第六章 关系数据库理论 6.1 依靠6.1.1 函数依靠 专业界说:设R(U)是一个属性集U上的关系形式,X和Y是U的子集。若对于R(U)的肆意一个能够的关系r,r 中不成能存在两个元组在X上的属性值相称, 而在Y上的属性值不等, 则称“X函数肯定Y”或“Y函数依靠于X”,记作X→Y。 案例演示:在关系Student(Sno, Sname, Ssex, Sage, Sdept),假定不答应重名,有:
6.1.2 普通函数依靠 专业界说:X→Y,但Y⊆X 则称X→Y是普通的函数依靠。 6.1.3 非普通函数依靠 专业界说:X→Y,但Y⊈X则称X→Y是非普通的函数依靠。 6.1.4 完全函数依靠 专业界说: 案例演示:在关系SC(Sno, Cno, Grade)中,有: 6.1.5 部分函数依靠 专业界说: 案例演示:在关系SC(Sno, Cno, Grade)中,则有: 6.1.6 传递函数依靠 专业界说: 案例演示:在关系Std(Sno, Sdept, Mname)中,有: Sno → Sdept , Sdept → Mname 6.2 码6.3 范式6.3.1 1NF 作为二维表,关系要合适一个最根基的条件:每个份量必须是不成份开的数据项。满足了这个条件的关系形式就属于第一范式(1NF)。 6.3.2 2NF 若关系形式R∈1NF,而且每一个非主属性都完全函数依靠于任何一个候选码,则R∈2NF。 S-L-C(Sno,Sdept,Sloc,Cno,Grade), Sloc为门生的住处,而且每个系的门生住在同一个地方。S-L-C的码为(Sno,Cno)。函数依靠有: 非主属性Sdept、Sloc并不完全依靠于码,关系形式S-L-C不属于2NF。 一个关系形式不属于2NF,会发生以下题目: 插入异常:假如插入一个新门生,但该生未选课,即该生无Cno,由于插入元组时,必须给定码值,是以插入失利。 删除异常:假如S4只选了一门课C3,现在他不再选这门课,则删除C3后,全部元组的其他信息也被删除了。 点窜复杂:假如一个门生选了多门课,则Sdept,Sloc被存储了屡次。假如该生转系,则需要点窜一切相关的Sdept和Sloc,形成点窜的复杂化。 出现这类题目标缘由,例子中有两类非主属性: 一类如Grade,它对码完全函数依靠。 另一类如Sdept、Sloc,它们对码不是完全函数依靠。 处理方式:用投影分化把关系形式S-L-C分化成两个关系形式 SC(Sno,Cno,Grade) S-L(Sno,Sdept,Sloc) SC的码为(Sno,Cno)、SL的码为Sno,这样使得非主属性对码都是完全函数依靠了。 6.3.3 3NF 6.3.4 BCBF BCNF(Boyce Codd Normal Form)由Boyce和Codd提出,比3NF更进了一步。凡是以为BCNF是批改的第三范式,偶然也称为扩大的第三范式。设关系形式R<U,F>∈1NF,若X →Y且Y ∉ X时,X必含有码,则R<U,F>∈BCNF。换言之,在关系形式R<U,F>中,假如每一个决议属性集都包括候选码,则R∈BCNF。 BCNF的关系形式所具有的性质: 一切非主属性都完全函数依靠于每个候选码 一切主属性都完全函数依靠于每个不包括它的候选码 没有任何属性完全函数依靠于非码的任何一组属性 假如一个关系数据库中的一切关系形式都属于BCNF,那末在函数依靠范围内,它已实现了形式的完全分化,到达了最高的标准化水平,消除了插入异常和删除异常。 考查关系形式C(Cno,Cname,Pcno),它只要一个码Cno,没有任何属性对Cno部分依靠或传递依靠,所以C∈3NF。 同时C中Cno是唯一的决议身分,所以C∈BCNF。 |
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