损连接性又保持函数依赖的分解算法
关系模式分解的无损连接和保持函数依赖

关系模式分解的无损连接和保持函数依赖一、引言关系模式是关系数据库中的核心元素之一,它描述了数据的结构和关系。
在设计关系数据库时,我们常常需要对关系模式进行分解,以满足数据库的需求。
本文将讨论关系模式分解的无损连接和保持函数依赖的相关概念和方法。
二、关系模式分解关系模式分解是将一个关系模式拆分成多个较小的关系模式的过程。
在分解关系模式时,我们需要考虑两个重要的性质:无损连接和保持函数依赖。
2.1 无损连接无损连接是指在关系模式分解后,通过对分解后的关系进行连接操作能够恢复原始关系模式。
换句话说,无损连接要求分解后的关系能够完整地保留原始关系中的所有信息。
2.2 保持函数依赖保持函数依赖是指在关系模式分解后,分解后的关系中依然能够保持原始关系中的函数依赖关系。
函数依赖是指一个属性或者属性集合的值决定了另一个属性或者属性集合的值。
三、关系模式分解的方法关系模式分解有多种方法,下面介绍三种常用的方法:自然连接、垂直分解和水平分解。
3.1 自然连接自然连接是指通过公共属性将两个或多个关系模式进行连接,得到一个具有完整信息的新关系模式。
自然连接的特点是能够保持原始关系中的所有信息和函数依赖。
3.2 垂直分解垂直分解是指根据属性集合的划分,将一个关系模式分解成多个关系模式。
垂直分解的优点是能够消除冗余数据,提高查询效率。
但是需要注意的是,垂直分解可能会造成关系丢失或信息损失。
3.3 水平分解水平分解是指将一个关系模式的元组进行水平划分,得到多个关系模式。
水平分解的特点是能够提高并发性能和容错性。
但是需要注意的是,水平分解可能会造成查询的复杂性增加和数据的分布不均衡。
四、关系模式分解的应用关系模式分解在实际的数据库设计中有着广泛的应用。
下面介绍两个例子以说明关系模式分解的应用。
4.1 学生课程关系考虑一个学生选课系统,其中包含学生和课程两个关系模式。
学生关系模式包括学生ID、姓名和年龄等属性,课程关系模式包括课程ID、课程名称和教师名称等属性。
规范化无损分解及保持函数依赖
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AB BC CD
a1
a2
b13 a3 a3
b14 b24 a4
b 21 a 2 b31 b32
无损分解的测试方法
(2)把表格看成模式R的一个关系,反复检查F中每个FD在表格中是否成立, 若不成立,则修改表格中的值。修改方法如下: 对于F中一个FD X Y ,如果表格中有两行在X值上相等,在Y值上不相等, ai 那么把这两行在Y值上也改成相等的值。如果Y值中有一个是 ,那么另一 aj aj bij 个也改成 ;如果没有 ,那么用其中一个 替换另一个值(尽量把下标 ij改成较小的数)。一直到表格不能修改为止。 (3)若修改的最后一张表格中有一行全 是a,即 a1a 2 a n ,那么称ρ 相对于F 是无损分解,否则称有损分解。 A B C D
分解成3NF模式集既无损 又保持函数依赖的方法
① 对于关系模式R和R上成立的FD集F,先求出F的最小依赖集,然后再把最小依 赖集中那些左部相同的FD用合并性合并起来。 ② 对最小依赖集中每个FD X→Y去构成一个模式XY。 ③ 在构成的模式集中,如果每个模式都不包含R的候选键,那么把候选键作为一 个模式放入模式集中。
保持函数依赖的模式分解
设关系模式R<U,F>被分解为若干个关系模式 R1<U1,F1>,R2<U2,F2>,…,Rn<Un,Fn> (其中U=U1∪U2∪…∪Un,且不存在Ui Uj,Fi为F 在Ui上的投影),若F所逻辑蕴含的函数依赖一定
也由分解得到的某个关系模式中的函数依赖Fi所逻
辑蕴含,则称关系模式R的这个分解是保持函数依
, Rk 是R
例:设关系模式R(ABCD),R分解成 {AB, BC, CD} 。如果R上成立的函数依赖 集 F1 {B A, C D},那么ρ 相对于F 是否无损分解?如果R上成立的函数依赖集 1 F2 {A B, C D} 呢? (1)构建一张k行n列的表格,每 列对应一个属性 A j 1 j n ,每行 对应一个模式 R i 1 i K 。如 果 A j在 R i 中,那么在表格的第i行 第j列处填上符号 a j ,否则填上 bij。 A B C D
求无损连接和函数依赖的bc范式

求无损连接和函数依赖的bc范式在数据库设计中,BC范式是最高级别的范式,通过满足BC范式的要求,可以使数据库的关系完全符合函数依赖的规定,进而实现更优秀的数据存储与查询效率。
BC范式要求约束条件更为严格,一般只适用于复杂大型的数据库,因此需要严格按照步骤进行处理。
下面是BC范式求无损连接和函数依赖步骤:1. 将原始的数据库关系R进行拆分,得到多个关系R1、R2、R3……Rn。
2. 根据拆分得到的关系,确定它们之间的依赖关系,包括主键、外键和其他依赖关系。
如果存在冗余的依赖关系,则需要消除冗余关系。
3. 针对每个关系,分析表的属性,发现存在的函数依赖,如果有非主属性完全依赖于主属性,则需要将其单独成立一个关系。
4. 对于拆分得到的关系,如果其中存在具有相同主键的关系,则可以进行连接操作,建立联合表。
此时需要保证不会丢失任何数据,也就是数据的完整性和准确性不受影响。
5. 在保持无损连接的同时,进行函数依赖的处理,即确保每个关系的非主属性完全依赖于主属性。
如果出现违反函数依赖的情况,则需要进行冗余关系的消除。
6. 为确保BC范式的实现,可以对于ROP规则进行检验。
ROP规则是指消除冗余关系的规则,通过该规则可以确定每个关系中的唯一性数据,从而实现无重复的记录。
7. 最后,根据BC范式的要求,对每个关系进行分析和调整,保证关系中的数据是一致、不重复、无冗余、且符合查询要求的。
总结起来,求无损连接和函数依赖的BC范式就是按照以上步骤进行的,其中涉及到拆分关系、确定依赖关系、进行函数依赖的处理、建立联合表,保持无损连接和处理冗余关系等操作。
通过对每个关系和属性的分析,消除冗余关系和实现函数依赖,最终实现了关系中数据的一致性、无重复性和无冗余性,提升了数据库的查询效率和性能。
无损分解与函数依赖的判断

