Скачать презентацию Функциональные зависимости Нормализация отношений Пример плохого отношения Скачать презентацию Функциональные зависимости Нормализация отношений Пример плохого отношения

Лекция 6. Нормализация.pptx

  • Количество слайдов: 72

Функциональные зависимости Нормализация отношений Функциональные зависимости Нормализация отношений

Пример плохого отношения Название фирмы Адрес Телефон Товар Цена (руб. ) Чижиков & Co Пример плохого отношения Название фирмы Адрес Телефон Товар Цена (руб. ) Чижиков & Co Уткин проезд, 5 999 -99 -99 Винт большой 3 Чижиков & Co Уткин проезд, 5 999 -99 -99 Винт маленький 5 Винты-гайки Ул. Ленина, 1 333 -33 -33 Винт 4 Чижиков & Co Уткин проезд, 5 999 -99 -99 Гайка 1 Стройтовары Стройбаза № 1 444 -44 -44 Саморез 2 Чижиков & Co Уткин проезд, 5 999 -99 -99 Саморез 3 Продажи

Недостатки • • Избыточность Аномалии изменения Аномалии удаления Аномалии добавления Недостатки • • Избыточность Аномалии изменения Аномалии удаления Аномалии добавления

Решение - декомпозиция Название фирмы Адрес Телефон Чижиков & Co Уткин проезд, 5 999 Решение - декомпозиция Название фирмы Адрес Телефон Чижиков & Co Уткин проезд, 5 999 -99 -99 Винты-гайки Ул. Ленина, 1 333 -33 -33 Стройтовары Стройбаза № 1 444 -44 -44 Название фирмы Товар Цена (руб. ) Чижиков & Co Винт большой 3 Чижиков & Co Винт маленький 5 Винты-гайки Винт 4 Чижиков & Co Гайка 1 Стройтовары Саморез 2 Чижиков & Co Саморез 3 Фирма Товар

Декомпозиция R {A 1, A 2, … An} S {B 1, B 2, … Декомпозиция R {A 1, A 2, … An} S {B 1, B 2, … Bm} T {C 1, C 2, … Ck} 1) {A 1, A 2, … An}= {B 1, B 2, … Bm} {C 1, C 2, … Ck} 2) {B 1, B 2, … Bm} {C 1, C 2, … Ck} 3) S= B 1, B 2, … Bm (R) 4) T= C 1, C 2, … Ck (R)

Ограничения на значения: • семантические, т. е. корректность отдельных значений (год рождения больше нуля); Ограничения на значения: • семантические, т. е. корректность отдельных значений (год рождения больше нуля); • ссылочная целостность - ограничения на значения, которые зависят только от равенства или неравенства значений (совпадают ли компоненты двух кортежей); • наиболее важные ограничения называются функциональной зависимостью.

Функциональные зависимости • R {A 1, A 2, … An} • X, Y {A Функциональные зависимости • R {A 1, A 2, … An} • X, Y {A 1, A 2, … An} • X Y если любому значению X соответствует в точности одно значение Y ЛЧ зависимости — детерминант, ПЧ — зависимой частью • X Y | Y( X=x(R))| 1 • Название фирмы Адрес, телефон. • Название фирмы, товар Цена

A 1, A 2, … An B 1, B 2, … Bm ФЗ бывают: A 1, A 2, … An B 1, B 2, … Bm ФЗ бывают: • Тривиальные {B 1, B 2, … Bm } {A 1, A 2, … An } • Нетривиальные {B 1, B 2, … Bm } {A 1, A 2, … An } {B 1, B 2, … Bm } • Полностью нетривиальные {A 1, A 2, … An } {B 1, B 2, … Bm } =

Ключ • Ключ – набор атрибутов, который функционально определяет все остальные Минимальность ключа: • Ключ • Ключ – набор атрибутов, который функционально определяет все остальные Минимальность ключа: • R {A 1, A 2, … An}, X {A 1, A 2, … An} • X A 1, A 2, … An для Y X Y A 1, A 2, … An • Ключ – набор атрибутов, который функционально определяет все остальные

Транзитивные зависимости • F – множество функциональных зависимостей, заданных на отношении R • A Транзитивные зависимости • F – множество функциональных зависимостей, заданных на отношении R • A C называется транзитивной, если существует такой атрибут B, что имеются функциональные зависимости A B и B C и отсутствует функциональная зависимость C A

Замыкание множества атрибутов • • R {A 1, A 2, … An} {B 1, Замыкание множества атрибутов • • R {A 1, A 2, … An} {B 1, B 2, … Bm } {A 1, A 2, … An } F – множество ФЗ Z={B 1, B 2, … Bm }+ ØZ 0 : = {B 1, B 2, … Bm } ØBi. Bj C ØZ 1: =Z 0 C • {B 1, B 2, … Bm } += {A 1, A 2, … An } {B 1, B 2, … Bm } - ключ

Пример • R {A, B, C, D, E, F} • S = {A D, Пример • R {A, B, C, D, E, F} • S = {A D, AB E, BF E, CD F, E C} • {AE}+ ?

