第7章关系数据库规范化理论

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第7章 关系数据库规范化理论

第7章 关系数据库规范化理论
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7.2.1 关系模式中的码
例:
关系模式S(Sno,Sdept,Sage),单个属性Sno是码
SC(Sno,Cno,Grade)中,(Sno,Cno)是码 关系模式R(P,W,A)
P:演奏者
W:作品
A:听众
一个演奏者可以演奏多个作品 某一作品可被多个演奏者演奏 听众可以欣赏不同演奏者的不同作品 码为(P,W,A),即All-Key
Sno→SName
Sno→Sdept
Sno→Sage
例:SC(Sno, Cno, Grade)
(Sno, Cno)→Grade
8
7.1.2 一些术语和符号
平凡函数依赖与非平凡函数依赖
在关系模式R(U)中,对于U的子集X和Y,
如果X→Y,但Y X,则称X→Y是非平凡的函数依赖
若X→Y,但Y X,
则称X→Y是平凡的函数依赖
例:在关系SC(Sno, Cno, Grade)中,
非平凡函数依赖: (Sno, Cno) → Grade 平凡函数依赖: (Sno, Cno) → Sno
(Sno, Cno) → Cno
如不作特别说明,总是讨论非平凡函数依赖。
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7.1.2 一些术语和符号
若X→Y,则X称为这个函数依赖的决定属性
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7.2.1 关系模式中的码
外部码:用于关系表之间建立关联的属性(组)。 关系模式 R 中属性或属性组X 并非 R的码,但 X
是另一个关系模式的码,则称 X 是R 的外部码,也 称外码。
如在SC(Sno,Cno,Grade)中,Sno不是码,
但Sno是关系模式S(Sno,Sdept,Sage)的码, 则Sno是关系模式SC的外部码

关系数据库规范化理论常见试题及答案

关系数据库规范化理论常见试题及答案

关系数据库规范化理论常见试题及答案1.关系规范化中的操作异常有哪些?它是由什么引起的?解决的办法是什么?答:关系规范化中的操作异常有插入异常、更新异常和删除异常,这些异常是由于关系中存在不好的函数依赖关系引起的.消除不良函数依赖的办法是进行模式分解,即将一个关系模式分解为多个关系模式。

2.第一范式、第二范式和第三范式的关系的定义是什么?答:不包含非原子项属性的关系就是第一范式的关系;对于第一范式的关系,如果此关系中的每个非主属性都完全函数依赖于主键,则此关系属于第二范式;对于第二范式的关系,如果所有的非主属性都不传递依赖于主键,则此关系就是第三范式的。

3.什么是部分依赖?什么是传递依赖?请举例说明。

答:部分依赖关系是指某个属性只由构成主键的部分列决定,而和另一些列无关。

例如对关系:学生选课(学号,姓名,课程号,成绩),此关系的主键是(学号,课程号),而“姓名”列只由“学号”决定,与“课程号”无关,这就是部分依赖关系。

传递依赖指的是某个非主键属性是由另一个非主键属性决定的,而这个非主键属性再由主键决定。

例如对关系:学生(学号、姓名、所在系,系主任),此关系的主键为(学号),而“系主任”由“所在系”决定,“所在系”又由“学号”决定,因此“系主任”对“学号”是传递依赖关系.4.第三范式的表是否一定不包含部分依赖关系?答:是的.5.对于主键只由一个属性组成的关系,如果它是第一范式关系,则它是否一定也是第二范式关系?答:是的。

因为如果一个关系的主键只由一个属性组成,则此关系中一定不会存在部分依赖关系。

6.设有关系模式:学生修课管理(学号,姓名,所在系,性别,课程号,课程名,学分,成绩).设一名学生可以选修多门课程,一门课程可以被多名学生选修。

一名学生有唯一的所在系,每门课程有唯一的课程名和学分。

请指出此关系模式的候选键,判断此关系模式是第几范式的;若不是第三范式的,请将其规范化为第三范式关系模式,并指出分解后的每个关系模式的主键和外键.答:候选键为:(学号,课程号),它也是此关系模式的主键。

关系数据库规范化理论

关系数据库规范化理论
数据一致性
规范化可以消除数据冗余,确保每个数据只在数据库中存储一次,从而提高数据的一致性。
第一范式 (1NF)
表结构
第一范式要求每个数据表都应具有原子性,即每 个表中的列不能再进一步分解。
主键
每个表必须具有一个唯一标识记录的主键,用于 保证数据的唯一性和关联性。
第二范式 (2NF)
1 函数依赖
数据表中出现函数依赖时,就需要进行第二范式的规范化。避免冗余数据。
关系数据库规范化理论
规范化是设计关系数据库中的一项重要理论,它能使数据存储结构更加合理、 高效。通过划分数据表,规范化能够消除数据冗余、提高数据一致性和查询 性能。
规范化定义
目的明确
规范化通过一定的规则将一个大的数据表拆分成多个小的数据表,以实现数据的高内聚和低 耦合。
数据准确性
规范化能确保数据的准确性,因为数据被划分为更小的范围,每个数据表只存储特定类型的 数据。
3 学生管理系统
拆分学生、课程、成绩等信息,确保学生信息的一致性和教务管理的高效性。
规范化的局限性及未来研究方向
局限性
规范化可能导致表结构复杂,加重查询和维护 的工作量。某些情况下,冗余数据可能是必要 的。
未Hale Waihona Puke 研究方向未来的研究可以探索如何在规范化的基础上平 衡数据一致性和查询性能,以及结合其他技术 实现更灵活的数据存储。
优点 数据一致性提高 数据冗余减少 数据更新更容易
缺点 可能会导致过度分解数据表,增加查询复杂性 可能引起频繁的表连接操作,影响查询性能 增加了设计和维护的复杂性
规范化的应用举例
1 在线购物系统
将用户、订单、商品等信息拆分为多个表,确保数据的一致性和查询效率。