一:大部分是对一个关系模式分解成两个模式的考察,分解为三个以上模式时无损分解和保持依赖的判断比较复杂,考的可能性不大,因此我们只对“一个关系模式分解成两个模式”这种类型的题的相关判断做一个总结。
以下的论述都基于这样一个前提:R是具有函数依赖集F的关系模式,(R1 ,R2)是R的一个分解。
首先我们给出一个看似无关却非常重要的概念:属性集的闭包。
令α为一属性集。
我们称在函数依赖集F下由α函数确定的所有属性的集合为F下α的闭包,记为α+ 。
下面给出一个计算α+的算法,该算法的输入是函数依赖集F和属性集α,输出存储在变量result中。
算法一:result:=α;while(result发生变化)dofor each 函数依赖β→γ in F dobeginif β∈result then result:=result∪γ;end属性集闭包的计算有以下两个常用用途:·判断α是否为超码,通过计算α+(α在F下的闭包),看α+ 是否包含了R中的所有属性。
若是,则α为R的超码。
·通过检验是否β∈α+,来验证函数依赖是否成立。
也就是说,用属性闭包计算α+,看它是否包含β。
(请原谅我用∈符号来表示两个集合之间的包含关系,那个表示包含的符号我找不到,大家知道是什么意思就行了。
)看一个例子吧,2005年11月系分上午37题:● 给定关系R(A1,A2,A3,A4)上的函数依赖集F={A1→A2,A3→A2,A2→A3,A2→A4},R的候选关键字为________。
(37)A. A1 B. A1A3 C. A1A3A4 D. A1A2A3首先我们按照上面的算法计算A1+ 。
result=A1,由于A1→A2,A1∈result,所以resul t=result∪A2=A1A2由于A2→A3,A2∈result,所以result=result∪A3=A1A2A3由于A2→A4,A2∈result,所以result=result∪A3=A1A2A3A4由于A3→A2,A3∈result,所以result=result∪A2=A1A2A3A4通过计算我们看到,A1+ =result={A1A2A3A4},所以A1是R的超码,理所当然是R的候选关键字。
数据库系统原理模式分解算法

函数依赖的公理系统:设有关系模式R(U),X,Y,Z,W均是U的子集,F是R上只涉及到U 中属性的函数依赖集,推理规则如下:•自反律:如果Y X U,则X→Y在R上成立。
•增广律:如果X→Y为F所蕴涵,Z U,则XZ→YZ在R上成立。
(XZ表示X∪Z,下同)•传递律:如果X→Y和Y→Z在R上成立,则X→Z在R上成立。
以上三条为Armstrong公理系统•合并律:如果X→Y和X→Z成立,那么X→YZ成立。
•伪传递律:如果X→Y和WY→Z成立,那么WX→Z成立。
•分解律:如果X→Y和Z Y成立,那么X→Z成立。
这三条为引理注意:•函数依赖推理规则系统(自反律、增广律和传递律)是完备的。
•由自反律所得到的函数依赖均是平凡的函数依赖。
模式分解的几个重要事实:•若只要求分解具有“无损连接性”,一定可以达到4NF;•若要求分解要“保持函数依赖”,可以达到3NF,但不一定能达到BCNF;•若要求分解既要“保持函数依赖”,又要具有“无损连接性”,可以达到3NF,但不一定能达到BCNF;试分析下列分解是否具有无损联接和保持函数依赖的特点:设R(ABC),F1={A→B} 在R上成立,ρ1={AB,AC}。
首先,检查是否具有无损联接特点:第1种解法--算法4.2:(1) 构造表(2)根据A→B进行处理结果第二行全是a行,因此分解是无损联接分解。
第2种解法:(定理4.8)R1(AB)∩R2(AC)=AR2- R1=B∵A→B,∴该分解是无损联接分解。
然后,检查分解是否保持函数依赖πR1(F1)={A→B,以及按自反率推出的一些函数依赖}πR2(F1)={按自反率推出的一些函数依赖}F1被πR1(F1)所蕴涵,∴所以该分解保持函数依赖。
保持函数依赖的模式分解一、转换成3NF的保持函数依赖的分解算法:ρ={R1<U1,F1>,R2<U2,F2>,...,Rk<Uk,Fk>}是关系模式R<U,F>的一个分解,U={A1,A2,...,An},F={FD1,FD2,...,FDp},并设F是一个最小依赖集,记FDi为X i →Alj,其步骤如下:① 对R<U,F>的函数依赖集F进行极小化处理(处理后的结果仍记为F);② 找出不在F中出现的属性,将这样的属性构成一个关系模式。
具有无损联结性且保持依赖性关系模式的BCNF完备分解算法

