安徽农业大学数据库原理课件第二章关系规范化8.ppt

2019/7/16,1,第二章 关系规范化 （关系数据库设计理论）,2019/7/16,2,关系数据库设计理论是设计一个好 的数据库系统的指南，研究面对一个现 实问题如何选择比较好的关系模式集 合。 关系规范化基础是关系模式分解转 换的过程，其目的使关系模式更合理、 更规范。,2019/7/16,3,一、讨论范围 1、 数据库逻辑设计要解决的问题 给出一组数据，如何构造一个适合的数 据模型，在关系数据库中应该组织成几个关 系模式，每个关系模式包括哪些属性。,第一节 规范化问题,2019/7/16,4,2、在以关系模型为基础的数据库中，用关 系来描述现实世界。关系具有概念单一性特 点，一个关系既可以描述一个实体，也可以 描述实体间的联系。 一个关系模型包括一组关系模式，各个 关系不是完全孤立的。只有它们相互间存在 关联，才能构成一个模型。这些关系模式 的全体定义构成关系数据库模式。,2019/7/16,5,3、关系数据库设计理论主要包括三方面 的内容: 数据依赖 (设计依据) 范式(Normal Form)（设计标准） 模式设计方法（方法） 数据依赖在此起着核心的作用。,2019/7/16,6,二、存储异常问题 通过下例分析某些不恰当的关系模式可能 导致的问题。 例如：有教师任课关系模式TDC： TDC(T#,TNAME,TITLE，ADDR, D#,DNAME,LOC， C#，CNAME，LEVEL,CREDIT) 其中属性分别表示教师号、教师姓名、职 称、教师地址、系号、系名称、系地址、课程 号码、课程名、教学水平、学分。,2019/7/16,7,在这个关系中，只有根据教师号和课程 号才能够确定哪位教师讲授哪门课程，因此 关系TDC的关键字是(T#，C#)，表示方式为 （ T#，C# ）。 该关系在使用过程中存在下面几个问 题:,2019/7/16,8,1、数据冗余 每当教师开设一门课程时，该教师 的职称、地址等信息就重复存储一次。 一般每位教师都开设几门课，数据冗余 不可避免。一个系有很多教师，使关系 中的数据冗余度很大。,2019/7/16,9,2、更新异常 由于数据的重复存储，会给更新带来 麻烦。如果一位任三门课的教师改变了 地址，三个元组的地址都要更新，一旦 一个元组的地址未修改就会导致数据不 一致。如果某个系改变办公地址，所要 修改的数据量会更大。,2019/7/16,10,3、插入异常 如果学校新调入一个教师，暂时未主 讲任何课程。由于缺少关键字的一部分， 而关键字不允许出现空值，新教师就不能 插入到此关系中去。只有当他开设了课程 之后才能插入，这是不合理的。,2019/7/16,11,4、删除异常 与插入异常相反，如果某些教师致力 于科研，不担任教学任务了，就要从当 前数据库中删除有关记录。那么关于这 些教师的其它信息将无法记载，这也是 极不合理的现象。,2019/7/16,12,上述在插入、更新、删除或修改元组时 将产生的不希望发生的异常情况是由于关系 模式设计得不好所造成的。如果用下面四个 关系模式代替原来的一个关系模式，上述四 方面的问题就基本解决了。 T (T# , TNAME, TITLE, ADDR, D # ) D (D#，DNAME，LOC) C (C#, CNAME,CREDIT） TC(T#,C#，LEVEL),2019/7/16,13,新关系模型包括四个关系模式， 教师T和系D之间通过T中的外关键字 D#相联系，教师T与课程C之间多对 多的联系通过TC中的外关键字(T#， C#)相联系。,2019/7/16,14,函数依赖反映了数据之间的内在 联系，是进行关系分解的指导和依据， 是本章讨论的中心问题。,第二节 函数依赖,2019/7/16,15,现实世界中的事物是彼此联系，互相 制约的。这种联系分为二类： 一类是实体与实体之间的联系; 另一类是实体内部各属性之间的联系。 任何一种数据模型都不仅描述实体及 其属性，还要描述实体间的联系。