关系数据库的规范化理论与数据库设计

关系数据库的规范化理论与数据库设计
记作: Sname Sdept
.
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几个术语和符号
如果 X→Y,则 X 叫做决定因素(Determinant) 如果 X→Y , Y → X ,则记作: X ←→ Y
如果Y不函数依赖于X,则记作: X→Y
.
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二、平凡函数依赖与非平凡函数依赖 如果 X→Y,但 Y X,则称 X→Y 是非平凡的函数 依赖
关系模式的规范化:解决插入、删除和更 新异常,尽量消除数据冗余,消除不合适 的数据依赖
这就要求关系模式应该满足一定的条件
关系模式满足不同的条件,称为不同的范 式
.
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1NF范式
如果关系模式R的所有属性都是不可再分解 的,则称R属于第一范式,简称1NF,记做 R∈1NF。
满足1NF的关系为规范化的关系,否则为非规 范化的关系
U,则【1】为F所逻辑蕴含
XZ->ZY 2008.09 3、下列关于部分函数依赖的叙述中,哪条是正确的? A、若X->Y,且存在Y的真子集Y’,X->Y’,则Y对X部分函数依赖 B、若X->Y,且存在Y的真子集Y’,X->Y’,则Y对X部分函数依赖 C、若X->Y,且存在X的真子集X’,X’->Y,则Y对X部分函数依赖 D、若X->Y,且存在X的真子集X’,X’->Y,则Y对X部分函数依赖
CNAME 机械设计 高等数学 管道工程 数据结构
.
6
该关系模式可能出现如下 问题:
异常(多个记录更新,刘宏
容易产生数据不一致) 王明
插入异常:TNAME,CNO码, 李红
某个教师没上课,CNO为
空,不能插入)
ADDRESS CNO 18栋302 043
21栋503 056 18栋302 041 17栋503 002

关系规范化理论

关系规范化理论

化定义来证明一个函数依赖是否成立。 例如,对于关系模式S,当不存在重名的情况下,可以得到:


SN→AGE SN→DEPT
这种函数依赖关系,必须是在没有重名的条件下成立,否则
不成立。 所以函数依赖反映了一种语义完整性约束。
返回
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3.函数依赖与属性之间的联系类型有关。
( 1 )在一个关系模式中,如果属性 X 与 Y 有1:1 联系时,则存
根据实际情况,这些数据有如下语义规定:
1. 一个系有若干个学生,但一个学生只属于一个系; 2. 一个系只有一名系主任,但一个系主任可以同时兼几个系
的系主任; 3. 一个学生可以选修多门功课,每门课程可有若干学生选修; 4. 每个学生学习每门课程有一个成绩。

SCD关系模式的实例
如图4.1所示。 返回
返回
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4.2 函数依赖
4.2.1 函数依赖的定义及性质



关系模式中的各属性之间相互依赖、相互制约 的联系称为数据依赖。 数据依赖一般分为函数依赖、多值依赖和连接 依赖。 其中,函数依赖是最重要的数据依赖。
返回
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4.2.1.1 函数依赖的定义
定义4.1 设关系模式 R(U,F) ,U是属性全集,F是 U上的函 数依赖集,X和Y是U的子集,如果对于R(U)的任意一个可能 的关系r,对于X的每一个具体值,Y都有唯一的具体值与之 对应,则称X决定函数Y,或Y函数依赖于X,记作X→Y。我们 称X为决定因素,Y为依赖因素。当Y不函数依赖于X时,记作: X Y。当X→Y且Y→X时,则记作: X Y。 对于关系模式SCD
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4.2.1.2 函数依赖的基本性质
1.投影性。

数据库5版第七章规范化理论例题解答

数据库5版第七章规范化理论例题解答

关系数据库规范化理论例题解答⊄(⊆⊂∈∉)例:证明定理 Armstrong公理是正确的,即如果F成立,则由F根据Armstrong公理所推导的函数依赖总是成立的。

设有R(U,F),X、Y、Z均是U的子集,F是R的函数依赖集,推理规则如下:A1:自反律(reflexivity)如果Y ⊆X ⊆U,则X→Y为F所蕴涵。

A2:增广律(augmentation)如果X→Y为F所蕴涵,且Z⊆U,则XZ→YZ为F的所蕴涵。

(XZ代表X∪Z)A3:传递律(transitivity)如果X→Y和Y→Z为F所蕴涵,则X→Z为F的蕴涵。

证:设t1,t2是关系R中的任意两个元组。

A1:如果t1[X]=t2[X],则因Y X,有t1[Y]=t2[Y],故X→Y成立。

A2:如果t1[XZ]=t2[XZ],则有t1[X]=t2[X],t1[Z]=t2[Z]。

已知X→Y成立,因此可得t1[Y]=t2[Y],由上可知t1[YZ]=t2[YZ],故XZ→YZ成立。

A3:如果t1[X]=t2[X],则t1[Y]=t2[Y];如果t1[Y]=t2[Y],则t1[Z]=t2[Z]由上可得,如果t1[X]=t2[X],则t1[Z]=t2[Z],故X→Z成立。

例:证明定理根据三条推理规则得到下面三条推理规则是正确的。

(1) 合并规则由X→Y,X→Z,有X→YZ。

(2) 伪传递规则由X→Y,WY→Z,有XW→Z。

(3) 分解规则如果X→Y,且Z ⊆ Y,则X→Z成立。

证: (1) 如果X→Y,则X→XY (A2)如果X→Z,则XY→YZ (A2)由上可得X→YZ (A3)(2) 如果X→Y,则WX→WY (A2)WY→Z (已知条件)故得WX→Z (A3)(3) 如果Z⊆Y,则Y→Z (A1)X→Y (已知条件)故得X→Z (A3)例:证明定理 X→Y能由Armstrong公理推导出的充要条件是Y⊆X + F证:设Y={A1,A2,…,Ak},先证充分性:假定Y ⊆X +F,则根据X+F的定义,X→Ai(i=1,2,…,k)可由Armstrong公理导出,根据合并规则则有X→Y。

