《数据库范式及关系模式示例》由会员分享，可在线阅读，更多相关《数据库范式及关系模式示例（20页珍藏版）》请在金锄头文库上搜索。
1、-第七章 补充讲义一、 式举例例1：R，请问R为几式. 零件号单价P125P28P325P49BCNF。25改成15还是BCNF.如：课程号与*例2：R，请问R为几式. 材料号材料名生产厂M1线材M2型材M3板材M4型材2NF。有局部依赖。例3：R，请问R为几式.ADEA1D1E2A2D6E2A3D4E3A4D4E4BCNF。例4：R(*,Y,Z),F=*Y-Z,R为几式. BCNF。例5：R(*,Y,Z),F=Y-Z，*Z-Y,R为几式. 3NF。R的候选码为*Z,*Y，R中所有属性都是主属性，无传递依赖二、 求闭包数据库设计人员在对实际应用问题调查中，得到的结论往往是零散的、不规的直观问题
2、好办，复杂问题难办了，所以，这对分析数据模型，到达规化设计要求，还有差距，为此，从规数据依赖集合的角度入手，找到正确分析数据模型的方法，以确定关系模式的规化程度。例1 关系模式R(U、F)，其中，U=A,B,C,D,E; F=AB C, B D, EC B , ACB ,求AB+F.解：设*(0)=AB计算*(1),在F中找出左边为AB子集的FD,其结果是：ABC,BD*(1)=*(0)UB=ABUCD=ABCD 显然，*(1)*(0)计算*(2),在F中找出左边为ABCD子集的FD，其结果是：CE,ACB*(2)=*(1)UB=ABCDUBE=ABCDE 显然，*(2)=U所以，AB+ F=
3、ABCDE.等于U，所以AB是唯一候选关键字例2设有关系模式R(U、F)，其中U=A,B,C,D,E，I;F=AD,ABE,BE,CDI,EC,计算AE+解：令*=AE,*(0)=AE在F中找出左边是AE子集的FD,其结果是：AD,EC*(1)=*(0)UB=*(0)UDC=ACDE 显然，*(1)*(0) 在F中找出左边是ACDE子集的FD，其结果是：CDI*(2)=*(1)UI=ACDEI显然 ，*(2)*(1)，但F中未用过的函数依赖的左边属性已含有*(2) 的子集，所以不必再计算下去，即AE+=ACDEI.因为，*3*2 ，所以，算法完毕。三、 求最小依赖集最小依赖集是对函数依赖集合进
4、展规的结果，这样才能对一般关系模式进展准确分析。例1 设函数依赖集F=ABCE,AC,GPB,EPA，CDEP,HBP,DHG,ABCPG,求与F等价的最小函数依赖集。 解：将F中依赖右部属性单一化：F1= AB C ABE HBP AC DH GPB DG EPA ABCP CDEP ABCG由于有AC,所以ABC为多余成份：所以F2= ABE HBP AC DH GPB DG EPA ABCP CDEP ABCG经过分析认为F2中无多余依赖，则：Fmin=F2为最小函数依赖集。即Fmin= ABE ,HBP, AC ,DH, GPB ,DG, EPA , ABCP,CDEP,ABCG.例2
5、 F=AB,BA,BC,AC,CA,求Fmin.解:F1= AB AC B A BCC AFmin1= AB AC BA CA Fmin2= AB CA BC例3 F=AC,CA,BAC,DAC,求Fmin。 解：将F中依赖的右部属性单一化： F1= AC CA BA BC DA DC由于BA,AC,所以 BC是多余成份。 又由于DA,AC,所以DC是多余成份。 所以 F2= AC CA BA DA 因为F2中所有依赖的左部都是单属性，所以不存在依赖左部的有多余属性。 所以 Fmin AC CA BA DA 即FminAC，CA， BA ，DA.例4 设有关系模式R(U,F),其中：U=E,F
6、,G,H,F=EG,GE,FEG,HEG,FHE,求F的最小依赖集。 解：将F中依赖右部属性单一化： F1= EG HE GE HG FE FH E FG由于有FE,FHE为多余成份：不是因为有HE，而是，F后面加一个H和不加一样 所以 F2= EG HE GE HG FE FG 由于F2中，FE和FG以及HE和HG之一为多余，则： Fmin1EG,GE,FG,HGFmin2EG,GE,FE,HE Fmin3，Fmin4同理。四、求候选码1. 候选关键字求解理论 对于给定的关系RA1,A2,An和函数依赖集F，可将其属性分为四类：l L类：仅出现在F的函数依赖左部的属性l R类：仅出现在F的函