具有无损联结性且保持依赖性关系模式的BCNF完备分解算
法
徐庆生;周行仁
【期刊名称】《楚雄师范学院学报》
【年(卷),期】1996(000)003
【摘要】本文给出一种具有完备性的合成方法,来把一个关系模式分解成具有无损性和保持依赖性的BC范式关系数据库模式,只要这个模式“本质上能作这种分解的话”;同时对这种“本质上能分解为保持某些性质的某一范式”提法进行了形式化描述;最后,讨论了这种合成法的固有复杂度。
【总页数】5页(P21-25)
【作者】徐庆生;周行仁
【作者单位】
【正文语种】中文
【中图分类】TP311.1
【相关文献】
1.若干命题联结词集合的完备性和不完备性证明 [J], 宋伟
2.无损 BCNF分解算法的改进 [J], 欧阳林艳
3.空值环境下关系模式到(N)BCNF无损连接分解 [J], 郝忠孝;魏海东
4.具有无损联结性且保持依赖性关系模式的BCNF完备分解算法 [J], 徐庆生;周行
仁
5.空值环境下关系模式无损连接分解为(N)BCNF的必要条件和算法 [J], 叶仰明因版权原因,仅展示原文概要,查看原文内容请购买。
关系模式分解的无损连接和保持函数依赖

关系模式分解的无损连接和保持函数依赖一、关系模式分解的概念关系模式分解是指将一个复杂的关系模式分解为若干个简单的关系模式的过程。
在实际应用中,由于某些原因(如性能、数据冗余等),需要将一个大型的关系模式分解成多个小型的关系模式,从而提高数据库系统的效率和可维护性。
二、无损连接和保持函数依赖在进行关系模式分解时,有两种重要的约束条件:无损连接和保持函数依赖。
无损连接是指在进行关系模式分解后,仍然能够通过连接操作得到原始数据集合。
保持函数依赖是指在进行关系模式分解后,仍然能够维护原始数据集合中所有函数依赖。
三、无损连接和保持函数依赖的定义1. 无损连接假设R是一个关系模式,R1和R2是R的两个投影。
如果存在一个连接操作J(R1,R2),使得J(R1,R2)中包含了所有R中元组,则称R1和R2对于R具有无损连接。
2. 保持函数依赖假设R是一个关系模式,F是R上的一组函数依赖集合。
如果对于F中任何一个函数依赖X→Y,都存在一个关系模式R1和R2,使得R=R1⋈R2,且X和Y分别属于R1和R2的属性集合,则称关系模式分解后,仍然能够维护原始数据集合中所有函数依赖。
四、无损连接和保持函数依赖的算法在进行关系模式分解时,需要考虑如何保证无损连接和保持函数依赖。
以下是两种常用的算法。
1. 剖析算法剖析算法是一种自顶向下的分解方法。
该方法首先将原始关系模式拆分成两个投影,并检查它们是否具有无损连接。
如果没有,则再次拆分,并重复该过程直到满足无损连接为止。
剖析算法的优点是简单易懂,容易实现。
但是缺点也很明显,即可能会产生大量冗余数据。
2. 合成算法合成算法是一种自底向上的分解方法。
该方法首先将原始关系模式拆分为多个小型关系模式,并检查它们是否能够维护原始数据集合中所有函数依赖。
如果不能,则将两个小型关系模式合并,并重复该过程直到满足保持函数依赖为止。
合成算法的优点是能够保证数据的最小化,减少数据冗余。
但是缺点也很明显,即实现难度较大。
数据库保持函数依赖的分解

解:PAB(F)={A→B}, PAC(F)={ }。 ρ保持依赖; 也是无损分解:
1A 2B 3C 1AB a1 a2 b13 2AC a1 b22 a3
1A 2B 3C 1AB a1 a2 b13 2AC a1 a2 a3
例: 分解是否保持FD集,是否无损分解
设有关系模式:R(ABC), R上的FD集为: F= { A→B, B→C }
将R分解为:ρ ={ AB, AC }, ρ保持依赖?无损分解?
解:PAB(F)={A→B}, PAC(F)={A→C}。 ρ不保持依赖(丢失B→C); 但是是无损分解:
1A 2B 3C 1AB a1 a2 b13 2AC a1 b22 a3
1A 2B 3C 1AB a1 a2 b13 2AC a1 b22 a3
总结
根据是否保持依赖、是否无损分解将分解分成四类:
无损分解 保持依赖
说明
YES
YES
最好 (不丢失数据和依赖)
YES
NO 可接受 (丢失依赖, 会导致异常)
NO
YES
不能接受(丢失数据)
NO
NO
不能接受(丢失数据)
问题:如何在保证无损和保持依赖的前提下,使分解所 得的关系模式集符合尽可能高的范式?
例: 分解是否保持FD集,是否无损分解
设有关系模式:R( N,
S,
G)
职工工号 工资级别 工资数目
R上的FD集为:
F= {
N→S, /* 每个职工只有一个工资级别 */
S →G /* 一个工资级别只有一个工资数目*/
}
将R分解为:ρ ={ NS, NG }, ρ保持依赖?无损分解?
数据库模式的分解无损连接性教案