数据库系统概论-第七章

数据库系统概论-第七章

7.1.3 数据库设计的基本步骤
一、数据库设计的准备工作
参加数据库设计的人员:
1) 数据库分析设计人员 ,其水平决定了数据库系统的质量 (1) 数据库设计的核心人员 (2) 自始至终参与数据库的设计
2) 管理员和用户 (1) 参与需求分析 (2) 参与数据库的运行维护
3) 程序员和操作员 ,在系统实施阶段参与进来 (1) 负责编制程序 (2) 准备软硬件环境
(E-R)1 (E-R)2
(E-
(E-
R)12
R)3
初步E-R
基本E-R 逐步集成
视图集成的步骤
1. 合并分E-R图,解决冲突,生成初步E-R图
(1) 属性冲突——讨论、协商等解决 1) 属性域冲突:(1) 属性值的类型; (2) 取值范围 2) 属性取值单位冲突
(2) 命名冲突——讨论、协商等解决 1) 同名异义;2) 异名同义
课程管理局部应用的E-R图
教室编号 地址
容量
课程名
学分
课程号
所在系
年级 平均成绩
姓名 学号 性别 年龄
教室
1 开设 1
1
m
课班程级
1
讲授
选修
成绩 n
n 学生
m
教学 n
教科书
教师
书号 书名 价钱
职工号 姓名 性别 职称
7.3.4 视图的集成
(E-R)1 (E-R)2
(ER)n
初步ER
基本E-R
一次集成
描述概念模型的工具: E-R模型
7.3.2 概念结构设计的方法与步骤
设计概念结构的四类方法:
♦ 自顶向下 ♦ 自底向上 ♦ 逐步扩张 ♦ 混合策略
常用策略:自底向上

12-15第7章_关系数据库规范化理论复习题【最新精选】

12-15第7章_关系数据库规范化理论复习题【最新精选】

第7章关系规范化理论一、单项选择题1.关系规范化中的删除操作异常是指①,插入操作异常是指②。

A.不该删除的数据被删除 B.不该插入的数据被插入C.应该删除的数据未被删除 D.应该插入的数据未被插入答案:①A ②D2.设计性能较优的关系模式称为规范化,规范化主要的理论依据是。

A.关系规范化理论 B.关系运算理论C.关系代数理论 D.数理逻辑答案:A3.规范化理论是关系数据库进行逻辑设计的理论依据。

根据这个理论,关系数据库中的关系必须满足:其每一属性都是。

A.互不相关的 B.不可分解的C.长度可变的 D.互相关联的答案:B4.关系数据库规范化是为解决关系数据库中问题而引入的。

A.插入、删除和数据冗余 B.提高查询速度C.减少数据操作的复杂性 D.保证数据的安全性和完整性答案:A5.规范化过程主要为克服数据库逻辑结构中的插入异常,删除异常以及的缺陷。

A.数据的不一致性 B.结构不合理C.冗余度大 D.数据丢失答案:C6.当关系模式R(A,B)已属于3NF,下列说法中是正确的。

A.它一定消除了插入和删除异常 B.仍存在一定的插入和删除异常C.一定属于BCNF D.A和C都是答案:B7. 关系模式1NF是指_________。

A. 不存在传递依赖现象B. 不存在部分依赖现象C.不存在非主属性 D. 不存在组合属性答案:D8. 关系模式中2NF是指_______。

A.满足1NF且不存在非主属性对关键字的传递依赖现象B.满足1NF且不存在非主属性对关键字部分依赖现象C.满足1NF且不存在非主属性D.满足1NF且不存在组合属性答案:B9. 关系模式中3NF是指___________。

A.满足2NF且不存在非主属性对关键字的传递依赖现象B.满足2NF且不存在非主属性对关键字部分依赖现象C.满足2NF且不存在非主属性D.满足2NF且不存在组合属性答案:A10.关系模型中的关系模式至少是。

A.1NF B.2NF C.3NF D.BCNF答案:A11.关系模式中,满足2NF的模式,。

数据库系统概论第五版第七章的习题解答和解析.doc

数据库系统概论第五版第七章的习题解答和解析.doc

第七章习题解答和解析1. 试述数据库设计过程。

答:这里只概要列出数据库设计过程的六个阶段:(1) 需求分析;(2) 概念结构设计;(3) 逻辑结构设计;(4) 数据库物理设计;(5) 数据库实施;(6) 数据库运行和维护。

这是一个完整的实际数据库及其应用系统的设计过程。

不仅包括设计数据库本身,还包括数据库的实施、运行和维护。

设计一个完善的数据库应用系统往往是上述六个阶段的不断反复。

解析:希望读者能够认真阅读《概论》7.1 的内容,了解并掌握数据库设计过程。

2.试述数据库设计过程中结构设计部分形成的数据库模式。

答:数据库结构设计的不同阶段形成数据库的各级模式,即:(1) 在概念设计阶段形成独立于机器特点,独立于各个DB MS 产品的概念模式,在本篇中就是E-R 图;(2) 在逻辑设计阶段将E-R 图转换成具体的数据库产品支持的数据模型,如关系模型,形成数据库逻辑模式,然后在基本表的基础上再建立必要的视图(View),形成数据的外模式;(3) 在物理设计阶段,根据DB MS 特点和处理的需要,进行物理存储安排,建立索引,形成数据库内模式。

读者可以参考《概论》上图7.4。

图中概念模式是面向用户和设计人员的,属于概念模型的层次;逻辑模式、外模式、内模式是DBMS 支持的模式,属于数据模型的层次,可以在DBMS 中加以描述和存储。

3.需求分析阶段的设计目标是什么? 调查的内容是什么?答需求分析阶段的设计目标是通过详细调查现实世界要处理的对象(组织、部门、企业等),充分了解原系统(手工系统或计算机系统)工作概况,明确用户的各种需求,然后在此基础上确定新系统的功能。

