1、第六章第六章 关系数据理论关系数据理论如何设计一个合理的关系数据库模式？如何设计一个合理的关系数据库模式？How to design a rational relational database schemaHow to design a rational relational database schema1.1.与实际问题相结合与实际问题相结合 例：设计一个关系数据模型以存放学生各门课考试成绩。答案 1）GRADE关系：SNO SNAME CNO CNAME GRADE 2）GRADE关系：SNO SNAME CNO GRADE COURSE关系：CNO,CNAME2.2.严密的数学理论和
2、实用算法严密的数学理论和实用算法(数据库逻辑设计的工具关系数据库的规范化理论)Relational database canonical theory什么是关系数据库设计理论？什么是关系数据库设计理论？是数据库语义学的重要内容 它借助近代代数工具，提出了一整套严密的理论和实用算法，把抽象的数学理论和具体的实际问题结合起来 解决如何设计好一个关系数据模式的问题 是关系数据库设计的指南 理论的基础：数据的依赖（数据的相关性）本章主要内容本章主要内容 关系模式及其评价关系模式及其评价 函数依赖函数依赖 关系模式的规范化关系模式的规范化 函数依赖的蕴涵函数依赖的蕴涵 关系模式的分解关系模式的分解上一页
3、 下一页 第一页 最末页 退出一、概念回顾 关系：描述实体、属性、实体间的联系。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。关系模式：用来定义关系。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。从形式上看，它由一组关系组成。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：属性向域的映象集合F：属性间数据的依赖关系集合三、什么是数据依赖1.完整性约束的表现形式 限定属性取值范围：例如学生成绩必须在0-100之
4、间 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2.数据依赖 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 是现实世界属性间相互联系的抽象 是数据内在的性质 是语义的体现什么是数据依赖3.数据依赖的类型 函数依赖（Functional Dependency，简记为FD）多值依赖（Multivalued Dependency，简记为MVD）其他四、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、数据依赖对关系模式
5、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：Student U Sno,Sdept,Mname,Cname,Grade 数据依赖对关系模式的影响学校数据库的语义：一个系有若干学生，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属性组U上的一组函数依赖F：F Sno Sdept,Sdept Mname,(Sno,Cname)Grade SnoCnameSdeptMnameGrade关系模
6、式Student中存在的问题 数据冗余太大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（Update Anomalies）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组关系模式Student中存在的问题 插入异常（Insertion Anomalies）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（Deletion Anomalies）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
7、对关系模式的影响结论：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：通过分解关系模式来消除其中不合适 的数据依赖。6.2 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。6.2.1 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、函数依赖定义6.1 设R(U)是一个属性集U上的关系模式，X和Y是U的子集。若对于R(U)的任意一个可能的关系r，
8、r中不可能存在两个元组在X上的属性值相等，而在Y上的属性值不等，则称“X函数确定Y”或 “Y函数依赖于X”，记作XY。X称为这个函数依赖的决定属性集(Determinant)。Y=f(x)说明：1.函数依赖不是指关系模式R的某个或某些关系实例满足的约束条件，而是指R的所有关系实例均要满足的约束条件。2.函数依赖是语义范畴的概念。只能根据数据的语义来确定函数依赖。例如“姓名年龄”这个函数依赖只有在不允许有同名人的条件下成立3.数据库设计者可以对现实世界作强制的规定。例如规定不允许同名人出现，函数依赖“姓名年龄”成立。所插入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。函数依
9、赖例:Student(Sno,Sname,Ssex,Sage,Sdept)假设不允许重名，则有:Sno Ssex，Sno Sage,Sno Sdept，Sno Sname,Sname Ssex，Sname SageSname Sdept但Ssex Sage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在关系模式R(U)中，对于U的子集X和Y，如果XY，但Y X，则称XY是非平凡的函数依赖若XY，但Y X,则称XY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,C
10、no)Sno (Sno,Cno)Cno平凡函数依赖与非平凡函数依赖于任一关系模式，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定义6.2 在关系模式R(U)中，如果XY，并且对于X的任何一个真子集X，都有 X Y,则称Y完全函数依赖于X，记作X Y。若XY，但Y不完全函数依赖于X，则称Y部分函数依赖于X，记作X P Y。完全函数依赖与部分函数依赖例:在关系SC(Sno,Cno,Grade)中，由于：Sno Grade，Cno Grade，因此：(Sno,Cno)Grade 四、传递函数依赖定义6.3 在关系模式R(U