7、数依赖右部的属性l N类：在F的函数依赖左右两边均未出现的属性l LR类：在F的函数依赖左右两边均出现的属性定理1：对于给定的关系模式R及其函数依赖集F，假设*(*R)是L类属性，则*必为R的任一候选关键字成员。推论1：对于给定的关系模式R及其函数依赖集F，假设*(*R)是L类属性，且*包含了R的全部属性，则*必为R的唯一候选关键字。定理2：对于给定的关系模式R及其函数依赖集F，假设*(*R)是R类属性，则*不在任何候选关键字中。定理3：设有关系模式R及其函数依赖集F，假设*是R的N类属性，则*必包含在R的任一候选关键字中。推论2：对于给定的关系模式R及其函数依赖集F，假设*是R的N类和L类组
8、成的属性集，且*+包含了R的全部属性，则*必为R的唯一候选关键字。2. 单属性依赖集图论求解法多属性不行 I:关系模式R,R的单属性函数依赖集F。 O：R的所有候选关键字。 算法：求F的最小依赖集Fmin。构造FDG(函数依赖图)。从图中找出关键属性集*可为空。查看G中有无独立回路，假设无则输出*即为R的唯一候选关键字，转，假设有，则转。从各独立回路中各取一结点对应的属性与*组合成一候选关键字，并重复这一过程取尽所有可解的组合，即为R的全部候选关键字。完毕。3多属性依赖集候选关键字求解法 I:关系模式R及其函数依赖集F。 O:R的所有候选关键字。 算法：将R的所有属性分为L,R,N和LR四类，
9、并令*代表L,N两类，Y代表LR类。求*+，假设*包含了R的全部属性，则*即为R的唯一候选关键字，转，否则，转。在Y中取一属性A，求(*A)+.假设它包含了R的全部属性，则转，否则，调换一属性反复进展这一过程，直到试完所有Y中的属性。假设已找出所有候选关键字，则转，否则在Y中依次取2个，3个，求它们的属性闭包，直到其闭包包含R的全部属性。停顿,输出结果。例1设R(O,B,I,S,Q,D),F=SD,DS,IB,BI,BO,OB,求R的所有候选关键字。 解：Fmin SD,DS,IB,BI,BO,OB.构造FDG.SDBIOQ关键属性集Q. 原始点和孤立点统称关键点。有两个独立回路，SDS,IB
10、OBI.所以 R的所有候选关键字为：QSI,QSB, QSO,QDI,QDB,QDO.例2. 设R=*,Y,Z,F=*Y,Y*,求R的所有候选关键字。 解：Fmin=*Y,Y*。构造FDG*YZ关键属性Z.有1个独立回路，1.候选关键字个数各独立回路中结点个数乘积21个回路，2个结点。2.候选关键字所含属性个数关键属性个数独立回路个数112。所以R的所有候选关键字为：Z*,ZY.例3 设有关系模式R(A,B,C,D),其函数依赖集FDB,BD,ADB,ACD,求R的所有候选关键字。解：经考虑F发现，A,C两属性是L类属性，由定理知，AC必是R的一候选关键字字成员。又因AC+=ABCD,所以AC
11、是R的唯一候选关键字。例4 设有关系模式R(A,B,C,D,E,P),F=AD,ED,DB,BCD,DCA,求R的所有候选关键字。解：经考察发现，C，E两属性是L类属性，故C,E必在R的任何候选关键字中，又P是N类属性，故P也必在R的任何候选关键字中。又因CEP+=ABCDEP 所以CEP是R的唯一候选关键字。五、模式分解对存在数据冗余、插入异常、删除异常问题的关系模式，应采取将一个关系模式分解为多个关系模式的方法进展处理。在分解处理中会涉及一些新问题，为使分解后的模式保持原模式所满足的特性，要求分解处理具有无损联接性和保持函数依赖性。即分解后的关系模式子集，应能通过自然连接运算恢复原状。1、
12、关系模式规化时一般应遵循以下原则：（1） 关系模式进展无损连接分解。关系模式分解过程中数据不能丧失或增加，必须把全局关系模式中的所有数据无损地分解到各个子关系模式中，以保证数据的完整性。（2） 保持原来模型的函数依赖关系。因为这些函数依赖关系是数据模型反映的客观事物的固有属性，一般是不能舍弃的。（3） 合理选择规化程度。考虑到存取效率，低级模式造成的冗余度很大，既浪费了存储空间，又影响了数据的一致性，因此希望一个子模式的属性越少越好，即取高级式；假设考虑到查询效率，低级式又比高级式好，此时连接运算的代价较小，这是一对矛盾，所以应根据情况，合理选择规化程度。2、对模式分解的两个根本要求：模式分解可以提高关系模式的规化程度，但是必须考虑如下问题： 防止信息丧失：简单的说，就是模式R分解为R1，R2，Rn后，将R1，R2，Rn自然连接还应该等于模式R。这就是无损失联接准则。 防止数据关系丧失：简单地说，就是模式R分解为R1，R2，Rn后，函数依赖集合F也被对应分解为F1，F2，Fn，应满足F与各Fii=1，2，n的并集等价，即满足F+=UFi +
