[7급 국가직 데이터베이스론] 26년 1회차 기출문제 정답·해설 페이지

UNIQUE는 중복만 막을 뿐 NULL은 허용하므로, NULL이 아닌 값이 입력되도록 제한한다는 설명이 옳지 않다.
중복 불가와 NULL 불가를 함께 강제하는 것은 PRIMARY KEY이며, 대체키에 NULL까지 막으려면 UNIQUE와 NOT NULL을 함께 지정해야 한다.
CHECK는 조건식으로 속성이 가질 수 있는 값의 범위를 제한하므로 옳다.
DEFAULT는 삽입 시 값이 생략되면 지정한 기본값을 넣으므로 옳다.
NOT NULL은 외래키 속성에도 지정할 수 있으며, 이 경우 참조 관계가 반드시 존재하도록 강제하므로 옳다.

참조 무결성에서 자식(참조하는) 릴레이션의 외래키 값은 부모 릴레이션의 기본키 값이나 NULL만 가질 수 있으므로, 부모의 제약을 받지 않는다는 설명이 옳지 않다.
자식 릴레이션에 투플을 삽입하거나 외래키를 수정할 때마다 부모 릴레이션에 해당 값이 있는지 검사받는다.
외래키가 참조할 수 없는 값을 가질 수 없다는 것은 참조 무결성의 정의 그대로이므로 옳다.
개체 무결성은 기본키를 구성하는 어떤 속성도 NULL을 가질 수 없다는 규칙이므로 옳다.
기본키는 유일성을 가지므로 중복 값이 허용되지 않는다.

데이터와 사용자에게 보안등급을 부여하고 등급 비교로 접근을 통제하는 다단계 보안은 강제 접근 제어(MAC)이다.
MAC은 시스템이 정한 보안 정책에 따라 일괄 적용되며, 데이터 소유자가 임의로 권한을 바꿀 수 없다.
속성 기반 접근 제어(ABAC)는 사용자·자원·환경의 속성 조합으로 접근 허용 여부를 판단한다.
임의 접근 제어(DAC)는 데이터 소유자가 GRANT·REVOKE로 권한을 임의로 부여·회수한다.
역할 기반 접근 제어(RBAC)는 직무(역할)에 권한을 묶고 사용자에게 역할을 할당한다.

집계 함수로 계산된 열을 포함한 뷰는 기본 테이블의 특정 투플로 되돌려 반영할 수 없어 변경이 불가능하다.
뷰의 한 행이 여러 기본 투플을 요약한 값이므로, 삽입·삭제·갱신을 어느 투플에 적용할지 정할 수 없기 때문이다.
뷰는 일반 테이블과 같이 SELECT로 검색할 수 있다.
뷰 정의에 WITH CHECK OPTION을 두면 뷰 조건을 벗어나는 삽입·갱신을 막을 수 있다.
DISTINCT로 중복이 제거된 뷰는 원본 투플과 일대일로 대응하지 않아 변경이 제한된다.

속성은 모두 유지한 채 ‘지역’ 값에 따라 투플(행) 단위로 나누었으므로 수평 단편화이다.
수평 단편은 선택 연산으로 만들어지며, 원래 릴레이션은 단편들의 합집합으로 복원한다.
수직 단편화는 속성(열) 집합으로 나누는 방식인데, 각 사이트에 세 속성이 모두 저장되므로 해당하지 않는다.
혼합 단편화는 수평·수직 단편화를 함께 적용하는 것으로, 여기서는 수평 분할만 있었다.
자연 조인으로 복원하는 것은 수직 단편화의 경우이며, 수평 단편은 합집합으로 복원한다.

‘주문 ÷ 제품1’은 C3, C1, C2, ‘주문 ÷ 제품2’는 (C1, P1) 한 투플이다.
나눗셈 결과의 속성은 피제수 속성에서 제수 속성을 뺀 것이며, 제수의 모든 투플과 짝을 이루는 값만 남는다.
제품1의 (음료, P1)과 짝을 이루는 주문고객은 C3, C1, C2 모두이다.
제품2로 나누면 결과 속성은 (주문고객, 제조업체)이고, 라면과 음료를 모두 가진 조합은 (C1, P1)뿐이다. (C2, P1)·(C3, P1)은 음료만, (C2, P2)는 과자만 있다.
C1, C2만 남기고 (C2, P2)를 결과로 둔 표는 C3의 (음료, P1)을 빠뜨렸고, 라면·음료를 모두 갖지 않은 조합을 남겼다.
음료 3투플과 C1의 2투플을 세 속성 그대로 둔 표는 결과에서 제수 속성을 빼지 않았다.
라면·과자 투플을 세 속성 그대로 둔 표는 제수와 짝을 이루지 않는 투플을 남긴 것으로, 나눗셈의 결과 속성 구성부터 맞지 않는다.