调查的内容是“数据”和“处理”,即获得用户对数据库的如下要求:(1) 信息要求,指用户需要从数据库中获得信息的内容与性质,由信息要求可以导出数据要求,即在数据库中需要存储哪些数据;(2) 处理要求,指用户要完成什么处理功能,对处理的响应时间有什么要求,处理方式是批处理还是联机处理;(3) 安全性与完整性要求。

关系数据库规范化理论new

关系数据库规范化理论new

3
简化数据库设计
规范化可以将复杂的数据库设计分解为更简单、 更易于管理的部分,降低设计难度,提高设计效 率。
数据库性能优化的考虑因素
01
索引优化
为了提高查询性能,需要对数据 库表进行索引优化,包括选择合 适的索引类型、确定索引列等。
查询优化
02
03
数据库分区
通过优化查询语句,减少不必要 的计算和数据访问,提高查询效 率。
更加注重可扩展性和灵活性
随着数据规模的不断扩大和数据类型的多样化,关系数据库规范化理 论将更加注重可扩展性和灵活性,以适应不断变化的数据处理需求。
更加注重与其他技术的结合
随着新技术的发展和应用,关系数据库规范化理论将更加注重与其他 技术的结合,以实现更加高效、智能的数据处理和知识发现。
THANKS
数据库规范化理论与其他技术的结合应用
01
与数据挖掘技术的结 合
通过将规范化理论与数据挖掘技术相 结合,可以更好地挖掘出数据中的潜 在价值,提高数据的质量和可用性。
02
与人工智能技术的结 合
人工智能技术在数据处理和知识发现 方面具有优势。通过将规范化理论与 人工智能技术相结合,可以进一步提 高数据处理和知识发现的智能化水平 。
将大型表分成较小的、更易于管 理的部分,提高查询和管理效率。
数据库规范化与反规范化的平衡考虑
规范化与反规范化的权衡
在数据库设计中,需要平衡规范化与反规范化的关系,既要保证数据的完整性和一致性,又要考 虑查询性能和数据操作的便利性。
适当反规范化的必要性
在某些情况下,为了提高查询性能和数据操作的便利性,需要进行适当的反规范化操作,如增加 冗余数据或合并表。
01
02

数据库第7章 关系数据库理论

数据库第7章  关系数据库理论

● 7.2 关系模式的分解算法
● 7.2.1 关系模式分解的算法基础
1. 函数依赖的逻辑蕴含 2. Armstrong公理系统 (1) Armstrong公理系统 1) 自反律:若YXU,则X→Y为F所蕴含。 2) 增广律:若X→Y为F所蕴含,且ZU,则XZ→YZ为F 所蕴含。 3) 传递律:若X→Y及Y→Z为F所蕴含,则X→Z为F所蕴 含。
={YZ,CTX,CSG,HRC,HSR,THR}.
2. 将关系转化为3NF、且既具有无损连接性又能保持函数依赖的分解 【 例 7-7】 有 关 系 模 式 R〈U , F〉 , U={C , T , H , R , S , G} , F={C→T,CS→G,HR→C,HS→R,TH→R},将R分解为3NF, 且既具有无损连接性又能保持函数依赖。 解:可以求得关系模式R的码为HS,它的一个保持函数依赖的3NF为 :
F={A→B,A→C,B→A,B→C,C→A} 2) 去掉F中冗余的函数依赖。 判断A→B。设:G1={ A→C,B→A,B→C,C→A}, 得:AG1+=AC ∵ BAG1+ ∴ A→B不冗余 判断A→C。设:G2={ A→B,B→A,B→C,C→A},
得:AG2+=ABC ∵ CAG2+ ∴ A→C冗余 判断B→A。设:G3={ A→B,B→C,C→A}, 得:BG3+=BCA ∵ ABG3+ ∴ B→A冗余 判断B→C。设:G4={ A→B,C→A}, 得:BG4+=B ∵ CBG4+ ∴ B→C不冗余 判断C→A。设:G5={ A→B,B→C }, 得:CG5+=C ∵ ACG5+ ∴ C→A不冗余
第7章 关系数据库理论
● 7.1 关系数据模式的规范化理论

关系数据库规范化理论

关系数据库规范化理论

关系数据库规范化理论在当今数字化的时代,数据的管理和处理变得至关重要。

关系数据库作为一种广泛应用的数据存储和管理方式,其规范化理论是确保数据库设计的合理性、有效性和可靠性的重要基石。

那么,什么是关系数据库规范化理论呢?简单来说,它是一套用于设计关系数据库的原则和方法,旨在减少数据冗余、避免数据不一致性,并提高数据的完整性和存储效率。

让我们先从数据冗余这个问题说起。

想象一下,如果在一个数据库中,相同的信息被多次重复存储,这不仅会浪费存储空间,还可能导致数据更新时出现不一致的情况。

比如说,在一个学生管理系统中,如果学生的基本信息(如姓名、性别、出生日期等)在多个表中都有重复记录,当需要修改某个学生的信息时,就很容易出现有的地方改了,有的地方没改的混乱局面。

为了解决这个问题,规范化理论提出了一系列的范式,从第一范式(1NF)到第五范式(5NF),逐步提高数据库设计的质量。

第一范式要求数据表中的每个字段都应该是不可再分的原子值。

举个例子,如果有一个“地址”字段,包含了“省份、城市、区县、街道”等信息,这就不符合 1NF,应该将其拆分成多个字段,分别存储每个具体的部分。

第二范式则是在满足 1NF 的基础上,要求非主属性完全依赖于主键。

比如说,在一个订单表中,如果“订单号”是主键,而“商品名称”和“商品价格”等信息不完全依赖于“订单号”,而是还依赖于“商品编号”,那么就不符合 2NF,可能会导致数据冗余和更新异常。

