Manual Informatica

1
Tematica generală:
Partea 1. Algoritmică şi programare
1. Căutari (secvenţială şi binară), sortări (selecţie, bubblesort, quicksort).
2. Metodele backtracking şi divide et impera.
3. Concepte OOP în limbaje de programare (Python, C++, Java, C#): Clase şi obiecte.
Membrii unei clase şi specificatorii de acces. Constructori şi destructori.
4. Relaţii între clase. Clase derivate şi relaţia de moştenire. Suprascrierea metodelor.
Polimorfism. Legare dinamica. Clase abstracte şi interfeţe.
5. Liste, Dicţionare. Specificarea operaţiilor caracteristice (fără implementări)
6. Identificarea structurilor şi tipurilor de date potrivite pentru rezolvarea problemelor
(doar dintre cele de la punctul 5.). Folosirea unor biblioteci existente pentru aceste
structuri (Python, Java, C++, C#).
Partea 2. Baze de date
1. Baze de date relaţionale. Primele trei forme normale ale unei relaţii.
2. Interogarea bazelor de date cu operatori din algebra relaţională.
3. Interogarea bazelor de date relaţionale cu SQL (Select).
Partea 3. Sisteme de operare
1. Structura şi funcţiile sistemelor de operare. Sisteme de fişiere.
2. Procese Unix: creare, funcţiile fork, exec, exit, wait; comunicare prin pipe şi FIFO.
3. Programare shell Unix și comenzi Unix de bază: cat, cp, cut, echo, expr, file,
find, grep, less, ls, mkdir, mv, ps, pwd, read, rm, sort, test, wc, who.
Manual de Informatică pentru licenţă
valabil începând cu sesiunea iulie 2014
Specializarea Informatică