(라)에서 $T_1$이 철회되더라도 $T_2$는 $T_1$의 쓰기 이전 값을 읽었으므로 오손 읽기는 발생하지 않는다.
오손 읽기는 커밋되지 않은 다른 트랜잭션의 갱신 값을 읽어야 생기는데, $T_2$의 read(X)는 $T_1$의 write(X)보다 앞서 1,000을 읽었다.
(가)의 덧셈은 $T_1$의 지역 변수에서만 일어나므로 버퍼의 X는 아직 1,000이다.
(나)에서 $T_1$이 1,500을 기록해 버퍼 값이 1,500이 된다.
(다)에서 $T_2$가 자신이 읽은 1,000으로 계산한 800을 덮어써 $T_1$의 갱신이 사라지는 갱신 손실이 발생한다.

(가) 군집 분석은 B, (나) 분류 분석은 A, (다) 연관 분석은 C와 연결된다.
군집 분석은 미리 정해진 기준 없이 유사성으로 그룹을 만드는 비지도 학습이고, 분류 분석은 미리 정의된 범주에 새 데이터를 배정하는 지도 학습이다.
연관 분석은 함께 발생하는 항목 간의 규칙(장바구니 분석)을 찾는다.
군집 분석을 A, 분류 분석을 B로 연결한 조합은 기준 유무를 뒤바꾼 것이다.
분류 분석을 C, 연관 분석을 A로 연결한 조합은 범주 판정과 규칙 탐색을 혼동한 것이다.
군집 분석을 C, 연관 분석을 B로 연결한 조합은 그룹화와 규칙 탐색을 뒤바꾼 것이다.

개념 스키마가 바뀌어도 외부 스키마가 영향받지 않는 성질은 논리적 데이터 독립성이므로, 물리적 데이터 독립성이라 한 설명이 옳지 않다.
물리적 데이터 독립성은 내부 스키마가 바뀌어도 개념 스키마가 영향받지 않는 성질로, 개념/내부 사상을 수정해 보장한다.
외부/개념 사상은 외부 스키마의 데이터가 개념 스키마의 어느 부분에 대응하는지 정의하므로 옳다.
개념/내부 사상은 개념 스키마의 데이터가 내부 스키마를 통해 물리적으로 저장되는 대응을 정의하므로 옳다.
내부 스키마가 바뀌면 개념/내부 사상만 고치면 되어 개념 스키마는 그대로이므로 옳다.

패리티나 미러링 없이 데이터를 여러 디스크에 나누어 쓰는 RAID 레벨 0(스트라이핑)이 쓰기 성능이 가장 좋다.
중복 정보를 계산·기록하지 않아 쓰기 부담이 없지만, 디스크 하나만 고장 나도 데이터를 잃는 결함 허용이 없는 구조이다.
RAID 레벨 2는 해밍 코드 오류 정정 정보를 별도 디스크에 기록하므로 쓰기마다 추가 기록이 필요하다.
RAID 레벨 3은 바이트 단위 스트라이핑에 전용 패리티 디스크를 두어 모든 쓰기가 패리티 디스크를 거친다.
RAID 레벨 6은 두 종류의 패리티를 분산 저장해 쓰기마다 패리티 두 개를 갱신하므로 쓰기 성능이 불리하다.

저장 프로시저는 IN·OUT·INOUT 매개변수를 받을 수 있으므로, 매개변수를 전달할 수 없다는 설명이 옳지 않다.
저장 프로시저는 DBMS에 저장된 프로그램으로 서버 측에서 실행된다.
서버에서 여러 SQL을 한꺼번에 처리하므로 클라이언트와 서버 사이의 데이터 전송량이 줄어든다.
SQL/PSM 외에 C, Java 같은 외부 언어로도 작성할 수 있다.
대화형 SQL에서 CALL 문으로 호출할 수 있다.