则ρ={ R1<U1>,R2<U2>}是R的无损分解。反之也
成立。 如:模式S-L(Sno, Sdept, Sloc) 分解为2个模式:
ND(Sno, Sdept) ,NL(Sno, Sloc) 则是无损分解。
解:HJ是L类属性,所以候选键至少包含HJ,另 外,(HJ)+ ={FGHIJ},所以HJ是唯一的候选键。 (1)求出最小依赖集
Fmin=F={F→I,J→I,I→G,GH→I,IH→F}
3.9.4 模式分解算法
(2) 将关系分解为: ρ={ R1(FI),R2(JI),R3(IG),R4(GHI),R5(IHF)} (3) ρ并上候选键: ρ={R1(FI),R2(JI),R3(IG),R4(GHI),R5(IHF),
R6(HJ)}
3.9.4 模式分解算法
课后习题: 已知,关系模式R(A,B,C,D,E),R的最小依 赖集Fmin={A→B,C→D}。 试将R分解为3NF,并具有无损连接性和保持 函数依赖性。
3.9.4 模式分解算法
算法5 转换为BCNF的无损连接分解。 (1)关系模式R的分解ρ,初始时ρ={R<U,F>}。 (2)检查ρ中各关系模式是否均属于BCNF。若是,则
算法2 判别一个分解的无损连接性
②逐一检查F中的每个函数依赖,并修改元素,方法 是:取F中一函数依赖X→Y,找出X所对应的列中具 有相同符号的行,考察这些行中Y列的元素,若其 中有aj,则全部改为aj,否则全部改bmj,其中m是 这些行的行号最小值。
若在某次更改后,有一行是a1a2…an,那么ρ相对 于F是无损分解,算法结束。
3NF既具有无损连接性又保持函数依赖的分解算法

3NF既具有无损连接性又保持函数依赖的分解算法3NF (Third Normal Form) 是关系数据库设计的一个最常用的范式。
它是在满足2NF (Second Normal Form) 的基础上进一步消除了非关键字对主键的传递依赖。
在进行3NF分解算法时,我们需要遵循以下步骤:1.对关系模式进行分析,找出主键和所有函数依赖。
2.检查关系模式是否满足2NF。
如果关系模式满足2NF,转到步骤43.找出所有非关键字的传递依赖,并进行分解。
4.对所有非主属性进行冗余消除分解。
下面将详细描述3NF分解算法的具体步骤:1.对关系模式进行分析:对于给定的关系模式R,我们需要找出其主键和所有函数依赖。
主键是可以唯一标识关系中的每条记录的那个属性或属性组合。
函数依赖是属性间的关系,其中一个或一组属性的值确定另一个或一组属性的值。
2.检查关系模式是否满足2NF:2NF要求关系模式R的所有非主属性都完全函数依赖于主键,即不能存在部分依赖。
如果关系模式已经满足2NF的要求,则可以跳过步骤3,直接进行步骤43.分解传递依赖:针对存在传递依赖的关系模式,我们需要进行分解。
传递依赖是指当一个非关键字属性依赖于另一个非关键字属性时,在关系模式中存在传递依赖。
首先,我们需要找出所有的传递依赖关系。
通常,我们可以通过观察属性之间的函数依赖来找出传递依赖。
如果存在函数依赖X→Y和Y→Z,那么我们可以推断出X→Z为传递依赖。
其次,对于每个传递依赖关系X→Z,我们需要创建一个新的关系模式XZ,并将X和Z以及它们的函数依赖复制到新的模式中。
然后,我们需要从原来的关系模式R中删除属性Z,创建一个新的关系模式YZ,并将Y和Z的函数依赖复制到新的模式中。
最后,我们需检查新的关系模式是否满足2NF,并重复这个过程,直到所有的传递依赖都被消除。
4.冗余消除分解:在消除传递依赖之后,我们需要对所有非主属性进行冗余消除分解。
对于每个非主属性A,我们创建一个新的关系模式A,并将A以及它所决定的所有属性复制到新的模式中。
(合成法)3NF,保持函数依赖

合成法(3NF,保持函数依赖)2009-04-13 14:36模式分解算法∙要记住的三个事实o要求分解保持函数依赖,模式分离总可以达到3NF,不一定能达到BCNF。
o要求分解既保持函数依赖有具有无损连接性,可以达到3NF,不一定能达到BCNF。
o要求分解具有无损连接性,可以达到4NF。
分解算法,要求掌握算法5.3(合成法)和5.4。
∙算法 5.3 合成法(3NF,保持函数依赖)△o①函数依赖集F极小化处理o②处理不出现在F中的属性这些属性单独构成一个关系,并从U中去掉它们o③如有X→A∈F且XA=U,则算法终止o④对F按相同左部原则分组每组的全部属性为一个属性集Ui,如生成的某一属性集Ui被其它属性集Uj包含,则去掉Ui令Fi为F在Ui上的投影,则每对〈Ui,Fi〉构成一个分解后的关系模式o例:R(Sno,Cno,Sname,Cname,Grade,Sdept,Location)F={Sno→Sname,Sno→Sdept,Cno→Cname,(Sno,Cno)→Grade,Sdept→Location}▪F本身已经极小化▪没有不出现在F中的属性▪F中没有任何一个满足算法第三步▪分组:【Sno→Sname,Sno→Sdep】【Cno→Cname】【(Sno,Cno)→Grade】【Sdept→Location】▪S(Sno,Sname,Sdept) F={Sno→Sname,Sno→Sdep}C(Cno,Cname) F={Cno→Cname}SC(Sno,Cno,Grade) F={(Sno,Cno)→Grade}DEPT(Sdept,Location) F={Sdept→Location}。
3NF的无损连接和保持函数依赖的分解