1. Algoritmică şi programare
1.1. Căutări şi sortări
1.1.1. Căutări
Datele se află în memoria internă, într-un şir de articole. Vom căuta un articol după un
câmp al acestuia pe care îl vom considera cheie de căutare. În urma procesului de căutare va
rezulta poziţia elementului căutat (dacă acesta există).
Notând cu k1, k2, ...., kn cheile corespunzătoare articolelor şi cu a cheia pe care o căutăm,
problema revine la a găsi (dacă există) poziţia p cu proprietatea a = kp.
De obicei articolele sunt păstrate în ordinea crescătoare a cheilor, deci vom presupune că
k1 < k2 < .... < kn .
Uneori este util să aflăm nu numai dacă există un articol cu cheia dorită ci şi să găsim în caz
contrar locul în care ar trebui inserat un nou articol având cheia specificată, astfel încât să se
păstreze ordinea existentă.
Deci problema căutării are următoarea specificare:
Date a,n,(ki, i=1,n);
Precondiţia: n∈N, n≥1 şi k1 < k2 < .... < kn ;
Rezultate p;
Postcondiţia: (p=1 şi a ≤ k1) sau (p=n+1 şi a > kn) sau (1<p≤n) şi (kp-1 < a ≤ kp).
1.1.1.1. Căutare secvenţială
O primă metodă este căutarea secvenţială, în care sunt examinate succesiv toate cheile.
Sunt deosebite trei cazuri: a≤k1, a>kn, respectiv k1 < a ≤ kn, căutarea având loc în al treilea caz.
Subalgoritmul CautSecv(a, n, K, p) este: {n∈N, n≥1 şi k1 < k2 < .... < kn}
{Se caută p astfel ca: (p=1 şi a ≤ k1) sau}
{ (p=n+1 şi a>kn) sau (1<p≤n) şi (kp-1 < a ≤ kp).
Fie p := 0; {Cazul "încă negasit"}
Dacă a ≤ k1 atunci p := 1 altfel
Dacă a > kn atunci p := n + 1 altfel
Pentru i := 2; n execută
Dacă (p = 0) şi (a ≤ ki) atunci p := i sfdacă
sfpentru
4
sfdacă
sfdacă
sf-CautSecv
Se observă că prin această metodă se vor executa în cel mai nefavorabil caz n-1 comparări,
întrucât contorul i va lua toate valorile de la 2 la n. Cele n chei împart axa reală în n+1 intervale.
Tot atâtea comparări se vor efectua în n-1 din cele n+1 intervale în care se poate afla cheia
căutată, deci complexitatea medie are acelaşi ordin de mărime ca şi complexitatea în cel mai rău
caz.
Evident că în multe situaţii acest algoritm face calcule inutile. Atunci când a fost deja
găsită cheia dorită este inutil a parcurge ciclul pentru celelalte valori ale lui i. Cu alte cuvinte
este posibil să înlocuim ciclul PENTRU cu un ciclu CÂTTIMP. Ajungem la un al doilea
algoritm, dat în continuare.
Subalgoritmul CautSucc(a, n, K, p) este: {n∈N, n≥1 şi k1 < k2 < .... < kn}
{Se caută p astfel ca: p=1 şi a ≤ k1) sau }
{(p=n+1 şi a>kn) sau (1<p≤n) şi (kp-1 < a ≤ kp).
Fie p:=1;
Dacă a>k1 atunci
Câttimp p≤n şi a>kp execută p:=p+1 sfcât
sfdacă
sf-CautSucc
În cel mai rău caz şi acest algoritm face acelaşi număr de operaţii ca şi subalgoritmul
Cautsecv. În medie numărul operaţiilor este jumătate din numărul mediu de operaţii efecuat de
subalgoritmul Cautsecv deci complexitatea este aceeaşi.
1.1.1.2. Căutare binară
O altă metodă, numită căutare binară, care este mult mai eficientă, utilizează tehnica
"divide et impera" privitor la date. Se determină în ce relaţie se află cheia articolului aflat în
mijlocul colecţiei cu cheia de căutare. În urma acestei verificări căutarea se continuă doar într-o
jumătate a colecţiei. În acest mod, prin înjumătăţiri succesive se micşorează volumul colecţiei
rămase pentru căutare. Căutarea binară se poate realiza practic prin apelul funcţiei
BinarySearch(a, n, K, 1, n), descrisă mai jos, folosită în subalgoritmul dat în continuare.
Subalgoritmul CautBin(a, n, K, p) este: {n∈N, n≥1 şi k1 < k2 < .... < kn}
{Se caută p astfel ca: (p=1 şi a ≤ k1) sau}
{(p=n+1 şi a>kn) sau (1<p≤n) şi (kp-1 < a ≤ kp)}
Dacă a ≤ k1 atunci p := 1 altfel
Dacă a > kn atunci p := n+1 altfel
P := BinarySearch(a, n, K, 1, n)
sfdacă
sfdacă
sf-CautBin
5
Funcţia BinarySearch(a, n, K, St, Dr) este:
Dacă St ≥ Dr - 1
atunci BinarySearch := Dr
altfel m := (St+Dr) Div 2;
Dacă a ≤ km
atunci BinarySearch := BinarySearch(a, n, K, St, m)
altfel BinarySearch := BinarySearch(a, n, K, m, Dr)
sfdacă
sfdacă
sf-BinarySearch
În funcţia BinarySearch descrisă mai sus, variabilele St şi Dr reprezintă capetele
intervalului de căutare, iar m reprezintă mijlocul acestui interval. Prin această metodă, într-o
colecţie având n elemente, rezultatul căutării se poate furniza după cel mult log2n comparări.
Deci complexitatea în cel mai rău caz este direct proporţională cu log2n. Fără a insista asupra
demonstraţiei, menţionăm că ordinul de mărime al complexităţii medii este acelaşi.
Se observă că funcţia BinarySearch se apelează recursiv. Se poate înlătura uşor
recursivitatea, aşa cum se poate vedea în următoarea funcţie:
Funcţia BinSeaNerec(a, n, K, St, Dr) este:
Câttimp Dr – St > 1 execută
m := (St+Dr) Div 2;
Dacă a ≤ km atunci Dr := m altfel St := m sfdacă
sfcât
BinSeaNerec := Dr
sf-BinSeaNerec
1.1.2. Sortări
Prin sortare internă vom înţelege o rearanjare a unei colecţii aflate în memoria internă
astfel încât cheile articolelor să fie ordonate crescător (eventual descrescător).
Din punct de vedere al complexităţii algoritmilor problema revine la ordonarea cheilor.
Deci specificarea problemei de sortare internă este următoarea:
Date n,K; {K=(k1,k2,...,kn)}
Precondiţia: ki∈R, i=1,n
Rezultate K';
Postcondiţia: K' este o permutare a lui K, dar ordonată crescător.
Deci k1 ≤ k2 ≤ ... ≤ kn.
6
1.1.2.1. Sortare prin selecţie
O primă tehnică numită "Selecţie" se bazează pe următoarea idee: se determină poziţia
elementului cu cheie de valoare minimă (respectiv maximă), după care acesta se va interschimba
cu primul element. Acest procedeu se repetă pentru subcolecţia rămasă, până când mai rămâne
doar elementul maxim.
Subalgoritmul Selectie(n, K) este: {Se face o permutare a celor}
{n componente ale vectorului K astfel}
{ca k1 ≤ k2 ≤ .... ≤ kn }
Pentru i := 1; n-1 execută
Fie ind := i;
Pentru j := i + 1; n execută
Dacă kj < kind atunci ind := j sfdacă
sfpentru
Dacă i < ind atunci t := ki; ki := kind; kind := t sfdacă
sfpentru
sf-Selectie
Se observă că numărul de comparări este:
(n-1)+(n-2)+...+2+1=n(n-1)/2
indiferent de natura datelor. Deci complexitatea medie, dar şi în cel mai rău caz este O(n2).
1.1.2.2. Bubble sort
Metoda "BubbleSort", compară două câte două elemente consecutive iar în cazul în care
acestea nu se află în relaţia dorită, ele vor fi interschimbate. Procesul de comparare se va încheia
în momentul în care toate perechile de elemente consecutive sunt în relaţia de ordine dorită.
Subalgoritmul BubbleSort(n, K) este:
Repetă
Fie kod := 0; {Ipoteza "este ordine"}
Pentru i := 2; n execută
Dacă ki-1 > ki atunci
t := ki-1;
ki-1 := ki;
ki := t;
kod := 1 {N-a fost ordine!}
sfdacă
sfpentru
pânăcând kod = 0 sfrep {Ordonare}
sf-BubbleSort
Acest algoritm execută în cel mai nefavorabil caz (n-1)+(n-2)+ ... +2+1 = n(n-1)/2
comparări, deci complexitatea lui este O(n2).
O variantă optimizată a algoritmului "BubbleSort" este :
7
Subalgoritmul BubbleSort(n, K) este:
Fie s := 0
Repetă
Fie kod := 0; {Ipoteza "este ordine"}
Pentru i := 2; n-s execută
Dacă ki-1 > ki atunci
t := ki-1;
ki-1 := ki;
ki := t;
kod := 1 {N-a fost ordine!}
sfdacă
sfpentru
s := s + 1
pânăcând kod = 0 sfrep {Ordonare}
sf-BubbleSort
1.1.2.3. Quicksort
O metodă mai performantă de ordonare, care va fi prezentată în continuare, se numeşte
"QuickSort" şi se bazează pe tehnica "divide et impera" după cum se poate observa în
continuare. Metoda este prezentată sub forma unei proceduri care realizează ordonarea unui
subşir precizat prin limita inferioară şi limita superioară a indicilor acestuia. Apelul procedurii
pentru ordonarea întregului şir este : QuickSort(n, K, 1, n), unde n reprezintă numărul de
articole ale colecţiei date. Deci
Subalgoritmul SortareRapidă(n, K) este:
Cheamă QuickSort(n, K, 1, n)
sf-SortareRapidă
Procedura QuickSort(n, K, St, Dr) va realiza ordonarea subşirului kSt, kSt+1, ...,
kDr. Acest subşir va fi rearanjat astfel încât kSt să ocupe poziţia lui finală (când şirul este
ordonat). Dacă i este această poziţie, şirul va fi rearanjat astfel încât următoarea condiţie să fie
îndeplinită:
kj ≤ ki ≤ kl , pentru st ≤ j < i < l ≤dr (*)
Odată realizat acest lucru, în continuare va trebui doar să ordonăm subşirul kSt, kSt+1,
... ,ki-1 prin apelul recursiv al procedurii QuickSort(n, K, St, i-1) şi apoi subşirul ki+1,
...,kDr prin apelul QuickSort(n, K, i+1, Dr). Desigur ordonarea acestor două subşiruri
(prin apelul recursiv al procedurii) mai este necesară doar dacă acestea conţin cel puţin două
elemente.
Procedura QuickSort este prezentată în continuare :
8
Subalgoritmul QuickSort (n, K, St, Dr) este:
Fie i := St; j := Dr; a := ki;
Repetă
Câttimp kj ≥ a şi (i < j) execută j := j - 1 sfcât
ki := kj;
Câttimp ki ≤ a şi (i < j) execută i := i + 1 sfcât
kj := ki ;
pânăcând i = j sfrep
Fie ki := a;
Dacă St < i-1 atunci Cheamă QuickSort(n, K, St, i - 1) sfdacă
Dacă i+1 < Dr atunci Cheamă QuickSort(n, K, i + 1, Dr) sfdacă
sf-QuickSort
Complexitatea algoritmului prezentat este O(n2) în cel mai nefavorabil caz, dar
complexitatea medie este de ordinul O(nlog2n).
1.2. Metodele backtracking și divide et impera
1.2.1. Metoda backtracking
Metoda backtracking (căutare cu revenire) este aplicabilă in general unor probleme ce au
mai multe soluţii.
Vom considera întâi un exemplu, după care vom indica câţiva algoritmi generali pentru
această metodă.
Problema 1. (Generarea permutărilor) Fie n un număr natural. Determinaţi permutările
numerelor 1, 2, ..., n.
O soluţie pentru generarea permutărilor, în cazul particular n = 3, ar putea fi:
Subalgoritmul Permutări1 este:
Pentru i1 := 1; 3 execută
Pentru i2 := 1; 3 execută
Pentru i3 := 1; 3 execută
Fie posibil := (i1, i2, i3)
Dacă componentele vectorului posibil sunt distincte
atunci
Tipăreşte posibil
sfdacă
sfpentru
sfpentru
sfpentru
sf-Permutări1
9
1
1
1 2 3
2
1 2 3
3
1 2 3
2
1
1 2 3
2
1 2 3
3
1 2 3
3
1
1 2 3
2
1 2 3
3
1 2 3
x1
x2
x3
Figura 1.1. Reprezentare grafică a produsului cartezian {1, 2, 3}3
Observaţii privind subalgoritmul Permutări1:
− Pentru n oarecare nu putem descrie un algoritm care să conţină n cicluri în textul
sursă.
− Numărul total de vectori verificaţi este 33, iar în general nn. Vectorii posibil verificaţi
sunt reprezentaţi grafic în Figura 1.1 - fiecare vector este un drum de la rădăcină (de sus)
spre frunze (baza arborelui).
− Algoritmul atribuie valori tuturor componentelor vectorului x, apoi verifică dacă
vectorul este o permutare.
O îmbunătăţire a acestor algoritmi ar consta în a verifica anumite condiţii din problemă în
timp ce se construiesc vectorii, evitând completarea inutilă a unor componente.
De exemplu, dacă prima componentă a vectorului construit (posibil) este 1, atunci este
inutil să atribuim celei de a doua componente valoarea 1, iar componentei a treia oricare din
valorile 1, 2 sau 3. Dacă n este mare se evită completarea multor vectori ce au prefixul (1, ...). În
acest sens, (1, 3, ...) este un vector promiţător (pentru a fi o permutare), în schimb vectorul (1, 1,
...) nu este. Vectorul (1, 3, ...) satisface anumite condiţii de continuare (pentru a ajunge la
soluţie) - are componente distincte. Nodurile haşurate din Figura 1.1 constituie valori care nu
conduc la o soluţie.
Vom descrie un algoritm general pentru metoda Bactracking după care vom particulariza
acest algoritm pentru problemele enunţate la începutul secţiunii. Pentru început vom face câteva
observaţii şi notaţii privind metoda Backtracking aplicată unei probleme în care soluţiile se
reprezintă pe vectori, nu neapărat de lungime fixă:
− spaţiul de căutare a soluţiilor (spaţiul soluţiilor posibile): S = S1 x S2 x ... x Sn;
− posibil este vectorul pe care se reprezintă soluţiile;
− posibil[1..k] ∈ S1 x S2 x ... x Sk este un vector care poate conduce sau nu la o soluţie; k
reprezintă indice pentru vectorul posibil, respectiv nivel în arborele care redă grafic procesul
de căutare (Figura 1.2).
− posibil[1..k] este promiţător dacă satisface condiţii care pot conduce la o soluţie;
− soluţie(n, k, posibil) funcţie care verifică dacă vectorul (promiţător) posibil[1..k] este soluţie
a problemei.
10
Start
x1
x2
x3
1
. . . n
1 . . . n
1
1 . . . n
x1
. . . n
1 . . . n
1
1 . . . n
n
. . . n
1 . . . n
1
1 . . . n
x2
1 . . . n
. . .
. . . . . .
x3 . . .
. . .
xk-1
1 x . . . n k . . . xk+1 . . . i
Cautare pe nivel
Cautare fara succes:
revenire pe nivelul k-1
xk-1+1 . . . n
. . . . . .
1 . . .
1 n
. . .
Cautare cu succes:
pas in fata
xk-1
xk
xn
. . .
xk+1
. . . . . .
Figura 1.2. Spaţiul soluţiilor posibile pentru generarea permutărilor
Procesul de căutare poate fi urmărit în algoritmul care urmează:
Algoritmul Backtracking este: {varianta nefinisată}
Fie k := 1
@Iniţializează căutarea pe nivelul k (= 1)
Câttimp k > 0 execută {posibil[1..k-1] este promiţător}
@Caută (secvenţial) pe nivelul k o valoare v, pentru a completa în
continuare vectorul posibil[1..k-1] astfel încât posibil[1..k] să
fie promiţător
Dacă căutarea este cu succes
atunci Fie posibil[k] := v {posibil[1..k] este promiţător}
Dacă soluţie(n, k, posibil)
atunci {o soluţie! (rămânem pe nivelul k)}
Tipareşte posibil[1..k]
altfel {e doar un vector promiţător}
@Initializeaza cautarea pe nivelul k+1
Fie k := k + 1 {pas în faţă (pe nivelul k+1)}
sfdacă
altfel {pas în spate (revenire pe nivelul k-1)}
k := k - 1
sfdacă
sfcât
sf-Backtracking
Pentru a finisa acest algoritm trebuie să precizăm elementele nestandard prezente. Astfel,
avem nevoie de funcţia booleană
condiţii-continuare(k, posibil, v)
funcţie care verifică dacă vectorul promiţător posibil[1..k-1] completat cu valoarea v conduce la
un vector promiţător.
Apoi, pentru a iniţializa căutarea la nivelul j avem nevoie de a alege un element fictiv din
mulţimea Sj, activitate realizată de funcţia
11
init(j)
care returnează acest element fictiv, care are rolul de a indica faptul că din mulţimea S încă nu sa
ales nici un element, deci după el urmează primul element propriu din această mulţime. Pentru
a căuta o valoare pe nivelul j, în ipoteza că valoarea curentă nu e bună, avem nevoie de funcţia
booleană
următor(j, v, nou)
care este True dacă poate alege o valoare din Sj care urmează după valoarea v, valoare notată
prin nou şi False în cazul în care nu mai există alte valori în Sj, deci nu mai poate fi făcută
alegerea. Cu aceste notaţii algoritmul devine:
Algoritmul Backtracking este: {versiune finală}
Fie k := 1;
posibil[1] := init(1);
Câttimp k > 0 execută {posibil[1..k-1] este promiţător}
Fie Găsit := false; v := posibil[k] ;
Câttimp Următor(k, v,urm) şi not Găsit execută
Fie v := urm;
Dacă condiţii-continuare(k, posibil, v) atunci
Găsit := true
sfdacă
sfcât
Dacă Găsit
atunci Fie posibil[k] := v; {posibil[1..k] este promiţător}
Dacă soluţie(n, k, posibil)
atunci {o soluţie! (rămânem pe nivelul k)}
Tipareşte posibil[1..k]
altfel {e doar un vector promiţător}
Fie k := k + 1; {pas în faţă (pe nivelul k+1)}
posibil[k] := init(k)
sfdacă
altfel {pas în spate (revenire pe nivelul k-1)}
k := k - 1;
sfdacă
sfcât
sf-Backtracking
Procesul de căutare a unei valori pe nivelul k şi funcţiile condiţii-continuare şi soluţie sunt
dependente de problema care se rezolvă. De exemplu, pentru generarea permutărilor funcţiile
menţionate sunt:
Funcţia init(k) este:
Init := 0
sf-init;
Funcţia Următor(k, v, urm) este:
Dacă v < n
atunci Următor := True; urm := v + 1
altfel Următor := False
sfdacă
sf-urmator
Funcţia conditii-continuare(k, posibil, v) este:
Kod := True; i := 1;
Câttimp kod şi (i < k) execută
Dacă posibil[i] = v atunci kod := False sfdacă
i := i + 1;
12
sfcât
conditii-continuare:=kod
sf-conditii
Funcţia soluţii(n, k, posibil) este:
Soluţii := (k = n)
sf-solutii
În încheiere, menţionăm că explorarea backtracking poate fi descrisă de asemenea recursiv. Dăm
în acest scop următoru subalgoritm:
Subalgoritmul Backtracking(k, posibil) este:
{posibil[1..k] este promiţător}
Dacă soluţie(n, k, posibil) atunci
{o soluţie! terminare apel recursiv, astfel}
Tipareste posibil[1..k]
{rămânem pe acelaşi nivel}
altfel
Pentru fiecare v valoare posibilă pentru posibil[k+1] execută
Dacă condiţii-continuare(k + 1, posibil, v) atunci
posibil[k + 1] := v
Backtracking(k + 1, posibil)
{pas in faţă}
sfdacă
sfpentru
sfdacă
{terminare apel Backtracking(k, posibil)}
sf-Backtracking {deci, pas în spate (revenire)}
cu apelul iniţial Cheamă Backtracking(0, posibil).
1.2.2. Metoda "divide et impera"
Strategia "Divide et Impera" în programare presupune împarţirea datelor ("divide and
conquer") și împartirea problemei în subprobleme ("top-down").
Metoda se aplica problemelor care pot fi descompuse în subprobleme independente,
similar problemei iniţiale, de dimensiuni mai mici şi care pot fi rezolvabile foarte uşor. Ea se
aplică atunci când rezolvarea problemei P pentru setul de date D se poate face prin rezolvarea
aceleiaşi probleme P pentru alte seturi de date d1, d2, ..., dk de volum mai mic decât D.
Observaţii:
o Împărţirea se face până când se obţine o problemă rezolvabilă imediat.
o Subproblemele ȋn care se descompune problema inițială trebuie să fie
independente. Dacă subproblemele nu sunt independente, se aplică alte
metode de rezolvare.
o Tehnica admite şi o implementare recursivă.
13
Metoda poate fi descrisă ȋn felul următor:
• Împarte: Dacă dimensiunea datelor este prea mare pentru a fi rezolvabilă imediat,
ȋmparte problema ȋn una sau mai multe subprobleme independente (similare
problemei inițiale).
• Stăpȃnește: Folosește recursive aceeași metodă pentru a rezolva subproblemele.
• Combină: Combină soluțiile subproblemelor pentru a obține soluția problemei
inițiale.
Subalgoritmul S pentru rezolvarea problemei P folosind metoda ‚Divide et Impera’ are
următoarea structură:
Sublalgoritmul S(D) este:
Dacă dim(D) ≤ a atunci
@problema se rezolva
altfel
@ Descompune D in d1, d2,..., dk
Cheama S(d1)
Cheama S(d2)
.
.
Cheama S(dk)
@ construieste rezultatul final prin utilizarea rezultatelor
partiale din apelurile de mai sus
sfdacă
sf-NumeAlg
1.3. Concepte OOP în limbaje de programare
1.3.1. Noţiunea de clasă
1.3.1.1. Realizarea protecţiei datelor prin metoda programării modulare
Dezvoltarea programelor prin programare procedurală înseamnă folosirea unor funcţii şi
proceduri pentru scrierea programelor. În limbajul C lor le corespund funcţiile care
returnează o valoare sau nu. Însă în cazul aplicaţiilor mai mari ar fi de dorit să putem realiza
şi o protecţie corespunzătoare a datelor. Acest lucru ar însemna că numai o parte a funcţiilor
să aibă acces la datele problemei, acelea care se referă la datele respective. Programarea
modulară oferă o posibilitate de realizare a protecţiei datelor prin folosirea clasei de memorie
static. Dacă într-un fişier se declară o dată aparţinând clasei de memorie statică în afara
funcţiilor, atunci ea poate fi folosită începând cu locul declarării până la sfârşitul modulului
respectiv, dar nu şi în afara lui.
Să considerăm următorul exemplu simplu referitor la prelucrarea vectorilor de numere
întregi. Să se scrie un modul referitor la prelucrarea unui vector cu elemente întregi, cu
14
funcţii corespunzătoare pentru iniţializarea vectorului, eliberarea zonei de memorie ocupate şi
ridicarea la pătrat, respectiv afişarea elementelor vectorului. O posibilitate de implementare a
modulului este prezentată în fişierul vector1.cpp:
#include <iostream>
using namespace std;
static int* e; //elementele vectorului
static int d; //dimensiunea vectorului
void init(int* e1, int d1) //initializare
{
d = d1;
e = new int[d];
for(int i = 0; i < d; i++)
e[i] = e1[i];
}
void distr() //eliberarea zonei de memorie ocupata
{
delete [] e;
}
void lapatrat() //ridicare la patrat
{
for(int i = 0; i < d; i++)
e[i] *= e[i];
}
void afiseaza() //afisare
{
for(int i = 0; i < d; i++)
cout << e[i] << ' ';
cout << endl;
}
Modulul se compilează separat obţinând un program obiect. Un exemplu de program
principal este prezentat în fişierul vector2.cpp:
extern void init( int*, int); //extern poate fi omis
extern void distr();
extern void lapatrat();
extern void afiseaza();
//extern int* e;
int main() {
int x[5] = {1, 2, 3, 4, 5};
init(x, 5);
lapatrat();
afiseaza();
distr();
int y[] = {1, 2, 3, 4, 5, 6};
init(y, 6);
//e[1]=10; eroare, datele sunt protejate
lapatrat();
afiseaza();
distr();
return 0;
}
15
Observăm că deşi în programul principal se lucrează cu doi vectori nu putem să-i folosim
împreună, deci de exemplu modulul vector1.cpp nu poate fi extins astfel încât să realizeze şi
adunarea a doi vectori. În vederea înlăturării acestui neajuns s-au introdus tipurile abstracte
de date.
1.3.1.2. Tipuri abstracte de date
Tipurile abstracte de date realizează o legătură mai strânsă între datele problemei şi operaţiile
(funcţiile) care se referă la aceste date. Declararea unui tip abstract de date este asemănătoare
cu declararea unei structuri, care în afară de date mai cuprinde şi declararea sau definirea
funcţiilor referitoare la acestea.
De exemplu în cazul vectorilor cu elemente numere întregi putem declara tipul abstract:
struct vect {
int* e;
int d;
void init(int* e1, int d1);
void distr() { delete [] e; }
void lapatrat();
void afiseaza();
};
Funcţiile declarate sau definite în interiorul structurii vor fi numite funcţii membru iar datele
date membru. Dacă o funcţie membru este definită în interiorul structurii (ca şi funcţia distr
din exemplul de mai sus), atunci ea se consideră funcţie inline. Dacă o funcţie membru se
defineşte în afara structurii, atunci numele funcţiei se va înlocui cu numele tipului abstract
urmat de operatorul de rezoluţie (::) şi numele funcţiei membru. Astfel funcţiile init, lapatrat
şi afiseaza vor fi definite în modul următor:
void vect::init(int *e1, int d1)
{
d = d1;
e = new int[d];
for(int i = 0; i < d; i++)
e[i] = e1[i];
}
void vect::lapatrat()
{
for(int i = 0; i < d; i++)
e[i] *= e[i];
}
void vect::afiseaza()
{
for(int i = 0; i < d; i++)
cout << e[i] << ' ';
cout << endl;
}
16
Deşi prin metoda de mai sus s-a realizat o legătură între datele problemei şi funcţiile
referitoare la aceste date, ele nu sunt protejate, deci pot fi accesate de orice funcţie utilizator,
nu numai de funcţiile membru. Acest neajuns se poate înlătura cu ajutorul claselor.
1.3.1.3. Declararea claselor
Un tip abstract de date clasă se declară ca şi o structură, dar cuvântul cheie struct se
înlocuieşte cu class. Ca şi în cazul structurilor referirea la tipul de dată clasă se face cu
numele după cuvântul cheie class (numele clasei). Protecţia datelor se realizează cu
modificatorii de protecţie: private, protected şi public. După modificatorul de protecţie se