11、)中，如果XY，(Y X)Y X，Y Z，则称Z传递函数依赖于X。注:如果YX，即XY，则Z直接依赖于X。例:在关系Std(Sno,Sdept,Mname)中，有：Sno Sdept，Sdept Mname Mname传递函数依赖于Sno6.2.2 码定义6.4 设K为关系模式R中的属性或属性组合。若K U，则K称为R的一个侯选码（Candidate Key）。若关系模式R有多个候选码，则选定其中的一个做为主码（Primary key）。主属性(prime attribute)与非主属性(nonprime attribute)非码属性(non-key attribute)ALL KEY外部码定
12、义6.5 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（Foreign key）也称外码 主码又和外部码一起提供了表示关系间联系的手段。6.2.3 范式 范式是符合某一种级别的关系模式的集合。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。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)6.2.3 范式 各种范式之间存在联系：某一关系模式R为第n范式，可简记为RnNF。NF5NF4BCNFNF3NF2NF16.2.4 2NF 1NF的定义如果一个
13、关系模式R的所有属性都是不可分的基本数据项，则R1NF。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。但是满足第一范式的关系模式并不一定是一个好的关系模式。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。函数依赖包括：(Sno,Cno)f Grade Sno Sdept (Sno,Cno)P Sdept Sno Sloc (Sno,Cno)P Sloc Sdept Sloc 2NF SLC的码为(Sno,Cno)SLC满足第一范式。非主属性Sdept和Sloc部分函数依赖于码(
14、Sno,Cno)SnoCnoGradeSdeptSlocSLCSLC不是一个好的关系模式(1)插入异常假设Sno95102，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 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(3)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 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）
15、。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、Sloc信息。2NF 原因 Sdept、Sloc部分函数依赖于码。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）2NF函数依赖图：SnoCnoGradeSCSLSnoSdeptSloc 2NF 2NF的定义定义6.6 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)1NF SLC(Sno,Sdept,Sloc,Cno,Grade)2NF SC（Sno，C
16、no，Grade）2NF SL（Sno，Sdept，Sloc）2NF 第二范式（续）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。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。6.2.5 3NF例：2NF关系模式SL(Sno,Sdept,Sloc)中 函数依赖：SnoSdept SdeptSloc SnoSlocSloc传递函数依赖于Sno，即SL中存在非主属性对码的传递函数依赖。3NF函数依赖图：SLSnoSdeptSloc 3NF 解决方法 采用投
17、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 3NF 3NF的定义定义6.8 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，Y X，YZ，成立，则称R 3NF。例，SL(Sno,Sdept,Sloc)2NF SL(Sno,Sdept,Sloc)3NF SD（Sno，Sdept）3NF DL（Sdept，Sloc）3NF 3NF 若R3NF，则R的每一个非主属性既不部分函数依
18、赖于候选码也不传递函数依赖于候选码。如果R3NF，则R也是2NF。采用投影分解法将一个2NF的关系分解为多个3NF的关系，可以在一定程度上解决原2NF关系中存在的插入异常、删除异常、数据冗余度大、修改复杂等问题。将一个2NF关系分解为多个3NF的关系后，并不能完全消除关系模式中的各种异常情况和数据冗余。6.2.6 BC范式（BCNF）定义6.9 设关系模式R1NF，如果对于R的每个函数依赖XY，若Y不属于X，则X必含有候选码，那么RBCNF。若RBCNF 每一个决定属性集（因素）都包含（候选）码 R中的所有属性（主，非主属性）都完全函数依赖于码 R3NF（证明）若R3NF 则 R不一定BCNF
19、 BCNF例：在关系模式STJ（S，T，J）中，S表示学生，T表示教师，J表示课程。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 6.2.6 BCNF SJTSTJSTJBCNFSTJ3NF (S，J)和(S，T)都可以作为候选码 S、T、J都是主属性STJBCNF TJ，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：ST(S，T)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STSTTJTJ3NF与BCNF的关系 如
