数据库武大版5章关系数据理论ppt课件.ppt

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1、数据库武大版5章关系数据理论ppt课件 Still waters run deep.流静水深流静水深,人静心深人静心深 Where there is life,there is hope。有生命必有希望。有生命必有希望第五章第五章 关系数据理论关系数据理论5.1问题的提出5.2规范化5.3数据依赖的公理系统*5.4模式的分解5.5小结5.1 问题的提出问题的提出关系数据库逻辑设计n针对具体问题，如何构造一个适合于它的数据模式，即应该构造几个关系模式，每个关系由哪些属性组成等。n数据库逻辑设计的工具关系数据库的规范化理论问题的提出问题的提出一、概念回顾二、关系模式的形式化定义三、什么是数据依赖四

2、、关系模式的简化定义五、数据依赖对关系模式影响一、概念回顾一、概念回顾n关系关系：描述实体、属性、实体间的联系。n从形式上看，它是一张二维表，是所涉及属性的笛卡尔积的一个子集。n关系模式关系模式：用来定义关系。n关系数据库关系数据库：基于关系模型的数据库，利用关系来描述现实世界。n从形式上看，它由一组关系组成。n关系数据库的模式关系数据库的模式：定义这组关系的关系模式的全体。二、关系模式的形式化定义二、关系模式的形式化定义关系模式由五部分组成，即它是一个五元组：关系模式由五部分组成，即它是一个五元组：R(U,D,DOM,F)R：关系名U：组成该关系的属性名集合D：属性组U中属性所来自的域DOM

3、：属性向域的映象集合F：属性间数据的依赖关系集合属性间数据的依赖关系集合三、什么是数据依赖三、什么是数据依赖1.完整性约束的表现形式n限定属性取值范围：例如学生成绩必须在0-100之间n定义属性值间的相互关连（主要体现于值的相等与否），这就是数据依赖，它是数据库模式设计的关键什么是数据依赖（续）什么是数据依赖（续）2.数据依赖n是通过一个关系中属性间值的相等与否体现出来的数据间的相互关系n是现实世界属性间相互联系的抽象n是数据内在的性质n是语义的体现什么是数据依赖（续）什么是数据依赖（续）3.数据依赖的类型n函数依赖（FunctionalDependency，简记为FD）n多值依赖（Multi

4、valuedDependency，简记为MVD）n其他四、关系模式的简化表示四、关系模式的简化表示关系模式R（U,D,DOM,F）简化为一个三元组：R（U,F）当且仅当U上的一个关系r满足F时，r称为关系模式R（U,F）的一个关系五、五、数据依赖对关系模式的影响数据依赖对关系模式的影响例：描述学校的数据库：学生的学号（Sno）、所在系（Sdept）系主任姓名（Mname）、课程名（Cname）成绩（Grade）单一的关系模式：StudentU Sno,Sdept,Mname,Cname,Grade 数据依赖对关系模式的影响（续）数据依赖对关系模式的影响（续）学校数据库的语义：一个系有若干学生，

5、一个学生只属于一个系；一个系只有一名主任；一个学生可以选修多门课程，每门课程有若干学生选修；每个学生所学的每门课程都有一个成绩。数据依赖对关系模式的影响（续）数据依赖对关系模式的影响（续）属性组U上的一组函数依赖F：FSnoSdept,SdeptMname,(Sno,Cname)Grade SnoCnameSdeptMnameGrade关系模式关系模式Student中存在的问题中存在的问题数据冗余太大n浪费大量的存储空间例：每一个系主任的姓名重复出现更新异常（UpdateAnomalies）n数据冗余，更新数据时，维护数据完整性代价大。例：某系更换系主任后，系统必须修改与该系学生有关的每一个元

6、组关系模式关系模式Student中存在的问题中存在的问题插入异常（InsertionAnomalies）n该插的数据插不进去例，如果一个系刚成立，尚无学生，我们就无法把这个系及其系主任的信息存入数据库。删除异常（DeletionAnomalies）n不该删除的数据不得不删例，如果某个系的学生全部毕业了，我们在删除该系学生信息的同时，把这个系及其系主任的信息也丢掉了。数据依赖对关系模式的影响（续）数据依赖对关系模式的影响（续）结论：Student关系模式不是一个好的模式。“好”的模式：不会发生插入异常、删除异常、更新异常，数据冗余应尽可能少。原因：由存在于模式中的某些数据依赖引起的解决方法：通过