下面 讨论属性之间的联系。,2019/7/16,16,一、属性间的联系 1、 一对一联系（1：1） 借书证号和学号（读者关系）： 在读者关系中，借书证号是唯一的，学 号也是唯一的，借书证号与学号两个属性 之间是1：1联系。学号可以确定借书证 号，借书证号也可以确定学号。,2019/7/16,17,2、一对多联系（1：m） 书名和总编号（图书关系）： 在图书关系中，一本书有若干副 本，它们有相同的书名、作者、分类号 等，但每本书有唯一的总编号。书名与 总编号之间是1:m，即同一个书名，有多 个总编号与之对应。,2019/7/16,18,3、多对多联系(n:m) 借书证号和总编号（借阅关系）： 在借阅关系中，一个读者可以借多 本书，即同一个借书证号有若干个图书 总编号与之对应。由总编号标识的一本 书在不同日期可以被不同的读者借阅。,2019/7/16,19,三类联系之间存在着包含关系，1:1是 1:m的特例,1:m又是m:n的特例。 关系中属性值之间这种相互依赖又相 互制约的联系称为数据依赖。 数据依赖主要有两种： 函数依赖和多值依赖。本课程只介绍 函数依赖 。 Y=x2 y2=x,2019/7/16,20,二、函数依赖 1、函数依赖的概念 用U表示属性集的全集(A1， A2，An)，设R(U)是属性集U上的关系模 式。X，Y是U的子集。若对于R(U)的所有具 体关系r都满足如下约束:对于X的每一个具体 值，Y有唯一的具体值与之对应，则称Y函数 依赖于X，或X函数决定Y，记作X Y，X 称作决定因素。,2019/7/16,21,如果X Y,并且Y不是X的子集，则 称X Y是非平凡的函数依赖。只讨论非 平凡的函数依赖。全体总是能够决定部分 的，若Y是X的子集，则称X Y是平凡 的函数依赖。,2019/7/16,22,例：有关系R(职工号，基本工资，奖金)， 一个职工号唯一确定一个基本工资数额或 一个奖金额，即一个人不能拿两种工资或 奖金，但几个人的工资可能相同。 具体数字如下表所示。,2019/7/16,23,2019/7/16,24,设属性A是职工号，属性B是基本工 资，属性C是奖金，可以看出，每个A的 值对应一个B的值，一个C的值。因此， 属性B和C都函数依赖于属性A。但反过 来则不存在这种联系，如基本工资390.00 对应两个职工号051和054。,2019/7/16,25,定义中所谓“对应唯一的具体值”是指唯 一确定值是什么，而不是说该值不能与其它 值相等。 FD的确切语义表示了关系模式中属性集 X的值与Y的值之间的多对一联系。从数值上 看，“多方”函数决定“一方”。 例如，在图书关系中， 总编号(分类号，书名，作者，出版社),2019/7/16,26,根据函数依赖的定义，可以找出下面规律: （1）在一个关系模式中，如果属性X、Y有 1:1联系，则存在函数依赖X Y、Y X。 可记作XY. （2）如果属性X、Y是m:1的联系，则存在函 数依赖 X Y ，反之不成立。 （3）如果属性X、Y是n:m的联系，则X与Y 之间不存在任何函数依赖。,2019/7/16,27,2、完全函数依赖 设X Y是关系模式R（U）的一个函数 依赖，如果存在X的真子集X，使得X Y 成立，则称Y部分依赖于X，记作 X Y。否则，称Y完全依赖于X，记作 X Y。,p,f,2019/7/16,28,例子： 在关系模式SC1 （S#，C#，GRADE，CREDIT）中， （S#，C#） GRADE （S#，C#） CREDIT,f,p,2019/7/16,29,2019/7/16,30,3、传递依赖 在同一关系模式R（U）中，如果存在 非平凡函数依赖X Y,Y Z,而Y X,则 称Z传递依赖于X。（X Z）,2019/7/16,31,例子： 在关系模式SC1（S#，D#， dname ， dlocation）中存在： S# D# D#(dname, dlocation) D# S#, 结果：S# (dname, dlocation),2019/7/16,32,三、关键字 1、候选关键字 （1）定义：在关系模式R(U)中，K是U中的属 性或属性组。