3NF的⽆损连接和保持函数依赖的分解总结:先求最⼩覆盖,再求码,然后根据左部相同原则划分关系,将上述划分的再根据是否有包含关系进⾏合并,最后若关系中包含之前求的码,那么这个关系就是要求的分解,否则再加上⼀个关系,将码放⼊其中。
例⼀:设关系模式R(A,B,C,D,E)上的函数依赖集F是{A->BC,ABD->CE,E->D}1:计算F的最⼩覆盖。
⾸先将右部不唯⼀的依赖分解。
得到{A->B,A->C,ABD->C,ABD->E,E->D}然后对每⼀个依赖判断:对A->B,令G=F-{A->B},查看B是否属于A关于G的闭包。
即A是否能从G推导出B。
经推,不能。
所以,保留A->B。
同理 A->C 保留;ABD->C 删除(因为A->C);ABD->E 保留;E->D 保留第⼆步,对左部不唯⼀的依赖进⾏判断:对ABD->E,依次去掉A/B/D,查看(ABD-A/B/D)关于F的闭包是否包含E,是则⽤其取代原依赖。
经推,发现AD->E满⾜条件。
所以,综上所述。
F的最⼩覆盖为{A->B,A->C,AD->E,E->D}2:直接写出R的所有关键字。
易知,码为(A,D) (A,E)3:直接将R分解到3NF,且满⾜⽆损连接性和依赖保持性。
对F的最⼩覆盖进⾏处理:⾸先,按左部相同原则分组 A->B,A->C为R1({ABC},{A->B,A->C}) AD->E为R2({A,D},{AD->E}) E->D为R3({E,D},{E->D})然后,将具有包含关系的元组进⾏合并 R2包含R3,所以将R2,R3合并为新的R2({A,D,E},{AD->E,E->D})最后,判断分解后的关系模式中是否含有码,若含有则为⽆损连接且保持依赖的3NF否则,则是保持依赖但不是⽆损连接的3NF,此时需要新建⼀个关系模式,将码放⼊其中(若此题不含,则加R3({A,D},{∅}))。
关系模式的分解-无损连接与保持函数依赖

例如:设关系模式S(SNO,CLASSNO,DEPTNO)在某一时刻的关系r如下表5-14
在将一个关系模式分解为三个或者更多个关系模式的情况下,要判别分解是否具有无损连接性需要比较复杂的算法。然而若将一个关系模式分解为两个关系模式,则很容易判别分解是否具有无损连接性。
关系模式R(U,F)分解为关系模式R1(U1,F1),R2(U2,F2)是具有无损连接性的分解的充分必要条件是(U1∩U2→U1-U2)∈F+,或者(U2∩U1→U2-U1)∈F+。
S1
D1
S2
D2
S3
D2
S4
D1
表5-16
CLASSNO
DEPTNO
C1
D1
C2
D2
C3
D1
对分解后的两个关系作自然连接r11*r12,得到r'如表5-17如下:
表5-17
SNO
CLASSNO
DEPTNO
S1
C1
D1
S1
C3
D1
S2
C2
D2
S3
C2
D2
S4
C1
D1
S4
C3
D1
r'中的元组S1C3D1和S4C1D1都不是原来r中的元组。就是说,我们无法知道原来r中到底有哪些元组,这是我们不希望的。
定义1:设关系模式R(U,F)分解为关系模式R1(U1,F1),R2(U2,F2),…,Rn(Un,Fn),若对于R的任何一个可能的关系r,都有r=r1*r2…*rn,即r在R1,R2,…,Rn上的投影的自然连接等于r,则称关系模式R的这个分解是具有无损连接性的。
模式分解算法

函数依赖的公理系统:设有关系模式R(U),X,Y,Z,W均是U的子集,F是R上只涉及到U中属性的函数依赖集,推理规则如下:∙自反律:如果Y X U,则X→Y在R上成立。
∙增广律:如果X→Y为F所蕴涵,Z U,则XZ→YZ在R上成立。
(XZ表示X∪Z,下同)∙传递律:如果X→Y和Y→Z在R上成立,则X→Z在R上成立。
以上三条为Armstrong公理系统∙合并律:如果X→Y和X→Z成立,那么X→YZ成立。
∙伪传递律:如果X→Y和WY→Z成立,那么WX→Z成立。
∙分解律:如果X→Y和Z Y成立,那么X→Z成立。
这三条为引理注意:∙函数依赖推理规则系统(自反律、增广律和传递律)是完备的。
∙由自反律所得到的函数依赖均是平凡的函数依赖。
模式分解的几个重要事实:∙若只要求分解具有“无损连接性”,一定可以达到4NF;∙若要求分解要“保持函数依赖”,可以达到3NF,但不一定能达到BCNF;∙若要求分解既要“保持函数依赖”,又要具有“无损连接性”,可以达到3NF,但不一定能达到BCNF;试分析下列分解是否具有无损联接和保持函数依赖的特点:设R(ABC),F1={A→B} 在R上成立,ρ1={AB,AC}。
首先,检查是否具有无损联接特点:第1种解法--算法4.2:(1) 构造表(2)根据A→B进行处理结果第二行全是a行,因此分解是无损联接分解。
第2种解法:(定理4.8)R1(AB)∩R2(AC)=AR2- R1=B∵A→B,∴该分解是无损联接分解。
然后,检查分解是否保持函数依赖πR1(F1)={A→B,以及按自反率推出的一些函数依赖}πR2(F1)={按自反率推出的一些函数依赖}F1被πR1(F1)所蕴涵,∴所以该分解保持函数依赖。
保持函数依赖的模式分解一、转换成3NF的保持函数依赖的分解算法:ρ={R1<U1,F1>,R2<U2,F2>,...,R k<U k,F k>}是关系模式R<U,F>的一个分解,U={A1,A2,...,An},F={FD1,FD2,...,FDp},并设F是一个最小依赖集,记FDi为X i →Alj,其步骤如下:① 对R<U,F>的函数依赖集F进行极小化处理(处理后的结果仍记为F);② 找出不在F中出现的属性,将这样的属性构成一个关系模式。
数据库系统原理及应用教程第四版课后答案苗雪兰第7章