7、分解关系模式来消除其中不合适的数据依赖。5.2 规范化规范化规范化理论正是用来改造关系模式，通过分解关系模式来消除其中不合适的数据依赖，以解决插入异常、删除异常、更新异常和数据冗余问题。5.2.1 函数依赖函数依赖一、函数依赖二、平凡函数依赖与非平凡函数依赖三、完全函数依赖与部分函数依赖四、传递函数依赖一、函数依赖一、函数依赖定义定义5.1 设设R(U)是一个属性集是一个属性集U上的关系模式，上的关系模式，X和和Y是是U的子集。的子集。若对于若对于R(U)的的任意任意一个可能的关系一个可能的关系r，r中不可能存在两个元组中不可能存在两个元组在在X上的属性值相等，上的属性值相等，而在而在Y上的属

8、性值不等，上的属性值不等，则称则称“X函数确函数确定定Y”或或 “Y函数依赖于函数依赖于X”，记作，记作XY。X称为这个函数依赖的称为这个函数依赖的决定属性集决定属性集(Determinant)。Y=f(x)函数依赖（续）函数依赖（续）n“X函数决定Y”或“Y函数依赖于X”，记作XY。n如果t和s的X值相同，则要求t和s的Y值也相同；如果t和s的X值不相同，允许t和s的Y值相同；如果t和s的Y值相同，则不允许t和s的Y值相同；即：X与Y存在一对一，或多对一映射；n多个FD组成的集合，称为：函数依赖集(FD集)，如：R中的FD集AB，BC。说明：说明：1.函数依赖不是指关系模式函数依赖不是指关系

9、模式R的某个或某些关系实例满足的的某个或某些关系实例满足的约束条件，而是指约束条件，而是指R的的所有关系实例所有关系实例均要满足的约束条件。均要满足的约束条件。2.函数依赖是函数依赖是语义范畴语义范畴的概念。只能根据数据的语义来确定的概念。只能根据数据的语义来确定函数依赖。函数依赖。例如例如“姓名姓名年龄年龄”这个函数依赖只有在不允许有同名人这个函数依赖只有在不允许有同名人的条件下成立的条件下成立3.数据库设计者可以对现实世界作强制的规定。例如规定不数据库设计者可以对现实世界作强制的规定。例如规定不允许同名人出现，函数依赖允许同名人出现，函数依赖“姓名姓名年龄年龄”成立。所插入成立。所插入的元

10、组必须满足规定的函数依赖，若发现有同名人存在，的元组必须满足规定的函数依赖，若发现有同名人存在，则拒绝装入该元组。则拒绝装入该元组。函数依赖（续）函数依赖（续）例:Student(Sno,Sname,Ssex,Sage,Sdept)假设不允许重名，则有:SnoSsex，SnoSage,SnoSdept，SnoSname,SnameSsex，SnameSageSnameSdept但SsexSage若XY，并且YX,则记为XY。若Y不函数依赖于X,则记为XY。二、平凡函数依赖与非平凡函数依赖二、平凡函数依赖与非平凡函数依赖在关系模式在关系模式R(U)中，对于中，对于U的子集的子集X和和Y，如果如果

11、XY，但，但Y X，则称，则称XY是是 非平凡的函数依赖非平凡的函数依赖若若XY，但，但Y X,则称则称XY是是平凡的函数依赖平凡的函数依赖例：在关系例：在关系SC(Sno,Cno,Grade)中，中，非平凡函数依赖：非平凡函数依赖：(Sno,Cno)Grade 平凡函数依赖：平凡函数依赖：(Sno,Cno)Sno (Sno,Cno)Cno平凡函数依赖与非平凡函数依赖（续）平凡函数依赖与非平凡函数依赖（续）n于任一关系模式，平凡函数依赖都是必然成立的，它不反映新的语义，因此若不特别声明，我们总是讨论非平凡函数依赖。三、完全函数依赖与部分函数依赖三、完全函数依赖与部分函数依赖定义定义5.2 在关

12、系模式在关系模式R(U)中，如果中，如果XY，并且对于，并且对于X的任何一个真子集的任何一个真子集X，都有，都有 X Y,则称则称Y完全函数依赖于完全函数依赖于X，记作，记作X Y。若若XY，但，但Y不完全函数依赖于不完全函数依赖于X，则称，则称Y部分函数部分函数依赖依赖于于X，记作，记作X P Y。完全函数依赖与部分函数依赖（续）完全函数依赖与部分函数依赖（续）例:在关系SC(Sno,Cno,Grade)中，由于：SnoGrade，CnoGrade，因此：(Sno,Cno)Grade四、传递函数依赖四、传递函数依赖定义定义5.3 在关系模式在关系模式R(U)中，如果中，如果XY，YX，且，且

13、Y X，YZ，则称，则称Z传递函数依赖传递函数依赖于于X。注注:如果如果YX，即即XY，则，则Z直接依赖直接依赖于于X。例例:在关系在关系Std(Sno,Sdept,Mname)中，有：中，有：Sno Sdept，Sdept Mname Mname传递函数依赖于传递函数依赖于Sno5.2.2 码码定义定义5.4 设设K为关系模式为关系模式R中的属性或属性组合。中的属性或属性组合。若若K U，则，则K称为称为R的一个的一个侯选码侯选码（Candidate Key）。若关系模式）。若关系模式R有多个候选码，则选定其中的一有多个候选码，则选定其中的一个做为个做为主码主码（Primary key）。）