20、果关系模式RBCNF，必定有R3NF 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 所有非主属性都完全函数依赖于每个候选码 所有主属性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非码的任何一组属性6.2.5 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 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
21、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6.1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T
22、eaching 多值依赖与第四范式 TeachingBCNF:Teach具有唯一候选码(C，T，B)，即全码 Teaching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 (2)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例如物理课增加一名教师刘明，需要插入三个元组：（物理，刘明，普通物理学）（物理，刘明，光学原理）（物理，刘明，物理习题集）多值依赖与第四范式(3)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(4)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
23、教师，就必须修改多少个元组 产生原因存在多值依赖一、多值依赖 定义6.10 设R(U)是一个属性集U上的一个关系模式，X、Y和Z是U的子集，并且ZUXY，多值依赖 XY成立当且仅当对R的任一关系r，r在（X，Z）上的每个值对应一组Y的值，这组值仅仅决定于X值而与Z值无关 例 Teaching（C,T,B）对于C的每一个值，T有一组值与之对应，而不论B取何值一、多值依赖 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，v r，（w，v可以与s，t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
24、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 平凡多值依赖和非平凡的多值依赖若XY，而Z，则称 XY为平凡的多值依赖否则称XY为非平凡的多值依赖多值依赖的性质（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。多值依赖的对称性 XiZi1 Zi2 ZimYi1 Yi2 Yin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 王军王军多值依赖与函数依赖的区别 多值依赖的有效
25、性与属性集的范围有关若XY在U上成立，则在W（X Y W U）上一定成立；反之则不然，即XY在W（W U）上成立，在U上并不一定成立多值依赖的定义中不仅涉及属性组 X和 Y，而且涉及U中其余属性Z。一般地，在R（U）上若有XY在W（W U）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 函数依赖的有效性与属性集的范围无关若在R（U）上有函数依赖XY 则XY在任何属性集W（X Y W U）上成此 立。多值依赖(2)若函数依赖XY在R（U）上成立，则对于任何Y Y均有XY 成立多值依赖XY若在R(U)上成立，不能断言对于任何Y Y有XY 成立多值依赖的其它性质（2）多值依赖具有
26、传递性 若XY，YZ，则XZ（3）函数依赖是多值依赖的特殊情况。若XY，则XY。（4）若XY，XZ，则XY Z。（5）若XY，XZ，则XYZ。（6）若XY，XZ，则XY-Z，XZ-Y。二、第四范式（4NF）定义6.10 关系模式R1NF，如果对于R的每个非平凡多值依赖XY（Y X），X都含有候选码，则R4NF。（XY）如果R 4NF，则R 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）第四范式例：Teach(C,T,B)4NF 存在非平凡的多值依赖CT，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)4N
27、F CT，CB是平凡多值依赖 6.2.6 规范化 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规范化 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 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）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
28、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规范化的基本思想消除不合适的数据依赖各关系模式达到某种程度的“分离”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”出去所谓规范化实质上是概念的单一化规范化 不能说规范化程度越高的关系模式就越好 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 上面的规范化步骤可以在其中任何一步终止6.3 数据依赖的公理系统 逻辑蕴含定义6.11 对于满足一组函数依赖 F 的关系模式R，其任何一个关系r，
29、若函数依赖XY都成立,则称 F逻辑蕴含X YArmstrong公理系统 一套推理规则，是模式分解算法的理论基础 用途求给定关系模式的码从一组函数依赖求得蕴含的函数依赖1.Armstrong公理系统 关系模式R 来说有以下的推理规则：Al.自反律（Reflexivity）：若Y X U，则X Y为F所蕴含。A2.增广律（Augmentation）：若XY为F所蕴含，且Z U，则XZYZ为F所蕴含。A3.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，自反律的使用并不依赖于F定理 6.l Armstrong推理规则是正