第三范式进一步要求非主属性之间不存在传递依赖于主键的关系。

比如,在一个员工表中,如果“员工编号”是主键,“部门编号”依赖于“员工编号”,而“部门地址”又依赖于“部门编号”,这就存在传递依赖,不符合 3NF。

随着数据库设计的复杂度增加,还有更高阶的范式,如巴斯范式(BCNF)、第四范式(4NF)和第五范式(5NF),但在实际应用中,通常达到第三范式就能够满足大多数的需求。

规范化理论的好处是显而易见的。

数据库原理04-1 关系规范化理论

数据库原理04-1 关系规范化理论

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第四范式(续)
例: Teach(C,T,B) ∈ 4NF。 存在非平凡的多值依赖
C→→T, C→→B且C不是候选码
• 用投影分解法把Teach分解为如下两个关系模式:
CT(C, T) ∈ 4NF CB(C, B) ∈ 4NF C→→T, C→→B是平凡多值依赖
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规范化小结
• 关系数据库的规范化理论是数据库逻辑 设计的工具。 • 一个关系只要其分量都是不可分的数据 项,它就是规范化的关系,但这只是最 基本的规范化。 • 规范化程度可以有多个不同的级别
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例:U={学号,系部,系主任,课程名称,成绩} F={学号→系部,系部 →系主任, (学号,课程名称) →成绩}
注意:函数依赖不是指关系模式R的某 个或某些关系满足的条件,而是指R的 一切关系均要满足的约束条件
9
由定义可以导出下列概念:
1. 决定因素:若X →Y,则X叫做决定因素 2. 平凡的函数依赖:X →Y,Y X,则称 X→Y是平凡的函数依赖。 3. 非平凡的函数依赖:X →Y,但Y X, 则称X→Y是非平凡的函数依赖。 4. 互相依赖:若X→Y, Y→X, 则记作X ←→Y。 5. 若Y不函数依赖于X,则记作X → Y。
10
定义4.2 :完全函数依赖
在R(U)中,如果X →Y,并且对于X的任 何一个真子集X’,都有X’ →Y,则称Y对X完 全函数依赖。记作: F Y X
定义4.3 :部分函数依赖
在R(U)中,如果X →Y,并且对于X的一 个真子集X’,有X’ → Y,则称Y对X部分函 数依赖。记作: P Y X
定义4.4:传递函数依赖
规范化 数据依赖的公理系统 模式分解
1
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,这种过程就叫做 规范化。 范式表示关系模式满足的某种级别。

第六章-关系数据理论第七章-数据库设计补充复习题附带答案

第六章-关系数据理论第七章-数据库设计补充复习题附带答案

第6章关系数据理论一.选择题1.对关系模式进行规范化的主要目的是BA.提高数据操作效率B.维护数据的一致性C.加强数据的安全性D.为用户提供更快捷的数据操作2.关系模式中的插入异常是指DA.插入的数据违反了实体完整性约束B.插入的数据违反了用户定义的完整性约束C.插入了不该插入的数据D.应该被插入的数据不能被插入3.如果有函数依赖X→Y,并且对X的任意真子集X’,都有X’Y,则称C A.X完全函数依赖于Y B.X部分函数依赖于YC.Y完全函数依赖于X D.Y部分函数依赖于X4.如果有函数依赖X→Y,并且对X的某个真子集X’,有X’→Y成立,则称B A.Y完全函数依赖于X B.Y部分函数依赖于XC.X完全函数依赖于Y D.X部分函数依赖于Y5.若X→Y和Y→Z在关系模式R上成立,则X→Z在R上也成立。

该推理规则称为CA.自反规则B.增广规则C.传递规则D.伪传递规则6.若关系模式R中属性A仅出现在函数依赖的左部,则A为AA.L类属性B.R类属性C.N类属性D.LR类属性7.若关系模式R中属性A是N类属性,则A DA.一定不包含在R任何候选码中B.可能包含也可能不包含在R的候选码中C.一定包含在R的某个候选码中D.一定包含在R的任何候选码中8.设F是某关系模式的极小函数依赖集。

下列关于F的说法,错误的是B A.F中每个函数依赖的右部都必须是单个属性B.F中每个函数依赖的左部都必须是单个属性C.F中不能有冗余的函数依赖D.F中每个函数依赖的左部不能有冗余属性9.有关系模式:学生(学号,姓名,所在系,系主任),设一个系只有一个系主任,则该关系模式至少属于BA.第一范式B.第二范式C.第三范式D.BC范式10.设有关系模式R(X, Y, Z),其F={Y→Z, Y→X, X→YZ},则该关系模式至少属于DA.第一范式B.第二范式C.第三范式D.BC范式11.下列关于关系模式与范式的说法,错误的是DA.任何一个只包含两个属性的关系模式一定属于3NFB.任何一个只包含两个属性的关系模式一定属于BCNFC.任何一个只包含两个属性的关系模式一定属于2NFD.任何一个只包含三个属性的关系模式一定属于3NF12.有关系模式:借书(书号,书名,库存量,读者号,借书日期,还书日期),设一个读者可以多次借阅同一本书,但对一种书(用书号唯一标识)不能同时借多本。