14、。n主属性与非主属性主属性与非主属性nALL KEY5.2.2 码码包含在任何一个候选码中的属性，叫做包含在任何一个候选码中的属性，叫做主属性主属性(Prime attribute).不包含在任何码中的属性不包含在任何码中的属性称为称为非主属性非主属性(Nonprime attribute)或或非码属非码属性性(Non-key attribute)。最简单的情况，单个属性是码。最极端的情况，最简单的情况，单个属性是码。最极端的情况，整个属性组是码，称为整个属性组是码，称为全码全码(All-key)。外部码外部码定义定义5.5 5.5 关系模式关系模式 R R 中属性或属性组中属性或属性组X X

15、 并非并非R R 的码，但的码，但 X X 是另一个关系模式的是另一个关系模式的码，则称码，则称 X X 是是R R 的的外部码（外部码（Foreign Foreign keykey）也称也称外码外码n主码又和外部码一起提供了表示关系间联系的手段。5.2.3 范式范式n范式是符合某一种级别的关系模式的集合。n关系数据库中的关系必须满足一定的要求。满足不同程度要求的为不同范式。n范式的种类：第一范式(1NF)第二范式(2NF)第三范式(3NF)BC范式(BCNF)第四范式(4NF)第五范式(5NF)5.2.3 范式范式n各种范式之间存在联系：n某一关系模式R为第n范式，可简记为RnNF。5.2.

16、3 范式范式一个低一级范式的关系模式，通过模式分解可以一个低一级范式的关系模式，通过模式分解可以转换为若干个高一级范式的关系模式的集合，转换为若干个高一级范式的关系模式的集合，这种过程就叫这种过程就叫规范化规范化。5.2.4 2NFn1NF的定义的定义如果一个关系模式如果一个关系模式R的所有属性都是的所有属性都是不可分的不可分的基本数据项基本数据项，则，则R1NF。n第一范式是对关系模式的最起码的要求。不满第一范式是对关系模式的最起码的要求。不满足第一范式的数据库模式不能称为关系数据库。足第一范式的数据库模式不能称为关系数据库。n但是满足第一范式的关系模式并不一定是一个但是满足第一范式的关系模

17、式并不一定是一个好的关系模式。好的关系模式。2NF例:关系模式SLC(Sno,Sdept,Sloc,Cno,Grade)Sloc为学生住处，假设每个系的学生住在同一个地方。码为(Sno,Cno)n函数依赖包括：(Sno,Cno)fGradeSnoSdept(Sno,Cno)PSdeptSnoSloc(Sno,Cno)PSlocSdeptSloc 2NFnSLC的码为(Sno,Cno)nSLC满足第一范式。n非主属性Sdept和Sloc部分函数依赖于码(Sno,Cno)SnoCnoGradeSdeptSlocSLCSLC不是一个好的关系模式不是一个好的关系模式(1)插入异常插入异常假设Sno95

18、102，SdeptIS，SlocN的学生还未选课，因课程号是主属性，因此该学生的信息无法插入SLC。(2)删除异常删除异常假定某个学生本来只选修了3号课程这一门课。现在因身体不适，他连3号课程也不选修了。因课程号是主属性，此操作将导致该学生信息的整个元组都要删除。SLC不是一个好的关系模式不是一个好的关系模式(3)数据冗余度大数据冗余度大如果一个学生选修了10门课程，那么他的Sdept和Sloc值就要重复存储了10次。(4)修改复杂修改复杂例如学生转系，在修改此学生元组的Sdept值的同时，还可能需要修改住处（Sloc）。如果这个学生选修了K门课，则必须无遗漏地修改K个元组中全部Sdept、S

19、loc信息。2NFn原因Sdept、Sloc部分函数依赖于码。n解决方法SLC分解为两个关系模式，以消除这些部分函数依赖SC（Sno，Cno，Grade）SL（Sno，Sdept，Sloc）2NFnSLC的码为(Sno,Cno)nSLC满足第一范式。n非主属性Sdept和Sloc部分函数依赖于码(Sno,Cno)SnoCnoGradeSdeptSlocSLC2NF函数依赖图：SnoCnoGradeSCSLSnoSdeptSloc 2NFn2NF的定义定义5.6若关系模式R1NF，并且每一个非主属性都完全函数依赖于R的码，则R2NF。例：SLC(Sno,Sdept,Sloc,Cno,Grade)