30、确的（l）自反律:若Y X U，则X Y为F所蕴含证:设Y X U 对R 的任一关系r中的任意两个元组t，s：若tX=sX，由于Y X，有ty=sy，所以XY成立.自反律得证定理6.l(2)增广律:若XY为F所蕴含，且Z U，则XZYZ 为F所蕴含。证：设XY为F所蕴含，且Z U。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6.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t
31、X=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：合并规则：由XY，XZ，有XYZ。（A2，A3）伪传递规则：由XY，WYZ，有XWZ。（A2，A3）分解规则：由XY及 ZY，有XZ。（A1，A3）导出规则2.根据合并规则和分解规则，可得引理6.1 引理6.l XA1 A2Ak成立的充分必要条件是XAi成立（i=l，2，k）。3.函数依赖闭包定义6.l2 在关系模式R中为F所逻辑蕴含的函数依赖的全体叫作 F的闭包，记为F+。定义6.13 设F为属性集U上的一组函数依赖，X U，
32、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 F=X Y,Y Z F+=X ,Y ,Z,XY ,XZ ,YZ ,XYZ ,X X,Y Y,Z Z,XY X,XZ X,YZ Y,XYZ X,X Y,Y Z,XY Y,XZ Y,YZ Z,XYZ Y,X Z,Y YZ,XY Z,XZ Z,YZ YZ,XYZ Z,X XY,XY XY,XZ XY,XYZ XY,X XZ,XY YZ,XZ XZ,XYZ YZX YZ,XY XZ,XZ XY,XYZ XZ,X ZYZ,XY XYZ,XZ XYZ,XYZ XYZ 关于闭包的引理 引理6.2 设F
33、为属性集U上的一组函数依赖，X，Y U，XY能由F 根据Armstrong公理导出的充分必要条件是Y XF+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算法6.l 求属性集X（X U）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)(VWF V X（i）A W)；（3）X（i+1）=BX（i）算法6.l（4）判断X（i+1）=X（i）吗?（5）若相等或X（i）=U,则X（i）就是XF+,算法终止。（6）若否，则 i=i+l，返回第
34、（2）步。对于算法6.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。Define XF+=closure of X =set of attributes functionally determined by X Basis:XF+:=X Induction:If Y XF+,and Y A is a given FD,then add A to XF+End when XF+cannot be changed.AlgorithmyX+New X+A U=A,B,C,D;F=A B,BC D;A+=AB.C+=
35、C.(AC)+=ABCD.ExampleACB ExampleACDBU=A,B,C,D;A B,BC D.(AC)+=ABCD.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(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，ACB，于是X（2）=X（1）BCDE=ABCDE。(3)因为X（2）=U，算
36、法终止所以（AB）F+=ABCDE。4.Armstrong公理系统的有效性与完备性 建立公理系统体系目的：从已知的 f 推导出未知的f 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,f F+F F+f4.Armstrong公理系统的有效性与完备性 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 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 /*Armstrong公理够用，完全完备性：若 f 不能用Armstrong公理推导出来，f F+有效性与
37、完备性的证明证明：1.有效性 可由定理6.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(1)引理:若VW成立，且V XF+，则W XF+证 因为 V XF+，所以有XV成立；因为X V，VW，于是XW成立 所以W XF+(2)/*若 f 不能用Armstrong公理推导出来，f F+/*若存在r，F+中的全部函数依赖在 r上成立。/*而不能用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
38、立。Armstrong公理系统的有效性与完备性(续)XF+U-XF+11.1 00.0 11.1 11.1 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，W XF+，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(续)(3)/*若 f 不能用Armstrong公理推导出来，f F+/*而不能用Armstrong公理推导出来的 f,在r上不成立。若XY 不能由F从Armstrong公理导出，则Y 不是 XF+的子集。（引理6.2）因此必有Y 的子集Y 满足 Y U-XF+，则
39、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(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.函数依赖集等价定义6.14 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等价。函数依赖集等价的充要条件引理6.3 F+=G+的充分必要条件是 F G+，和G F+证:必要性显然，只证充分性。（1）若FG+，则XF+XG+。（2）任取XYF+则有 Y XF+XG+。所以XY (G+）+=G