pune caracterul ‘:’. Modificatorul private şi protected reprezintă date protejate, iar public date
neprotejate. Domeniul de valabilitate a modificatorilor de protecţie este până la următorul
modificator din interiorul clasei, modificatorul implicit fiind private. Menţionăm că şi în
cazul structurilor putem să folosim modificatori de protecţie, dar în acest caz modificatorul
implicit este public.
De exemplu clasa vector se poate declara în modul următor:
class vector {
int* e; //elementele vectorului
int d; //dimensiunea vectorului
public:
vector(int* e1, int d1);
~vector() { delete [] e; }
void lapatrat();
void afiseaza();
};
Se observă că datele membru e şi d au fost declarate ca date de tip private (protejate), iar
funcţiile membru au fost declarate publice (neprotejate). Bineînţeles, o parte din datele
membru pot fi declarate publice, şi unele funcţii membru pot fi declarate protejate, dacă
natura problemei cere acest lucru. În general, datele membru protejate pot fi accesate numai
de funcţiile membru ale clasei respective şi eventual de alte funcţii numite funcţii prietene
(sau funcţii friend).
O altă observaţie importantă referitoare la exemplul de mai sus este că iniţializarea datelor
membru şi eliberarea zonei de memorie ocupată s-a făcut prin funcţii membru specifice.
Datele declarate cu ajutorul tipului de dată clasă se numesc obiectele clasei, sau simplu
obiecte. Ele se declară în mod obişnuit în forma:
nume_clasă listă_de_obiecte;
De exemplu, un obiect de tip vector se declară în modul următor:
vector v;
Iniţializarea obiectelor se face cu o funcţie membru specifică numită constructor. În cazul
distrugerii unui obiect se apelează automat o altă funcţie membru specifică numită destructor.
În cazul exemplului de mai sus
17
vector(int* e1, int d1);
este un constructor, iar
~vector() { delete [] e; }
este un destructor.
Tipurile abstracte de date de tip struct pot fi şi ele considerate clase cu toate elementele
neprotejate. Constructorul de mai sus este declarat în interiorul clasei, dar nu este definit, iar
destructorul este definit în interiorul clasei. Rezultă că destructorul este o funcţie inline.
Definirea funcţiilor membru care sunt declarate, dar nu sunt definite în interiorul clasei se
face ca şi în cazul tipurilor abstracte de date de tip struct, folosind operatorul de rezoluţie.
1.3.1.4. Membrii unei clase. Pointerul this
Referirea la datele respectiv funcţiile membru ale claselor se face cu ajutorul operatorilor
punct (.) sau săgeată (->) ca şi în cazul referirii la elementele unei structuri. De exemplu, dacă
se declară:
vector v;
vector* p;
atunci afişarea vectorului v respectiv a vectorului referit de pointerul p se face prin:
v.afiseaza();
p->afiseaza();
În interiorul funcţiilor membru însă referirea la datele respectiv funcţiile membru ale clasei se
face simplu prin numele acestora fără a fi nevoie de operatorul punct (.) sau săgeată (->). De
fapt compilatorul generează automat un pointer special, pointerul this, la fiecare apel de
funcţie membru, şi foloseşte acest pointer pentru identificarea datelor şi funcţiilor membru.
Pointerul this va fi declarat automat ca pointer către obiectul curent. În cazul exemplului de
mai sus pointerul this este adresa vectorului v respectiv adresa referită de pointerul p.
Dacă în interiorul corpului funcţiei membru afiseaza se utilizează de exemplu data membru d,
atunci ea este interpretată de către compilator ca şi this->d.
Pointerul this poate fi folosit şi în mod explicit de către programator, dacă natura problemei
necesită acest lucru.
1.3.1.5. Constructorul
Iniţializarea obiectelor se face cu o funcţie membru specifică numită constructor. Numele
constructorului trebuie să coincidă cu numele clasei. O clasă poate să aibă mai mulţi
constructori. În acest caz aceste funcţii membru au numele comun, ceea ce se poate face
datorită posibilităţii de supraîncărcare a funcţiilor. Bineînţeles, în acest caz numărul şi/sau
18
tipul parametrilor formali trebuie să fie diferit, altfel compilatorul nu poate să aleagă
constructorul corespunzător.
Constructorul nu returnează o valoare. În acest caz nu este permis nici folosirea cuvântului
cheie void.
Prezentăm în continuare un exemplu de tip clasa cu mai mulţi constructori, având ca date
membru numele şi prenumele unei persoane, şi cu o funcţie membru pentru afişarea numelui
complet.
Fişierul persoana.h:
class persoana {
char* nume;
char* prenume;
public:
persoana(); //constructor implicit
persoana(char* n, char* p); //constructor
persoana(const persoana& p1); //constructor de copiere
~persoana(); //destructor
void afiseaza();
};
Fişierul persoana.cpp:
#include <iostream>
#include <cstring>
#include "persoana.h"
using namespace std;
persoana::persoana()
{
nume = new char[1];
*nume = 0;
prenume = new char[1];
*prenume = 0;
cout << "Apelarea constructorului implicit." << endl;
}
persoana::persoana(char* n, char* p)
{
nume = new char[strlen(n)+1];
prenume = new char[strlen(p)+1];
strcpy(nume, n);
strcpy(prenume, p);
cout << "Apelare constructor (nume, prenume).\n";
}
persoana::persoana(const persoana& p1)
{
nume = new char[strlen(p1.nume)+1];
strcpy(nume, p1.nume);
prenume = new char[strlen(p1.prenume)+1];
strcpy(prenume, p1.prenume);
cout << "Apelarea constructorului de copiere." << endl;
}
19
persoana::~persoana()
{
delete[] nume;
delete[] prenume;
}
void persoana::afiseaza()
{
cout << prenume << ' ' << nume << endl;
}
Fişierul persoanaTest.cpp:
#include "persoana.h"
int main() {
persoana A; //se apeleaza constructorul implicit
A.afiseaza();
persoana B("Stroustrup", "Bjarne");
B.afiseaza();
persoana *C = new persoana("Kernighan","Brian");
C->afiseaza();
delete C;
persoana D(B); //echivalent cu persoana D = B;
//se apeleaza constructorul de copire
D.afiseaza();
return 0;
}
Observăm prezenţa a doi constructori specifici: constructorul implicit şi constructorul de
copiere. Dacă o clasă are constructor fără parametri atunci el se va numi constructor implicit.
Constructorul de copiere se foloseşte la iniţializarea obiectelor folosind un obiect de acelaşi
tip (în exemplul de mai sus o persoană cu numele şi prenumele identic). Constructorul de
copiere se declară în general în forma:
nume_clasă(const nume_clasă& obiect);
Cuvântul cheie const exprimă faptul că argumentul constructorului de copiere nu se modifică.
O clasă poate să conţină ca date membru obiecte ale unei alte clase. Declarând clasa sub
forma:
class nume_clasa {
nume_clasa_1 ob_1;
nume_clasa_2 ob_2;
...
nume_clasa_n ob_n;
...
};
antetul constructorului clasei nume_clasa va fi de forma:
nume_clasa(lista_de_argumente):
ob_1(l_arg_1), ob_2(l_arg_2), ..., ob_n(l_arg_n)
20
unde lista_de_argumente respectiv l_arg_i reprezintă lista parametrilor formali ai
constructorului clasei nume_clasa respectiv ai obiectului ob_i.
Din lista ob_1(l_arg_1), ob_2(l_arg_2), ..., ob_n(l_arg_n) pot să lipsească
obiectele care nu au constructori definiţi de programator, sau obiectul care se iniţializează cu
un constructor implicit, sau cu toţi parametrii impliciţi.
Dacă clasa conţine date membru de tip obiect atunci se vor apela mai întâi constructorii
datelor membru, iar după aceea corpul de instrucţiuni al constructorului clasei respective.
Fişierul pereche.cpp:
#include <iostream>
#include "persoana.h"
using namespace std;
class pereche {
persoana sot;
persoana sotie;
public:
pereche() //definitia constructorului implicit
{ //se vor apela constructorii impliciti
} //pentru obiectele sot si sotie
pereche(persoana& sotul, persoana& sotia);
pereche(char* nume_sot, char* prenume_sot,
char* nume_sotie, char* prenume_sotie):
sot(nume_sot, prenume_sot),
sotie(nume_sotie, prenume_sotie)
{
}
void afiseaza();
};
inline pereche::pereche(persoana& sotul, persoana& sotia):
sot(sotul), sotie(sotia)
{
}
void pereche::afiseaza()
{
cout << "Sot: ";
sot.afiseaza();
cout << "Sotie: ";
sotie.afiseaza();
}
int main() {
persoana A("Pop", "Ion");
persoana B("Popa", "Ioana");
pereche AB(A, B);
AB.afiseaza();
pereche CD("C","C","D","D");
CD.afiseaza();
pereche EF;
21
EF.afiseaza();
return 0;
}
Observăm că în cazul celui de al doilea constructor, parametrii formali sot şi sotie au fost
declaraţi ca şi referinţe la tipul persoana. Dacă ar fi fost declaraţi ca parametri formali de tip
persoana, atunci în cazul declaraţiei:
pereche AB(A, B);
constructorul de copiere s-ar fi apelat de patru ori. În astfel de situaţii se creează mai întâi
obiecte temporale folosind constructorul de copiere (două apeluri în cazul de faţă), după care
se execută constructorii datelor membru de tip obiect (încă două apeluri).
1.3.1.6. Destructorul
Destructorul este funcţia membru care se apelează în cazul distrugerii obiectului. Destructorul
obiectelor globale se apelează automat la sfârşitul funcţiei main ca parte a funcţiei exit. Deci,
nu este indicată folosirea funcţiei exit într-un destructor, pentru că acest lucru duce la un ciclu
infinit. Destructorul obiectelor locale se execută automat la terminarea blocului în care s-au
definit. În cazul obiectelor alocate dinamic, de obicei destructorul se apelează indirect prin
operatorul delete (obiectul trebuie să fi fost creat cu operatorul new). Există şi un mod
explicit de apelare a destructorului, în acest caz numele destructorului trebuie precedat de
numele clasei şi operatorul de rezoluţie.
Numele destructorului începe cu caracterul ~ după care urmează numele clasei. Ca şi în cazul
constructorului, destructorul nu returnează o valoare şi nu este permisă nici folosirea
cuvântului cheie void. Apelarea destructorului în diferite situaţii este ilustrată de următorul
exemplu. Fişierul destruct.cpp:
#include <iostream>
#include <cstring>
using namespace std;
class scrie { //scrie pe stdout ce face.
char* nume;
public:
scrie(char* n);
~scrie();
};
scrie::scrie(char* n)
{
nume = new char[strlen(n)+1];
strcpy(nume, n);
cout << "Am creat obiectul: " << nume << '\n';
}
scrie::~scrie()
{
cout << "Am distrus obiectul: " << nume << '\n';
delete nume;
22
}
void functie()
{
cout << "Apelare functie" << '\n';
scrie local("Local");
}
scrie global("Global");
int main() {
scrie* dinamic = new scrie("Dinamic");
functie();
cout << "Se continua programul principal" << '\n';
delete dinamic;
return 0;
}
1.4. Relaţii între clase
1.4.1. Bazele teoretice
Prin folosirea tipurilor abstracte de date, se creează un tot unitar pentru gestionarea datelor şi
a operaţiilor referitoare la aceste date. Cu ajutorul tipului abstract clasă se realizează şi
protecţia datelor, deci în general elementele protejate nu pot fi accesate decât de funcţiile
membru ale clasei respective. Această proprietate a obiectelor se numeşte încapsulare
(encapsulation).
În viaţa de zi cu zi însă ne întâlnim nu numai cu obiecte separate, dar şi cu diferite legături
între aceste obiecte, respectiv între clasele din care obiectele fac parte. Astfel se formează o
ierarhie de clase. Rezultă a doua proprietate a obiectelor: moştenirea (inheritance). Acest
lucru înseamnă că se moştenesc toate datele şi funcţiile membru ale clasei de bază de către
clasa derivată, dar se pot adăuga elemente noi (date membru şi funcţii membru) în clasa
derivată. În cazul în care o clasă derivată are mai multe clase de bază se vorbeşte despre
moştenire multiplă.
O altă proprietate importantă a obiectelor care aparţin clasei derivate este că funcţiile membru
moştenite pot fi supraîncărcate. Acest lucru înseamnă că o operaţie referitoare la obiectele
care aparţin ierarhiei are un singur identificator, dar funcţiile care descriu această operaţie pot
fi diferite. Deci, numele funcţiei şi lista parametrilor formali este aceeaşi în clasa de bază şi în
clasa derivată, dar descrierea funcţiilor diferă între ele. Astfel, în clasa derivată funcţiile
membru pot fi specifice clasei respective, deşi operaţia se identifică prin acelaşi nume.
Această proprietate se numeşte polimorfism.
1.4.2. Declararea claselor derivate
O clasă derivată se declară în felul următor:
23
class nume_clasă_derivată : lista_claselor_de_bază {
//date membru noi şi funcţii membru noi
};
unde lista_claselor_de_bază este de forma:
elem_1, elem_2, ..., elem_n
şi elem_i pentru orice 1 ≤ i ≤ n poate fi
public clasă_de_bază_i
sau
protected clasă_de_bază_i
sau
private clasă_de_bază_i
Cuvintele cheie public, protected şi private se numesc şi de această dată modificatori de
protecţie. Ei pot să lipsească, în acest caz modificatorul implicit fiind private. Accesul la
elementele din clasa derivată este prezentat în tabelul 1.
Accesul la
elementele din clasa
de bază
Modificatorii de
protecţie referitoare
la clasa de bază
Accesul la
elementele din clasa
derivată
public public public
protected public protected
private public inaccesibil
public protected protected
protected protected protected
private protected inaccesibil
public private private
protected private private
private private inaccesibil
Tabelul 1: accesul la elementele din clasa derivată
Observăm că elementele de tip private ale clasei de bază sunt inaccesibile în clasa derivată.
Elementele de tip protected şi public devin de tip protected, respectiv private dacă
modificatorul de protecţie referitor la clasa de bază este protected respectiv private, şi rămân
neschimbate dacă modificatorul de protecţie referitor la clasa de bază este public. Din acest
motiv în general datele membru se declară de tip protected şi modificatorul de protecţie
referitor la clasa de bază este public. Astfel datele membru pot fi accesate, dar rămân
protejate şi în clasa derivată.
24
1.4.3. Funcţii virtuale
Noţiunea de polimorfism ne conduce în mod firesc la problematica determinării
funcţiei membru care se va apela în cazul unui obiect concret. Să considerăm următorul
exemplu. Declarăm clasa de bază baza, şi o clasă derivată din acestă clasă de bază, clasa
derivata. Clasa de bază are două funcţii membru: functia_1 şi functia_2. În interiorul funcţiei
membru functia_2 se apelează functia_1. În clasa derivată se supraîncarcă funcţia membru
functia_1, dar funcţia membru functia_2 nu se supraîncarcă. În programul principal se declară
un obiect al clasei derivate şi se apelează funcţia membru functia_2 moştenită de la clasa de
bază. În limbajul C++ acest exemplu se scrie în următoarea formă.
Fişierul virtual1.cpp:
#include <iostream>
using namespace std;
class baza {
public:
void functia_1();
void functia_2();
};
class derivata : public baza {
public:
void functia_1();
};
void baza::functia_1()
{
cout << "S-a apelat functia membru functia_1"
<< " a clasei de baza" << endl;
}
void baza::functia_2()
{
cout << "S-a apelat functia membru functia_2"
<< " a clasei de baza" << endl;
functia_1();
}
void derivata::functia_1()
{
cout << "S-a apelat functia membru functia_1"
<< " a clasei derivate" << endl;
}
int main() {
derivata D;
D.functia_2();
}
Prin execuţie se obţine următorul rezultat:
S-a apelat functia membru functia_2 a clasei de baza
S-a apelat functia membru functia_1 a clasei de baza
25
Însă acest lucru nu este rezultatul dorit, deoarece în cadrul funcţiei main s-a apelat funcţia
membru functia_2 moştenită de la clasa de bază, dar funcţia membru functia_1 apelată de
functia_2 s-a determinat încă în faza de compilare. În consecinţă, deşi funcţia membru
functia_1 s-a supraîncărcat în clasa derivată nu s-a apelat funcţia supraîncărcată ci funcţia
membru a clasei de bază.
Acest neajuns se poate înlătura cu ajutorul introducerii noţiunii de funcţie membru virtuală.
Dacă funcţia membru este virtuală, atunci la orice apelare a ei, determinarea funcţiei membru
corespunzătoare a ierarhiei de clase nu se va face la compilare ci la execuţie, în funcţie de
natura obiectului pentru care s-a făcut apelarea. Această proprietate se numeşte legare
dinamică, iar dacă determinarea funcţiei membru se face la compilare, atunci se vorbeşte de
legare statică.
Am văzut că dacă se execută programul virtual1.cpp se apelează funcţiile membru
functia_1 şi functia_2 ale clasei de bază. Însă funcţia membru functia_1 fiind supraîncărcată
în clasa derivată, ar fi de dorit ca funcţia supraîncărcată să fie apelată în loc de cea a clasei de
bază.
Acest lucru se poate realiza declarând functia_1 ca funcţie membru virtuală. Astfel, pentru
orice apelare a funcţiei membru functia_1, determinarea acelui exemplar al funcţiei membru
din ierarhia de clase care se va executa, se va face la execuţie şi nu la compilare. Ca urmare,
funcţia membru functia_1 se determină prin legare dinamică.
În limbajul C++ o funcţie membru se declară virtuală în cadrul declarării clasei respective în
modul următor: antetul funcţiei membru se va începe cu cuvântul cheie virtual.
Dacă o funcţie membru se declară virtuală în clasa de bază, atunci supraîncărcările ei se vor
considera virtuale în toate clasele derivate ale ierarhiei.
În cazul exemplului de mai sus declararea clasei de bază se modifică în felul următor.
class baza {
public:
virtual void functia_1();
void functia_2();
};
Rezultatul obţinut prin execuţie se modifică astfel:
S-a apelat functia membru functia_2 a clasei de baza
S-a apelat functia membru functia_1 a clasei derivate
Deci, într-adevăr se apelează funcţia membru functia_1 a clasei derivate.
Prezentăm în continuare un alt exemplu în care apare necesitatea introducerii funcţiilor
membru virtuale. Să se definească clasa fractie referitoare la numerele raţionale, având ca
date membru numărătorul şi numitorul fracţiei. Clasa trebuie să aibă un constructor, valoarea
implicită pentru numărător fiind zero iar pentru numitor unu, precum şi două funcţii membru:
produs pentru a calcula produsul a două fracţii şi inmulteste pentru înmulţirea obiectului
curent cu fracţia dată ca şi parametru. De asemenea, clasa fractie trebuie să aibă şi o funcţie
membru pentru afişarea unui număr raţional. Folosind clasa fractie ca şi clasă de bază se va
defini clasa derivată fractie_scrie, pentru care se va supraîncărca funcţia produs, astfel încât
concomitent cu efectuarea înmulţirii să se afişeze pe stdout operaţia respectivă. Funcţia
inmulteste nu se va supraîncărca, dar operaţia efectuată trebuie să se afişeze pe dispozitivul
standard de ieşire şi în acest caz. Fişierul fvirt1.cpp:
26
#include <iostream>
using namespace std;
class fractie {
protected:
int numarator;
int numitor;
public:
fractie(int numarator1 = 0, int numitor1 = 1);
fractie produs(fractie& r); //calculeaza produsul a doua
//fractii, dar nu simplifica
fractie& inmulteste(fractie& r);
void afiseaza();
};
fractie::fractie(int numarator1, int numitor1)
{
numarator = numarator1;
numitor = numitor1;
}
fractie fractie::produs(fractie& r)
{
return fractie(numarator * r.numarator, numitor * r.numitor);
}
fractie& fractie::inmulteste(fractie& q)
{
*this = this->produs(q);
return *this;
}
void fractie::afiseaza()
{
if ( numitor )
cout << numarator << " / " << numitor;
else
cerr << "Fractie incorecta";
}
class fractie_scrie: public fractie{
public:
fractie_scrie( int numarator1 = 0, int numitor1 = 1 );
fractie produs( fractie& r);
};
inline fractie_scrie::fractie_scrie(int numarator1, int numitor1) :
fractie(numarator1, numitor1)
{
}
fractie fractie_scrie::produs(fractie& q)
{
fractie r = fractie(*this).produs(q);
cout << "(";
this->afiseaza();
cout << ") * (";
q.afiseaza();
cout << ") = ";
27
r.afiseaza();
cout << endl;
return r;
}
int main()
{
fractie p(3,4), q(5,2), r;
r = p.inmulteste(q);
p.afiseaza();
cout << endl;
r.afiseaza();
cout << endl;
fractie_scrie p1(3,4), q1(5,2);
fractie r1, r2;
r1 = p1.produs(q1);
r2 = p1.inmulteste(q1);
p1.afiseaza();
cout << endl;
r1.afiseaza();
cout << endl;
r2.afiseaza();
cout << endl;
return 0;
}
Prin execuţie se obţine:
15 / 8
15 / 8
(3 / 4) * (5 / 2) = 15 / 8
15 / 8
15 / 8
15 / 8
Observăm că rezultatul nu este cel dorit, deoarece operaţia de înmulţire s-a afişat numai o
singură dată, şi anume pentru expresia r1 = p1.produs(q1). În cazul expresiei r2 =
p1.inmulteste(q1) însă nu s-a afişat operaţia de înmulţire. Acest lucru se datorează
faptului că funcţia membru inmulteste nu s-a supraîncărcat în clasa derivată. Deci s-a apelat
funcţia moştenită de la clasa fractie. În interiorul funcţiei inmulteste s-a apelat funcţia
membru produs, dar deoarece această funcţie membru s-a determinat încă în faza de
compilare, rezultă că s-a apelat funcţia referitoare la clasa fractie şi nu cea referitoare la clasa
derivată fractie_scrie. Deci, afişarea operaţiei s-a efectuat numai o singură dată.
Soluţia este, ca şi în exemplul anterior, declararea unei funcţii membru virtuale, şi anume
funcţia produs se va declara ca funcţie virtuală. Deci declararea clasei de bază se modifică în
felul următor:
class fractie {
protected:
int numarator;
int numitor;
public:
fractie(int numarator1 = 0, int numitor1 = 1);
virtual fractie produs(fractie& r); //calculeaza produsul a doua
//fractii, dar nu simplifica
fractie& inmulteste(fractie& r);
28
void afiseaza();
};
După efectuarea acestei modificări prin executarea programului obţinem:
15 / 8
15 / 8
(3 / 4) * (5 / 2) = 15 / 8
(3 / 4) * (5 / 2) = 15 / 8
15 / 8
15 / 8
15 / 8
Deci, se observă că afişarea operaţiei s-a făcut de două ori, pentru ambele expresii. Funcţiile
virtuale, ca şi alte funcţii membru de fapt, nu trebuie neapărat supraîncărcate în clasele
derivate. Dacă nu sunt supraîncărcate atunci se moşteneşte funcţia membru de la un nivel
superior.
Determinarea funcţiilor membru virtuale corespunzătoare se face pe baza unor tabele
construite şi gestionate în mod automat. Obiectele claselor care au funcţii membru virtuale
conţin şi un pointer către tabela construită. De aceea gestionarea funcţiilor membru virtuale
necesită mai multă memorie şi un timp de execuţie mai îndelungat.
1.4.4. Clase abstracte
În cazul unei ierarhii de clase mai complicate, clasa de bază poate avea nişte proprietăţi
generale despre care ştim, dar nu le putem defini numai în clasele derivate. De exemplu să
considerăm ierarhia de clase din figura 1.
Observăm că putem determina nişte proprietăţi referitoare la clasele derivate. De exemplu
greutatea medie, durata medie de viaţă şi viteza medie de deplasare. Aceste proprietăţi se vor
descrie cu ajutorul unor funcţii membru. În principiu şi pentru clasa animal există o greutate
medie, durată medie de viaţă şi viteză medie de deplasare. Dar aceste proprietăţi ar fi mult
mai greu de determinat şi ele nici nu sunt importante pentru noi într-o generalitate de acest
fel. Totuşi pentru o tratare generală ar fi bine, dacă cele trei funcţii membru ar fi declarate în