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’
F Y,则称Y对X完全函数依赖,记作:X→ 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
P 赖,记作: X→ Y。 F 例如,在教学关系模式:(学号,课程名)→成绩, (学号,
课程名)→姓名 3) 在R〈U〉中,如果X→Y,(YX),Y X,Y→Z,则
① X→Y,但Y X,则称X→Y是非平凡的函数依赖。若不特别 声明,总是讨论非平凡的函数依赖。 ② X→Y,但YX,则称X→Y是平凡的函数依赖。 ③ 若X→Y,则X叫做决定因素(Determinant),Y叫做依赖 因素(Dependent)。 ④ 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。
4. 函数依赖集的最小化
(1) 最小函数依赖集的定义 1) F中任一函数依赖的右部仅含有一个属性。 2) F中不存在这样的函数依赖X→A,使得F与F{X→A}等价。 3) F中不存在这样的函数依赖X→A,X有真子集Z使 得 F-{X→A}∪{Z-A}与F等价。
(2) 最小函数依赖集的求法
1) 逐一检查F中各函数依赖X→Y,若Y=A1A2…Ak,
焊接 显像管 调试 测试 电视机 电源 装配 调试 焊接 开关 调试
2. 多值依赖的定义和性质
设有关系模式R〈U〉,U是属性集,X、Y是U的子集。如果 R的任一关系,对于X的一个确定值,都存在Y的一组值与之 对应,且Y的这组值又与Z=U-X-Y中的属性值不相关,此时 称Y多值依赖于X,或X多值决定Y,记为X→→Y。 多值依赖具有以下性质: 1) 多值依赖具有对称性。即若X→→Y,则X→→Z,其中 Z=U-X-Y。 2) 函数依赖可以看作是多值依赖的特殊情况。即若X→Y, 则X→→Y。这是因为当X→Y时,对X的每一个值x,Y有一 个确定的值y与之对应,所以X→→Y。 3) 在多值依赖中,若X→→Y且Z=U-X-Y≠υ,则称X→→Y为 非平凡的多值依赖,否则称为平凡的多值依赖。
保持函数依赖的分解

1A 1AB 2AC a1 a1
2B a2 a2
3C b13 a3
例: 分解是否保持FD集,是否无损分解
设有关系模式:R(ABC), R上的FD集为: F= { B→A } 将R分解为:ρ ={ AB, AC }, ρ保持依赖?无损分解? 解:PAB(F)={B→A}, PAC(F)={ }。 ρ保持依赖; 但是是损失分解:
1A 1AB 2AC a1 a1 2B a2 b22 3C b13 a3
1A 1AB 2AC a: 分解是否保持FD集,是否无损分解
设有关系模式:R(ABC), R上的FD集为: F= { A→B, B→C } 将R分解为:ρ ={ AB, AC }, ρ保持依赖?无损分解? 解:PAB(F)={A→B}, PAC(F)={A→C}。 ρ不保持依赖(丢失B→C);但是是无损分解:
设有关系模式R(ABCD), R上的FD集为: F = { A→B, B→C , D→B } 求PACD(F) 和PBD(F)
PACD(F)={ A→C , D→C }
PBD(F)={ D→B }
定义(保持函数依赖的分解): 设ρ={R1,…,Rk}是关 系模式R的一个分解,F是R上的FD集,如果: PR1(F)∪…∪ PRk(F)与F等价,
1A 1AB 2AC a1 a1 2B a2 b22 3C b13 a3
例: 分解是否保持FD集,是否无损分解
设有关系模式:R(ABC), R上的FD集为: F= { C→B, B→A } 将R分解为:ρ ={ AB, AC }, ρ保持依赖?无损分解? 解:PAB(F)={B→A}, PAC(F)={C→A}。 ρ不保持依赖(丢失C→B) ; 也是损失分解:
练习-无损连接性和保持函数依赖

习题
(判定无损连接性和保持函数依赖)
1、设有关系模式R<U,F>,U={X,Y,Z,S,W},F={X→S,W→S,S→Y,YZ→S,SZ→XY},设R 分解成P={R1(WS),R2(YZS),R3(XZS)},判断该分解是否保持函数依赖,并判断此分解是否具有无损连接性。
解:求出F的最小函数依赖集F’={X→S,W→S,S→Y,YZ→S,ZS→X}
若R分解为={R1(WS),R2(YZS),R3(XZS)},
)+,则R<U,F>的分解р={R1,R2,R3}保持函数依赖。
因为: F’+ =( F
i
所以,该分解能保持函数依赖关系。
(5分)
所以,可以得到没有一行全为a,所以该分解为有损分解。
2.设有关系模式R(ABCDEG),其函数依赖集为:
F={E→D,C→B,CE→G,B→A}
判断R的一个分解ρ={R1(AB),R2(BC),R3(ED),R4(EAG)}是否无损连接和保持函数依赖。
证:
(1)判断无损连接
A1A2A3A4A5A6,该分解有损
(2)判断是否保持函数依赖(5分)
从F={E→D,C→B,CE→G,B→A}得到:
R1(AB),其F1={ B→A }
R2(BC),其F2={C→B}
R3(ED),其F3={E→D}
R4(EAG),其F4={EAG→EAG }
G=F1∪F2∪F3∪F4={ B→A ,C→B ,E→D ,EAG→EAG }
由于CEG+={CEBA},即CE→G不能由G根据Armstrong公理推导出来故F+!=(F1∪F2∪F3∪F4)+,故不保持函数依赖。
数据库保持依赖且无损地分解成3NF算法