20、1NFSLC(Sno,Sdept,Sloc,Cno,Grade)2NFSC（Sno，Cno，Grade）2NFSL（Sno，Sdept，Sloc）2NF 第二范式（续）第二范式（续）n采用投影分解法将一个1NF的关系分解为多个2NF的关系，可以在一定程度上减轻原1NF关系中存在的插入异常、删除异常、数据冗余度大、修改复杂等问题。n将一个1NF关系分解为多个2NF的关系，并不能完全消除关系模式中的各种异常情况和数据冗余。5.2.5 3NF例：2NF关系模式SL(Sno,Sdept,Sloc)中n函数依赖：SnoSdeptSdeptSlocSnoSlocSloc传递函数依赖于Sno，即SL中存在非

21、主属性对码的传递函数依赖。3NF函数依赖图：SLSnoSdeptSloc 3NFn解决方法采用投影分解法，把SL分解为两个关系模式，以消除传递函数依赖：SD（Sno，Sdept）DL（Sdept，Sloc）SD的码为Sno，DL的码为Sdept。3NFSD的码为Sno，DL的码为Sdept。SnoSdeptSDSdeptSlocDL 3NFn3NF的定义定义5.8关系模式R中若不存在这样的码X、属性组Y及非主属性Z（Z Y）,使得XY，YX，YZ，成立，则称R3NF。例，SL(Sno,Sdept,Sloc)2NFSL(Sno,Sdept,Sloc)3NFSD（Sno，Sdept）3NFDL（S

22、dept，Sloc）3NF 3NFn若若R3NF，则，则R的每一个的每一个非主属性非主属性既不部分函数依赖于候选码也不既不部分函数依赖于候选码也不传递函数依赖于候选码。传递函数依赖于候选码。n如果如果R3NF，则，则R也是也是2NF。n采用投影分解法将一个采用投影分解法将一个2NF的关系分解为多个的关系分解为多个3NF的关系，可以在一的关系，可以在一定程度上解决原定程度上解决原2NF关系中存在的插入异常、删除异常、数据冗余度关系中存在的插入异常、删除异常、数据冗余度大、修改复杂等问题。大、修改复杂等问题。n 将一个将一个2NF关系分解为多个关系分解为多个3NF的关系后，并不能完全消除关系模的关

23、系后，并不能完全消除关系模式中的各种异常情况和数据冗余。式中的各种异常情况和数据冗余。5.2.6 BC范式（范式（BCNF）n定义定义5.9 设关系模式设关系模式R1NF，如果对于，如果对于R的的每个函数依每个函数依赖赖XY，若，若Y不属于不属于X，则，则X必含有码，那么必含有码，那么RBCNF。若若RBCNF n每一个决定属性集（因素）都包含（候选）码每一个决定属性集（因素）都包含（候选）码nR中的所有属性（主，非主属性）都完全函数依赖于码中的所有属性（主，非主属性）都完全函数依赖于码nR3NF（证明）（证明）n若若R3NF 则则 R不一定不一定BCNF BCNF例：在关系模式STJ（S，T

24、，J）中，S表示学生，T表示教师，J表示课程。n每一教师只教一门课。每门课由若干教师教，某一学生选定某门课，就确定了一个固定的教师。某个学生选修某个教师的课就确定了所选课的名称：(S，J)T，(S，T)J，TJ 5.2.6 BCNFSJTSTJSTJBCNFSTJ3NFn(S，J)和(S，T)都可以作为候选码nS、T、J都是主属性STJBCNFnTJ，T是决定属性集，T不是候选码BCNF解决方法：将STJ分解为二个关系模式：SJ(S，J)BCNF，TJ(T，J)BCNF没有任何属性对码的部分函数依赖和传递函数依赖SJSTTJTJ3NF与与BCNF的关系的关系n如果关系模式RBCNF，必定有R3

25、NFn如果R3NF，且R只有一个候选码，则R必属于BCNF。BCNF的关系模式所具有的性质的关系模式所具有的性质 所有所有非主属性非主属性都完全函数依赖于每个候选码都完全函数依赖于每个候选码 所有所有主属性主属性都完全函数依赖于每个不包含它的候选码都完全函数依赖于每个不包含它的候选码 没有任何属性完全函数依赖于没有任何属性完全函数依赖于非码非码的任何一组属性的任何一组属性5.2.5 多值依赖与第四范式（多值依赖与第四范式（4NF）例:学校中某一门课程由多个教师讲授，他们使用相同的一套参考书。关系模式Teaching(C,T,B)课程C、教师T和参考书B课课程程C教教员员T参参考考书书B物理物理