数据库系统原理第七章答案

数据库系统原理第七章答案
第二十页,编辑于星期五:九点 九分。
例子
【例】已知关系R〈U,F〉,其中U={A,B,C,D,E}, F={AB→C,B→D,C→E,EC→B,AC→B},求(AB)F+。 设X=AB ∵ XF(0)=AB XF(1)=ABCD
XF(2)=ABCDE
XF(3)= XF(2)=ABCDE ∴ (AB)F+=ABCDE={A,B,C,D,E}
XF+={ Ai | Ai∈U,X→Ai∈F+}
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(2) 属性集闭包XF+的求法
1) 选X作为闭包XF+的初值XF(0)。 2) XF(i+1)是由XF(i)并上集合A所组成,其中A为F中存在 的函数依赖Y→Z,而AZ,YXF(i)。 3) 重复步骤2)。一旦发现XF(i)= XF(i+1),则XF(i)为所求 XF+。
1) 合并规则:由X→Y,X→Z,有X→YZ。 2) 伪传递规则:由X→Y,WY→Z,有XW→Z。 3) 分解规则:由X→Y及ZY,有X→Z。
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3. 函数依赖集闭包F+和属性集闭包XF+
(1) 函数依赖集闭包F+和属性集闭包XF+的定义 定义:在关系模式R〈U,F〉中,为F所逻辑蕴含的函数 依赖的全体叫做F的闭包,记作F+。 定义:设有关系模式R〈U,F〉,X是U的子集,称所有 从F推出的函数依赖集X→Ai中Ai的属性集为X的属性闭 包,记作XF+。即:
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完全函数依赖、传递函数依赖
2) 在R〈U〉中,如果X→Y,并且对于X的任何一个真子集X’,
都有X’ Y,则称Y对X完全函数依赖,记作:X→Y;若XF →Y,

关系数据库规范化理论题库

关系数据库规范化理论题库

一、单项选择题(共100题)1. 下面关于函数依赖的叙述中,不正确的是( )。

A. 若X→Y,X→Z,则X→YZB. 若XY→Z,则X→Z,Y→ZC. 若X→Y,WY→Z,则XW→ZD. 若X→Y,则XZ→YZ答案:B2. 有关系模式A(C,T,H,R,S),其中各属性的含义是:C,课程;T,教员;H,上课时间;R,教室;S,学生。

根据语义有如下函数依赖集:F={C→T,(H,R)→C,(H,T)→R,(H.S)→R}。

关系模式A的码是( )。

A. CB. (H,R)C. (H,T)D. (H,S)答案:D3. 下面关于函数依赖的叙述中,不正确的是( )。

A. 若X→Y,Y→Z,则X→YZB. 若XY→Z,则X→Z,Y→ZC. 若X→Y,Y→Z,则X→ZD. 若X→Y,Y'包含Y,则X→Y'答案:B4. 有关系模式A(C,T,H,R,S),其中各属性的含义是:C,课程;T,教员;H,上课时间;R,教室;S,学生。

根据语义有如下函数依赖集:F={C→T,(H,R)→C,(H,T)→R,(H,S)→R}。

关系模式A的规范化程度最高达到( )。

A. 1NFB. 2NFC. 3NFD. BCNF答案:B5. 有关系模式A(C,T,H,R,S),其中各属性的含义是:C,课程;T,教员;H,上课时间;R,教室;S,学生。

根据语义有如下函数依赖集:F={C→T,(H,R)→C,(H,T)→R,(H,S)→R}。

现将关系模式A分解为两个关系模式A1(C,T),A2(H,R,S),则其中A1的规范化程度达到( )。

A. 1NFB. 2NFC. 3NFD. BCNF答案:D6. 在数据库中,产生数据不一致的根本原因是( )。

A. 数据存储量大B. 没有严格保护数据C. 未对数据进行完整性控制D. 数据冗余答案:D7. 在关系代数中,从两个关系的笛卡儿积中,选取它们属性间满足一定条件的元组的操作称为( )。

A. 投影B. 选择C. 自然连接D. q连接答案:C8. 下面有关各种范式之间的包含关系的描述中,正确的是( )。

第7章 关系数据库的规范化理论与数据库的设计

第7章 关系数据库的规范化理论与数据库的设计

关系数据库的规范化理论与数据库设计E.F.CODD提出的数据库规范化理论1.1“不好”的关系模式中存在的问题可能存在的问题:数据冗余更新异常插入异常删除异常数据依赖:是可以作为关系模式的取值的任何一个关系所必须满足的一种约束条件,是通过一个关系中各个元组的某些属性值之间的相等与否体现出来的相互关系。

数据依赖包括:函数依赖和多值依赖和其他1.2函数依赖1.21函数依赖的定义设R(A1,A2,……..An)是一个关系模式,X,Y是{A1,A2……..An}的子集,若只要关系r是关系模式R的可能取值,则r中不可能有两个元组在X中的属性值相等,而在Y中的属性值不相等,则称”X函数决定Y”或”Y函数依赖于X”,记做X→Y。

(ps:一些属性决定另一些属性称为函数决定)只能根据语义来判断。

相关的属性:若X->Y, 但Y不属于X, 则称X->Y为非平凡依赖,否则为平凡依赖。

若X->Y, 则称X为决定元素。

若X->Y,Y->X, 则记做X←>Y若Y不函数依赖于X, 记做X不函数决定Y在关系模式R中,如果X->Y,并且对于X的任意一个真子集X` 都有X` 不函数决定Y,则称Y对X完全函数依赖,记做X__f__Y若X->Y,但Y不完全函数依赖于X,则称Y对X部分函数依赖,记做X__p___Y若X—>Y(Y不包含于X),Y不函数决定X,Y函数决定Z,则称Z 对X传递函数依赖。

把关系模式表示为R<U,F>,其中U是一组属性,F是属性组U上的一组数据依赖,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。

1.22 函数依赖的逻辑蕴含设R<U,F>是一个关系模式,X,Y是U中的属性组,若在R<U,F>的任何一个满足F中函数依赖的关系r上,都有函数依赖X->Y成立,则称F逻辑蕴含X->Y。

(ps:即是函数依赖组隐含决定的其他函数依赖关系)如关系模式R<U,F>中为F所逻辑蕴含的函数依赖的全体称作F的闭包,记做F+ .1.23 码设K为关系模式R<U,F>中的属性或属性组,若K->U在F闭包中,而找不到K 的任何一个真子集K` ,能使K`->U在F闭包中,则称K为关系模式R的候选码,当候选码多于一个时,选定其中一个做主码。

关系数据库规范化理论

关系数据库规范化理论

关系数据库规范化理论篇一:关系数据库规范化理论第4章关系数据库规范化理论数据库设计的一个最基本的问题是怎样建立一个合理的数据库模式,使数据库系统无论是在数据存储方面,还是在数据操作方面都具有较好的性能。