数据库保持依赖且无损地分解成3NF算法数据库的设计是数据管理的重要步骤,一个良好设计的数据库可以提高数据的存储和检索的效率。
在数据库设计中,一个常见的目标是将关系数据库保持依赖且无损地分解至第三范式(Third Normal Form, 3NF),本文将介绍一种用于实现这一目标的算法。
在介绍算法之前,我们先了解一下数据库范式的概念。
关系数据库的范式是一套用于规范化数据库设计的规则。
3NF是最常用的范式之一,它要求一个关系模式中的所有非主属性都只能依赖于候选键,而不能依赖于其他非主属性。
现在,我们来介绍一种算法实现将数据库分解至3NF。
以下是算法的步骤:步骤一:识别候选键首先,我们需要识别出关系模式的候选键(Candidate Key)。
候选键是可以唯一标识关系模式中的每个元组的属性或属性集合。
在关系模式中,可能会存在多个候选键。
步骤二:识别函数依赖接下来,我们需要分析关系模式中的属性之间的函数依赖关系。
函数依赖是指一个或多个属性的值(非主属性)决定其他属性的值(主属性)。
通过识别函数依赖,我们可以确定模式中的非主属性和主属性。
步骤三:分解关系模式在识别出候选键和函数依赖之后,我们可以开始将关系模式分解成多个子模式。
分解的目的是消除冗余和数据重复,并满足3NF的要求。
首先,我们将函数依赖中的非主属性提取出来,作为子模式的主属性。
例如,如果一个函数依赖是A->B,其中A和B都是关系模式的属性,那么我们可以将B作为一个新的子模式的主属性。
其次,我们需要考虑不同子模式之间的关系。
如果多个子模式有相同的候选键,那么它们之间应该通过外键来建立关联。
外键将一个子模式的候选键作为另一个子模式的主属性,建立起它们之间的关系。
最后,我们需要检查子模式是否满足3NF的要求。
如果出现了非平凡的传递依赖(Transitive Dependency),则需要继续分解子模式,直到达到3NF。
步骤四:验证并进行优化在算法执行结束后,我们需要验证所得到的子模式是否满足3NF要求。
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求最小函数依赖集分三步:1.将F中的所有依赖右边化为单一元素此题fd={abd->e,ab->g,b->f,c->j,cj->i,g->h};已经满足2.去掉F中的所有依赖左边的冗余属性.作法是属性中去掉其中的一个,看看是否依然可以推导此题:abd->e,去掉a,则(bd)+不含e,故不能去掉,同理b,d都不是冗余属性ab->g,也没有cj->i,因为c+={c,j,i}其中包含i所以j是冗余的.cj->i将成为c->iF={abd->e,ab->g,b->f,c->j,c->i,g->h};3.去掉F中所有冗余依赖关系.做法为从F中去掉某关系,如去掉(X->Y),然后在F中求X+,如果Y在X+中,则表明x->是多余的.需要去掉.此题如果F去掉abd->e,F将等于{ab->g,b->f,c->j,c->i,g->h},而(abd)+={a,d,b,f,g,h},其中不包含e.所有不是多余的.同理(ab)+={a,b,f}也不包含g,故不是多余的.b+={b}不多余,c+={c,i}不多余c->i,g->h多不能去掉.所以所求最小函数依赖集为F={abd->e,ab->g,b->f,c->j,c->i,g->h};转换为3NF既具有无损连接性又保持函数依赖的分解算法:第一步:首先用算法1求出R的保持函数依赖的3NF分解,设为q={R1,R2,…,Rk}(这步完成后分解已经是保持函数依赖,但不一定具有保持无损连接)第二步:设X是R的码,求出p=q {R(X)}第三步:若X是q中某个Ri的子集,则在p中去掉R(X)第四步:得到的p就是最终结果例题:R(S#,SN,P,C,S,Z)F={S#→SN,S#→P,S#→C,S#→S,S#→Z,{P,C,S}→Z,Z→P,Z→C}∙第一步:求出最小FD集:F={S# →SN, S# →P,S# →C, S#→S, {P,C,S→Z, Z →P,Z →C} // S# →Z冗余,FD:最小函数依赖按具有相同左部分组:q={R1(S#,SN,P,C,S), R2(P,C,S,Z), R3(Z,P,C)}R3是R2的子集,所以去掉R3q={R1(S#,SN,P,C,S), R2(P,C,S,Z)}∙第二步:R的主码为S#,于是p=q {R(X)}={R1(S#,SN,P,C,S), R2(P,C,S,Z), R(S#)}∙第三步:因为{S#}是R1的子集,所以从p中去掉R(S#)∙第四步:p ={R1(S#,SN,P,C,S), R2(P,C,S,Z)}即最终结果判别一个分解的无损连接性举例2:已知R<U,F>,U={A,B,C,D,E},F={A→C,B→C,C→D,DE→C,CE→A},R的一个分解为R1(AD),R2(AB),R3(BE),R4(CDE),R5(AE),判断这个分解是否具有无损连接性。
解:用判断无损连接的算法来解。
① 构造一个初始的二维表,若“属性”属于“模式”中的属性,则填a j,否则填b ij。
② 根据A→C,对上表进行处理,由于属性列A上第1、2、5行相同均为a1,所以将属性列C上的b13、b23、b53改为同一个符号b13(取行号最小值)。
③ 根据B→C,对上表进行处理,由于属性列B上第2、3行相同均为a2,所以将属性列C上的b13、b33改为同一个符号b13(取行号最小值)。
④ 根据C→D,对上表进行处理,由于属性列C上第1、2、3、5行相同均为b13,所以将属性列D上的值均改为同一个符号a4。
