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“数据库依赖的公理系统”和“模式的分解”这两部分怎么学习啊!

发布时间:2019-08-12 01:48 来源:未知 编辑:admin

  “数据库依赖的公理系统”和“模式的分解”这两部分怎么学习啊! 我都蒙了! 救命呀!

  “数据库依赖的公理系统”和“模式的分解”这两部分怎么学习啊! 我都蒙了! 救命呀!

  这两个部分的算法概念太多又没什么事例看搞得我晕头转向看了好多片都没看明白考试大纲上明确写着:要求熟练掌握FD的定义;了解FD的闭包概念,掌握闭包的运算及实际意义;掌握FD的推论...

  这两个部分的算法概念太多又没什么事例看 搞得我晕头转向 看了好多片都没看明白 考试大纲上明确写着 :要求熟练掌握FD的定义; 了解FD的闭包概念,掌握闭包的运算及实际意义; 掌握FD的推论规则; 会用三个范式的概念进行模式分解

  我也只是刚刚看明白了点 函数依赖 和 范式 那部分 也只是稍微能理解点 再后面的 “数据库依赖的公理系统”和“模式的分解” 实在是搞得我很迷茫 哪位朋友能传授一下自己学习的经验 或则 告诉一下这部分应该怎么学 有没有什么好书看在这方面讲得比较详细 通俗 容易懂的 谢谢了!展开我来答

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  定义5.11 对于满足一组函数依赖 F 的关系模式R U,F,其任何一个关系r,若函数依

  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。

  (2)增广律: 若X→Y为F所蕴含,且Z∈U,则XZ→YZ 为F所蕴含。

  证:设X→Y为F所蕴含,且Z∈U。设RU,F 的任一关系r中任意的两个元组t,s;

  证:设X→Y及Y→Z为F所蕴含。对RU,F 的任一关系 r中的任意两个元组 t,s。

  引理5.l X→A1 A2…Ak成立的充分必要条件是X→Ai成立(i=l,2,…,k)。

  定义5.l2 在关系模式RU,F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5.13 设F为属性集U上的一组函数依赖,X≤U, XF+ ={ AX→A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。

  引理5.2 设F为属性集U上的一组函数依赖,X,Y≤U,X→Y能由F 根据Armstrong公理导

  用途:将判定X→Y是否能由F根据Armstrong公理导出的问题, 就转化为求出XF+ ,判定

  对于算法5.l, 令ai =X(i),{ai }形成一个步长大于1的严格增的序列,序列的上

  (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。

  (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

  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

  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

  F+ ==由F出发借助Armstrong公理导出的函数依赖的集合五、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等价。

  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

  (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。

  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。

  由于F与G =F-{X→A}等价的充要条件是A≤XG+ 。因此F变换前后是等价的。

  代X。由于F与F-{X→A}∪{Z→A}等价的充要条件是A≤ZF+ ,其中Z=X-Bi。因此F变换

  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

  极小化过程( 定理5.3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

  规范化过程中将一个关系模式分解为若干个关系模式,应该保证分解后产生的模式和原来的模式等价。常用的等价标准有要求:

  将一个关系模式R(U,F)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,R1为F在U1上的投影),这意味着相应的将存储在一个二维表r中的数据分散到若干个二维表r1,r2,…,rn中(其中r1是r在属性组U1上的投影)。我们当然希望这样的分解不丢失信息,也就是说,希望能够通过对关系r1,r2…rn的自然连接运算重新得到关系r中的所有信息。

  事实上,将关系r投影为r1,r2,…,rn时并不会丢失信息,关键是对r1,r2,…,rn作自然连接可能会产生一些原来r中没有的元组,从而无法区别那些元组是r中原来有的,即数据库中应该存在的数据,在这个意义上丢失了信息。

  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:

  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。

  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。

  由于U1∩U2=SNO,U1-U2=CLASSNO,显然U1 U2→U1-U2,所以分解2具有无损连接性。然而分解2也不是一个很好的分解方案,将前面例子的关系r投影到S21,S22的属性上,得到关系r21如表5-18和r22如表5-19:

  在这种分解中,假设学生S3从C2班转到C3班,于是我们需要在r21中将元组S3C2修改为S3C3,同时在r22中将元组S3D2修改为S3D1。如果这两个修改没有同时完成,数据库中就会存在不一致信息。这是因为分解得到的两个关系模式不是互相独立造成的。F中的函数依赖CLASSNO→DEPTNO既没有投影到关系模式R22中,而是跨在两个关系模式上。函数依赖是数据库中的完整性约束条件。在r中,若两个元组的X值相等,则Y值也必须相等。现在r的一个元组中的X值和Y值跨在两个不同的关系中,为维护数据库的一致性,在一个关系中修改X值时就需要相应的在另外一个关系中修改Y值,这当然是很麻烦而且是容易出错的,于是我们要求模式分解保持函数依赖这条等价标准。

  定义2: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F=(F1F2…Fn) ,即F所逻辑蕴含的函数依赖一定也由分解得到的各个关系式中的函数依赖所逻辑蕴含,则称关系模式R的这个分解是保持函数依赖的。

  分解方案二不是保持函数依赖的,因为分解得到的关系模式中只有函数依赖SNO→CLASSNO,丢失了函数依赖CLASSNO→DEPTNO。不是一个好的分解。

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