clasa de bază şi definite în clasele derivate. În acest scop s-a introdus noţiunea de funcţie
membru virtuală pură.
Figura 1. Ierarhie de clase referitoare la animale
29
Funcţia virtuală pură este o funcţie membru care este declarată, dar nu este definită în clasa
respectivă. Ea trebuie definită într-o clasă derivată. Funcţia membru virtuală pură se declară
în modul următor. Antetul obişnuit al funcţiei este precedat de cuvântul cheie virtual, şi
antetul se termină cu = 0. După cum arată numele şi declaraţia ei, funcţia membru virtuală
pură este o funcţie virtuală, deci selectarea exemplarului funcţiei din ierarhia de clase se va
face în timpul execuţiei programului.
Clasele care conţin cel puţin o funcţie membru virtuală pură se vor numi clase abstracte.
Deoarece clasele abstracte conţin funcţii membru care nu sunt definite, nu se pot crea obiecte
aparţinând claselor abstracte. Dacă funcţia virtuală pură nu s-a definit în clasa derivată atunci
şi clasa derivată va fi clasă abstractă şi ca atare nu se pot defini obiecte aparţinând acelei
clase.
Să considerăm exemplul de mai sus şi să scriem un program, care referitor la un porumbel,
urs sau cal determină dacă el este gras sau slab, rapid sau încet, respectiv tânăr sau bătrân.
Afişarea acestui rezultat se va face de către o funcţie membru a clasei animal care nu se
supraîncarcă în clasele derivate. Fişierul abstract1.cpp:
#include <iostream>
using namespace std;
class animal {
protected:
double greutate; // kg
double virsta; // ani
double viteza; // km / h
public:
animal( double g, double v1, double v2);
virtual double greutate_medie() = 0;
virtual double durata_de_viata_medie() = 0;
virtual double viteza_medie() = 0;
int gras() { return greutate > greutate_medie(); }
int rapid() { return viteza > viteza_medie(); }
int tanar()
{ return 2 * virsta < durata_de_viata_medie(); }
void afiseaza();
};
animal::animal( double g, double v1, double v2)
{
greutate = g;
virsta = v1;
viteza = v2;
}
void animal::afiseaza()
{
cout << ( gras() ? "gras, " : "slab, " );
cout << ( tanar() ? "tanar, " : "batran, " );
cout << ( rapid() ? "rapid" : "incet" ) << endl;
}
class porumbel : public animal {
public:
porumbel( double g, double v1, double v2):
animal(g, v1, v2) {}
30
double greutate_medie() { return 0.5; }
double durata_de_viata_medie() { return 6; }
double viteza_medie() { return 90; }
};
class urs: public animal {
public:
urs( double g, double v1, double v2):
animal(g, v1, v2) {}
double greutate_medie() { return 450; }
double durata_de_viata_medie() { return 43; }
double viteza_medie() { return 40; }
};
class cal: public animal {
public:
cal( double g, double v1, double v2):
animal(g, v1, v2) {}
double greutate_medie() { return 1000; }
double durata_de_viata_medie() { return 36; }
double viteza_medie() { return 60; }
};
int main() {
porumbel p(0.6, 1, 80);
urs u(500, 40, 46);
cal c(900, 8, 70);
p.afiseaza();
u.afiseaza();
c.afiseaza();
return 0;
}
Observăm că deşi clasa animal este clasă abstractă, este utilă introducerea ei, pentru că multe
funcţii membru pot fi definite în clasa de bază şi moştenite fără modificări în cele trei clase
derivate.
1.4.5. Interfeţe
În limbajul C++ nu s-a definit noţiunea de interfaţă, care există în limbajele Java sau C#. Dar
orice clasă abstractă, care conţine numai funcţii virtuale pure, se poate considera o interfaţă.
Bineînţeles, în acest caz nu se vor declara nici date membru în interiorul clasei. Clasa
abstractă animal conţine atât date membru, cât şi funcţii membru nevirtuale, deci ea nu se
poate considera ca şi un exemplu de interfaţă.
În continuare introducem o clasă abstractă Vehicul, care nu conţine numai funcţii membru
virtuale pure, şi două clase derivate din această clasă abstractă. Fişierul vehicul.cpp:
#include <iostream>
using namespace std;
class Vehicul
{
public:
virtual void Porneste() = 0;
31
virtual void Opreste() = 0;
virtual void Merge(int km) = 0;
virtual void Stationeaza(int min) = 0;
};
class Bicicleta : public Vehicul
{
public:
void Porneste();
void Opreste();
void Merge(int km);
void Stationeaza(int min);
};
void Bicicleta::Porneste() {
cout << "Bicicleta porneste." << endl;
}
void Bicicleta::Opreste() {
cout << "Bicicleta se opreste." << endl;
}
void Bicicleta::Merge(int km) {
cout << "Bicicleta merge " << km <<
" kilometri." << endl;
}
void Bicicleta::Stationeaza(int min) {
cout << "Bicicleta stationeaza " << min <<
" minute." << endl;
}
class Masina : public Vehicul
{
public:
void Porneste();
void Opreste();
void Merge(int km);
void Stationeaza(int min);
};
void Masina::Porneste() {
cout << "Masina porneste." << endl;
}
void Masina::Opreste() {
cout << "Masina se opreste." << endl;
}
void Masina::Merge(int km) {
cout << "Masina merge " << km <<
" kilometri." << endl;
}
void Masina::Stationeaza(int min) {
cout << "Masina stationeaza " << min <<
" minute." << endl;
}
void Traseu(Vehicul *v)
{
v->Porneste();
v->Merge(3);
v->Stationeaza(2);
v->Merge(2);
v->Opreste();
}
32
int main()
{
Vehicul *b = new Bicicleta;
Traseu(b);
Vehicul *m = new Masina;
Traseu(m);
delete m;
delete b;
}
În funcția main s-au declarat două obiecte dinamice de tip Bicicleta, respectiv Masina, și în
acest fel, apelând funcția Traseu obținem rezultate diferite, deși această funcție are ca
parametru formal numai un pointer către o clasă abstractă Vehicul.
1.5. Liste şi dicţionare
In cele ce urmează vom prezenta două dintre containerele des folosite in programare şi
anume listele şi dicţionarele. Vom specifica tipurile abstracte de date corespunzătoare,
indicând şi specificând operaţiile caracteristice. Pentru fiecare operaţie din interfaţa unui tip
de date, vom da specificarea operaţiei în limbaj natural, indicând datele şi precondiţiile
operaţiei (pre), precum şi rezultatele şi postcondiţiile operaţiei (post).
1.5.1. Liste
In limbajul uzual cuvântul “listă” referă o “înşirare, într-o anumită ordine, a unor
nume de persoane sau de obiecte, a unor date etc.” Exemple de liste sunt multiple: listă de
cumpărături, listă de preţuri, listă de studenţi, etc. Ordinea în listă poate fi interpretată ca un
fel de „legătură” între elementele listei (după prima cumpărătură urmează a doua
cumpărătură, după a doua cumpărătură urmează a treia cumpărătură, etc) sau poate fi văzută
ca fiind dată de numărul de ordine al elementului în listă (1-a cumpărătură, a 2-a
cumpărătură, etc). Tipul de date Listă care va fi definit în continuare permite
implementarea în aplicaţii a acestor situaţii din lumea reală.
Ca urmare, o listă o putem vedea ca pe o secvenţă de elemente < > n l , l ,.., l 1 2 de un
acelaşi tip (TElement) aflate într-o anumită ordine, fiecare element având o poziţie bine
determinată în cadrul listei. Ca urmare, poziţia elementelor în cadrul listei este esenţială,
astfel accesul, ştergerea şi adăugarea se pot face pe orice poziţie în listă. Lista poate fi văzută
ca o colecţie dinamică de elemente în care este esenţială ordinea elementelor. Numărul n de
elemente din listă se numeşte lungimea listei. O listă de lungime 0 se va numi lista vidă.
Caracterul de dinamicitate al listei este dat de faptul că lista îşi poate modifica în timp
lungimea prin adăugări şi ştergeri de elemente în/din listă.
In cele ce urmează, ne vom referi la listele liniare. O listă liniară, este o structură care
fie este vidă (nu are nici un element), fie
• are un unic prim element;
• are un unic ultim element;
• fiecare element din listă (cu excepţia ultimului element) are un singur succesor;
• fiecare element din listă (cu excepţia primului element) are un singur predecesor.
33
Ca urmare, într-o listă liniară se pot insera elemente, şterge elemente, se poate
determina succesorul (predecesorul) unui element, se poate accesa un element pe baza
poziţiei sale în listă.
O listă liniară se numeşte circulară dacă se consideră predecesorul primului nod a fi
ultimul nod, iar succesorul ultimului nod a fi primul nod.
Conform definiţiei anterioare, fiecare element al unei listei liniare are o poziţie bine
determinată în listă. De asemenea, este importantă prima poziţie în cadrul listei, iar dacă se
cunoaşte poziţia unui element din listă atunci pe baza aceastei poziţii se poate identifica
elementul din listă, poziţia elementului predecesor şi poziţia elementului succesor în listă
(dacă acestea există). Ca urmare, într-o listă se poate stabili o ordine între poziţiile
elementelor în cadrul listei.
Poziţia unui element în cadrul listei poate fi văzută în diferite moduri:
1. ca fiind dată de rangul (numărul de ordine al) elementului în cadrul listei. În acest
caz este o similitudine cu tablourile, poziţia unui element în listă fiind indexul
acestuia în cadrul listei. Într-o astfel de abordare, lista este văzută ca un tablou
dinamic în care se pot accesa/adăuga/şterge elemente pe orice poziţie în listă.
2. ca fiind dată de o referinţă la locaţia unde se stochează elementul listei (ex:
pointer spre locaţia unde se memorează elementul).
Pentru a asigura generalitatea, vom abstractiza noţiunea de poziţie a unui element în
listă şi vom presupune că elementele listei sunt accesate prin intermediul unei poziţii
generice.
Vom spune că o poziţie p într-o listă este validă dacă este poziţia unui element al
listei. Spre exemplu, dacă p ar fi un pointer spre locaţia unde se memorează un element al
listei, atunci p este valid dacă este diferit de pointerul nul sau de orice altă adresă care nu
reprezintă adresa de memorare a unui element al listei. În cazul în care p ar fi rangul (numărul
de ordine al) elementului în listă, atunci p este valid dacă nu depăşeşte numărul de elemente
din listă.
Ca urmare, dacă ne găndim la o listă liniară în care operaţiile de
acces/inserare/ştergere să se facă pe baza unei poziţii generice în listă, se ajunge la următorul
tip abstract de date.
Lista vidă o vom nota în ceea ce urmează cu φ.
Tipul Abstract de Date LISTA
domeniu
L={l | l este o listă cu elemente de tip TElement}
operaţii (interfaţa minimală)
creează(l)
descriere: se creează o listă vidă
pre: adevărat
34
post: l∈L, l =φ
adaugăSfarsit (l, e)
descriere: se adaugă un element la sfârşitul listei
pre: l∈L, e∈TElement
post: l’∈L, l’ este l ȋn care a fost adăugat e la sfârşit
adaugăInceput(l, e)
descriere: se adaugă un element la începutul listei
pre: l∈L, e∈TElement
post: l’∈L, l’ este l ȋn care a fost adăugat e la ȋnceput
valid(l, p)
descriere: funcţie care verifică dacă o poziţie în listă este validă
pre: l∈L, p e o poziţie în l
post: valid= adevărat dacă p este o poziţie validă în l
fals în caz contrar
adaugăÎnainte(l, p, e)
descriere: se adaugă un element înaintea unei anumite poziţii în listă
pre: l∈L, e∈TElement, p e o poziţie în l, valid(l, p)
post: l’∈L, l’ este l ȋn care a fost inserat e înainte de poziţia p
adaugăDupă(l, p, e)
descriere: se adaugă un element după o anumită poziţie în listă
pre: l∈L, e∈TElement, p e o poziţie în l, valid(l, p)
post: l’∈L, l’ este l ȋn care a fost inserat e după poziţia p
şterge (l, p, e)
descriere: se şterge elementul din listă situat pe o anumită poziţie
pre: l∈L, e∈TElement, p e o poziţie în l, valid(l, p)
post: e∈TElement, l’∈L, l’ este l din care a fost șters elementul de pe poziţia
p, e este elementul şters
element (l, p, e)
descriere: accesarea elementului din listă de pe o anumită poziţie
pre: l∈L, e∈TElement, p e o poziţie în l, valid(l, p)
post: e∈TElement, e este elementul de pe poziţia p din l
modifica (l, p, e)
descriere: modificarea elementului din listă de pe o anumită poziţie
pre: l∈L, e∈TElement, p e o poziţie în l, valid(l, p)
post: l’∈L, l’ este l ȋn care s-a înlocuit elementul de pe poziţia p cu e
prim(l)
descriere: funcţie care returnează poziţia primului element în listă
pre: l∈L
post: prim= poziţia primului element din l sau o poziţie care nu e validă
dacă l e vidă
ultim(l)
descriere: funcţie care returnează poziţia ultimului element în listă
35
pre: l∈L
post: ultim= poziţia ultimului element din l sau o poziţie care nu e validă
dacă l e vidă
următor(l, p)
descriere: funcţie care returnează poziţia în listă următoare unei poziţii
date
pre: l∈L, p e o poziţie în l, valid(l, p)
post: urmator= poziţia din l care urmează poziţiei p sau o poziţie care nu e
validă dacă p e poziţia ultimului element din listă
precedent(l, p)
descriere: funcţie care returnează poziţia în listă precedentă unei poziţii
date
pre: l∈L, p e o poziţie în l, valid(l, p)
post: precedent= poziţia din l care precede poziţia p sau o poziţie care nu
e validă dacă p e poziţia primului element din listă
caută(l, e)
descriere: funcţie care caută un element în listă
pre: l∈L, e∈TElement
post: caută = prima poziţie pe care apare e în l sau o poziţie care nu e
validă dacă e∉l
apare(l, e)
descriere: funcţie care verifică apartenenţa unui element în listă
pre: l∈L, e∈TElement
post: apare = adevărat e∈l
fals contrar
vidă(l)
descriere: funcţie care verifică dacă lista este vidă
pre: l∈L
post: vidă = adevărat în cazul în care l e lista vidă
fals în caz contrar
dim(l)
descriere: funcţie care returnează numărul de elemente din listă
pre: l∈L
post: dim=numărul de elemente din listă
iterator(l, i)
descriere: se construieşte un iterator pe listă
pre: l∈L
post: i este un iterator pe lista l
distruge(l)
descriere: distruge o listă
pre: l∈L
post: lista l a fost distrusă
Reamintim modul în care va putea fi tipărită o listă (ca orice alt container care poate fi
iterat) folosind iteratorul construit pe baza operaţiei iterator din interfaţa listei.
36
Subalgoritmul tipărire(l) este:
{pre: l este o listă}
{post: se tipăresc elementele listei}
iterator(l, i) {se obţine un iterator pe lista l}
Câttimp valid(i) execută {cât timp iteratorul e valid}
element(i, e) {e este elementul curent referit de iterator}
@ tipăreşte e {se tipăreşte elementul curent}
următor(i) {iteratorul referă următorul element} sfcât
sf-tipărire
Observație
Menționăm faptul că nu este o modalitate unanim acceptată pentru specificarea
operațiilor. Spre exemplu, pentru operația adaugăSfarsit din interfața TAD Lista, o altă
modalitate corectă de specificare ar fi una dintre cele de mai jos:
adaugăSfarsit (l, e)
desc.: se adaugă un element la sfârşitul listei
pre: l∈L, e∈TElement
post: l’∈L, l’ = l ∪ {e}, e este pe ultima poziție ȋn l’
adaugăSfarsit (l, e)
descriere: se adaugă un element la sfârşitul listei
pre: l∈L, e∈TElement
post: l∈L, l este modificată prin adăugarea lui e la sfârşit și păstrarea celorlate
elemente pe pozițiile lor
1.5.2. Dicţionare
Dicţionarele reprezintă containere conţinând elemente sunt forma unor perechi (cheie,
valoare). Dicţionarele păstrează elemente în aşa fel încât ele să poată fi uşor localizate
folosind chei. Operaţiile de bază pe dicţionare sunt căutare, adăugare şi ştergere elemente.
Într-un dicţionar cheile sunt unice şi în general, o cheie are o unică valoare asociată.
Aplicaţii ale dicţionarelor sunt multiple. Spre exemplu:
• Informaţii despre conturi bancare: fiecare cont este un obiect identificat printr-un
număr de cont (considerat cheia elementului) şi informaţii adiţionale (numele şi
adresa deţinătorului contului, informaţii despre depozite, etc). Informaţiile adiţionale
vor fi considerate ca fiind valoarea elementului.
• Informaţii despre abonaţi telefonici: fiecare abonat este un obiect identificat printr-un
număr de telefon (considerat cheia elementului) şi informaţii adiţionale (numele şi
adresa abonatului, informaţii auxiliare, etc). Informaţiile adiţionale vor fi considerate
ca fiind valoarea elementului.
• Informaţii despre studenţi: fiecare student este un obiect identificat printr-un număr
matricol (considerat cheia elementului) şi informaţii adiţionale (numele şi adresa
37
studentului, informaţii auxiliare, etc). Informaţiile adiţionale vor fi considerate ca
fiind valoarea elementului.
Dăm în continuare specificaţia Tipului Abstract de Date Dicţionar.
Tipul Abstract de Date DICŢIONAR
domeniu
D={d | d este un dicţionar cu elemente e = (c, v), c de tip TCheie, v de tip TValoare}
operaţii (interfaţa minimală)
creează(d)
descriere: se creează un dicţionar vid
pre: true
post:d∈D, d este dicţionarul vid (fără elemente)
adaugă(d, c, v)
descriere: se adaugă un element în dicţionar
pre: d∈D, c∈TCheie, v∈TValoare
post: d’∈D, d’=d∪{c, v} (se adaugă în dicţionar perechea (c, v))
caută(d, c)
descriere: se adaugă un element în dicţionar (după cheie)
pre: d∈D, c∈TCheie
post: caută= v∈TValoare dacă (c,v)∈d
elementul nul al TValoare în caz contrar
şterge(d, c)
descriere: se adaugă un element în dicţionar (după cheie)
pre: d∈D, c∈TCheie
post: şterge= v∈TValoare dacă (c,v)∈d, d’ este d din care a fost șters
perechea (c,v)
elementul nul al TValoare în caz contrar
dim(d)
descriere: funcţie care returnează numărul de elemente din listă
pre: d∈D
post: dim= dimensiunea dicţionarului d (numărul de elemente) ∈N*
vid(d)
descriere: funcţie care verifică dacă dicţionarul este vid
pre: d∈D
post: vid= adevărat în cazul în care d e dicţionarul vid
fals în caz contrar
chei(d, m)
descriere: se determină mulţimea cheilor din dicţionar
pre: d∈D
post: m∈M, m este mulţimea cheilor din dicţionarul d
valori(d, c)
38
descriere: se determină colecţia valorilor din dicţionar
pre: d∈D
post: c∈Col, c este colecţia valorilor din dicţionarul d
perechi(d, m)
descriere: se determină mulţimea perechilor (cheie, valoare) din dicţionar
pre: d∈D
post: m∈M, m este mulţimea perechilor (cheie, valoare) din dicţionarul d
iterator(d, i)
descriere: se creează un iterator pe dicţionar
pre: d∈ D
post:i∈ I, i este iterator pe dicţionarul d
distruge(d)
descriere: distruge un dicţionar
pre: d∈ D
post: dicţionarul d a fost distrus
Reamintim modul în care va putea fi tipărit un dicţionar (ca orice alt container care
poate fi iterat) folosind iteratorul construit pe baza operaţiei iterator din interfaţa
dicţionarului.
Subalgoritmul tipărire(d) este:
{pre: d este un dicţionar}
{post: se tipăresc elementele dicţionarului}
iterator(d, i) {se obţine un iterator pe dicţionarul d}
Câttimp valid(i) execută {cât timp iteratorul e valid}
element(i, e) {e este elementul curent referit de iterator}
@ tipăreşte e {se tipăreşte elementul curent}
următor(i) {iteratorul referă următorul element}
sfcât
sf-tipărire
1.6. Probleme propuse
1. Scrieţi un program într-unul din limbajele de programare Python, C++, Java, C# care:
a. Defineşte o clasă B având un atribut b de tip întreg şi o metodă de tipărire care
afişează atributul b la ieşirea standard.
b. Defineşte o clasă D derivată din B având un atribut d de tip şir de caractere şi de
asemenea o metodă de tipărire pe ieşirea standard care va afişa atributul b din
clasa de bază şi atributul d.
c. Defineşte o funcţie care construieşte o listă conţinând: un obiect o1 de tip B având
b egal cu 8; un obiect o2 de tip D având b egal cu 5 şi d egal cu ″D5″; un obiect o3
de tip B având b egal cu -3; un obiect o4 de tip D având b egal cu 9 şi d egal cu
″D9″.
d. Defineşte o funcţie care primeşte o listă cu obiecte de tip B şi returnează o listă
doar cu obiectele care satisfac proprietatea: b>6.
e. Pentru tipul de dată listă utilizat în program, scrieţi specificaţiile operaţiilor
folosite.
39
Se pot folosi biblioteci existente pentru structuri de date (Python, C++, Java, C#). Nu se
cere implementare pentru operaţiile listei.
2. Scrieţi un program într-unul din limbajele de programare Python, C++, Java, C# care:
a. Defineşte o clasă B având un atribut b de tip întreg şi o metodă de tipărire care
afişează atributul b la ieşirea standard.
b. Defineşte o clasă D derivată din B având un atribut d de tip şir de caractere şi de
asemenea o metodă de tipărire pe ieşirea standard care va afişa atributul b din
clasa de bază şi atributul d.
c. Defineşte o funcţie care construieşte un dicţionar conţinând: un obiect o1 de tip B
având b egal cu 8; un obiect o2 de tip D având b egal cu 5 şi d egal cu ″D5″; un
obiect o3 de tip B având b egal cu -3; un obiect o4 de tip D având b egal cu 9 şi d
egal cu ″D9″. (cheia unui obiect din dicţionar este valoarea b, iar valoarea
asociată cheii este obiectul).
d. Defineşte o funcţie care primeşte un dicţionar cu obiecte de tip B şi verifică dacă
în dicţionar există un obiect care satisface proprietatea: b>6.
e. Pentru tipul de dată dicţionar utilizat în program, scrieţi specificaţiile operaţiilor
folosite.
Se pot folosi biblioteci existente pentru structuri de date (Python, C++, Java, C#). Nu se
cere implementare pentru operaţiile dicţionarului.
40
2. Baze de date
2.1. Baze de date relaţionale. Primele trei forme normale ale unei
relaţii
2.1.1. Modelul relaţional
Modelul relaţional de organizare a bazelor de date a fost introdus de E.F.Codd în 1970
şi este cel mai studiat şi mai mult folosit model de organizare a bazelor de date. In continuare
se va face o scurtă prezentare a acestui model.
Fie A1, A2, ..., An o mulţime de atribute (coloane, constituanţi, nume de date, etc.) şi
Di = Dom(Ai ) ∪ {?} domeniul valorilor posibile pentru atributul Ai, unde prin “?” s-a notat
valoarea de “nedefinit” (null). Valoarea de nedefinit se foloseşte pentru a verifica dacă unui
atribut i s-a atribuit o valoare sau el nu are valoare (sau are valoarea “nedefinit”). Această
valoare nu are un anumit tip de dată, se pot compara cu această valoare atribute de diferite
tipuri (numerice, şiruri de caractere, date calendaristice, etc.).
Plecând de la mulţimile astfel introduse, se poate defini o relaţie de gradul n sub
forma următoare:
... , 1 2 n R ⊆ D × D × × D
şi poate fi considerată ca o mulţime de vectori cu câte n valori, câte o valoare pentru fiecare
din atributele Ai. O astfel de relaţie se poate memora printr-un tabel de forma:
R A1 ... Ai .. An
r1 a11 ... a1j ... a1n
... ... ... ... ... ...
ri ai1 ... aij ... ain
... ... ... ... ... ...
rm am1 ... amj ... amn
unde liniile din acest tabel formează elementele relaţiei, sau tupluri, sau înregistrări, care
în general sunt distincte, şi a D , j 1,..., n, i 1,...,m. ij j ∈ = = Deoarece modul în care se
evidenţiază elementele relaţiei R de mai sus seamănă cu un tabel, relaţia se mai numeşte şi
tabel. Pentru a pune în evidenţă numele relaţiei (tabelului) şi lista atributelor vom nota
această relaţie cu:
[ ] n R A , A ,..., A 1 2 .
Modelul relaţional al unei baze de date constă dintr-o colecţie de relaţii ce variază în
timp (conţinutul relaţiilor se poate schimba prin operaţii de adăugare, ştergere şi actualizare).
O bază de date relaţională constă din trei părţi:
1. Datele (relaţii sau tabele, legături între tabele) şi descrierea acestora;
