为该联系的属性。
设关系模式 R(A，B，C) 的函数依赖集为 F={AB→C，C→B}。判断：R 属于 3NF 但不属于 BCNF；将 R 分解为 R₁(B，C) 和 R₂(A，C) 是无损连接分解。
设关系模式 R(U，V，W)，函数依赖集 F={UV→W，W→V}。判断：R 属于 3NF，但不属于 BCNF。
判断：在支持标准 SQL 触发器的数据库中，表 T 上定义了一个 AFTER INSERT 行级触发器（含 FOR EACH ROW）。现执行一条 INSERT 语句向 T 插入 8 行数据，即使其中第 3 行插入的列值与其他行完全相同（表中此前并不存在该值），该行级触发器也会因该行被触发一次，故本次语句共触发 8 次。
判断：表“借阅”定义为 `CREATE TABLE 借阅(借阅号 CHAR(8) PRIMARY KEY, 读者号 CHAR(6) NOT NULL REFERENCES 读者(读者号) ON DELETE CASCADE, 归还日期 DATE, UNIQUE(读者号, 归还日期), CHECK(归还日期 IS NULL OR 归还日期 >= DATE '2025-01-01'))`。若该语句成功创建，删除“读者”表中的某位读者记录时，数据库会自动删除“借阅”表中所有引用该读者号的记录；该表定义同时实现了实体完整性、参照完整性和用户定义完整性。
在采用自主存取控制（DAC）的数据库中，表 T 的所有者甲将 SELECT 权限连同转授权限授予乙，乙再将 SELECT 权限授予丙；除此之外，丙没有获得 T 的 SELECT 权限。甲执行 REVOKE SELECT ON T FROM 乙 CASCADE 后，丙仍保留 T 的 SELECT 权限，因为该权限是乙直接授予的。判断该说法是否正确。
某数据库采用自主存取控制，且权限来源仅有以下授权链：表 T 的所有者甲将 SELECT 权限授予乙并附加 WITH GRANT OPTION，乙再将该权限授予丙。随后甲执行 REVOKE SELECT ON T FROM 乙 CASCADE。判断：丙仍保有 T 的 SELECT 权限，因为甲只撤销了乙的权限。
判断：在强制存取控制（MAC）中，主体的许可证级别决定了其能否访问相应密级的客体，即使某用户拥有高许可证级别，也必须遵循“向下读、向上写”规则，不能随意读取任意密级的数据；而自主存取控制（DAC）中权限的分配完全由授权者自行决定。因此可以说，DAC 比 MAC 的安全性控制更严格。
设有学生表 S(学号, 姓名) 与选课表 SC(学号, 课程号)，SC 中没有学号为 2023001 的学生的任何选课记录。现有两个查询：甲：SELECT S.姓名 FROM S LEFT JOIN SC ON S.学号=SC.学号 WHERE SC.课程号 IS NULL；乙：SELECT 姓名 FROM S WHERE NOT EXISTS (SELECT * FROM SC WHERE SC.学号=S.学号)。判断：甲、乙两查询的结果集一定相同，且都包含学号为 2023001 的学生。
判断：普通视图 V 定义为仅选取基表 T 的姓名列。若用户仅获授对 V 的查询权限，且未获授对 T 的任何权限，则用户不能通过 V 查询 T 中未被选取的身份证号列。