什么样的模型是合理的模型,什么样的模型是不合理的模型,应该通过什么标准去鉴别和采取什么方法来改进,这是在进行数据库设计之前必须明确的问题。

为使数据库设计合理可靠、简单实用,长期以来,形成了关系数据库设计理论,即规范化理论。

它是根据现实世界存在的数据依赖而进行的关系模式的规范化处理,从而得到一个合理的数据库设计效果。

本章首先说明关系规范化的作用,接着引入函数依赖和范式等基本概念,然后介绍关系模式等价性判定和模式分解的方法,最后简要介绍两种数据依赖的概念。

4.1 关系规范化的作用4.1.1问题的提出从前面的有关章节可知,关系是一张二维表,它是涉及属性的笛卡尔积的一个子集。

从笛卡尔积中选取哪些元组构成该关系,通常是由现实世界赋予该关系的元组语义来确定的。

元组语义实质上是一个n目谓词(n是属性集中属性的个数)。

使该n目谓词为真的笛卡尔积中的元素(或者说凡符合元组语义的元素)的全体就构成了该关系。

但由上述关系所组成的数据库还存在某些问题。

为了说明的方便,我们先看一个实例。

【例4.1】设有一个关于教学管理的关系模式R(U),其中U由属性Sno、Sname、Ssex、Dname、Cname、Tname、Grade组成的属性集合,其中Sno的含义为学生学号,Sname为学生姓名,Ssex为学生性别,Dname为学生所在系别,Cname为学生所选的课程名称,Tname为任课教师姓名,Grade为学生选修该门课程的成绩。

若将这些信息设计成一个关系,则关系模式为:教学(Sno,Sname,Ssex,Dname,Cname,Tname,Grade)选定此关系的主键为(Sno,Cname)。

由该关系的部分数据(如表4-1所示),我们不难看出,该关系存在着如下问题:1. 数据冗余(Data Redundancy)每一个系名对该系的学生人数乘以每个学生选修的课程门数重复存储。