41
2. Reguli de integritate (pentru a memora numai valori corecte în relaţii);
3. Operatori de gestiune a datelor.
Exemplul 1. STUDENTI [NUME, ANUL_NASTERII, ANUL_DE_STUDIU],
cu următoarele valori posibile:
NUME ANUL_NASTERII ANUL_DE_STUDIU
Pop Ioan 1985 2
Barbu Ana 1987 1
Dan Radu 1986 3
Exemplul 2. CARTE [AUTORI, TITLU, EDITURA, AN_APARITIE],
cu valorile:
AUTORI TITLU EDITURA AN_APARITIE
Date, C.J. An Introduction to Database
Systems
Addison-Wesley
Publishing Comp.
2004
Ullman, J.,
Widom, J.
A First Course in Database Systems Addison-Wesley +
Prentice-Hall
2011
Helman, P. The Science of Database
Management
Irwin, SUA 1994
Ramakrishnan, R. Database Management
Systems
McGraw-Hill 2007
Pentru fiecare relaţie se poate preciza un atribut sau o colecţie de atribute, din cadrul
relaţiei, numit cheie, cu rol de identificare a elementelor relaţiei (cheia ia valori diferite
pentru înregistrări diferite din relaţie, deci fiecare înregistrare se poate identifica prin
valoarea cheii). Dacă se dă câte o valoare pentru atributele din cheie, se poate determina linia
(una singură) în care apar aceste valori. Vom presupune că nici o submulţime de atribute din
cheie nu este cheie. Deoarece toate elementele relaţiei sunt diferite, o cheie există totdeauna
(în cel mai rău caz cheia este formată din toate atributele relaţiei). Pentru exemplul 1 se poate
alege NUME ca şi cheie (atunci în baza de date nu pot exista doi studenţi cu acelaşi nume),
iar pentru exemplul 2 se poate alege grupul de atribute {AUTORI, TITLU, EDITURA,
AN_APARITIE} ca şi cheie, sau să se introducă un nou atribut (de exemplu COTA) pentru
identificare.
Pentru anumite relaţii pot fi alese mai multe chei. Una dintre chei (un atribut simplu sau
un atribut compus din mai multe atribute simple) se alege cheie principală (primară), iar
celelalte se vor considera chei secundare. Sistemele de gestiune a bazelor de date nu permit
existenţa a două elemente distincte într-o relaţie cu aceeaşi valoare pentru oricare cheie
(principală sau secundară), deci precizarea unei chei constituie o restricţie pentru baza de
date.
Exemplul 3. ORAR [ZI, ORA, SALA, PROFESOR, CLASA, DISCIPLINA],
cu orarul pe o săptămână. Se pot alege ca şi chei următoarele mulţimi de atribute:
{ZI, ORA, SALA}; {ZI, ORA, PROFESOR}; {ZI, ORA, CLASA}.
Valorile unor atribute dintr-o relaţie pot să apară în altă relaţie. Plecând de la o relaţie
R2 se pot căuta înregistrările dintr-o relaţie R1 după valorile unui astfel de atribut (simplu
sau compus). In relaţia R2 se stabileşte un atribut A, numit cheie externă. Valorile
42
atributului A se caută printre valorile cheii din relaţia R1. Cele două relaţii R1 şi R2 nu este
obligatoriu să fie distincte.
Exemplu:
CLASE [cod, profil]
ELEVI [nrmatricol, nume, clasa, datanasterii].
Legătura o putem stabili între relaţia CLASE (considerată ca părinte pentru legătură) şi
relaţia ELEVI (ca membru pentru legătură) prin egalitatea CLASE.cod=ELEVI.clasa. Unei
anumite clase (memorată în relaţia CLASE), identificată printr-un cod, îi corespund toţi
elevii din clasa cu codul respectiv.
Prin cheie externă se pot memora legături 1:n între entităţi: la o clasă corespund
oricâţi elevi, iar unui elev îi este asociată cel mult o clasă.
Cheia externă se poate folosi şi pentru a memora legături m:n între entităţi.
Fie două entităţi: discipline şi studenţi. La o disciplină sunt "inscrişi" mai mulţi studenţi, iar
un student are asociate mai multe discipline. Varianta de memorare cuprinde o relaţie
intermediară.
Pentru ca valorile dintr-o bază de date să fie corecte, la definirea bazei de date se pot
preciza anumite restricţii de intergritate (ele sunt verificate de sistemul de gestiune a bazei
de date la modificarea datelor din tabele). Aceste restricţii se referă la o coloană, la un tabel,
la o legătură între două tabele:
• restricţii asociate coloanei:
o Not Null - coloana nu poate să primească valori nedefinite
o Primary Key - coloana curentă se defineşte cheia primară
o Unique - valorile coloanei sunt unice
v v
R1 chei R2
A=cheie externă
43
o Check(condiţie) - se dă condiţia pe care trebuie să o îndeplinească valorile
coloanei (condiţii simple, care au valoarea true sau false)
o Foreign Key REFERENCES tabel_parinte [(nume_coloana)] [On Update actiune]
[On Delete actiune] - coloana curentă este cheie externă
• restricţii asociate tabelului:
o Primary key(lista coloane) - definirea cheii primare pentru tabel
o Unique(lista coloane) - valorile sunt unice pentru lista de coloane precizată
o Check(condiţie) - pentru a preciza condiţia pe care trebuie să o îndeplinească
valorile unei linii
o Foreign Key nume_cheie_externa(lista_coloane) REFERENCES tabel_parinte
[(lista_coloane)] [On Update actiune] [On Delete actiune] - se defineşte cheia
externă
2.1.2. Primele trei forme normale ale unei relaţii
In general anumite date se pot reprezenta în mai multe moduri prin relaţii (la modelul
relaţional). Pentru ca aceste date să se poată prelucra cât mai simplu (la o operaţie de
actualizare a datelor să nu fie necesare teste suplimentare) este necesar ca relaţiile în care se
memorează datele să verifice anumite condiţii (să aibă un anumit nivel de normalizare).
Până în prezent se cunosc mai multe forme normale pentru relaţii, dintre care cele mai
cunoscute sunt: 1NF, 2NF, 3NF, BCNF, 4NF, 5NF. Avem următoarele incluziuni pentru
relaţii în diferite forme normale:
Dacă o relaţie nu este de o anumită formă normală, atunci ea se poate descompune în
mai multe relaţii de această formă normală.
Definiţie. Pentru descompunerea unei relaţii se foloseşte operatorul de proiecţie. Fie
R[A1, A2 ,..., An ] o relaţie şi { } i i i p A , A ,..., A
1 2
α = o submulţime de atribute,
{ } α ⊂ A1, A2 ,..., An . Prin proiecţia relaţiei R pe α se înţelege relaţia:
' [ , ,..., ] ( ) { }( ),
, ,..., 1 2
1 2 =Π =Π
i i i p i i ip A A A R A A A α R R ,
unde:
( , ,..., ) ( ) [ ] ( , ,..., ) '
1 2 1 2 r a a a R r r a a a R
n i i i p ∀ = ∈ ⇒Π = α = ∈ α ,
şi toate elementele din R' sunt distincte.
5NF
4NF
BCNF
3NF
2NF
1NF
44
Definiţie. Pentru compunerea relaţiilor se foloseşte operatorul de join natural. Fie
R[α ,β ], S[β ,γ ] două relaţii peste mulţimile de atribute α ,β ,γ , α ∩γ =Ø. Prin joinul
natural al relaţiilor R şi S se înţelege relaţia:
∗ [ , , ] = {(Π ( ),Π ( ),Π ( )) ∈ , ∈ Π ( ) =Π ( )}.
α β γ β γ
R S α β γ r r s r R s S si r s
O relaţie R se poate descompune în mai multe relaţii noi R1, R2 ,...,Rm . Această
descompunere este bună dacă R = R1 ∗ R2 ∗...∗ Rm, deci datele din R se pot obţine din
datele memorate în relaţiile R1, R2 ,...,Rm şi nu apar date noi prin aceste operaţii de
compunere.
Exemplu de descompunere care nu este bună: fie relaţia:
ContracteStudiu[Student ,CadruDidactic, Disciplina],
şi două noi relaţii obţinute prin proiecţia acestei relaţii: SC[Student, CadruDidactic] şi
CD[CadruDidactic, Disciplina]. Presupunem că pentru relaţia iniţială avem următoarele
valori:
R Student CadruDidactic Disciplina
r1 s1 c1 d1
r2 s2 c2 d2
r3 s1 c2 d3
Folosind definiţia proiecţiei se obţin următoarele valori pentru cele două relaţii obţinute
din R şi pentru joinul natural al acestor relaţii:
SC Student CadruDidactic
r1 s1 c1
r2 s2 c2
r3 s1 c2
CD CadruDidactic Disciplina
r1 c1 d1
r2 c2 d2
r3 c2 d3
SC*CD Student CadruDidactic Disciplina
r1 s1 c1 d1
r2 s2 c2 d2
? s2 c2 d3
? s1 c2 d2
r3 s1 c2 d3
Se observă că în relaţia SC*CD se obţin înregistrări suplimentare faţă de relaţia iniţială, deci
descompunerea sugerată nu este bună.
Observaţie. Prin atribut simplu vom înţelege un atribut oarecare din relaţie, iar prin
atribut compus vom înţelege o mulţime de atribute (cel puţin două) din relaţie.
45
Este posibil ca în diverse aplicaţii practice să apară atribute (simple sau compuse) ce
iau mai multe valori pentru un element din relaţie. Aceste atribute formează un atribut
repetitiv.
Exemplul 4. Fie relaţia:
STUDENT [NUME, ANULNASTERII, GRUPA, DISCIPLINA, NOTA],
cu atributul NUME ca şi cheie. In acest exemplu perechea {DISCIPLINA, NOTA} este un
grup repetitiv. Putem avea următoarele valori în această relaţie:
NUME ANULNASTERII GRUPA DISCIPLINA NOTA
Pop Ioan 1998 221 Baze de date
Sisteme de operare
Probabilităţi
10
9
8
Mureşan Ana 1999 222 Baze de date
Sisteme de operare
Probabilităţi
Proiect individual
8
7
10
9
Exemplul 5. Fie relaţia:
CARTE [Cota, NumeAutori, Titlu, Editura, AnApariţie, Limba, CuvinteCheie],
cu atributul Cota ca şi cheie şi atributele repetitive NumeAutori şi CuvinteCheie. Atributul
Cota poate avea o semnificaţie efectivă (să existe o cotă asociată la fiecare carte) sau să fie
introdus pentru existenţa cheii (valorile să fie distincte, eventual pot să fie generate automat).
Grupurile repetitive crează foarte multe greutăţi în memorarea diverselor relaţii şi din
această cauză se încearcă evitarea lor, fără însă a pierde date. Dacă R[A] este o relaţie, unde
A este mulţimea atributelor, iar α formează un grup repetitiv (atribut simplu sau compus),
atunci R se poate descompune în două relaţii fără ca α să fie atribut repetitiv. Dacă C este o
cheie pentru relaţia R, atunci cele două relaţii în care se descompune relaţia R sunt:
[ ] Π ( ) ∪ ∪ = α α
C
R' C R şi [ ] Π ( ) − − = α α
A
R'' A R .
Exemplul 6. Relaţia STUDENT din exemplul 4 se descompune în următoarele două
relaţii:
DATE_GENERALE [NUME, ANULNASTERII, GRUPA],
REZULTATE [NUME, DISCIPLINA, NOTA].
Exemplul 7. Relaţia CARTE din exemplul 5 se descompune în următoarele trei relaţii
(în relaţia CARTE există două grupuri repetitive):
CARTI [Cota, Titlu, Editura, AnApariţie, Limba],
AUTORI [Cota, NumeAutor],
CUVINTE_CHEIE [Cota, CuvântCheie].
Observaţie. Dacă o carte nu are autori sau cuvinte cheie asociate, atunci ea va avea
câte o înregistrare în relaţiile AUTORI sau CUVINTE_CHEIE în care al doilea atribut are
valoarea null. Dacă se doreşte eliminarea acestor înregistrări, atunci relaţia CARTE nu se va
putea obţine din cele trei relaţii numai prin join natural (sunt necesari operatori de join
extern).
Definiţie. O relaţie este de prima formă normală (1NF) dacă ea nu conţine grupuri
(de atribute) repetitive.
46
Sistemele de gestiune a bazelor de date relaţionale permit descrierea numai a relaţiilor
ce se află în 1NF. Există şi sisteme ce permit gestiunea relaţiilor non-1NF (exemplu Oracle,
unde o coloană poate fi un obiect sau o “colecţie” de date, sau mai recent bazele de date
NoSQL).
Următoarele forme normale ale unei relaţii utilizează o noţiune foarte importantă, şi
anume dependenţa funcţională dintre diverse submulţimi de atribute. Stabilirea
dependenţelor funcţionale este o sarcină a administratorului bazei de date şi depinde de
semnificaţia (semantica) datelor ce se memorează în relaţie. Operaţiile de actualizare a
datelor din relaţie (înserare, ştergere, modificare) nu trebuie să modifice dependenţele
funcţionale (dacă pentru relaţie există astfel de dependenţe).
Definiţie. Fie R[A1, A2 ,..., An ] o relaţie şi { } α ,β ⊂ A1, A2 ,..., An două submulţimi de
atribute. Atributul (simplu sau compus) β este dependent funcţional de atributul α (simplu
sau compus), notaţie: α →β , dacă şi numai dacă fiecare valoare a lui α din R are asociată
o valoare precisă şi unică pentru β (această asociere este valabilă “tot timpul” existenţei
relaţiei R). O valoare oarecare a lui α poate să apară în mai multe linii ale lui R şi atunci
fiecare dintre aceste linii conţine aceeaşi valoare pentru atributul β , deci:
Π ( ) =Π ( ) α α r r' implică Π ( ) =Π ( ) β β r r' .
Valoarea α din implicaţia (dependenţa) α →β se numeşte determinant, iar β este
determinat.
Observaţie. Dependenţa funcţională se poate folosi ca o proprietate (restricţie) pe care
baza de date trebuie să o îndeplinească pe perioada existenţei acesteia: se adaugă, elimină,
modifică elemente în relaţie numai dacă dependenţa funcţională este verificată.
Existenţa unei dependenţe funcţionale într-o relaţie înseamnă că anumite asocieri de
valori se memorează de mai multe ori, deci apare o redundanţă. Pentru exemplificarea unor
probleme care apar vom lua relaţia următoare, care memorează rezultatele la examene pentru
studenţi:
Exemplul 8. EXAMEN [NumeStudent, Disciplina, Nota, CadruDidactic],
unde cheia este {NumeStudent, Disciplina}. Deoarece unei discipline îi corespunde un singur
cadru didactic, iar unui cadru didactic pot să-i corespundă mai multe discipline, putem cere ca
să fie îndeplinită restricţia (dependenţa) {Disciplina}→{CadruDidactic}.
Examen NumeStudent Disciplina Nota CadruDidactic
1 Alb Ana Matematică 10 Rus Teodor
2 Costin Constantin Istorie 9 Popa Horea
3 Alb Ana Istorie 8 Popa Horea
4 Enisei Elena Matematică 9 Rus Teodor
5 Frişan Florin Matematică 10 Rus Teodor
Dacă păstrăm o astfel de dependenţă funcţională, atunci pot apare următoarele probleme:
• Risipă de spaţiu: aceleaşi asocieri se memorează de mai multe ori. Legătura dintre
disciplina de Matematică şi profesorul Rus Teodor este memorată de trei ori, iar dintre
disciplina Istorie şi profesorul Popa Horea se memorează de două ori.
• Anomalii la actualizare: schimbarea unei date ce apare într-o asociere implică efectuarea
acestei modificări în toate asocierile (fără a se şti câte astfel de asocieri există), altfel baza
47
de date va conţine erori (va fi inconsistentă). Dacă la prima înregistrare se schimbă
valoarea atributului CadruDidactic şi nu se face aceeaşi modificare şi la înregistrările 4 şi
5, atunci modificarea va introduce o eroare în relaţie.
• Anomalii la înserare: la adăugarea unei înregistrări trebuie să se cunoască valorile
atributelor, nu se pot folosi valori nedefinite pentru atributele implicate în dependenţele
funcţionale.
• Anomalii la ştergere: la ştergerea unor înregistrări se pot şterge şi asocieri (între valori)
ce nu se pot reface. De exemplu, dacă se şterg înregistrările 2 şi 3, atunci asocierea dintre
Disciplina şi CadruDidactic se pierde.
Anomaliile de mai sus apar datorită existenţei unei dependenţe funcţionale între
mulţimi de atribute. Pentru a elimina situaţiile amintite trebuie ca aceste dependenţe
(asocieri) de valori să se păstreze într-o relaţie separată. Pentru aceasta este necesar ca relaţia
iniţială să se descompună, fără ca prin descompunere să se piardă date sau să se introducă
date noi prin compunerea de relaţii (trebuie ca descompunerea "să fie bună"). O astfel de
descompunere se face în momentul proiectării bazei de date, când se pot stabili dependenţele
funcţionale.
Observaţii. Se pot demonstra uşor următoarele proprietăţi simple pentru dependenţele
funcţionale:
1. Dacă C este o cheie pentru R[A1, A2 ,..., An ], atunci { } C →β , ∀β ⊂ A1, A2 ,..., An .
2. Dacă β ⊆α , atunci α →β , numită dependenţa funcţională trivială sau reflexivitatea.
α β β β
β α
α α Π = Π ⇒ Π = Π ⇒ →
⊂
( ) ( ) ( ) ( ) r1 r2 r1 r2
3. Dacă α →β , atunci γ →β , ∀γ cu α ⊂γ .
γ β β β
α β
α α
α γ
γ γ Π = Π ⇒ Π = Π ⇒ Π = Π ⇒ →
⊂ →
( ) ( ) ( ) ( ) ( ) ( ) r1 r2 r1 r2 r1 r2
4. Dacă α →β şi β →γ , atunci α →γ , care este proprietatea de tranzitivitate a
dependenţei funcţionale.
α γ γ γ
β γ
β β
α β
α α Π = Π ⇒ Π = Π ⇒ Π = Π ⇒ →
→ →
( ) ( ) ( ) ( ) ( ) ( ) r1 r2 r1 r2 r1 r2
5. Dacă α →β şi γ ⊂ A, atunci αγ →βγ , unde αγ =α ∪γ .
( ) ( )
( ) ( )
Definiţie. Un atribut A (simplu sau compus) se numeşte prim dacă există o cheie C şi
A⊂C (C este o cheie compusă, sau A este chiar o cheie a relaţiei). Dacă un atribut nu este
inclus în nici o cheie, atunci se numeşte neprim.
Definiţie. Fie [ ] R A1, A2 ,..., An şi { } α ,β ⊂ A1, A2 ,..., An . Atributul β este complet
dependent funcţional de α dacă β este dependent funcţional de α (deci α →β ) şi nu
este dependent funcţional de nici o submulţime de atribute din α (∀γ ⊂α,δ →β nu este
adevărat).
Observaţie. Dacă atributul β nu este complet dependent funcţional de α (deci
este dependent de o submulţime a lui α ), atunci α este un atribut compus.
Definiţie. O relaţie este de a doua formă normlă (2NF) dacă:
• este de prima formă normală,
48
• orice atribut neprim (simplu sau compus) (deci care nu este inclus într-o cheie) este
complet dependent funcţional de oricare cheie a relaţiei.
Observaţie. Dacă o relaţie este de prima formă normală (1NF) şi nu este de a doua
formă normală (2NF), atunci are o cheie compusă (dacă o relaţie nu este de a doua formă
normală, atunci există o dependenţă funcţională α →β cu α atribut inclus într-o cheie).
Pentru a preciza modul de descompunere pentru cazul general, fie [ ] R A1, A2,..., An o
relaţie şi { } C ⊂ A = A1, A2 ,..., An o cheie. Presupunem că există β ⊂ A, β ∩C =Ø (β este
un atribut necheie), β dependent funcţional de α ⊂ C (β este complet dependent
funcţional de o submulţime strictă de atribute din cheie). Dependenţa α →β se poate
elimina dacă relaţia R se descompune în următoarele două relaţii:
[ ] Π[ ]( ) ∪ ∪ = α β R' α β R şi [ ] Π ( ) − − = β β
A
R'' A R .
Vom analiza relaţia din exemplul 8:
EXAMEN [NumeStudent, Disciplina, Nota, CadruDidactic],
unde cheia este {NumeStudent, Disciplina} şi există dependenţa funcţională (restricţia)
{Disciplina}→{CadruDidactic}. De aici deducem că atributul CadruDidactic nu este
complet dependent funcţional de o cheie, deci relaţia EXAMEN nu este de a doua formă
normală. Eliminarea acestei dependenţe funcţionale se poate face prin descompunerea relaţiei
în următoarele relaţii:
APRECIERI [NumeStudent, Disciplina, Nota];
STAT_FUNCTII [Disciplina, CadruDidactic].
Exemplul 9. Presupunem că pentru memorarea contractelor de studiu se foloseşte
relaţia:
CONTRACTE[Nume, Prenume, CNP, CodDisciplina, DenumireDisciplina].
Cheia relaţiei este {CNP,CodDisciplina}. In relaţie mai există două dependenţe funcţionale:
{CNP} →{Nume, Prenume} şi {CodDisciplina}→{DenumireDisciplina}. Pentru eliminarea
acestor dependenţe se descompune relaţia în următoarele:
STUDENTI [CNP, Nume, Prenume],
INDRUMATORI [CodDisciplina, DenumireDisciplina],
CONTRACTE [CNP, CodDisciplina].
Pentru a treia formă normală este necesară noţiunea de dependenţă tranzitivă.
Definiţie. Un atribut Z este tranzitiv dependent de atributul X dacă ∃Y încât X→Y,
Y→Z, iar Y→X nu are loc şi Z nu este inclus în X ∪Y .
Definiţie. O relaţie este de a treia formă normală (3NF) dacă este 2NF şi orice
atribut neprim nu este tranzitiv dependent de oricare cheie a relaţiei.
Dacă C este o cheie şi β un atribut tranzitiv dependent de cheie, atunci există un
atribut α care verifică: C →α (dependenţă care este verificată totdeauna) şi α →β .
Deoarece relaţia este 2NF, obţinem că β este complet dependent de C, deci α ⊄ C . De aici
deducem că o relaţie ce este 2NF şi nu este 3NF are o dependenţă α →β , iar α este atribut
neprim. Această dependenţă se poate elimina prin descompunerea relaţiei R în mod
asemănător ca la eliminarea dependenţelor de la 2NF.
49
Exemplul 10. Rezultatele obţinute de absolvenţi la lucrarea de licenţă sunt trecute în
relaţia:
LUCRARI_LICENTA [NumeAbsolvent, Nota, CadruDidIndr, Departament].
Aici se memorează numele cadrului didactic îndrumător şi denumirea departamentului la care
se află acesta. Deoarece se introduc date despre absolvenţi, câte o înregistrare pentru un
absolvent, putem să stabilim că NumeAbsolvent este cheia relaţiei. Din semnificaţia
atributelor incluse în relaţie se observă următoarea dependenţă funcţională:
{CadruDidIndr}→{Departament}.
Din existenţa acestei dependenţe funcţionale se deduce că relaţia nu este de 3NF.
Pentru a elimina dependenţa funcţională, relaţia se poate descompune în următoarele două
relaţii:
REZULTATE [NumeAbsolvent, Nota, CadruDidIndr]
INDRUMATORI [CadruDidIndr, Departament].
Exemplul 11. Presupunem că adresele unui grup de persoane se memorează în următoarea
relaţie:
ADRESE [CNP, Nume, Prenume, CodPostal, LocalitateDomiciliu, Strada, Nr].
Cheia relaţiei este {CNP}. Deoarece la unele localităţi codul poştal se stabileşte la nivel de
stradă, sau chiar poţiuni de stradă, există dependenţa funcţională:
{CodPostal}→{LocalitateDomiciliu}.
Deoarece există această dependenţă funcţională, deducem că relaţia ADRESE nu este de a
treia formă normală, deci este necesară descompunerea ei.
Exemplul 12. Să considerăm următoarea relaţie care memorează o eventuală planificare a
studenţilor pentru examene:
PLANIFICARE_EX [Data, Ora, Cadru_did, Sala, Grupa],
cu următoarele restricţii (cerinţe care trebuie respectate) şi care se transpun în definirea de
chei sau de dependenţe funcţionale:
1. Un student dă maximum un examen într-o zi, deci {Grupa, Data} este cheie.
2. Un cadru didactic are examen cu o singură grupă la o anumită oră, deci {Cadru_did, Data,
Ora} este cheie.
3. La un moment dat într-o sală este planificat cel mult un examen, deci {Sala, Data, Ora}
este cheie.
4. Intr-o zi cadrul didactic nu schimbă sala, în sala respectivă pot fi planificate şi alte
examene, dar la alte ore, deci există următoarea dependenţă funcţională:
{Cadru_did, Data} → {Sala}
Toate atributele din această relaţie apar în cel puţin o cheie, deci nu există atribute
neprime. Având în vedere definiţia formelor normale precizate până acuma, putem spune că
relaţia este în 3NF. Pentru a elimina şi dependenţele funcţionale de tipul celor pe care le
avem în exemplul de mai sus s-a introdus o nouă formă normală:
Definiţie. O relaţie este în 3NF Boyce-Codd, sau BCNF, dacă orice determinant
(pentru o dependenţă funcţională) este cheie, deci nu există dependenţe funcţionale α →β
astfel încât α să nu fie cheie.
50
Pentru a elimina dependenţa funcţională amintită mai sus trebuie să facem următoarea
descompunere pentru relaţia PLANIFICARE_EX:
PLANIFICARE_EX [Data, Cadru_did, Ora, Student],
REPARTIZARE_SALI [Cadru_did, Data, Sala].
După această descompunere nu mai există dependenţe funcţionale, deci relaţiile sunt de
tipul BCNF, dar a dispărut cheia asociată restricţiei precizate la punctul 3 de mai sus: {Sala,
Data, Ora}. Dacă se mai doreşte păstrată o astfel de restricţie, atunci ea trebuie verificată
altfel (de exemplu, prin program).
2.2. Interogarea BD cu operatori din algebra relaţională
Pentru a explica limbajul de interogare (cererea de date) bazat pe algebra relaţiilor vom
preciza la început tipurile de condiţii ce pot apare în cadrul diferiţilor operatori relaţionali.
1. Pentru a verifica dacă un atribut îndeplineşte o condiţie simplă se face compararea acestuia
cu o anumită valoare, sub forma:
nume atribut operator_relaţional valoare
2. O relaţie cu o singură coloană poate fi considerată ca o mulţime. Următoarea condiţie
testează dacă o anumită valoare aparţine sau nu unei mulţimi:
nume_atribut
  