26、数学数学计算数学计算数学李李勇勇王王军军李李勇勇张张平平张张平平周周峰峰普通物理学普通物理学光学原理光学原理物理习题集物理习题集数学分析数学分析微分方程微分方程高等代数高等代数数学分析数学分析表表5.1普通物理学普通物理学光学原理光学原理物理习题集物理习题集普通物理学普通物理学光学原理光学原理物理习题集物理习题集数学分析数学分析微分方程微分方程高等代数高等代数数学分析数学分析微分方程微分方程高等代数高等代数李李 勇勇李李 勇勇李李 勇勇王王 军军王王 军军王王 军军李李 勇勇李李 勇勇李李 勇勇张张 平平张张 平平张张 平平 物物 理理物物 理理物物 理理物物 理理物物 理理物物 理理数数 学

27、学数数 学学数数 学学数数 学学数数 学学数数 学学参考书B教员T课程C用二维表表示用二维表表示Teaching 多值依赖与第四范式（续）多值依赖与第四范式（续）nTeachingBCNF:nTeach具有唯一候选码(C，T，B)，即全码nTeaching模式中存在的问题(1)数据冗余度大：有多少名任课教师，参考书就要存储多少次多值依赖与第四范式（续）多值依赖与第四范式（续）(2)插入操作复杂：当某一课程增加一名任课教师时，插入操作复杂：当某一课程增加一名任课教师时，该课程有多少本参照书，就必须插入多少个元组该课程有多少本参照书，就必须插入多少个元组例如物理课增加一名教师刘关，需要插入两个元组

28、：例如物理课增加一名教师刘关，需要插入两个元组：（物理，刘关，普通物理学）（物理，刘关，普通物理学）（物理，刘关，光学原理）（物理，刘关，光学原理）多值依赖与第四范式（续）多值依赖与第四范式（续）(3)删除操作复杂：某一门课要去掉一本参考书，该课程删除操作复杂：某一门课要去掉一本参考书，该课程有多少名教师，就必须删除多少个元组有多少名教师，就必须删除多少个元组(4)修改操作复杂：某一门课要修改一本参考书，该课程修改操作复杂：某一门课要修改一本参考书，该课程有多少名教师，就必须修改多少个元组有多少名教师，就必须修改多少个元组n产生原因产生原因存在多值依赖一、多值依赖一、多值依赖n定义5.10设设

29、R(U)是一个属性集是一个属性集U上的一个关系模式，上的一个关系模式，X、Y和和Z是是U的子集，的子集，并且并且ZUXY，多值依赖多值依赖 XY成立当且仅当对成立当且仅当对R的的任一关任一关系系r，r在（在（X，Z）上的每个值对应一组）上的每个值对应一组Y的值，这组值仅仅决定的值，这组值仅仅决定于于X值而与值而与Z值无关值无关 例例 Teaching（C,T,B）对于对于C的每一个值，的每一个值，T有一组值与之对应，而不论有一组值与之对应，而不论B取何值取何值一、多值依赖一、多值依赖n在R（U）的任一关系r中，如果存在元组t，s 使得tX=sX，那么就必然存在元组w，vr，（w，v可以与s，t

30、相同），使得wX=vX=tX，而wY=tY，wZ=sZ，vY=sY，vZ=tZ（即交换s，t元组的Y值所得的两个新元组必在r中），则Y多值依赖于X，记为XY。这里，X，Y是U的子集，Z=U-X-Y。t x y1 z2 s x y2 z1 w x y1 z1 v x y2 z2多值依赖（续）多值依赖（续）n平凡多值依赖和非平凡的多值依赖n若XY，而Z，则称XY为平凡的多值依赖n否则称XY为非平凡的多值依赖多值依赖的性质多值依赖的性质（1）多值依赖具有对称性若XY，则XZ，其中ZUXY多值依赖的对称性可以用完全二分图直观地表示出来。（2）多值依赖具有传递性若XY，YZ，则XZ-Y多值依赖的对称性多

31、值依赖的对称性XiZi1Zi2ZimYi1Yi2Yin多值依赖的对称性多值依赖的对称性物物理理普通物理学普通物理学光学原理光学原理物理习题集物理习题集李勇李勇王军王军多值依赖（续）多值依赖（续）（3）函数依赖是多值依赖的特殊情况。若XY，则XY。（4）若XY，XZ，则XYZ。（5）若XY，XZ，则XYZ。（6）若XY，XZ，则XY-Z，XZ-Y。多值依赖与函数依赖的区别多值依赖与函数依赖的区别(1)有效性n多值依赖的有效性与属性集的范围有关若XY在U上成立，则在W（XYWU）上一定成立；反之则不然，即XY在W（WU）上成立，在U上并不一定成立n多值依赖的定义中不仅涉及属性组X和Y，而且涉及U中