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• 对S-L,有:Sdept Sloc,因此S-L也是3NfF的。
f
f
f
S-L-C最终分解结果
• S-D(Sno,Sname,Ssex,Sdept) • Sno为主码 • Sdept为引用S-L关系模式的外码
• S-L(Sdept,Sloc) • Sdept为主码 • 没有外码
• S-C(Sno, Cno, Grade) • (Sno,Cno)为主码 • Sno为引用S-D关系模式的外码
无损连接是指分解后的关系通过自然连接可以恢复成原来的关系,即通过自然连接得到的关系与原 来的关系相比,既不多出信息、又不丢失信息。
保持函数依赖分解是指在模式的分解过程中,函数依赖不能丢失的特性,即模式分解不能破坏原来 的语义。
关系模式的分解准则(续)
BCNF
• 例:关系模式:CSZ(City,Street,Zip) • 语义:城市和街道可以决定邮政编码,邮政编码可以决定城市。 • 候选码:(City,Street),( Street,Zip) • F:{(City,Street)→ Zip,Zip → City} • 是3NF • 但存在的问题: 插入异常,删除异常
• 去掉只由主码的子集构成的表,最终分解为: S-L(Sno,Sname, Ssex, Sdept, Sloc ) S-C(Sno, Cno, Grade)
S-L(Sno,Sname,Ssex,Sdept,Sloc)存在问题
• 数据冗余 :有多少个学生就有多少个重复的Sdept和SLOC; • 插入异常:当新建一个系时,若还没有招收学生,则无法插入;
2.判是否为3NF “学生”表不是3NF,其函数依赖为:
学号→姓名,学号→导师号,导师号p→导师名,∴学号传递→导师名
• 消除依赖于决定者的属性,把它们放在一个单独的表中,得到: • 学生(学号,姓名,导师号),导师(导师号,导师名)
7.3 关系模式的分解准则
• 模式分解要满足: ✓ 模式分解具有无损连接性; ✓ 模式分解能够保持函数依赖。
X fY
X p Y
示例
• 例1:有关系模式 SC(Sno,Sname,Cno,Credit,Grade)
• 主键为(Sno, Cno),则函数依赖关系有:
示例
• 例2:假设有关系模式 S(Sno,Sname,Dept,Dept_master) • 假设一个系只有一个主任,主键为Sno,则函数依赖关系有:
Sname 李勇 李勇 李勇 刘晨 刘晨 吴宾 吴宾 吴宾 吴宾 张海 张海 钱小平 钱小平 王大力
Ssex 男 男 男 男 男 女 女 女 女 男 男 女 女 男
Sdept 计算机系 计算机系 计算机系 计算机系 计算机系
信息系 信息系 信息系 信息系 信息系 信息系 数学系 数学系 数学系
Sloc 2公寓 2公寓 2公寓 2公寓 2公寓 1公寓 1公寓 1公寓 1公寓 1公寓 1公寓 1公寓 1公寓 1公寓
第7章关系数据库规范化理 论
第7章 关系数据库规范化理论
• 7.1 函数依赖 • 7.2 关系规范化 • 7.3 关系模式分解准则
概述
• 数据库设计是数据库应用领域中的主要研究课题,其主要任务是创建满足用户需求且性能 良好的数据库模式。
• 关系数据库规范化理论是指导数据库设计的一个理论指南。
概述
的原因。 • 解决方法:模式分解,即把一个关系模式分解成两个或多个关系模式,在分解的过程中消除那些
“不良”的函数依赖,从而获得良好的关系模式
7.2 关系规范化
• 7.2.1 关系模式中的码 • 7.2.2 范式
7.2.1 关系模式中的码
1.候选码:设K为R (U,F)中的属性或属性组,若K f→U,则K为R候选码。(K为决定R全部属性值的最 小属性组)。
函数依赖定义
• 设有关系模式R(A1,A2,…,An),X和Y均为{A1,A2,…,An}的子集,r是R的任一具体关系,t1、t2是r 中的任意两个元组;
• 如果由t1[X]=t2[X]可以推导出t1[Y]=t2[Y],则称X函数决定Y,或Y函数依赖于X,记为X→Y。
7.1.2 一些术语和符号
(1)如果X→Y,但Y不包含于X,则称 X→Y是非平凡的函数依赖。
第二范式
• 2.第二范式:如果R(U,F)∈1NF,并且R中的每个非主属性都完全函数依赖于主码,则R(U,F)∈2NF • 例: S-L-C(Sno,Sname,Ssex,Sdept,Sloc,Cno,Grade) • ∵有:(Sno,Cno) → Sname • ∴S-L-C不是2NF。
P
分解办法
BCNF定义
• 若R∈1NF,且能决定其它属性取值的属性(组)必定包含候选码,则R∈BCNF。 • 如果一个关系的每个决定因素都是候选码,则其是BCNF。 • 如果一个关系的每个函数依赖的左部都是候选码,则其是BCNF。 • 如果R∈3NF,并且不存在主属性对非主属性的函数依赖,则其是BCNF。
BCNF和3NF的关系
示例2
• 有关系模式:选课(学号,课程号,考试次数,成绩) • 设一个学生对一门课程可以有多次考试,每一次考试有一个考试成绩。 • 候选码:(学号,课程号,考试次数),也为主码。 • 主属性:学号,课程号,考试次数 • 非主属性:成绩。
示例3
• 有关系模式:授课(教师号,课程号,学年) • 语义:一个教师在一个学年可以讲授多门不同的课程,可以在不同学年对同一门课程讲授多次,
• S-D(Sno,Sname,Ssex,Sdept),主码为Sno • S-L(Sdept, Sloc),主码为Sdept
分析S-D和S-L关系模式
S-D(Sno,Sname,Ssex,Sdept) S-L(Sdept,Sloc) • 对S-D,有:Sno Sname,Sno Ssex, Sno Sdept,因此S-D是3NF的。
但不能在同一个学年对同一门课程讲授多次。一门课程在一个学年可以由多个不同的教师讲授, 同一个学年可以开设多门课程,同一门课程可以在不同学年开设多次。 • 候选码:(教师号,课程号,学年) • 主码:同候选码。 • 主属性:教师号,课程号,学年 • 非主属性:无 • 称这种候选码为全部属性的表为全码表
第三范式
• 定义:如果R(U,F)∈2NF,并且所有非主属性都不传递依赖于主码,则R(U,F)∈3NF。 • 对S-L(Sno,Sname,Ssex,Sdept,SLOC)
∵Sno传递→SLOC, ∴不是3NF
分解过程
• 对于不是候选码的每个决定因子,从表中删去依赖于它的所有属性; • 新建一个表,新表中包含在原表中所有依赖于该决定因子的属性; • 将决定因子作为新表的主码。 • S-L分解后的关系模式为:
7.2.1 关系模式中的码(续)
外码:用于关系表之间建立关联的属性(组)。 定义:若R(U,F)的属性(组)X(X属于U)是另一个关系S的主码,则称X为R的外码。(X必
须先被定义为S的主码)。
7.2.2 范式 • 关系数据库中的关系要满足一定的要求,满足不同程度要求的为不不同的范式。
第一范式 第一范式:不包含重复组的关系。
1.此表是1NF,其函数依赖为: 学号p→姓名,学号p→导师号,学号p→导师名,课程号p→课程说明,
(学号,课程号)→成绩 主码为(学号,课程号) 存在部分函数依赖关系,不是2NF,首先将其分解为2NF。
学生(学号,姓名,导师号,导师名), 课程(课程号,课程说明), 成绩(学号,课程号,成绩) 均为2NF
7.1.3 为什么要讨论函数依赖? 有关系模式: S-L-C(Sno,Sname,Ssex,Sdept,SLOC,Cno,Grade)
其中各属性分别为:学号、姓名、性别、学生所在系、学生所住宿舍楼、课程号和考试成绩。 假设每个系的学生都住在一栋楼里,(Sno,Cno)为主键
13
数据示例
Sno 9512101 9512101 9512101 9512102 9512102 9521102 9521102 9521102 9521102 9521103 9521103 9531101 9531101 9531102
• 用组成主码的属性集合的每一个子集作为主码构成一个关系模式。 • 将依赖于这些主码的属性放置到相应的关系模式中。 • 最后去掉只由主码的子集构成的关系模式。
分解示例
• 对于S-L-C表,首先分解为如下形式的三张表: S-L(Sno,…) C(Cno,…) S-C(Sno, Cno,…)
• 将依赖于这些主码的属性放置到相应的表中: S-L(Sno, Sname, Ssex, Sdept, Sloc ) C(Cno) S-C(Sno, Cno, Grade)
(2)如果X→Y,但Y包含于X,则称 X→Y是平凡的函数依赖。
若无特别声明,我们讨论的都是非平凡的函数依赖。 (3)如果X→Y,则X称为决定因子。
术语和符号(续)
(4)如果X→Y,并且Y→X,则记作 X←→Y。
(5)如果X→Y,并且对于X的一个任意真子集X‘都有X‘—/→Y,则称Y完全函数依赖于X,记作: 如果X‘→Y成立,则称Y部分函数依赖于X,记作: (6)如果X→Y(非平凡函数依赖,并且Y—/→X)、Y→Z,则称Z 传递函数依赖于X 。02
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66
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C04
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C05
50
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C06
NULL
C01
80
C05
95
C05
85
• 数据冗余问题 • 数据更新问题 • 数据插入问题 • 数据删除问题
存在问题
结论
• S-L-C关系模式不是一个好的模式。 • 如何改造这个关系模式并克服以上种种问题是关系规范化理论要解决的问题,也是讨论函数依赖
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