如果K U,则称K为关系R(U)的 一个候选关键字。 R(U)中若有一个以上的候选关键字，则选 定其中一个作为主关键字。如果K是属性组， 可称为组合关键字，或合成关键字。,f,2019/7/16,33,包含在任意一个候选关键字中的属性，称 为主属性。不包含在任何候选关键字中的属 性称为非主属性。 （2）候选关键字的两个性质 A、标识的唯一性:对于R(U)中的每一个元组， K的值确定后，该元组就相应确定了。 B、无冗余性:当K是属性组的情况下，K的任 何一部分都不能唯一标识该元组。这是定义 中的完全函数依赖的意义。,2019/7/16,34,例子: 在关系SC(S#,C#，GRADE.,CREDIT) 中，属性组(S#，C#)是候选关键字，也是主 关键字。S#、C#是主属性,GRADE,CREDIT 是非主属性。 在关系 借阅(借书证号，总编号，借阅 日期，备注)的关键字也是组合关键字(借书 证号，总编号),借阅日期、备注为非主属 性。,2019/7/16,35,最简单的情况，也是最普遍的情况， 单个属性作为关键字。如，图书中的总编 号、读者中的借书证号、课程里的C#、学 生中的S#等。在现实世界中，人们已经非 常习惯于为区别实体起一个专用的标识。 如，身份证号、医疗证号、工作证号。 在极端的情况下，关系模式的整个属 性组U作为关键字，称为全关键字。此 时，关系中没有非主属性。,2019/7/16,36,2、外关键字 在关系模式R(U)中，若属性或属性组X 不是关系R的关键字，但又是其它关系模式的 关键字，则称X为关系R(U)的外关键字。 主关键字和外关键字是表示关系之间联系 的手段。 例子： T(T# , TNAME, TITLE, ADDR, D # ) D(D#，DNAME，LOC),2019/7/16,37,一个关系模式满足某一指定的约束，称此 关系模式为特定范式的关系模式。 关系模式有 下列几种范式（Normal Form,NF）：第一范式 (1NF)、第二范式(2NF)、第三范式(3NF)、BCNF、 第四范式(4NF)和第五范式(5NF)。 关系规范化：把一个低一级范式的关系模式通 过模式分解转换为一组高一级范式的关系模式的过 程。,第三节 关系的范式,2019/7/16,38,一、第一范式 在关系模式R中的每一个具体关系r中， 如果每个属性值都是不可再分的最小数据 单位，则称R是第一范式的关系。记为 R1NF。 不是1NF的关系称为非规范化关系。 数据库理论研究的都是规范化关系。,2019/7/16,39,例1:将下表规范成1NF.,2019/7/16,40,将上表规范成INF可以有三种方法。 第一种方法是重复存储职工号和姓名。 第二种方法是，保留职工号的关键字地位，把 电话号码拆分成单位电话和住宅电话两个属性。 第三种方法是，保留职工号的关键字地位。维 持原模式不变，但强制每个元组只能录入一个 电话号码。 以上三种选择，第一种最不可取，后两种选择 可根据应用需要确定一种。,2019/7/16,41,例2.将下表规范成1NF,2019/7/16,42,如果各单位只有一个副主任，可将关 系模式设计成: 单位(单位名称，地址，主任，副主任)。 若有一个以上的副主任，则应按需要并 列副主任1，副主任2，几个单独属性。 或者只允许输入一个副主任。,2019/7/16,43,二、第二范式 如果关系模式R(U)中的所有非主属性 都完全函数依赖于任一候选关键字（即设 法消除部分依赖），则称关系R是第二范 式的关系，记为R2NF。,2019/7/16,44,例子： 设有关系模式 SC（S#，C#，GRADE，CREDIT），关键字是 (S#，C#)。 存在函数依赖:(S#，C#) GRADE (S#，C#) CREDIT， 通过投影把它分解为以下两个关系模式: SC1(S#，C#，GRADE) 2NF SC2(C#，CREDTT) 2NF,f,p,2019