  
IS NOT IN
IS IN
relaţie_cu_o_coloană
3. Două relaţii (considerate ca mulţimi de înregistrări) se pot compara prin operaţiile de
egalitate, diferit, incluziune, neincluziune. Intre două relaţii cu acelaşi număr de
coloane şi cu aceleaşi tipuri de date pentru coloane (deci între două mulţimi
comparabile) putem avea condiţii de tipul următor:
relaţie
 

 


 

 


<>
=
IS NOT IN
IS IN
relaţie
4. Tot condiţie este şi oricare din construcţiile următoare:
(condiţie)
NOT condiţie
condiţie1 AND condiţie2
condiţie1 OR condiţie2
unde condiţie, condiţie1, condiţie2 sunt condiţii de tipurile 1-4.
In primul tip de condiţie apare construcţia 'valoare', care poate fi una din tipurile
următoare. Pentru fiecare construcţie se ia în valoare o anumită relaţie curentă, care rezultă
din contextul în care apare aceasta.
• nume_atribut - care precizează valoarea atributului dintr-o înregistrare curentă. Dacă
precizarea numai a numelui atributului crează ambiguitate (există mai multe relaţii
curente care conţin câte un atribut cu acest nume), atunci se va face o calificare a
atributului cu numele relaţiei sub forma: relaţie.atribut.
51
• expresie - dacă se evaluează expresia, iar dacă apar şi denumiri de atribute, atunci acestea
se iau dintr-o înregistrare curentă.
• COUNT(*) FROM relaţie - precizează numărul de înregistrări din relaţia specificată.
• ([DISTINCT ] nume atribut )
MIN
MAX
AVG
SUM
COUNT
_
  

  


  

  


- care determină o valoare plecând de la toate
înregistrările din relaţia curentă. La determinarea acestei valori se iau toate valorile
atributului precizat ca argument (din toate înregistrările), sau numai valorile distincte,
după cum lipseşte sau apare cuvântul DISTINCT. Valorile astfel determinate sunt:
numărul de valori (pentru COUNT), suma acestor valori (apare SUM, valorile trebuie să
fie numerice), valoarea medie (apare AVG, valorile trebuie să fie numerice), valoarea
maximă (apare MAX), respectiv valoarea minimă (apare MIN).
In continuare se vor preciza operatorii care se pot folosi pentru interogarea bazelor
de date relaţionale.
• Selecţia (sau proiecţia orizontală) a unei relaţii R - determină o nouă relaţie ce are aceeaşi
schemă cu a relaţiei R. Din relaţia R se iau numai înregistrările care îndeplinesc o
condiţie c. Notaţia pentru acest operator este: c (R) σ .
• Proiecţia (sau proiecţia verticală) - determină o relaţie nouă ce are atributele precizate
printr-o mulţime α de atribute. Din fiecare înregistrare a unei relaţii R se determină numai
valorile atributelor incluse în mulţimea α. Mulţimea α de atribute se poate extinde la o
mulţime de expresii (în loc de o mulţime de atribute), care precizează coloanele relaţiei
care se construieşte. Notaţia pentru acest operator este: Πα (R) .
• Produsul cartezian a două relaţii: R1×R2 - care determină o relaţie nouă ce are ca
atribute concatenarea atributelor din cele două relaţii, iar fiecare înregistrare din R1 se
concatenează cu fiecare înregistrare din R2.
• Reuniunea, diferenţa şi intersecţia a două relaţii: R1∪R2, R1 - R2, R1∩R2. Cele două
relaţii trebuie să aibă aceeaşi schemă.
• Există mai mulţi operatori join.
Joinul condiţional sau theta join, notat prin R1 Θ ⊗ R2 - care determină acele
înregistrări din produsul cartezian al celor două relaţii care îndeplinesc o anumită
condiţie. Din definiţie se observă că avem: R1 Θ ⊗ R2= ( ) R1 × R2 Θ σ .
Joinul natural, notat prin R1∗R2, care determină o relaţie nouă ce are ca atribute
reuniunea atributelor din cele două relaţii, iar înregistrările se obţin din toate perechile
de înregistrări ale celor două relaţii care au aceleaşi valori pentru atributele comune.
Dacă cele două relaţii au schemele [α ] [β ] 1 2 R , R , şi { } α ∩β = A1, A2 ,..., An , atunci
joinul natural se poate calcula prin construcţia următoare:
R1∗R2 = Π ∪ 