32、其余属性Z。n一般地，在R（U）上若有XY在W（WU）上成立，则称XY为R（U）的嵌入型多值依赖多值依赖与函数依赖的区别多值依赖与函数依赖的区别n只要在R（U）的任何一个关系r中，元组在X和Y上的值满足定义5.l（函数依赖），则函数依赖XY在任何属性集W（XYWU）上成立。多值依赖（续）多值依赖（续）(2)n若函数依赖XY在R（U）上成立，则对于任何YY均有XY成立n多值依赖XY若在R(U)上成立，不能断言对于任何YY有XY成立二、第四范式（二、第四范式（4NF）n定义5.10关系模式R1NF，如果对于R的每个非平凡多值依赖XY（YX），X都含有候选码，则R4NF。（XY）n如果R4NF，则R

33、BCNF不允许有非平凡且非函数依赖的多值依赖允许的是函数依赖（是非平凡多值依赖）第四范式（续）第四范式（续）例：Teach(C,T,B)4NF存在非平凡的多值依赖CT，且C不是候选码n用投影分解法把Teach分解为如下两个关系模式：CT(C,T)4NFCB(C,B)4NFCT，CB是平凡多值依赖5.2 规范化规范化5.2.1第一范式（1NF）5.2.2第二范式（2NF）5.2.3第三范式（3NF）5.2.4BC范式（BCNF）5.2.5多值依赖与第四范式（4NF）5.2.6规范化5.2.6 规范化规范化n关系数据库的规范化理论是数据库逻辑设计的工具。n一个关系只要其分量都是不可分的数据项，它就

34、是规范化的关系，但这只是最基本的规范化。n规范化程度可以有多个不同的级别规范化（续）规范化（续）n规范化程度过低的关系不一定能够很好地描述现实世界，可能会存在插入异常、删除异常、修改复杂、数据冗余等问题n一个低一级范式的关系模式，通过模式分解可以转换为若干个高一级范式的关系模式集合，这种过程就叫关系模式的规范化规范化（续）规范化（续）n关系模式规范化的基本步骤 1NF消除非主属性对码的部分函数依赖消除决定属性2NF集非码的非平消除非主属性对码的传递函数依赖凡函数依赖3NF消除主属性对码的部分和传递函数依赖BCNF消除非平凡且非函数依赖的多值依赖4NF规范化的基本思想规范化的基本思想n消除不合适

35、的数据依赖n的各关系模式达到某种程度的“分离”n采用“一事一地”的模式设计原则让一个关系描述一个概念、一个实体或者实体间的一种联系。若多于一个概念就把它“分离”出去n所谓规范化实质上是概念的单一化规范化（续）规范化（续）n不能说规范化程度越高的关系模式就越好n在设计数据库模式结构时，必须对现实世界的实际情况和用户应用需求作进一步分析，确定一个合适的、能够反映现实世界的模式n上面的规范化步骤可以在其中任何一步终止第五章第五章 关系数据理论关系数据理论5.1数据依赖5.2规范化5.3数据依赖的公理系统5.4模式的分解5.3 数据依赖的公理系统数据依赖的公理系统n逻辑蕴含定义5.11对于满足一组函数

36、依赖F 的关系模式R，其任何一个关系r，若函数依赖XY都成立,则称F逻辑蕴含X YArmstrong公理系统公理系统n一套推理规则，是模式分解算法的理论基础n用途n求给定关系模式的码n从一组函数依赖求得蕴含的函数依赖1.Armstrong公理系统公理系统关系模式R 来说有以下的推理规则：nAl.自反律（Reflexivity）：若Y XU，则X Y为F所蕴含。nA2.增广律（Augmentation）：若XY为F所蕴含，且ZU，则XZYZ为F所蕴含。nA3.传递律（Transitivity）：若XY及YZ为F所蕴含，则XZ为F所蕴含。注意：由自反律所得到的函数依赖均是平凡的函数依赖，自反律的使

37、用并不依赖于F定理定理 5.l Armstrong推理规则是正确的推理规则是正确的（l）自反律:若Y XU，则X Y为F所蕴含证:设YXU对R 的任一关系r中的任意两个元组t，s：若tX=sX，由于YX，有ty=sy，所以XY成立.自反律得证定理定理5.l(2)增广律:若XY为F所蕴含，且ZU，则XZYZ 为F所蕴含。证：设XY为F所蕴含，且ZU。设R的任一关系r中任意的两个元组t，s；若tXZ=sXZ，则有tX=sX和tZ=sZ；由XY，于是有tY=sY，所以tYZ=sYZ，所以XZYZ为F所蕴含.增广律得证。定理定理5.l(3)传递律：若XY及YZ为F所蕴含，则XZ为F所蕴含。证：设XY及