40、+。即F+G+。（3）同理可证G+F+，所以F+=G+。函数依赖集等价 要判定F G+，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6.3 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 定义6.15 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。最小依赖集例2 对于5.l节中的关系模式S，其中：U=SNO，SDEPT，MN，CNAME，G，F=
41、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)SDEPT SNOSDEPT也与F 等价7.极小化过程定理6.3 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=A1A2 Ak，k 2，则用
42、 XAj|j=1，2，k 来取代XY。引理6.1保证了F变换前后的等价性。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(3)逐一取出F中各函数依赖FDi：XA，设X=B1B2Bm，逐一考查Bi（i=l，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
43、下的F与原来的F等价。证毕 定理6.3的证明过程 也是求F极小依赖集的过程极小化过程例3 F=AB，BA，BC，AC，CA Fm1、Fm2都是F的最小依赖集：Fm1=AB，BC，CA Fm2=AB，BA，AC，CA F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(定理6.3的证明)也是检验F是否为极小依赖集的一个算法若改造后的F与原来的F相同，说明F本身就是一个最小依赖集极小化过程 在R中可以用与F等价的依赖集G来取代F原因：两个关系模式R1，R2，如果F与G等价，那么R1的关系一定是R2的关系。反过来，R2的关系也一定是R1的关系
44、。6.4 模式的分解 把低一级的关系模式分解为若干个高一级的关系模式的方法并不是唯一的 只有能够保证分解后的关系模式与原关系模式等价，分解方法才有意义关系模式分解的标准三种模式分解的等价定义 分解具有无损连接性 分解要保持函数依赖 分解既要保持函数依赖，又要具有无损连接性模式的分解定义定义6.16 关系模式R的一个分解：=R1，R2，Rn U=U1U2Un，且不存在 Ui Uj，Fi 为 F在 Ui 上的投影上的投影定义定义6.17 函数依赖集合函数依赖集合XY|XY F+XY Ui 的一个的一个覆盖 Fi 叫作叫作 F 在属性在属性 Ui 上的投影上的投影模式的分解例:SL（Sno，Sdep
45、t，Sloc）F=SnoSdept,SdeptSloc,SnoSloc SL2NF 存在插入异常、删除异常、冗余度大和修改复杂等问题分解方法可以有多种 模式的分解SL SnoSdeptSloc 95001 CS A 95002 IS B 95003 MA C 95004 IS B 95005PH B 模式的分解1.SL分解为下面三个关系模式：SN(Sno)SD(Sdept)SO(Sloc)分解后的关系为：SN SD SO Sno Sdept Sloc 95001 CS A 95002 IS B 95003 MA C 95004 PH 95005 模式的分解分解后的数据库丢失了许多信息 例如无法
46、查询95001学生所在系或所在宿舍。如果分解后的关系可以通过自然连接恢复为原来的关系，那么这种分解就没有丢失信息模式的分解2.SL分解为下面二个关系模式：NL(Sno,Sloc)DL(Sdept,Sloc)分解后的关系为：NL DL Sno Sloc Sdept Sloc 95001 A CS A 95002 B IS B 95003 C MA C 95004 B PH B 95005 B 模式的分解NL DL Sno Sloc Sdept 95001 A CS 95002 B IS 95002 B PH 95003 C MA 95004 B IS 95004 B PH 95005 B IS
47、95005 B PH 模式的分解NL DL比原来的SL关系多了3个元组 无法知道95002、95004、95005 究竟是哪个系的学生 元组增加了，信息丢失了第三种分解方法3.将SL分解为下面二个关系模式：ND(Sno,Sdept)NL(Sno,Sloc)分解后的关系为：模式的分解ND NL Sno Sdept Sno Sloc 95001 CS 95001 A 95002 IS 95002 B 95003 MA 95003 C 95004 IS 95004 B 95005 PH 95005 B 模式的分解 ND NL Sno Sdept Sloc 95001 CS A 95002 IS B
48、95003 MA C 95004 CS A 95005 PH B 与SL关系一样，因此没有丢失信息具有无损连接性的模式分解 关系模式R的一个分解=R1，R2，Rn若R与R1、R2、Rn自然连接的结果相等，则称关系模式R的这个分解具有无损连接性（Lossless join）具有无损连接性的分解保证不丢失信息 无损连接性不一定能解决插入异常、删除异常、修改复杂、数据冗余等问题模式的分解 第三种分解方法具有无损连接性 问题:这种分解方法没有保持原关系中的函数依赖 SL中的函数依赖SdeptSloc 没有投影到关系模式ND、NL上 保持函数依赖的模式分解设关系模式R被分解为若干个关系模式R1，R2，R
49、n（其中U=U1U2Un，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赖的（Preserve dependency）。第四种分解方法 将SL分解为下面二个关系模式：ND(Sno,Sdept)DL(Sdept,Sloc)这种分解方法就保持了函数依赖。模式的分解 如果一个分解具有无损连接性，则它能够保证不丢失信息。如果一个分解保持了函数依赖，则它可以减轻或解决各种异常情况。分解具有无损连接性和分解保持函数依赖是两个互相独立的标准。具有无损连接性的分解不一定能够保持函数依赖。同样，保持函数依赖的分解也不一定具有无损连接性。模式的分解第一种分解方法既不具有无损连接性，也未保持函 数依赖，它不是原关系模式的一个等价分解第二种分解方法保持了函数依赖，但不具有无损连 接性第三种分解方法具有无损连接性，但未持函数依赖第四种分解方法既具有无损连接性，又保持了函数 依赖小结 规范化理论为数据库设计提供了理论的指南和工具也仅仅是指南和工具 并不是规范化程度越高，模式就越好必须结合应用环境和现实世界的具体情况合理地选择数据库模式