 


= =
⊗
α β 1 . 2
2
.
1
...
1
.
1 2
.
1
R
n
R A
n
R A R A and and R A
R
52
r1 r2
r2
ß
R1
r2
ß
R2
r
Joinul extern stânga, notat (în acest material) prin R1 R2 C
> , determină o relaţie nouă
ce are ca atribute concatenarea atributelor din cele două relaţii, iar înregistrările se obţin
astfel: se iau înregistrările care se obţin prin joinul condiţional R1 c ⊗ R2, la care se
adaugă înregistrările din R1 care nu s-au folosit la acest join condiţional combinate cu
valoarea null pentru toate atributele corespunzătoare relaţiei R2.
Joinul extern dreapta, notat prin R1 R2 C
< , se obţine asemănător ca joinul extern
stânga, dar la înregistrările din R1 c ⊗ R2 se adaugă înregistrările din R2 care nu s-au
folosit la acest join condiţional combinate cu valoarea null pentru toate atributele
corespunzătoare relaţiei R1.
• Câtul pleacă de la două relaţii R1[α ], R2[β ],
cu β ⊂α , şi se notează prin R1 ÷R2 [α − β ].
Deducem că atributele din cât sunt date de
mulţimea α − β . O înregistrare r∈ R1 ÷R2
dacă ∀r2 ∈ R2 , ∃r1 ∈ R1 ce îndeplineşte
condiţiile:
1. Π − = α β (r1) r ;
2. Π = β (r1) r2 .
Semnificaţia relaţiei cât se vede şi din figura
alăturată. O înregistrare r1 aparţine câtului dacă
în relaţia R1 apar toate concatenările dintre
această înregistrare şi fiecare înregistrare din R2.
O problemă importantă legată de operatorii descrişi mai sus constă în determinarea unei
submulţimi independente de operatori. O mulţime M de operatori este independentă dacă
eliminând un operator oarecare op din M se diminuează puterea mulţimii, adică va exista o
relaţie obţinută cu operatori din M şi care nu se poate obţine cu operatori din mulţimea
M - {op}.
Pentru limbajul de interogare descris mai sus, o mulţime independentă este formată din
submulţimea: {σ ,Π, ×, ∪, −}. Ceilalţi operatori se obţin după regulile următoare (unele
expresii au fost deja deduse mai sus):
• R1 ∩ R2 = R1 − (R1 − R2 ) ;
• R1 c ⊗ R2= c (R1 R2 ) σ × ;
• R1[α ], R2[β ], şi { } α ∩β = A1, A2 ,..., An , atunci
R1∗R2 = Π ∪ 



 


= =
⊗
α β 1 . 2
2
.
1
...
1
.
1 2
.
1
R
n
R A
n
R A R A and and R A
R ;
• Fie R1[α ], R2[β ], şi R3 [β ] = (null, ... , null), R4 [α ] = (null, ... , null).
R1 R2 C
> = (R1 c ⊗ R2) ∪ [R1 - Π ( ⊗ ) R1 R2 α C ] × R3 .
53
R1 R2 C
< = (R1 c ⊗ R2) ∪ × R4 [R2 - Π ( ⊗ ) R1 R2 β C ].
• Dacă R1[α ], R2[β ], cu β ⊂α , atunci r∈R1 ÷R2 dacă ∀r2 ∈ R1 ÷ R2 , ∃r1 ∈ R1 ce
îndeplineşte condiţiile: Π − = α β (r1) r şi Π = β (r1) r2 .
De aici deducem că r este din Π α −β ) ( 1 R . In 2 1) ( R R × 


 
Π α −β sunt toate elementele
ce au o parte în Π α −β (R1) şi a doua parte în R2. Din relaţia astfel obţinută vom elimina
pe R1 şi rămân acele elemente ce au o parte în Πα − β (R1) şi nu au cealaltă parte în
Πβ (R1) . De aici obţinem:
Π Π ((Π ) ) − − − ÷ = − × − 1 2 α β 1 α β α β 1 2 1 R R (R ) (R ) R R .
La lista de operatori relaţionali amintiţi mai sus se pot aminti câteva instrucţiuni utile la
rezolvarea unor probleme:
• Atribuirea: unei variabile (relaţii) R îi vom atribui o relaţie dată printr-o expresie
construită cu operatorii de mai sus. In instrucţiune se poate preciza, pentru R, şi
denumirea coloanelor.
R[lista] := expresie
• Eliminarea duplicărilor unei relaţii: δ (R)
• Sortarea înregistrărilor dintr-o relaţie: s (R) {lista}
• Gruparea: ( ) { 1} { 2} R lista group by lista γ , care este o extensie pentru proiecţie. Inregistrările din R
sunt grupate după coloanele din lista2, iar pentru un grup de înregistrări cu aceleaşi valori
pentru lista2 se evaluează lista1 (unde pot apare funcţii de grupare).
2.3. Interogarea bazelor de date relaţionale cu SQL
Pentru gestiunea bazelor de date relaţionale s-a construit limbajul SOL (Structured
Query Language), ce permite gestiunea componentelor unei baze de date (tabel, index,
utilizator, procedură memorată, etc.).
Scurt istoric:
• 1970 - E.F. Codd formalizează modelul relaţional
• 1974 - la IBM (din San Jose) se defineşte limbajul SEQUEL (Structured English
Query Language)
• 1975 - se defineşte limbajul SQUARE (Specifying Queries as Relational
Expressions).
• 1976 - la IBM se defineşte o versiune modificată a limbajului SEQUEL, cu numele
SEQUEL/2. După o revizuire devine SQL
• 1986 - SQL devine standard ANSI (American National Standards Institute)
• 1987 - SQL este adoptată de ISO (International Standards Organization)
• 1989 - se publică extensia SQL89 sau SQL1
• 1992 - se face o revizuire şi se obţine SQL2 sau SQL92
54
• 1999 - se complectează SQL cu posibilităţi de gestiune orientate obiect, rezultând
SQL3 (sau SQL1999)
• 2003 - se adaugă noi tipuri de date şî noi funcţii, rezultând SQL2003.
Comanda SELECT este folosită pentru interogarea bazelor de date (obţinerea de
informaţii). Această comandă este cea mai complexă din cadrul sistemelor ce conţin comenzi
SQL. Comanda permite obţinerea de date din mai multe surse de date. Ea are, printre altele,
funcţiile de selectie, proiectie, produs cartezian, join şi reuniune, intersecţie şi diferenţă din
limbajul de interogare a bazelor de date relaţionale bazat pe algebra relaţiilor. Sintaxa
comenzii este dată în continuare.
SELECT [ ][ [ ]] 


  
  


  








exp AS câmp exp AS câmp ...
*
TOP n [PERCENT]
DISTINCT
ALL
FROM sursa1 [alias] [,sursa2 [alias]]...
[WHERE condiţie]
[GROUP BY lista_câmpuri [HAVING condiţie]]
[
  


  








comanda_SELECT
EXCEPT
INTERSECT
UNION [ALL]
 


 


 

 





  
  
  
  




  
  
  
  
...
DESC
ASC
nrcâmp
câmp
,ORDER BY
DESC
ASC
nrcâmp
câmp
ORDER BY
Această comandă selectează date din sursele de date precizate în clauza FROM. Pentru
precizarea (calificarea) câmpurilor (dacă este necesar, deci dacă folosirea numai a numelui
câmpului produce ambiguitate, adică există mai multe câmpuri cu acest nume în sursele de
date) se poate folosi numele tabelului sau un nume sinonim (alias local numai în comanda
SELECT) stabilit în FROM după numele sursei de date. Dacă se defineşte un "alias", atunci
calificarea se face numai cu el (nu se va mai face cu numele tabelului).
O construcţie numită sursa poate fi:
1. un tabel sau view din baza de date
2. (instrucţiune_select)
3. expresie_join, sub forma:
• sursa1 [alias] operator_join sursa2 [alias] ON condiţie_legatură
• (expresie_join)
O condiţie_elementară de legătură dintre două surse de date (precizate prin expresie_tabel)
este de forma:
[alias_sursa1.]câmp1 operator [alias_sursa2.]câmp2
unde operator poate fi: =, <>, >, >=, <, <=. Cei doi termeni ai comparatiei trebuie să aparţină
la tabele diferite.
Condiţiile de legătură dintre două surse de date sunt de forma:
• cond_elementara [AND cond_elementara] ...
• (condiţie)
55
O expresie join are ca rezultat un tabel şi este de forma:
Sursa1
    


    


 

 


 

 


FULL[OUTER]
RIGHT[OUTER]
LEFT [OUTER]
INNER
JOIN Sursa2 ON conditie
Joinul condiţional, din algebra relaţională, notat prin Sursa1 c ⊗ Sursa2, este precizat
prin Sursa1 INNER JOIN sursa2 ON condiţie, şi determină acele înregistrări din produsul
cartezian al celor două surse care îndeplinesc condiţia din ON.
Joinul extern stânga, precizat prin Sursa1 LEFT [OUTER] JOIN sursa2 ON
condiţie, determină o sursă nouă ce are ca atribute concatenarea atributelor din cele două
surse, iar înregistrările se obţin astfel: se iau înregistrările care se obţin prin joinul condiţional
Sursa1 c ⊗ Sursa2, la care se adaugă înregistrările din sursa1 care nu s-au folosit la acest join
condiţional combinate cu valoarea null pentru toate atributele corespunzătoare din Sursa2.
Joinul extern dreapta, precizat prin Sursa1 RIGHT [OUTER] JOIN sursa2 ON
condiţie, determină o sursă nouă ce are ca atribute concatenarea atributelor din cele două
surse, iar înregistrările se obţin astfel: se iau înregistrările care se obţin prin joinul condiţional
Sursa1 c ⊗ Sursa2, la care se adaugă înregistrările din sursa2 care nu s-au folosit la acest join
condiţional combinate cu valoarea null pentru toate atributele corespunzătoare din Sursa1.
Joinul extern total, precizat prin Sursa1 FULL [OUTER] JOIN sursa2 ON condiţie,
se obţine prin reuniunea rezultatelor obţinute de joinul extern stânga şi joinul extern dreapta.
Alte tipuri de expresii join:
• Sursa1 JOIN Sursa2 USING (lista_coloane)
• Sursa1 NATURAL JOIN Sursa2
• Sursa1 CROSS JOIN Sursa2
Dacă în clauza FROM apar mai multe surse de date (care se vor evalua la un tabel),
atunci între un astfel de tabel - pe care îl vom numi tabel principal, şi celelalte tabele este
indicat să existe anumite legături (stabilite prin condiţii). Plecând de la fiecare înregistrare a
tabelului principal se determină înregistrările din celelalte tabele asociate prin astfel de
legături (deci înregistrările ce verifică o condiţie). Dacă legătura (condiţia) nu se stabileşte,
atunci se consideră că ea asociază toate înregistrările din celelalte tabele pentru fiecare
înregistrare a tabelului principal (se consideră că valoarea condiţiei este true atunci când ea
lipseşte). Această condiţie de legătură dintre sursele de date se precizează prin:
FROM sursa1[, sursa2] ... WHERE condiţie_legătură
Folosind sursele de date din FROM şi eventuala condiţie de legătură (dacă există mai
multe surse de date) va rezulta un tabel_rezultat, cu coloanele obţinute prin concatenarea
coloanelor din sursele de date, iar înregistrările sunt determinate după cum sunt explicate mai
sus.
In tabel_rezultat se pot păstra toate înregistrările obţinute din sursele de date, sau se
poate face o filtrare prin utilizarea unei condiţii de filtrare. Aceasta condiţie de filtrare va fi
trecută în clauza WHERE în continuarea condiţiei de legătură. Cu o condiţie de filtrare
condiţia din WHERE este de forma:
WHERE condiţie_filtrare
56
WHERE condiţie_legătură AND condiţie_filtrare
Condiţia de filtrare din clauza WHERE poate fi construită după următoarele reguli.
Condiţiile elementare de filtrare pot fi de una din formele următoare:
• expresie operator_relational expresie
• expresie [NOT] BETWEEN valmin AND valmax
pentru a verifica dacă valoarea unei expresii este cuprinsă între două valori (valmin şi
valmax) sau nu este cuprinsă între aceste valori (apare NOT)
• câmp (NOT) LIKE şablon
După LIKE apare un şablon (ca un şir de caractere) ce precizează o mulţime de valori.
In funcţie de sistemul de gestiune folosit, există un caracter în şablon ce precizează locul
unui singur caracter necunoscut în câmp, sau un caracter în şablon ce precizează un şir
neprecizat de caractere în câmp.
• [ ] [ ]
( ) 


  
subselectie
valoare valoare ...
expresie NOT IN
Se verifică dacă valoarea expresiei apare (sau nu - cu NOT) într-o listă de valori sau întro
subselecţie. O subselecţie este o sursă de date generată cu comanda SELECT şi care
are numai un singur câmp - cu valori de acelaşi tip cu valorile expresiei. Această condiţie
corespunde testului de "apartenenţă" al unui element la o mulţime.
• câmp operator_relational






SOME
ANY
ALL
(subselectie)
Valorile câmpului din stânga operatorului relaţional şi valorile singurului câmp din
subselecţie trebuie să fie de acelaşi tip. Se obţine valoarea adevărat pentru condiţie dacă
valoarea din partea stângă este în relaţia dată de operator pentru:
o toate valorile din subselectie (apare ALL),
o cel puţin o valoare din subselectie (apare ANY sau SOME).
Condiţii echivalente:
"expresie IN (subselecţie)" echivalent cu "expresie = ANY (subselecţie)"
"expresie NOT IN (subselecţie)" echivalent cu "expresie <> ALL (subselecţie)"
• [NOT] EXISTS (subselectie)
Cu EXISTS se obtine valoarea adevărat dacă în subselecţie există cel puţin o
înregistrare, şi fals dacă subselecţia este vidă. Prezenţa lui NOT inversează valorile de
adevăr.
• O condiţie de filtrare poate fi:
o condiţie elementară
o (condiţie)
o not condiţie
o condiţie1 and condiţie2
o condiţie1 or condiţie2
57
O condiţie elementară poate avea una din valorile: true, false, null. Valoarea null se
obţine dacă unul din operanzii utilizaţi are valoarea null. Valorile de adevăr pentru operatorii
not, and, or sunt date în continuare:
true false null
not false true null
and true false null or true false null
true true false null true true true true
false false false false false true false null
null null false null null true null
Din această succesiune de valori se pot selecta toate câmpurile din toate tabelele (apare
"*" după numele comenzii), sau se pot construi câmpuri ce au ca valoare rezultatul unor
expresii. Câmpurile cu aceeaşi denumire în tabele diferite se pot califica prin numele sau
alias-ul tabelelor sursă. Numele câmpului sau expresiei din tabelul rezultat este stabilit
automat de sistem (în functie de expresia ce-l generează), sau se poate preciza prin clauza AS
ce urmează expresiei (sau câmpului). In acest fel putem construi valori pentru o nouă
înregistrare într-un tabel_final.
Expresiile se precizează cu ajutorul operanzilor (câmpuri, rezultatul unor funcţii) şi a
operatorilor corespunzători tipurilor de operanzi.
In tabelul final se pot include toate sau numai o parte din înregistrări, după cum e
precizat printr-un predicat ce apare în faţa listei de coloane::
• ALL - toate înregistrările
• DISTINCT - numai înregistrările distinte
• TOP n - primele n înregistrări
• TOP n PERCENT - primele n% înregistrări
Inregistrările din "tabelul final" se pot ordona crescător (ASC) sau descrescător
(DESC) după valorile unor câmpuri, precizate în clauza ORDER BY. Câmpurile se pot
preciza prin nume sau prin poziţia lor (numărul câmpului) în lista de câmpuri din comanda
SELECT (precizarea prin poziţie este obligatorie atunci când se doreşte sortarea după
valorile unei expresii). Ordinea câmpurilor din această clauză precizează prioritatea cheilor
de sortare.
Mai multe înregistrări consecutive din "tabelul final* pot fi grupate într-o singură
înregistrare, deci un grup de înregistrări se înlocuieşte cu o singură înregistrare. Un astfel de
grup este precizat de valorile comune ale câmpurilor ce apar în clauza GROUP BY.
"Tabelul nou" se sortează (automat de către sistem) creascător după valorile câmpurilor din
GROUP BY. Inregistrările consecutive din fişierul astfel sortat, ce au aceeaşi valoare pentru
toate câmpurile din GROUP BY, se înlocuiesc cu o singură înregistrare. Prezenţa unei astfel
de înregistrări poate fi condiţionată de valoarea adevărat pentru o condiţie ce se trece în
clauza HAVING.
Pentru grupul de înregistrări astfel precizat (deci pentru o mulţime de valori) se pot
folosi următoarele funcţii:
• 



 






  
  
câmp
DISTINCT
ALL
AVG sau AVG([ALL]) expresie)
Pentru grupul de înregistrări se iau toate valorile (cu ALL, care este şi valoarea
implicită) sau numai valorile distincte (apare DISTINCT) ale câmpului sau expresiei
58
numerice precizate şi din aceste valori se determină valoarea medie.
•
  


  












  
  
câmp
DISTINCT
ALL
*
COUNT
Această funcţie determină numărul de înregistrări din grup (apare '*'), numărul de valori
ale unui câmp (apare ALL, identic cu '*'), sau numărul de înregistrări distincte din grup
(cu DISTINCT).
• 



 






  
  
câmp
DISTINCT
ALL
SUM sau SUM([ALL]) expresie)
Pentru înregistrările din grup se face suma valorilor unui câmp sau ale unei expresii
numerice (deci numărul de termeni este dat de numărul de înregistrări din grup) sau suma
valorilor distincte ale câmpului.
• 



 






  
  
  
  