38、YZ为F所蕴含。对R的任一关系r中的任意两个元组t，s。若tX=sX，由于XY，有tY=sY；再由YZ，有tZ=sZ，所以XZ为F所蕴含.传递律得证。2.导出规则导出规则1.根据A1，A2，A3这三条推理规则可以得到下面三条推理规则：n合并规则：由XY，XZ，有XYZ。（A2，A3）n伪传递规则：由XY，WYZ，有XWZ。（A2，A3）n分解规则：由XY及ZY，有XZ。（A1，A3）导出规则导出规则2.根据合并规则和分解规则，可得引理5.1引理5.lXA1 A2Ak成立的充分必要条件是XAi成立（i=l，2，k）。3.函数依赖闭包函数依赖闭包定义5.l2在关系模式R中为F所逻辑蕴含的函数依赖的

39、全体叫作F的闭包，记为F+。定义5.13设F为属性集U上的一组函数依赖，XU，XF+=A|XA能由F 根据Armstrong公理导出，XF+称为属性集X关于函数依赖集F 的闭包F的闭包的闭包 F=XY,YZ,F+计算是NP完全问题，XA1A2.AnF+=X,Y,Z,XY,XZ,YZ,XYZ,XX,YY,ZZ,XYX,XZX,YZY,XYZX,XY,YZ,XYY,XZY,YZZ,XYZY,XZ,YYZ,XYZ,XZZ,YZYZ,XYZZ,XXY,XYXY,XZXY,XYZXY,XXZ,XYYZ,XZXZ,XYZYZXYZ,XYXZ,XZXY,XYZXZ,XZYZ,XYXYZ,XZXYZ,XYZX

40、YZ关于闭包的引理关于闭包的引理n引理5.2设F为属性集U上的一组函数依赖，X，YU，XY能由F 根据Armstrong公理导出的充分必要条件是YXF+n用途将判定XY是否能由F根据Armstrong公理导出的问题，就转化为求出XF+，判定Y是否为XF+的子集的问题求闭包的算法求闭包的算法算法5.l求属性集X（XU）关于U上的函数依赖集F 的闭包XF+输入：X，F输出：XF+步骤：（1）令X（0）=X，i=0（2）求B，这里B=A|(V)(W)(VWFV X（i）AW)；（3）X（i+1）=BX（i）算法算法5.l（4）判断X（i+1）=X（i）吗?（5）若相等或X（i）=U,则X（i）就是X

41、F+,算法终止。（6）若否，则i=i+l，返回第（2）步。对于算法5.l，令ai=|X（i）|，ai 形成一个步长大于1的严格递增的序列，序列的上界是|U|，因此该算法最多|U|-|X|次循环就会终止。nDefine XF+=closure of X =set of attributes functionally determined byXnBasis:XF+:=XnInduction:If Y XF+,and Y A is a given FD,then add A to XF+nEnd when XF+cannot be changed.AlgorithmyX+NewX+A U=A,B,

42、C,D;F=A B,BC D;nA+=AB.nC+=C.n(AC)+=ABCD.ExampleACB ExampleACDBU=A,B,C,D;A B,BC D.(AC)+=ABCD.函数依赖闭包函数依赖闭包例1已知关系模式R，其中U=A，B，C，D，E；F=ABC，BD，CE，ECB，ACB。求（AB）F+。解设X（0）=AB；(1)计算X（1）:逐一的扫描F集合中各个函数依赖，找左部为A，B或AB的函数依赖。得到两个：ABC，BD。于是X（1）=ABCD=ABCD。函数依赖闭包函数依赖闭包(2)因为X（0）X（1），所以再找出左部为ABCD子集的那些函数依赖，又得到ABC，BD，CE，AC

43、B，于是X（2）=X（1）BCDE=ABCDE。(3)因为X（2）=U，算法终止所以（AB）F+=ABCDE。4.Armstrong公理系统的有效性与完备性公理系统的有效性与完备性n建立公理系统体系目的：从已知的f推导出未知的fn明确：1.公理系统推导出来的f正确？2.F+中的每一个f都能推导出来？/f不能由F导出,fF+FF+f4.Armstrong公理系统的有效性与完备性公理系统的有效性与完备性n有效性：由F出发根据Armstrong公理推导出来的每一个函数依赖一定在F+中/*Armstrong正确n完备性：F+中的每一个函数依赖，必定可以由F出发根据Armstrong公理推导出来/*Ar

44、mstrong公理够用，完全完备性：所有不能用Armstrong公理推导出来f,都不为真若f不能用Armstrong公理推导出来，fF+有效性与完备性的证明有效性与完备性的证明证明：1.有效性可由定理5.l得证2.完备性只需证明逆否命题:若函数依赖XY不能由F从Armstrong公理导出，那么它必然不为F所蕴含分三步证明：有效性与完备性的证明有效性与完备性的证明(1)引理:若VW成立，且VXF+，则WXF+证因为VXF+，所以有XV成立；因为X V，VW，于是XW成立所以WXF+(2)/*若f不能用Armstrong公理推导出来，fF+/*若存在r，F+中的全部函数依赖在r上成立。/*而不能用

