空值环境下关系模式到_N_3NF的保FD_无损连接分解_郝忠孝.pdf

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1、计算机研究与发展。991年第8期空值环境下关系模式到(N)3NF的、保FD无损连接分解郝忠孝,,161(东北重型机械学院富拉尔墓042》:N)3NF的摘要本文讨论了空值环境下有关不完全关系模式到(保NFD及无拔连接分解,,问题给出了不完全关系模式分解成空值环境下3NF的充分且必要条件针对不完全关系模式。的特珠性质给出分解为(N)3NF保NFD且具有无镇连接性的分解界法汉引言,3NF的保FD及无损连接分解是设计过程中比较关键的在完全关系数据库中关系模式到,,空值环3NF。,模式分解在关系数据库理论中也扮演着十分重要的角色境下的也是如此但是,,在空值环境下由于空值的出

2、现:使函数依赖存在着多种数据保持条件因此使模式分解更趋于。,。复杂化目前国内外尚无人讨论这一复杂的模式分解问题本文在作者相继发表的有关空值向,、题的理论基础上讨论了这一问题给出了空值环境下3NF的定义分解的有关理论和相应条件的分解算法。二、空值环境下3NF的讨论3NF的,则它的任何非主属性既不部分依赖于候选完全关系数据库中的一个关系模式若是。,,,关键字又不传递依赖于候选关键字也就是说若关系模式Re1NFX为候选关键字不存,,,,,在属性组Y使X,YY‘A(A里Y且A为非主属性)Y任X成立则Re3NFo’为了进一步方便讨论空值坏魔下的模式分解,我们给出一个与通常给

3、出的完3NF全关系下。定义等价的新的3NF的定义.,,21RU,FY(Yx)定义完全关系模式<>若x‘车且Y为非主属性或非主属性组X,,,,必含有候选关键字则称关系模式R〔3NF即要么Y是主属性要么x含有候选关键字。,,,,,。,例如一个关系模式RF二违人B‘CB‘DC‘E圣显然它的候选关键字为。,,AB对于函数依赖B‘D因为D是非主属性且B不含有候选关键字故此关系模式不属于。3NF.,2121《》“RU,定理定义与数据库系统概论中关系模式中若不存在这样的候选关键X,YY),,,U,”字属性组及非主属性A(A卑使得x,YY‘AY粉X成立则称R

4、任3NF的定义是等价的。.,;,21x《》证明为讨论方便设满足定义的关系模式属于NF满足数据库系统概论定义的关。本文于1990年12月收到·,25._____~~-__一一一一。系模式属于3NF一,。首先证明xNF里3NF一一R(U,,。一,x,,设关系模式F>X是候选关键字假设关系模式R任NF但R氏,,。3NF即在关系模式R

5、A传递依赖于候选关键字X则一定存在某个属性组Y使X‘Y(Y羊X否则为部,Y)Y。Y,xl分函数依赖)Y,A(A龚且粉x成立由于,A成立根据NF的含义知Y含有候。,,Y。选关键字于是Y、X一定成立与“X矛盾,。其次证明3NF三xNF,,《》仍设X为关系模式R的候选关键字根据数据库系统概论中关系模式属于3NF,,,,,的定义知道X*YY*A(A卑Y且A为非主属性)Y和x这三个条件中只要其中之一不,,。:成立关系模式R(1)假设x‘不成立即找不到属性组Y使成立因为X是关系模式<的,,。候选关键字X可以函数

6、决定属性集U故假设不成立,,(2)假设Y,A不成立即找不到这样的非主属性它完全函数依赖于不包含它的非主属性。,,,组换句话说关系模式R中的任何非主属性都函数依赖于含候选关键字的属性组且,x。是直接的显然符合NF的涵义,。,,(3)假设Y份X不成立即Y‘X成立因为X是候选关键字则Y必含有候选关键字,,x。所以在关系模式R中有Y‘A(A卑Y且A为非主属性)成立符合NF的涵义.。综合上述讨论得知,21与《数据库系统概论》3NF的定义是等价的定义中.。21,3NF的定义有了定义便可以较为方便地给出空值环境下为了能保证满足空值环境下3NF定义的属于不完全关系

7、模式的不完全关系的任意完备均是完全关系环境下的完全关系的,,3NF就必须排除一切可能影响它达到完全关系下的3NF的因素于是应该有如下空值环境下的不完全关系模式的3NF定义。.,22RU,F>e1NFX,Y三U,N:F定义设不完全关系模式<(N)若FDX令Y弱保持为,,,,所蕴涵x必含有关系模式R的候选关键字则称关系模式R属于空值环境下的,,,,,。5NF记作R任(N)3NF其中Y失X且Y为非主属性或非主属性组,,,,,,例如一个不完全关系模式RF硬AB*C强保持C‘A弱保持AB*D强保持B‘。D中间保持}FD:B、,RB,

8、RU,F由