câmp
DISTINCT
ALL
MIN
MAX
sau
  
  
MIN
MAX
([ALL]) expresie)
Pentru fiecare înregistrare din grup se determină valoarea unei expresii sau câmp şi se
află valoarea maximă sau minimă dintre aceste valori.
Cele cinci funcţii amintite mai sus (AVG, COUNT, SUM, MIN, MAX) pot apare atât
în expresiile ce descriu câmpurile din fişierul rezultat, cât şi în clauza HAVING. Deoarece
aceste funcţii se aplică unui grup de înregistrări, în comada SELECT acest grup trebuie
generat de clauza GROUP BY. Dacă această clauză lipseşte, atunci întregul "tabel final"
constituie un grup, deci tabelul rezultat va avea o singură înregistrare.
In general nu este posibilă selectarea câmpurilor singure (fără rezultat al funcţilor
amintite) decât numai dacă au fost trecute în GROUP BY. Dacă totuşi apar, şi această
folosire nu produce eroare, atunci se ia o valoare oarecare, pentru o înregistrare din grup.
Două tabele cu acelaşi număr de câmpuri (coloane) şi cu acelaşi tip pentru valorile
câmpurilor aflate pe aceleaşi poziţii se pot reuni într-un singur tabel obţinut cu ajutorul
operatorului UNION. Din tabelul rezultat obţinut se pot păstra toate înregistrările (apare
ALL) sau numai cele distincte (nu apare ALL). Clauza ORDER BY poate apare numai
pentru ultima selecţie. Nu se pot combina subselecţii prin clauza UNION.
Intre două rezultate (mulţimi de înregistrări) obţinute cu instrucţiuni SELECT se poate
folosi operatorul INTERSEC sau EXCEPT (sau MINUS).
Clauzele din instrucţiunea SELECT trebuie să fie în ordinea: lista_expresii FROM ...
WHERE ... HAVING ... ORDER BY ...
O comandă se poate memora în baza de date ca o componentă numită view. Definirea
este:
CREATE VIEW nume_view AS comanda_SELECT
59
2.4. Probleme propuse
I.
a. Se cere o bază de date relaţională, cu tabele în 3NF, ce gestionează următoarele
informaţii dintr-o firmă de soft:
• activităţi: cod activitate, descriere, tip activitate;
• angajaţi: cod angajat, nume, listă activităţi, echipa din care face parte, liderul
echipei;
unde:
• o activitate este identificată prin "cod activitate";
• un angajat este identificat prin "cod angajat";
• un angajat face parte dintr-o singură echipă, iar echipa are un lider, care la rândul
său este angajat al firmei;
• un angajat poate să participe la realizarea mai multor activităţi, iar la o activitate
pot să participe mai mulţi angajaţi;
Justificaţi că tabelele obţinute sunt în 3NF.
b. Pentru baza de date de la punctul a, să se rezolve, folosind algebra relaţională sau
Select-SQL, următoarele interogări:
b1. Numele angajaţilor care lucrează la cel puţin o activitate de tipul "Proiectare" şi
nu lucrează la nici o activitate de tipul "Testare".
b2. Numele angajaţilor care sunt liderii unei echipe cu cel puţin 10 angajaţi.
II.
a. Se cere o bază de date relaţională, cu tabele în 3NF, ce gestionează următoarele
informaţii dintr-o facultate:
• discipline: cod, denumire, număr credite, lista studenţilor care au dat examen;
• studenti: cod, nume, data naşterii, grupa, anul de studiu, specializarea, lista
disciplinelor la care a dat examene (inclusiv data examenului şi nota obţinută).
Justificaţi că tabelele sunt în 3NF.
b. Pentru baza de date de la punctul a, folosind algebra relaţională şi instructiuni
SELECT-SQL, se cer studenţii (nume, grupa, nr.discipline promovate) ce au promovat
în anul 2013 peste 5 discipline. Dacă un student are la o disciplină mai multe examene
cu note de promovare, atunci disciplina se numără o singură dată.
III.
a. Se cere o bază de date relaţională, cu tabele în 3NF, ce gestionează următoarele
informaţii despre absolvenţii înscrişi pentru examnul de licenţă: Nr.matricol, Cod şi
denumire secţie absolvită, Titlul lucrării, Cod şi nume cadru didactic îndrumător, Cod
şi denumire departament de care aparţine cadrul didactic îndrumător, Lista de resurse
soft necesare pentru susţinerea lucrării (ex. C#.Net, C++, etc.), Lista de resurse hard
necesare pentru susţinerea lucrării (Ram 8Gb, DVD Reader, etc.). Justificaţi că tabelele
sunt în 3NF.
b. Pentru baza de date de la punctul a, folosind algebra relaţională şi instructiuni
SELECT-SQL cel puţin o dată fiecare, se cer următoarele liste (explicaţi modul de
obţinere a listelor):
i. Absolvenţii (nume, titlu lucrare, nume cadru didactic) pentru care cadrul
didactic îndrumător aparţine de un departament dat prin denumire.
ii. Pentru departament se cere numărul de absolvenţi care au cadrul didactic
îndrumător de la acest departament.
iii. Cadrele didactice care nu au îndrumat absolvenţi la lucrarea de licenţă.
iv. Numele absolvenţilor care au nevoie de urmatoarele două resurse soft: Oracle şi
C#.
60
3. Structura şi funcţiile sistemelor de operare.
Sisteme de fişiere
3.1. Sistemul de Fişiere Unix
3.1.1. Structura Internă a Discului UNIX
3.1.1.1. Partiţii şi Blocuri
Un sistem de fişiere Unix este găzduit fie pe un periferic oarecare (hard-disc, CD, dischetă
etc.), fie pe o partiţie a unui hard-disc. Partiţionarea unui hard-disc este o operaţie
(relativ) independentă de sistemul de operare ce va fi găzduit în partiţia respectivă. De
aceea, atât partţiilor, cât şi suporturilor fizice reale le vom spune generic, discuri Unix.
Structura unui disc UNIX
Un fişier Unix este o succesiune de octeţi, fiecare octet putând fi adresat în mod individual.
Este permis atât accesul secvenţial, cât şi cel direct. Unitatea de schimb dintre disc şi
memorie este blocul. La sistemele mai vechi acesta are 512 octeţi, iar la cele mai noi până la
4Ko, pentru o mai eficientă gestiune a spaţiului. Un sistem de fişiere Unix este o structură de
date rezidentă pe disc. Aşa după cum se vede din figura de mai sus, un disc este compus din
patru categorii de blocuri.
Blocul 0 conţine programul de încărcare al SO. Acest program este dependent de maşina sub
care se lucrează.
Blocul 1 este numit şi superbloc. In el sunt trecute o serie de informaţii prin care se
defineşte sistemul de fişiere de pe disc. Printre aceste informaţii amintim:
-numărul n de inoduri (detaliem imediat);
-numărul de zone definite pe disc;
-pointeri spre harta de biţi a alocării inodurilor;
-pointeri spre harta de biţi a spaţiului liber disc;
-dimensiunile zonelor disc etc.
Blocurile 2 la n, unde n este o constantă a formatării discului. Un inod (sau i-nod) este
numele, în terminologia Unix, a descriptorului unui fişier. Inodurile sunt memorate pe
61
disc sub forma unei liste (numităi-listă). Numărul de ordine al unui inod în cadrul i-listei se
reprezintă pe doi octeţi şi se numeşte i-număr. Acest i-număr constituie legătura dintre fişier
şi programele utilizator.
Partea cea mai mare a discului este rezervată zonei fişierelor. Alocarea spaţiului pentru fişiere
se face printr-o variantă elegantă de indexare. Informaţiile de plecare pentru alocare sunt
fixate în inoduri.
3.1.1.2. Directori şi I-noduri
Structura unei intrări într-un fişier director este ilustrată în figura de mai jos
Structura unei intrări în director
Deci, în director se află numele fişierului şi referinţa spre inodul descriptor al fişierului.
Un inod are, de regulă, între 64 şi 128 de octeţi şi el conţine informaţiile din tabelul următor:
3.1.1.3. Schema de alocare a blocurilor disc pentru un fişier
Fiecare sistem de fişiere Unix are câteva constante proprii, printre care amintim:
lungimea unui bloc, lungimea unui inod, lungimea unei adrese disc, câte adrese de prime
blocuri se înregistrează direct în inod şi câte referinţe se trec în lista de referinţe indirecte.
Indiferent de valorile acestor constante, principiile de înregistrare / regăsire sunt aceleaşi.
Pentru fixarea ideilor, vom alege aceste constante cu valorile întâlnite mai frecvent la
sistemele de fişiere deja consacrate. Astfel, vom presupune că un bloc are lungimea de 512
octeţi. O adresă disc se reprezintă pe 4 octeţi, deci într-un bloc se pot înregistra 128 astfel de
se adrese. In inod trec direct primele 10 adrese de blocuri, iar lista de adrese indirecte are
3 elemente. Cu aceste constante, în figura de mai jos este prezentată structura pointerilor
spre blocurile ataşate unui fişier Unix.
62
Structura unui inod şi accesul la blocurile unui fişier
In inodul fişierului se află o listă cu 13 intrări, care desemnează blocurile fizice aparţinând
fişierului.
• Primele 10 intrări conţin adresele primelor 10 blocuri de câte 512 octeţi care aparţin
fişierului.
• Intrarea nr. 11 conţine adresa unui bloc, numit bloc de indirectare simplă. El conţine
adresele următoarelor 128 blocuri de câte 512 octeţi, care aparţin fişierului.
• Intrarea nr. 12 conţine adresa unui bloc, numit bloc de indirectare dublă. El conţine adresele
a 128 blocuri de indirectare simplă, care la rândul lor conţin, fiecare, adresele a câte 128
blocuri, de 512 octeţi fiecare, cu informaţii aparţinând fişierului.
• Intrarea nr. 13 conţine adresa unui bloc, numit bloc de indirectare triplă. In acest
bloc sunt conţinute adresele a 128 blocuri de indirectare dublă, fiecare dintre acestea
conţinând adresele a câte 128 blocuri de indirectare simplă, iar fiecare dintre acestea
conţine adresele a câte 128 blocuri, de câte 512 octeţi, cu informaţii ale fişierului.
In figura de mai sus am ilustrat prin cercuri blocurile de informaţie care aparţin
fişierului, iar prin dreptunghiuri blocurile de referinţe, în interiorul acestora marcând
referinţele. Numărul de accese necesare pentru a obţine direct un octet oarecare este cel mult
4. Pentru fişiere mici acest număr este şi mai mic. Atât timp cât fişierul este deschis,
inodul lui lui este prezent în memoria internă. Tabelul următor dă numărul maxim de accese
la disc pentru a obţine, în acces direct orice octet dintr-un fişier, în funcţie de lungimea
fişierului.
63
La sistemele Unix actuale lungimea unui bloc este de 4096 octeţi care poate înregistra 1024
adrese, iar în inod se înregistrează direct adresele primelor 12 blocuri. In aceste
condiţii, tabelul de mai sus se transformă în:
3.1.2. Tipuri de fişiere şi sisteme de fişiere
In cadrul unui sistem de fişiere, apelurile sistem Unix gestionează opt tipuri de fişiere şi
anume:
1. Normale (obişnuite)
2. Directori
3. Legături hard (hard links)
4. Legături simbolice (symbolic links)
5. Socketuri (sockets)
6. FIFO - pipe cu nume (named pipes)
7. Periferice caracter
8. Periferice bloc
Pe lângă aceste opt tipuri, mai există încă patru entităţi, pe care apelurile sistem le văd, din
punct de vedere sintactic, tot ca şi fişiere. Aceste entităţi sunt gestionate de nucleul Unix, au
suportul fizic tot în nucleu şi folosite la comunicări între procese. Aceste entităţi sunt:
9. Pipe (anonymous pipes)
10. Segmente de memorie partajată
11. Cozi de mesaje
12. Semafoare
Fişierele obişnuite sunt privite ca şiruri de octeţi, accesul la un octet putându-se face fie
secvenţial, fie direct prin numărul de ordine al octetului.
64
Fişierele directori. Un fişier director se deosebeşte de un fişier obişnuit numai prin informaţia
conţinută în el. Un director conţine lista de nume şi adrese pentru fişierele subordonate lui.
Uzual, fiecare utilizator are un director propriu care punctează la fişierele lui obişnuite, sau la
alţi subdirectori definiţi de el.
Fişierele speciale. In această categorie putem include, pentru moment, ultimele 6 tipuri de
fişiere. In particular, Unix priveşte fiecare dispozitiv de I/O ca şi un fişier de tip special. Din
punct de vedere al utilizatorului, nu există nici o deosebire între lucrul cu un fişier disc
normal şi lucrul cu un fişier special.
Fiecare director are două intrări cu nume speciale şi anume:
"." (punct) denumeşte generic (punctează spre) însuşi directorul respectiv;
".." (două puncte succesive), denumeşte generic (punctează spre) directorul părinte.
Fiecare sistem de fişiere conţine un director principal numit root sau /.
In mod obişnuit, fiecare utilizator foloseşte un director curent, ataşat utilizatorului la intrarea
în sistem. Utilizatorul poate să-şi schimbe acest director (cd), poate crea un nou director
subordonat celui curent, (mkdir), să şteargă un director (rmdir), să afişeze calea de acces
de la root la un director sau fişier (pwd) etc.
Apariţia unui mare număr de distribuitori de Unix a condus, inevitabil, la proliferarea unui
număr oarecare de "sisteme de fişiere extinse" proprii acestor distribuitori. De exemplu:
• Solaris utilizează sistemul de fişiere ufs;
• Linux utilizează cu precădere sistemul de fişiere ext2 şi mai nou, ext3;
• IRIX utilizează xfs
• etc.
Actualele distribuţii de Unix permit utilizatea unor sisteme de fişiere proprii altor sisteme de
operare. Printre cele mai importante amintim:
• Sistemele FAT şi FAT32 de sub MS-DOS şi Windows 9x;
• Sistemul NTFS propriu Windows NT şi 2000.
Din fericire, aceste extinderi sunt transparente pentru utilizatorii obişnuiţi. Totuşi, se
recomandă prudenţă atunci când se efectuează altfel de operaţii decât citirea din fişierele
create sub alte sisteme de operare decât sistemul curent. De exemplu, modificarea sub Unix a
unui octet într-un fişier de tip doc creat cu Word sub Windows poate uşor să compromită
fişierul aşa încât el să nu mai poată fi exploatat sub Windows!
Administratorii sistemelor Unix trebuie să ţină cont de sistemele de fişiere pe care le
instalează şi de drepturile pe care le conferă acestora vis-a-vis de userii obişnuiţi.
Principiul structurii arborescente de fişiere este acela că orice fişier sau director are un singur
părinte. Automat, pentru fiecare director sau fişier există o singură cale (path) de la rădăcină
la directorul curent. Legătura între un director sau fişier şi părinte o vom numi legătură
naturală. Evident ea se creează odată cu crearea directorului sau fişierului respectiv.
65
3.1.2.1. Legături hard şi legături simbolice
In anumite situaţii este utilă partajarea unei porţiuni a structurii de fişiere între mai mulţi
utilizatori. De exemplu, o bază de date dintr-o parte a structurii de fişiere trebuie să fie
accesibilă mai multor utilizatori. Unix permite o astfel de partajare prin intermediul
legăturilor suplimentare. O legătură suplimentară permite referirea la un fişier pe alte căi
decât pe cea naturală. Legăturile suplimentare sunt de două feluri: legături hard şi legături
simbolice (soft).
Legăturile hard sunt identice cu legăturile naturale şi ele pot fi create numai de către
administratorul sistemului. O astfel de legătură este o intrare într-un director care punctează
spre o substructură din sistemul de fişiere spre care punctează deja legătura lui naturală. Prin
aceasta, substructura este văzută ca fiind descendentă din două directoare diferite! Deci,
printr-o astfel de legătură un fişier primeşte efectiv două nume. Din această cauză, la
parcurgerea unei structuri arborescente, fişierele punctate prin legături hard apar duplicate.
Fiecare duplicat apare cu numărul de legături către el.
De exemplu, dacă există un fişier cu numele vechi, iar administratorul dă comanda:
#ln vechi linknou
atunci în sistemul de fişiere se vor vedea două fişiere identice: vechi si linknou, fiecare
dintre ele având marcat faptul că sunt două legături spre el.
Legăturile hard pot fi făcute numai în interiorul aceluiaşi sistem de fişiere (detalii puţin mai
târziu).
Legăturile simbolice sunt intrări speciale într-un director, care punctează (referă) un fişier
(sau director) oarecare în structura de directori. Această intrare se comportă ca şi un
subdirector al directorului în care s-a creat intrarea.
In forma cea mai simplă, o legătură simbolică se creează prin comanda:
ln - s caleInStructuraDeDirectori numeSimbolic
După această comandă, caleInStructuraDeDirectori va avea marcată o legătură în
plus, iar numeSimbolic va indica (numai) către această cale. Legăturile simbolice pot fi
utilizate şi de către userii obişnuiţi. De asemenea, ele pot puncta şi înafara sistemului de
fişiere.
66
A B C . AD
E G . A.. D E F . A..
F G . .. E G . ..
C:
D:
A: B: C:
E: D: E: F:
F: G: G:
/:
Structura arborescentă împreună cu legăturile simbolice sau hard conferă sistemului de fişiere
Unix o structură de graf aciclic. In exemplul din figura de mai sus este prezentat un exemplu
simplu de structură de fişiere. Prin literele mari A, B, C, D, E, F, G am indicat nume de
fişiere obişnuite, nume de directori şi nume de legături. Este evident posibil ca acelaşi nume
să apară de mai multe ori în structura de directori, graţie structurii de directori care elimină
ambiguităţile. Fişierele obişnuite sunt reprezentate prin cercuri, iar fişierele directori prin
dreptunghiuri.
Legăturile sunt reprezentate prin săgeţi de trei tipuri:
• linie continuă – legăturile naturale;
• linie întreruptă – spre propriul director şi spre părinte;
• linie punctată – legături simbolice sau hard.
In exemplul de mai sus există 12 noduri - fişiere obişnuite sau directori. Privit ca un arbore,
deci considerând numai legăturile naturale, el are 7 ramuri şi 4 nivele.
Să presupunem că cele două legături (desenate cu linie punctata) sunt simbolice. Pentru
comoditate, vom nota legătura simbolică cu ultima literă din specificarea căii. Crearea celor
două legături se poate face, de exemplu, prin succesiunea de comenzi:
cd /A
ln -s /A/B/D/G G Prima legătură
cd /A/B/D
ln -s /A/E E A doua legătură
Să presupunem acum că directorul curent este B. Vom parcurge arborele în ordinea director
urmat de subordonaţii lui de la stânga spre dreapta. Următoarele 12 linii indică toate cele 12
noduri din structură. Pe aceeaşi linie apar, atunci când este posibil, mai multe specificări ale
aceluiaşi nod. Specificările care fac uz de legături simbolice sunt subliniate. Cele mai lungi 7
ramuri vor fi marcate cu un simbol # în partea dreaptă.
67
/ ..
/A ../A
/A/D ../A/D #
/A/E ../A/E D/E ./D/E
/A/E/F ../A/E/F D/E/F ./D/E/F #
/A/E/G ../A/E/G D/E/G ./D/E/G #
/B .
/B/D D ./D
/B/D/G D/G ./D/G /A/G ../A/G #
/B/E E ./E #
/B/F F ./F #
/C ../C #
Ce se întâmplă cu ştergerea în cazul legăturilor multiple? De exemplu, ce se întâmplă când se
execută una dintre următoarele două comenzi?
rm D/G
rm /A/G
Este clar că fişierul trebuie să rămână activ dacă este şters numai de către una dintre
specificări.
Pentru aceasta, în descriptorul fişierului respectiv există un câmp numit contor de legare.
Acesta are valoarea 1 la crearea fişierului şi creşte cu 1 la fiecare nouă legătură. La ştergere,
se radiază legătura din directorul părinte care a cerut ştergerea, iar contorul de legare scade cu
1. Abia dacă acest contor a ajuns la zero, fişierul va fi efectiv şters de pe disc şi blocurile
ocupate de el vor fi eliberate.
3.2. Procese Unix
Procese Unix: creare, funcţiile fork, exec, exit, wait; comunicare prin pipe şi FIFO
3.2.1. Principalele apeluri system de gestiune a proceselor
In secţiunile din acest subcapitol vom prezenta cele mai importante apeluri sistem pentru
lucrul cu procese: fork, exit, wait şi exec*. Incepem cu fork(), apelul sistem
pentru crearea unui proces.
3.2.1.1. Crearea proceselor Unix. Apelul fork
In sistemul de operare Unix un proces se creează prin apelul funcţiei sistem fork(). La o
funcţionare normală, efectul acesteia este următorul: se copiază imaginea procesului într-o
zonă de memorie liberă, această copie fiind noul proces creat, în prima fază identic cu
procesul iniţial. Cele două procese îşi continuă execuţia în paralel cu instrucţiunea care
urmează apelului fork.
68
Procesul nou creat poartă numele de proces fiu, iar procesul care a apelat funcţia fork() se
numeşte proces părinte. Exceptând faptul că au spaţii de adrese diferite, procesul fiu diferă de
procesul părinte doar prin identificatorul său de proces PID, prin identificatorul procesului
părinte PPID şi prin valoarea returnată de apelul fork(). La derulare normală, un apel
fork() întoarce în procesul părinte (procesul care a lansat apelul fork()) pid-ul noului
proces fiu, iar în procesul fiu, întoarce valoarea 0.
fork() fork()
fork()
>0 (pid fiu)
0
Proces parinte
Proces fiu
Context Context
Context
Proces parinte
Inainte de fork: Dupa fork:
Figura 3.1 Mecanismul fork
In figura de mai sus am ilustrat acest mecanism, unde săgeţile indică instrucţiunea care se
execută în mod curent în proces.
In caz de eşec, fork întoarce valoarea –1 şi desigur, setează corespunzător variabila errno.
Eşecul apelului fork poate să apară dacă:
• nu există memorie suficientă pentru efectuarea copiei imaginii procesului părinte;
• numărul total de procese depăşeste o limită maximă admisă.
Acest comportament al lui fork permite descrierea uşoară a două secvenţe de instrucţiuni
care să se deruleze în paralel, sub forma:
if ( fork() == 0 )
{ - - - instrucţiuni ale procesului fiu - - - }
else
{ - - - instrucţiuni ale procesului tată - - - }
Programul următor ilustrează utilizarea lui fork:
main(){
int pid,i;
printf("\nInceputul programului:\n");
if ((pid=fork())<0) err_sys("Nu pot face fork()\n");
else if (pid==0){//Suntem in fiu
for (i=1;i<=10;i++){
69
sleep(2); //dormim 2 secunde
printf("\tFIUL(%d) al PARINTELUI(%d):3*%d=%d\n",
getpid(),getppid(),i,3*i);
}
printf("Sfarsit FIU\n");
}
else if (pid>0){//Suntem in parinte
printf("Am creat FIUL(%d)\n",pid);
for (i=1;i<=10;i++){
sleep(1); //dormim 1 secunda
printf("PARINTELE(%d):2*%d=%d\n",getpid(),i,2*i);
}
printf("Sfarsit PARINTE\n");
}
}
In mod intenţionat, am făcut astfel încât procesul fiu să aştepte mai mult decât părintele (în
cazul calculelor complexe apar adesea situaţii în care operaţiile unuia dintre procese durează
mai mult în timp). Ca urmare, părintele va termina mai repede execuţia. Rezultatele obţinute
sunt:
Inceputul programului:
Am creat FIUL(20429)
PARINTELE(20428): 2*1=2
FIUL(20429) al PARINTELUI(20428): 3*1=3
PARINTELE(20428): 2*2=4
PARINTELE(20428): 2*3=6
FIUL(20429) al PARINTELUI(20428): 3*2=6
PARINTELE(20428): 2*4=8
PARINTELE(20428): 2*5=10
FIUL(20429) al PARINTELUI(20428): 3*3=9
PARINTELE(20428): 2*6=12
PARINTELE(20428): 2*7=14
FIUL(20429) al PARINTELUI(20428): 3*4=12
PARINTELE(20428): 2*8=16
PARINTELE(20428): 2*9=18
FIUL(20429) al PARINTELUI(20428): 3*5=15
PARINTELE(20428): 2*10=20
Sfarsit PARINTE
FIUL(20429) al PARINTELUI(1): 3*6=18
FIUL(20429) al PARINTELUI(1): 3*7=21
FIUL(20429) al PARINTELUI(1): 3*8=24
FIUL(20429) al PARINTELUI(1): 3*9=27
FIUL(20429) al PARINTELUI(1): 3*10=30
Sfarsit FIU
3.2.1.2. Execuţia unui program extern; apelurile exec
Aproape toate sistemele de operare şi toate mediile de programare oferă, într-un fel sau altul,
mecanisme de lansare a unui program din interiorul altuia. Unix oferă acest mecanism prin
intermediul familiei de apeluri sistem exec*. După cum se va vedea, utilizarea combinată de
fork – exec oferă o mare elasticitate manevrării proceselor.
Apelurile sistem din familia exec lansează un nou program în cadrul aceluiaşi proces.
Apelului exec i se furnizează numele unui fişier executabil, iar conţinutul acestuia se
suprapune peste programul procesului existent, aşa cum se vede în fig. 5.10.
70
exec()
program nou
Context
vechi
Context
vechi
Inainte de exec: Dupa exec:
Context
nou
Figura 3.2 Mecanismul exec
In urma lui exec instrucţiunile aflate în programul curent nu se mai execută, în locul lor se
lansează instrucţiunile noului program.
Unix oferă, în funcţie de trei criterii, sase astfel de apeluri, ilustrate în fig. 5.11. Criteriile
sunt:
• Specificarea căii spre programul executabil ce va fi lansat: absolută sau relativă la
directoarele indicate prin variabila de mediu PATH.
• Mediul este moştenit sau se creează un nou mediu.
• Specificarea argumentelor din linia de comandă se face printr-o listă explicită sau printrun
vector de pointeri spre aceste argumente.
Din cele opt posibile, s-au eliminat cele două cu cale relativă şi mediu nou. Prototipurile celor
şase apeluri exec*() sunt:
int execv (char *fisier, char *argv[]);
int execl (char *fisier, char *arg0, …, char *argn,
NULL);
int execve(char *fisier, char *argv[], char *envp[]);
int execle(char *fisier, char *arg0, …, char *argn, NULL,
char *envp[]);
int execvp(char *fisier, char *argv[]);
int execlp(char* fisier, char *arg0, …, char *argn,
NULL);
Semnificaţia parametrilor exec este următoarea:
• fisier - numele fişierului executabil care va înlocui programul curent. El trebuie să
coincidă cu argumentul argv[0] sau arg0.
• argv este tabloul de pointeri, terminat cu un pointer NULL, care conţine argumentele
liniei de comandă pentru noul program lansat în execuţie.
• arg0, arg1, ... , argn, NULL conţine argumentele liniei de comandă
scrise explicit ca şi stringuri; această secvenţă trebuie terminată cu NULL.
• envp este tabloul de pointeri, terminat cu un pointer NULL, care conţine stringurile
corespunzătoare noilor variabile de mediu sub forma “nume=valoare”.
71
3.2.1.3. Apelurile exit şi wait
Apelul sistem:
exit(int n)
provoacă terminarea procesului curent şi revenirea la procesul părinte (cel care l-a creat prin
fork). Intregul n precizează codul de retur cu care se termină procesul. In cazul în care
procesul părinte nu mai există, procesul este trecul în starea zombie şi este subordonat
automat procesului special init (care are PID-ul 1).
Aşteptarea terminării unui proces se realizează folosind unul dintre apelurile sistem wait()
sau waitpid(). Prototipurile acestora sunt:
pid_t wait(int *stare)
pid_t waitpid(pid_t pid, int *stare, int optiuni);
Apelul wait() suspendă execuţia programului până la terminarea unui proces fiu. Dacă fiul
s-a terminat înainte de apelul wait(), apelul se termină imediat. La terminare, toate
resursele ocupate de procesul fiu sunt eliberate.
3.2.2. Comunicarea între procese prin pipe
3.2.2.1. Conceptul de pipe
Conceptul a apărut prima dată sub Unix, pentru a permite unui proces fiu să comunice cu
părintele său. De obicei procesul părinte redirectează ieşirea sa standard, stdout, către un
pipe, iar procesul fiu îşi redirectează intrarea standard, stdin, din acelaşi pipe. In
majoritatea sistemelor de operare se foloseşte operatorul “|” pentru specificarea acestui gen
de conexiuni între comenzi ale sistemului de operare.
Un pipe Unix este un flux unidirecţional de date, gestionat de către nucleul sistemului. De
fapt, în nucleu se rezervă un buffer de minimum 4096 octeţi în care octeţii sunt gestionaţi aşa
cum am descris mai sus. Crearea unui pipe se face prin apelul sistem:
int pipe(int fd[2]);
Intregul fd[0] se comportă ca un întreg care identifică descriptorul pentru citirea din
"fişierul" pipe, iar fd[1] ca un întreg care indică descriptorul pentru scriere în pipe. In urma
creării, legătura user – nucleu prin acest pipe apare ca în figura de mai jos.
72
Evident, un pipe într-un singur proces nu are sens. Este însă esenţială funcţionarea lui pipe
combinată cu fork. Astfel, dacă după crearea lui pipe se execută un fork, atunci legătura
celor două procese cu pipe din nucleu apare ca în figura următoare.
Figura 3.3 Un pipe leagă două procese înrudite
Asigurarea unidirecţionalităţii unui pipe cade exclusiv în sarcina programatorului. Astfel,
pentru a se asigura sensul datelor în exemplul de mai sus, se impune ca înainte de a transmite
prin pipe:
• In procesul părinte să se apeleze close(fd[0]);
• In procesul fiu să se apeleze close(fd[1]);
Natural, dacă se doreşte ordinea inversă, atunci se vor executa operaţiile close(fd[1]) în
procesul părinte şi close(fd[0]) în procesul fiu.
3.2.2.2. Exemplu: implementarea who | sort prin pipe şi exec
Să considerăm acum comanda shell compusă:
Procesul parinte Procesul fiu
Nucleu
pipe
Sensul datelor
fd[0]
fd[1]
fd[0]
fd[1]
read
write
write
read
read fd[0]
write fd[1]
pipe
sensul datelor
proces user:
nucleu:
73
$ who | sort
Noi vom prezenta realizarea conexiunii între cele două comenzi: who | sort prin pipe.
Procesul părinte (care înlocuieşte procesul shell) generează doi fii, iar aceştia îşi redirectează
corespunzător intrările / ieşirile. Primul dintre ele execută who, celălalt sort, iar părintele
aşteaptă terminarea lor. Sursa este prezentată în programul de mai jos.
//whoSort.c
//Lanseaza in pipe comenzile shell: $ who | sort
#include <unistd.h>
main (){
int p[2];
pipe (p);
if (fork () == 0) { // Primul fiu
dup2 (p[1], 1); //redirectarea iesirii standard
close (p[0]);
execlp ("who", "who", 0);
}
else if (fork () == 0) { // Al doilea fiu
dup2 (p[0], 0); // redirectarea intrarii standard
close (p[1]);
execlp ("sort", "sort", 0);//executie sort
}
else { // Parinte
close (p[0]);
close (p[1]);
wait (0);
wait (0);
}
}
Observatie: pentru a se înţelege mai bine exemplul de mai sus, invităm cititorul să citească
din manualele Unix prezentarea apelului sistem dup2. Aici apelul dup2 are ca paramentru
un descriptor pipe.
3.2.3. Comunicarea între procese prin FIFO
3.2.3.1. Conceptul de FIFO
Cel mai mare dezavantaj al lui pipe sub Unix este faptul că poate fi utilizat numai în
procese înrudite: procesele care comunică prin pipe trebuie să fie descendenţi din procesul
creator al lui pipe. Aceasta deoarece întregii descriptori de citire/scriere din/în pipe sunt unici
şi sunt transmişi proceselor fiu ca urmare a apelului fork().
In jurul anului 1985 (Unix System V), a apărut conceptul FIFO ( pipe cu nume). Acesta este
un flux de date unidirecţional, accesat prin intermediul unui fişier rezident în sistemul de
fişiere. Incepând cu Unix System V, există fişiere de tip FIFO. Spre deosebire de pipe,
fişierele FIFO au nume şi ocupă un loc în sistemul de fişiere. Din această cauză, un FIFO
74
poate fi accesat de orice două procese, nu neapărat cu părinte comun. Atenţie însă: chiar dacă
un FIFO există ca fişier în sistemul de fişiere, pe disc nu se stochează nici o dată care trece
prin canalul FIFO, acestea fiind stocate şi gestionate în buffer-ele nucleului sistemului de
operare!
Conceptual, canalele pipe şi FIFO sunt similare. Deosebirile esenţiale dintre ele sunt
următoarele două:
• suportul pentru pipe este o porţiune din memoria RAM gestionată de nucleu, în timp
ce FIFO are ca suport discul magnetic;
• toate procesele care comunică prin-un pipe trebuie să fie descendente ale procesului
creator al canalului pipe, în timp ce pentru FIFO nu se cere nici o relaţie între
procesele protagoniste.
Crearea unui fifo se poate face folosind unul dintre apelurile:
int mknod (char *numeFIFO, int mod, 0);
int mkfifo (char *numeFIFO, int mod);
sau folosind una dintre comenzile shell:
$ mknod numeFIFO p
$ mkfifo numeFIFO
• Prin stringul numeFIFO este specificat numele "fişierului" de tip FIFO.
• Argumentul mod, în cazul apelurilor sistem, reprezintă drepturile de acces la acest fişier.
In cazul apelului mknod, mod trebuie să specifice flagul S_IFIFO, pe lângă drepturile de
acces la fişierul FIFO (se leagă prin operatorul ‘|’). Acest flag este definit în
<sys/stat.h>.
• Pentru crearea unui FIFO cu apelul sistem mknod, cel de-al treilea parametru este
ignorat (trebuie însă specificat, de aceea am pus 0).
• De remarcat că trebuie specificat "p" (de la pipe cu nume), ultimul parametru al comenzii
shell mknod.
Menţionăm că cele două apeluri de mai sus, deşi sunt specificate de POSIX, nu sunt
amândouă apeluri sistem pe toate implementările de Unix. Astfel, pe FreeBSD sunt prezente
ambele apeluri sistem mknod() şi mkfifo(), dar pe Linux şi Solaris există numai apelul
sistem mknod(), funcţia de bibliotecă mkfifo() fiind implementată cu ajutorul apelului
sistem mknod(). Cele două comenzi shell sunt însă disponibile pe majoritatea
implementărilor de Unix. Sub sistemele Unix mai vechi, comenzile mknod şi mkfifo sunt
permise numai super-user-ului. Incepând cu Unix System V 4.3 ele sunt disponibile şi
utilizatorului obişnuit.
Ştergerea (distrugerea) unui FIFO se poate face fie cu comanda shell rm numeFIFO, fie cu
un apel sistem C unlink() care cere un descriptor pentru fişierul FIFO.
Odată ce FIFO este creat, el trebuie să fie deschis pentru citire sau scriere folosind apelul
sistem open. Precizarea sau nu a flagului O_NDELAY la apelul sistem open are efectele
indicate în tabelul următor.
75
Condiţii normal setat O_NDELAY
deschide FIFO
read-only, dar nu
există proces de
scriere în FIFO
aşteaptă până când apare un proces care
deschide FIFO pentru scriere
revine imediat fără a
semnala eroare
deschide FIFO
write-only, dar nu
există proces de
citire din FIFO
aşteaptă până apare un proces pentru citire revine imediat cu
semnalarea de eroare:
variabila errno va
deveni ENXIO
citire din FIFO sau
din pipe, dar nu
există date de citit
aşteaptă până când apar date în pipe sau
FIFO, sau până când nu mai există proces
deschis pentru scriere. Intoarce numărul de
date citite dacă apar noi date, sau 0 dacă nu
mai există proces de scriere
revine imediat, cu
întoarcerea valorii 0
scrie în FIFO sau
pipe, dar acesta
este plin
aşteaptă până când se face spaţiu disponibil,
apoi scrie atâtea date, cât îi permite spaţiul
disponibil
revine imediat, cu
întoarcerea valorii 0
Aceste reguli trebuie completate cu regulile de citire/scriere de la începutul capitolului despre
comunicaţii prin fluxuri de octeţi. De asemenea, înainte de a fi folosit, un canal FIFO trebuie
să fie în prealabil deschis pentru citire de un proces şi deschis pentru scriere de alt proces.
3.2.3.2. Exemplu: aplicare FIFO la comunicare client / server
Modelul de aplicaţie client / server este clasic în programare. In cele ce urmează vom ilustra
o schemă de aplicaţii client / server bazate pe comunicaţii prin FIFO. Pentru a se asigura
comunicarea bidirecţională se folosesc două FIFO-uri. Pentru partea specifică aplicaţiei, se
folosesc metodele client(int in, int out) şi server(int in, int out).
Fiecare dintre ele primeşte ca şi parametri descriptorii de fişiere, presupuse deschise, prin
care comunică cu partenerul.
In cele două programe care urmează este schiţată schema serverului şi a clientului. Cele două
programe presupun că cele două canale FIFO sunt create, respectiv şterse, prin comenzi Unix.
Programul server:
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <sys/errno.h>
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include "server.c"
#define FIFO1 "/tmp/fifo.1"
#define FIFO2 "/tmp/fifo.2"
main() {
int readfd, writefd;
76
- - - - - - - - - - - - - -
readfd = open (FIFO1, 0));
writefd = open (FIFO2, 1));
for ( ; ; ) { // bucla de asteptare a cererilor
server(readfd, writefd);
}
- - - - - - - - - - - - - -
close (readfd);
close (writefd);
}
Programul client:
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <sys/errno.h>
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include "client.c"
extern int errno;
#define FIFO1 "/tmp/fifo.1"
#define FIFO2 "/tmp/fifo.2"
main() {
int readfd, writefd;
- - - - - - - - - - - - - -
writefd = open (FIFO1, 1));
if ((readfd = open (FIFO2, 0));
client(readfd, writefd);
- - - - - - - - - - - - -
close (readfd);
close (writefd);
}
77
3.3. Interpretoare ale fişierelor de comenzi
3.3.1. Funcţionarea unui interpretor de comenzi shell
Un interpretor de comenzi (shell) este un program special care furnizează o interfaţă între
nucleul sistemului de operare Unix (kernel-ul) şi utilizator. Din această perspectivă, a
asigurării legăturii între utilizator şi sistem, un shell poate fi privit diferit:
1. limbaj de comandă care asigură interfaţa dintre calculator şi utilizator. In momentul în
care un utilizator îşi deschide o sesiune de lucru, în mod implicit, un shell se
instalează ca interpretor de comenzi. Shell-ul afişează la ieşirea standard (asociată de
obicei unui terminal) un prompter, invitând astfel utilizatorul să introducă comenzi
sau să lanseze în execuţie fişiere de comenzi, eventual parametrizate.
2. limbaj de programare, ce are ca element de bază (element primitiv) comanda Unix
(similară semantic cu instrucţiunea de atribuire din limbajele de programare). Ca şi
element primitiv de dirijare a succesiunii elementelor de bază este valoarea codului
de retur al ultimei comenzi executate: valoarea 0 înseamnă true, valoare nenulă
înseamnă false (corespondentul din limbajele de programare clasice este condiţia).
Shell-urile dispun de conceptele de variabilă, constantă, expresie, structuri de control
şi subprogram. Spre deosebire de alte limbaje de programare, expresiile cu care
lucrează shell-urile sunt preponderent şiruri de caractere. In ceea ce priveşte cerinţele
sintactice, acestea au fost reduse la minim prin eliminarea parantezelor de delimitare a
parametrilor, a diferitelor caractere de separare şi terminare, a declaraţiilor de
variabile, etc.
un shell lansat în execuţie la deschiderea unei sesiuni de lucru va rămâne activ până la
închiderea respectivei sesiuni. Odată instalat, acesta lucrează conform algoritmului următor:
CâtTimp (nu s-a închis sesiunea)
Afişează prompter;
Citeşte linia de comandă;
Dacă ( linia se termină cu '&' ) atunci
Crează un proces şi-i dă spre execuţie comanda
Nu aşteaptă ca execuţia să se termine
Altfel
Crează un proces şi-i dă spre execuţie comanda
Aşteaptă să se termine execuţia comenzii
SfDacă
SfCâtTimp
Este important să remarcăm, din algoritmul de mai sus, cele două moduri în care o comandă
poate fi executată:
• modul foreground - execuţie la vedere. In acest gen de execuţie sh lansează execuţia
comenzii, aşteaptă terminarea ei după care afişează din nou prompterul pentru o nouă
comandă. Acesta este modul implicit de execuţie al oricărei comenzi Unix.
• modul background - execuţie în fundal, ascunsă. In acest gen de execuţie sh lansează
procesul care va executa comanda, dar nu mai aşteaptă terminarea ei ci afişează
imediat prompterul, oferind utilizatorului posibilitatea de a lansa imediat o nouă
78
comandă. Comada care se doreşte a fi lansată în background trebuie să se încheie cu
caracterul special '&'.
Intr-o fereastră (sesiune) de lucru Unix se pot rula oricâte comenzi în background şi numai
una în foreground. Iată, spre exemplu, trei astfel de comenzi, două lansate în background - o
copiere de fişier (comanda cp) şi o compilare (comanda gcc) şi una în foreground - editare
de fişier (comanda vi):
cp A B &
gcc x.c &
vi H
3.3.2. Programarea în shell
3.3.2.1. Scurtă prezentare a limbajului sh
In cele ce urmează vom prezenta gramatica limbajului sh – cel mai simplu shell de sub Unix.
Vom pune în evidenţă principalele categorii sintactice, semantica / funcţionalitatea fiecărei
astfel de categorii se deduce uşor din context.
Vom considera următoarele convenţii, pe care le folosim doar în scrierea regulilor gramaticii:
• O categorie gramaticală se poate defini prin una sau mai multe alternative de definire.
Alternativele se scriu câte una pe linie, începând cu linia de după numele categoriei
gramaticale, astfel:
categorieGramaticală:
alternativa_1 de definire
- - - -
alternativa_n de definire
• [ ]? Semnifică faptul că, construcţia dintre paranteze va apărea cel mult odată.
• [ ]+ Semnifică faptul că, construcţia dintre paranteze va apărea cel puţin odată.
• [ ]* Semnifică faptul că, construcţia dintre paranteze poate să apară de 0 sau mai multe
ori.
Folosind aceste convenţii, sintaxa limbajului sh (în partea ei superioară, fără detalii) este
descrisă în fig. 2.2.
Semnificaţia unora dintre elementele sintactice din fig. 2.2 este:
• cuvânt: secvenţă de caractere diferite de caracterele albe (spaţiu, tab)
• nume: secvenţă ce începe cu literă şi continuă cu litere, cifre, _ (underscore)
• cifra: cele 10 cifre zecimale
O comanda sh poate avea oricare dintre cele 9 forme prezentate. Una dintre modalităţile de
definire este cea de comandăElementară, unde o astfel de comandă elementară este un şir de
elemente, un element putând fi definit în 10 moduri distincte. O legarePipe este fie o singură
comandă, fie un şir de comenzi separate prin caracterul special '|'. In sfârşit, listaCom este o
succesiune de legarePipe separate şi eventual terminate cu simboluri speciale.
79
Se poate observa că, în conformitate cu gramatica de mai sus, sh acceptă şi construcţii fără
semantică! De exemplu, comandă poate fi o comandăElementară, care să conţină un singur
element, format din >&-;. O astfel de linie este acceptată de sh, fiind corectă din punct de
vedere sintactic, deşi nu are sens din punct de vedere semantic.
Shell-ul sh are un număr de 13 cuvinte rezervate. Lista acestora este următoarea:
if then else elif fi
case in esac
for while until do done
Structurile alternative if şi case sunt închise de construcţiile fi, respectiv esac, obţinute prin
oglindirea cuvintelor de start. In cazul ciclurilor repetitive, sfârşitul acestora este indicat prin
folosirea cuvântului rezervat done. Nu s-a folosit construcţia similară corespunzătoare lui do,
deoarece od este numele unui comenzi clasice Unix.
Incheiem acest subcapitol cu prezentarea sintaxei unor construcţii rezervate, precum şi a
unor caractere cu semnificaţie specială în shell-ul sh.
a) Construcţii sintactice:
| legare pipe
&& legare andTrue
|| legare orFalse
; separator / terminator comandă
;; delimitator case
(), {} grupări de comenzi
< << redirectări intrare
> >> redirectări ieşire
&cifra, &- specifică intrare sau ieşire standard
b) Machete şi specificări generice:
* înlocuieşte orice şir de caractere
? înlocuieşte orice caracter
[...] înlocuieşte cu orice caracter din ...
Observaţie: aceste machete şi specificări generice nu trebuie confundate cu convenţia
propusă la începutul subcapitolului pentru scrierea gramaticii limbajului sh
comandă:
comandăElementară
( listaCom )
{ listaCom }
if listaCom then listaCom [ elif listaCom then listaCom ]* [ else listaCom ]? fi
case cuvant in [ cuvant [ | cuvant ]* ) listaCom ;; ]+ esac
for nume do listaCom done
for nume in [ cuvant ]+ do listaCom done
while listaCom do listaCom done
until listaCom do listaCom done
comandăElementară:
[ element ]+
80
listaCom:
legarePipe [ separator legarePipe ]* [ terminator ]?
legarePipe:
comanda [ | comanda ]*
element:
cuvânt
nume=cuvânt
>cuvânt
<cuvânt
>>cuvânt
<<cuvânt
>&cifra
<&cifra
<&-
>&-
separator:
&&
||
terminator
terminator:
;
&
3.4. Probleme propuse
I.
a. Descrieţi pe scurt funcţionarea apelului sistem fork şi valorile pe care le poate returna.
b. Ce tipăreşte pe ecran secvenţa de program de mai jos, considerând că apelul sistem
fork se execută cu succes? Justificaţi răspunsul.
int main() {
int n = 1;
if(fork() == 0) {
n = n + 1;
exit(0);
}
n = n + 2;
printf(“%d: %d\n”, getpid(), n);
wait(0);
return 0;
}
c. Ce tipăreşte pe ecran fragmentul de script shell de mai jos? Explicaţi funcţionarea
primelor trei linii ale fragmentului.
1
2
for F in *.txt; do
K=`grep abc $F`
81
3
4
5
6
if [ “$K” != “” ]; then
echo $F
fi
done
II.
a. Se dă fragmentul de cod de mai jos. Indicaţi liniile care se vor tipări pe ecran în ordinea în
care vor apărea, considerând că apelul sistem fork se execută cu succes? Justificaţi
răspunsul.
int main() {
int i;
for(i=0; i<2; i++) {
printf("%d: %d\n", getpid(), i);
if(fork() == 0) {
printf("%d: %d\n", getpid(), i);
exit(0);
}
}
for(i=0; i<2; i++) {
wait(0);
}
return 0;
}
b. Explicaţi funcţionarea fragmentului de script shell de mai jos. Ce se întâmplă, dacă
fişierul raport.txt lipseşte iniţial. Adăugaţi rândul de cod care lipseşte pentru generarea
fişierului raport.txt.
more raport.txt
rm raport.txt
for f in *.sh; do
if [ ! -x $f ]; then
chmod 700 $f
fi
done
mail -s "Raport fisiere afectate" admin@scs.ubbcluj.ro <raport.txt

Puteti descarca acest manual de aici