옳은 것은 ㄱ, ㄷ이다.
CAP의 가용성(A)은 고장 나지 않은 노드가 모든 요청에 응답하는 성질이고, 네트워크 고장으로 노드가 분리되어도 시스템이 동작하는 성질은 분할 허용성(P)이다.
ㄱ: 일관성(C)은 모든 복사본이 같은 값을 가져야 함을 뜻하므로 옳다.
ㄴ: 네트워크 고장 중에도 동작을 지속한다는 것은 분할 허용성의 정의이므로 옳지 않다.
ㄷ: NoSQL은 확장성·가용성을 위해 엄격한 ACID 대신 BASE(최종 일관성)를 따르는 경우가 많으므로 옳다.

옳은 것은 ㄱ, ㄷ이다.
정렬 합병 조인은 두 테이블이 조인 속성으로 정렬되어 있을 때 효율적이며, 기본키 정렬 여부와는 관계가 없다.
ㄱ: 인덱스 중첩 루프 조인은 외부 투플마다 내부 인덱스를 한 번씩 탐색하므로, 투플 수가 적은 쪽을 외부로 두면 탐색 횟수가 줄어 유리하다.
ㄴ: 정렬 기준을 기본키로 한정했으므로 옳지 않다.
ㄷ: 블록 중첩 루프 조인 비용은 $b_R \times b_S + b_R$처럼 외부 릴레이션의 블록 수가 따로 더해지므로, 어느 쪽을 외부 릴레이션으로 두는지에 따라 달라진다.

옳은 것은 ㄱ, ㄹ이다.
보조 인덱스는 레코드가 탐색키 순으로 정렬되어 있지 않아도 만들 수 있고, 다단계 인덱스는 검색을 빠르게 하는 대신 갱신 부담이 커서 B+트리 같은 동적 구조로 보완한다.
ㄱ: 파일은 한 가지 순서로만 물리 정렬되므로 기본 인덱스는 최대 하나, 보조 인덱스는 여러 개 둘 수 있다.
ㄴ: 보조 인덱스는 정렬되지 않은 속성에 정의하는 인덱스이므로 정렬이 필요하다는 설명은 옳지 않다.
ㄷ: 다단계 인덱스는 삽입·삭제 시 여러 단계를 고쳐야 하므로 갱신이 빠르다고 할 수 없다.
ㄹ: 클러스터링 인덱스는 탐색키 순으로 물리 정렬된 레코드에 만들므로 연속 블록을 읽는 범위 검색에 유리하다.

세미조인 R ⋉ S와, 동등 조건으로 조인한 뒤 R의 속성만 중복 없이 출력하는 SQL이 같은 결과를 낸다.
R ⋉ S는 S와 A 값이 일치하는 R의 투플만 남겨 (a1, 5), (a2, 10), (a3, 15)가 된다.
SQL은 R.A = S.A로 조인하면 a1이 두 번 나오지만 DISTINCT로 R.A, R.B만 뽑아 같은 세 투플이 된다.
B < 10 선택 후 조인: 관계대수 결과는 a1의 2투플인데, SQL은 INNER JOIN에 ON 조건이 없어 조인 조건이 적용되지 않는다.
자연 조인: 관계대수 결과는 (A, B, C) 4투플이지만, SQL은 R, S의 카티션 곱에서 R.A만 걸러 R의 세 투플과 S의 모든 C가 조합된 12투플이 된다.
왼쪽 외부 조인: 관계대수 결과에는 (a4, 20, NULL)이 포함되지만, SQL은 동등 조인이라 a4가 빠진다.

일부만 반영된 상태를 남기지 않도록 원자성을 보장해야 하며, 이미 수행된 UPDATE를 ROLLBACK으로 취소한다.
좌석은 예약완료인데 결제 기록이 없으면 ‘전부 실행 아니면 전부 미실행’ 원칙이 깨지므로, 로그를 이용해 UNDO하여 트랜잭션 시작 전 상태로 되돌린다.
지속성은 커밋된 결과의 영구 보존이고, TRIGGER는 이벤트 발생 시 자동 실행되는 동작이라 미완료 트랜잭션 복구 수단이 아니다.
고립성은 동시 트랜잭션 간 간섭 방지인데 동시 트랜잭션이 없고, SAVEPOINT는 부분 철회 지점을 표시할 뿐이다.
일관성은 무결성 제약 유지이며, START TRANSACTION은 트랜잭션 시작 명령이라 이미 수행된 작업을 취소하지 못한다.