⑤ 根据DE→C,对上表进行处理,由于属性列DE上第3、4、5行相同均为a4a5,所以将属性列C上的值均改为同一个符号a3。
⑥ 根据CE→A,对上表进行处理,由于属性列CE上第3、4、5行相同均为a3a5,所以将属性列A上的值均改为同一个符号a1。
⑦ 通过上述的修改,使第三行成为a1a2a3a4a5,则算法终止。
且分解具有无损连接性。
求属性集合X关于函数依赖集F的闭包X+【算法5.1】计算属性集X关于F的闭包X+。
输入:属性集X为U的子集,函数依赖集F。
输出:X+。
步骤:(1) 置初始值 A=ф,A*=X;(2) 如果A≠A*,置A=A*,否则转(4);(3) A*,置A*=A*∪Z。
全部搜索完,转(2);⊆依次检查F中的每一个函数依赖Y→Z,若Y(4) 输出A*,即为X+。
【例】已知关系模式R(A,B,C,D,E),F={AB→C,B→D,C→E,EC→B,AC→B}是函数依赖集,求(AB)+。
依算法2.1解:(1) 置初始值 A=ф,A*=AB;(2) 因A≠A*,置A=AB;(3) 第一次扫描F,找到AB→C和B→D,其左部⊆AB,故置A*=ABCD。
搜索完,转(2);(2) 因A≠A*,置A=ABCD;(3) 第二次扫描F,找到C→E和AC→B,其左部⊆ ABCD,故置A*=ABCDE。
搜索完,转(2);(2) 因A≠A*,置A=ABCDE;(3) 第三次扫描F,找到EC→B,其左部⊆ ABCDE,故置A*=ABCDE。
搜索完,转(2);(2) 因A=A*,转(4);(4) 输出A*,即(AB)+=ABCDE。
举例:已知关系模式R,U={A,B,C,D,E,G},F={AB→C,D→EG,C→A,BE→C,BC→D,CG→BD,ACD→B,CE→AG},求F的最小函数依赖集。
解1:利用算法求解,使得其满足三个条件①利用分解规则,将所有的函数依赖变成右边都是单个属性的函数依赖,得F为:F={AB→C,D→E,D→G,C→A,BE→C,BC→D,CG→B,CG→D,ACD→B,CE→A,CE→G}②去掉F中多余的函数依赖A.设AB→C为冗余的函数依赖,则去掉AB→C,得:F1={D→E,D→G,C→A,BE→C,BC→D,CG→B,CG→D,ACD→B,CE→A,CE→G}计算(AB)F1+:设X(0)=AB计算X(1):扫描F1中各个函数依赖,找到左部为AB或AB子集的函数依赖,因为找不到这样的函数依赖。
故有X(1)=X(0)=AB,算法终止。
(AB)F1+= AB不包含C,故AB→C不是冗余的函数依赖,不能从F1中去掉。
B.设CG→B为冗余的函数依赖,则去掉CG→B,得:F2={AB→C,D→E,D→G,C→A,BE→C,BC→D,CG→D,ACD→B,CE→A,CE→G}计算(CG)F2+:设X(0)=CG计算X(1):扫描F2中的各个函数依赖,找到左部为CG或CG子集的函数依赖,得到一个C→A函数依赖。
故有X(1)=X(0)∪A=CGA=ACG。
计算X(2):扫描F2中的各个函数依赖,找到左部为ACG或ACG子集的函数依赖,得到一个CG→D函数依赖。
故有X(2)=X(1)∪D=ACDG。
计算X(3):扫描F2中的各个函数依赖,找到左部为ACDG或ACDG子集的函数依赖,得到两个ACD→B和D→E函数依赖。
故有X(3)=X(2)∪BE=ABCDEG,因为X(3)=U,算法终止。
(CG)F2+=ABCDEG包含B,故CG→B是冗余的函数依赖,从F2中去掉。
C.设CG→D为冗余的函数依赖,则去掉CG→D,得:F3={AB→C,D→E,D→G,C→A,BE→C,BC→D,ACD→B,CE→A,CE→G}计算(CG)F3+:设X(0)=CG计算X(1):扫描F3中的各个函数依赖,找到左部为CG或CG子集的函数依赖,得到一个C→A函数依赖。
故有X(1)=X(0)∪A=CGA=ACG。
计算X(2):扫描F3中的各个函数依赖,找到左部为ACG或ACG子集的函数依赖,因为找不到这样的函数依赖。
故有X(2)=X(1),算法终止。
(CG)F3+=ACG。
(CG)F3+=ACG不包含D,故CG→D不是冗余的函数依赖,不能从F3中去掉。
D.设CE→A为冗余的函数依赖,则去掉CE→A,得:F4={AB→C,D→E,D→G,C→A,BE→C,BC→D,CG→D,ACD→B,CE→G}计算(CG)F4+:设X(0)=CE计算X(1):扫描F4中的各个函数依赖,找到左部为CE或CE子集的函数依赖,得到一个C→A函数依赖。
故有X(1)=X(0)∪A=CEA=ACE。
计算X(2):扫描F4中的各个函数依赖,找到左部为ACE或ACE子集的函数依赖,得到一个CE→G函数依赖。
故有X(2)=X(1)∪G=ACEG。
计算X(3):扫描F4中的各个函数依赖,找到左部为ACEG或ACEG子集的函数依赖,得到一个CG→D函数依赖。
故有X(3)=X(2)∪D=ACDEG。
计算X(4):扫描F4中的各个函数依赖,找到左部为ACDEG或ACDEG子集的函数依赖,得到一个ACD→B函数依赖。
故有X(4)=X(3)∪B=ABCDEG。
因为X(4)=U,算法终止。
(CE)F4+=ABCDEG包含A,故CE→A是冗余的函数依赖,从F4中去掉。
③去掉F4中各函数依赖左边多余的属性(只检查左部不是单个属性的函数依赖)由于C→A,函数依赖ACD→B中的属性A是多余的,去掉A得CD→B。
故最小函数依赖集为:F={AB→C,D→E,D→G,C→A,BE→C,BC→D,CG→D,CD→B,CE→G}。