45、Armstrong公理推导出来的f,在r上不成立。构造一张二维表r，它由下列两个元组构成，可以证明r必是R（U，F）的一个关系，即F+中的全部函数依赖在r上成立。Armstrong公理系统的有效性与完备性公理系统的有效性与完备性(续续)XF+U-XF+11.100.011.111.1若r不是R的关系，则必由于F中有函数依赖VW在r上不成立所致。由r的构成可知，V必定是XF+的子集，而W不是XF+的子集，可是由第（1）步，WXF+，矛盾。所以r必是R的一个关系。Armstrong公理系统的有效性与完备性公理系统的有效性与完备性(续续)(3)/*若f不能用Armstrong公理推导出来，fF+/*

46、而不能用Armstrong公理推导出来的f,在r上不成立。n若XY 不能由F从Armstrong公理导出，则Y 不是XF+的子集。（引理5.2）n因此必有Y 的子集Y 满足YU-XF+，则XY在r 中不成立，即XY必不为R蕴含/*因为 F+中的全部函数依赖在r上成立。Armstrong公理系统的有效性与完备性公理系统的有效性与完备性(续续)Armstrong公理的完备性及有效性说明:“蕴含”=“导出”等价的概念 F+=由F出发借助Armstrong公理导出的函数依赖的集合5.函数依赖集等价函数依赖集等价定义5.14如果G+=F+，就说函数依赖集F覆盖G（F是G的覆盖，或G是F的覆盖），或F与G

47、等价。函数依赖集等价的充要条件函数依赖集等价的充要条件引理5.3F+=G+的充分必要条件是FG+，和GF+证:必要性显然，只证充分性。（1）若FG+，则XF+XG+。（2）任取XYF+则有YXF+XG+。所以XY(G+）+=G+。即F+G+。（3）同理可证G+F+，所以F+=G+。函数依赖集等价函数依赖集等价n要判定FG+，只须逐一对F中的函数依赖XY，考察Y 是否属于XG+就行了。因此引理5.3给出了判断两个函数依赖集等价的可行算法。6.最小依赖集最小依赖集定义5.15如果函数依赖集F满足下列条件，则称F为一个极小函数依赖集。亦称为最小依赖集或最小覆盖。(1)F中任一函数依赖的右部仅含有一个

48、属性。(2)F中不存在这样的函数依赖XA，使得F与F-XA等价。(3)F中不存在这样的函数依赖XA，X有真子集Z使得F-XAZA与F等价。最小依赖集最小依赖集例2对于5.l节中的关系模式S，其中：U=SNO，SDEPT，MN，CNAME，G，F=SNOSDEPT，SDEPTMN，（SNO，CNAME）G设F=SNOSDEPT，SNOMN，SDEPTMN，(SNO，CNAME)G，(SNO，SDEPT)SDEPTF是最小覆盖，而F 不是。因为：F-SNOMN与F 等价 F-(SNO，SDEPT)SDEPT也与F 等价 F-(SNO，SDEPT)SDEPTSNOSDEPT也与F 等价7.极小化过程

49、极小化过程定理5.3每一个函数依赖集F均等价于一个极小函数依赖集Fm。此Fm称为F的最小依赖集证:构造性证明，依据定义分三步对F进行“极小化处理”，找出F的一个最小依赖集。(1)逐一检查F中各函数依赖FDi：XY，若Y=A1A2Ak，k 2，则用XAj|j=1，2，k来取代XY。引理5.1保证了F变换前后的等价性。极小化过程极小化过程(2)逐一检查F中各函数依赖FDi：XA，令G=F-XA，若AXG+，则从F中去掉此函数依赖。由于F与G=F-XA等价的充要条件是AXG+因此F变换前后是等价的。极小化过程极小化过程(3)逐一取出F中各函数依赖FDi：XA，设X=B1B2Bm，逐一考查Bi（i=l

50、，2，m），若A（X-Bi）F+，则以X-Bi取代X。由于F与F-XAZA等价的充要条件是AZF+，其中Z=X-Bi因此F变换前后是等价的。极小化过程极小化过程由定义，最后剩下的F就一定是极小依赖集。因为对F的每一次“改造”都保证了改造前后的两个函数依赖集等价，因此剩下的F与原来的F等价。证毕n定理5.3的证明过程也是求F极小依赖集的过程极小化过程极小化过程例3F=AB，BA，BC，AC，CA Fm1、Fm2都是F的最小依赖集：Fm1=AB，BC，CAFm2=AB，BA，AC，CAnF的最小依赖集Fm不一定是唯一的它与对各函数依赖FDi及XA中X各属性的处置顺序有关极小化过程极小化过程n极小化