ㄱ, ㄴ, ㄷ 모두 옳다.
원래 스케줄의 충돌 간선은 y에서 $T_1 \to T_2$, x에서 $T_2 \to T_3$, z에서 $T_3 \to T_1$($T_3$의 read(z) 뒤 $T_1$의 write(z))이어서 사이클이 생긴다.
ㄱ: $T_2$의 write(y)를 빼도 $T_1$의 write(y) 뒤 $T_2$의 read(y)로 $T_1 \to T_2$가 남아 사이클이 유지되므로 충돌 직렬가능하지 않다.
ㄴ: $T_3$의 read(z)를 빼면 $T_3 \to T_1$이 사라져 $T_1 \to T_2 \to T_3$의 비순환 그래프가 되므로 충돌 직렬가능하다.
ㄷ: 마지막 연산이 write(z)가 되면 $T_2 \to T_3$는 없어지지만, $T_1$의 read(z)·write(z) 뒤 $T_3$의 write(z)로 $T_1 \to T_3$가 생기고 $T_3 \to T_1$도 남아 사이클이 된다.

EMP_VIEW2는 두 테이블을 조인하고 기본키 EMP_ID를 포함하지 않으므로, A2는 이 뷰에 새 투플을 삽입할 수 없다.
조인 뷰에 삽입하면 EMP1·EMP2 중 어디에 어떤 키로 넣을지 정할 수 없고, 기본키가 빠져 개체 무결성도 만족시킬 수 없다.
EMP_VIEW1은 WITH CHECK OPTION이 있어 SALARY가 1000을 넘지 않는 (1004, 강감찬, 1000) 삽입은 거부된다.
A2는 EMP_VIEW1에 SELECT 권한이 있으므로 SUM(SALARY) 같은 집계 조회를 실행할 수 있다.
EMP_VIEW1은 단일 테이블 기반의 갱신 가능 뷰이고 A1이 뷰의 소유자이므로, SELECT·INSERT처럼 DELETE 권한도 A2에게 부여할 수 있다.

이중 NOT EXISTS로 ‘주문하지 않은 2026년 PAD 상품이 하나도 없는 고객’을 찾는 SQL이 요구를 정확히 구현한다.
안쪽 질의는 해당 고객이 주문하지 않은 PAD 상품을 찾고, 그런 상품이 없을 때만 고객이 선택되므로 관계대수의 나눗셈과 같다.
그룹별 COUNT(*)를 PAD 상품 수와 비교하는 질의는 상품 종류가 아닌 주문 건수를 세므로, 같은 PAD를 여러 번 주문하고 다른 PAD는 주문하지 않은 고객도 선택될 수 있다.
HAVING COUNT(*) >= 1 질의는 PAD 상품을 하나라도 주문한 고객을 모두 출력한다.
NOT IN 이중 질의는 PAD가 아닌 상품을 주문한 적이 없는 고객(주문이 없는 고객 포함)을 찾을 뿐, 모든 PAD의 주문 여부를 확인하지 않는다.

값이 바뀐 뒤 new.재직상태가 “퇴사예정”인지 검사하는 AFTER UPDATE 트리거가 요구사항에 맞다.
재직상태 변경은 UPDATE 사건이고 변경 후 값은 new로 참조해야 한다. 사원번호·이름은 변경 대상이 아니므로 old로 읽어도 같은 값이 삽입된다.
BEFORE UPDATE에서 old.재직상태를 검사하는 트리거는 이미 퇴사예정이던 사원이 수정될 때 동작하고, 새로 퇴사예정으로 바뀌는 경우는 잡지 못한다.
BEFORE INSERT 트리거는 값 변경이 아닌 신규 삽입에 반응하며, 삽입에는 변경 전 투플(old)이 없다.
AFTER INSERT 트리거도 신규 삽입에만 반응하므로 재직상태 변경을 감지하지 못하고, old 투플도 존재하지 않는다.

추천고객이나 주문에서 참조되지 않는 C5를 삭제하는 문장만 제약 위반 없이 수행된다.
‘주문’의 외래키에는 참조 동작이 지정되지 않아 기본값(NO ACTION/RESTRICT)이 적용되므로, 주문에서 참조 중인 고객번호는 삭제·변경할 수 없다.
C6의 주문 삽입은 ‘고객’에 C6이 없어 참조 무결성 위반으로 실패한다.
C3 삭제는 ON DELETE CASCADE로 C3을 추천고객으로 둔 C4까지 삭제되어야 하는데, C4를 주문 O3가 참조하고 있어 실패한다.
C4를 C7로 바꾸는 갱신은 주문 O3가 C4를 참조하고 ON UPDATE 동작이 없어 거부된다.

(A, C, D)의 폐포는 D → E, E → B를 차례로 적용하면 {A, B, C, D, E} 전체가 된다.
A는 어떤 종속의 오른쪽에도 없어 모든 키에 포함되고, A에 B·C·D·E 중 하나만 더해도 전체를 결정하므로 후보키는 (A, B), (A, C), (A, D), (A, E) 넷이다.
후보키가 넷이므로 (A, B)가 유일한 후보키라는 설명은 옳지 않다.
E → B를 빼도 (A, B) → C, C → D, D → E로 전체를 결정하고 A나 B 단독으로는 결정하지 못하므로 (A, B)는 여전히 후보키이다.
C → D에서 결정자 C가 슈퍼키가 아니므로 BCNF를 충족하지 않는다.

메모리 공유 구조는 프로세서들이 주기억장치를 공유하는 밀결합(tightly-coupled) 구조이므로, 이완 결합이라 한 설명이 옳지 않다.
이완 결합은 각 노드가 자체 메모리를 갖고 네트워크로 통신하는 디스크 공유·비공유 구조에 해당한다.
디스크 공유 구조는 디스크만 공유하고 각 노드가 자체 주기억장치를 가지므로 옳다.
디스크 공유 구조는 모든 디스크 접근이 상호연결망을 거치므로 연결망 병목이 생길 수 있다.
비공유 구조는 노드마다 프로세서·메모리·디스크를 따로 두고 네트워크로 연결하므로 옳다.

E-R 다이어그램의 '지도' 관계는 교수와 학생이 1:1이고, 학생 쪽이 이중선이므로 학생은 지도 관계에 전체 참여한다. 따라서 옳은 것은 새 교수 삽입과 지도 학생 없는 교수 조회 두 진술이다.
1:1 관계이므로 한 교수는 최대 한 명의 학생만 지도할 수 있어 '지도교수번호'는 학생 테이블에서 중복될 수 없고(UNIQUE), 전체 참여이므로 모든 학생은 지도교수를 가져야 해 NULL이 허용되지 않는다(NOT NULL). 반면 교수 쪽은 단일선(부분 참여)이라 지도 학생이 없는 교수가 존재할 수 있다.
기존 학생과 같은 지도교수번호를 가진 학생 삽입: 1:1 관계에 따른 유일성 제약을 위반하므로 삽입할 수 없다.
학생의 지도교수번호에 없는 번호를 가진 교수 삽입: 교수는 부분 참여이고 교수 테이블은 다른 테이블을 참조하지 않으므로 삽입할 수 있다.
지도교수번호가 NULL인 학생 삽입: 학생의 전체 참여 제약을 위반하므로 삽입할 수 없다.
지도 학생이 없는 교수의 교수번호 출력: 교수 테이블의 교수번호에서 학생 테이블의 지도교수번호를 차집합(NOT IN, 외부조인)으로 빼면 구할 수 있다.

차수 3의 B+ 트리에서 9, 8, 7을 차례로 넣으면 루트 5 아래 내부 노드 3과 8이 있고, 리프가 2 / 3 / 5·7 / 8·9인 높이 3의 트리가 된다.
노드당 키는 최대 2개이며, 처음 트리(2·3·5 삽입 → 리프 2 / 3·5)에서 보듯 넘친 리프는 왼쪽 1개·오른쪽 2개로 분할하고 오른쪽 리프의 첫 키를 부모로 복사한다.
9 삽입: 리프 3·5·9가 넘쳐 3 / 5·9로 분할, 5가 루트로 올라가 루트는 3·5가 된다.
8 삽입: 리프 5·8·9가 넘쳐 5 / 8·9로 분할, 8이 올라가 루트가 3·5·8로 넘친다. 내부 노드는 가운데 키 5를 새 루트로 올리고 3과 8로 나뉜다.
7 삽입: 리프 5에 여유가 있어 5·7이 된다.
루트 5·8 아래 리프가 2·3 / 5·7 / 8·9인 높이 2 트리: 9 삽입 시 생긴 리프 2와 3이 합쳐질 일이 없고 루트 분할도 반영되지 않았다.
루트 7 아래 내부 노드가 3·5와 8인 트리: 루트로 올라가는 키는 넘친 내부 노드 3·5·8의 가운데 키 5여야 하며, 7은 마지막 삽입으로 분할을 일으키지 않는다.
오른쪽 내부 노드가 7·8이고 리프 5와 7이 분리된 트리: 7 삽입 시 리프 5에 빈자리가 있으므로 분할이 일어나지 않는다.