Пример • R {A, B, C, D, E, F} • S = {A D, Пример • R {A, B, C, D, E, F} • S = {A D, AB E, BF E, CD F, E C} • {AE}+ = ACDEF

Аксиомы Армстронга • если B A, то A B рефлексивность; • если A B, Аксиомы Армстронга • если B A, то A B рефлексивность; • если A B, то AC BC пополнение; • если A B и B C, то A C транзитивность.

Правила вывода (из аксиом Армстронга) 1. Объединение Если X Y и X Z, то Правила вывода (из аксиом Армстронга) 1. Объединение Если X Y и X Z, то X YZ. X Y + А 2 = X XY, X Z + A 2 = YX YZ + A 3 = X YZ 2. Псевдотранзитивность X Y и WY Z, то WX Z. X Y +A 2 = WX WY. WY Z + A 3 = WX Z. 3. Декомпозиция Если X Y и Z Y, то X Z. А 1 + А 3.

Замыкание множества функциональных зависимостей • F+ - множество всех зависимостей, которые можно вывести из Замыкание множества функциональных зависимостей • F+ - множество всех зависимостей, которые можно вывести из F, называют замыканием множества ФЗ F • Любое множество функциональных зависимостей, из которого можно вывести все остальные ФЗ, называется базисом • Если ни одно из подмножеств базиса базисом не является, то такой базис минимален

Замыкание множества функциональных зависимостей • • R {A 1, A 2, … An} F Замыкание множества функциональных зависимостей • • R {A 1, A 2, … An} F – мн-во ФЗ B 1, B 2, … Bm C (B 1, B 2, … Bm C) F+ , if C {B 1, B 2, … Bm }+

Пример: R (A, B, C, D) AB C, C D, D A • Найти Пример: R (A, B, C, D) AB C, C D, D A • Найти все нетривиальные ФЗ, которые следуют из заданных • Возможные ключи

Покрытие множества функциональных зависимостей • Множество ФЗ F 2 называется покрытием множества ФЗ F Покрытие множества функциональных зависимостей • Множество ФЗ F 2 называется покрытием множества ФЗ F 1, если любая ФЗ, выводимая из F 1, выводится также из F 2. • F 1+ F 2+ • F 1 и F 2 называются эквивалентными, если F 1+ = F 2+.

Минимальное покрытие множества функциональных зависимостей • правая часть любой ФЗ из F является множеством Минимальное покрытие множества функциональных зависимостей • правая часть любой ФЗ из F является множеством из одного атрибута (простым атрибутом); • удаление любого атрибута из левой части любой ФЗ приводит к изменению замыкания F+; • удаление любой ФЗ из F приводит к изменению F+.

ДЕКОМПОЗИЦИЯ • Декомпозиция – это разбиение на множества, может быть пересекающиеся, такие, что их ДЕКОМПОЗИЦИЯ • Декомпозиция – это разбиение на множества, может быть пересекающиеся, такие, что их объединение – это исходное отношение. • Восстановить исходное отношение можно только естественным соединением. • Говорят, что декомпозиция обладает свойством соединения без потерь, если для любого отношения r = R 1(r) R 2(r) . . . Rn(r).

Терема Хита Пусть задано отношение r {A, B, C} (A, B и C, в Терема Хита Пусть задано отношение r {A, B, C} (A, B и C, в общем случае, являются составными атрибутами) и выполняется FD A->B. Тогда r = (r PROJECT {A, B}) NATURAL JOIN (r PROJECT {A, C}).

Терема Хита - доказательство Докажем, что в теле результата естественного соединения (r 1) содержатся Терема Хита - доказательство Докажем, что в теле результата естественного соединения (r 1) содержатся все кортежи тела отношения r. Пусть кортеж {a, b, c} r. Тогда по определению операции взятия проекции {a, b} (r PROJECT {A, B}) и {a, с} (r PROJECT {A, С}). Следовательно, {a, b, c} r 1.

Терема Хита - доказательство Докажем, что в r 1 нет лишних кортежей, т. е. Терема Хита - доказательство Докажем, что в r 1 нет лишних кортежей, т. е. что если кортеж {a, b, c} r 1, то {a, b, c} r. Если {a, b, c} r 1, то существуют {a, b} (r PROJECT {A, B}) и {a, с} (r PROJECT {A, С}). Последнее условие может выполняться в том и только в том случае, когда существует кортеж {a, b*, c} r. Т. к FD A->>B, то b = b* => {a, b, c} = {a, b*, c}.

А что происходит с зависимостями при декомпозиции? • Можно определить Z(F): X Y XY А что происходит с зависимостями при декомпозиции? • Можно определить Z(F): X Y XY Z • Декомпозиция сохраняет множество зависимостей, если из объединения всех проекций зависимостей логически следует F.

Проектирование реляционных отношений • Приводим отношения к нормальным формам Проектирование реляционных отношений • Приводим отношения к нормальным формам

1 НФ • 1 нормальная форма (НФ)– значения не являются множествами и кортежами. • 1 НФ • 1 нормальная форма (НФ)– значения не являются множествами и кортежами. • Фирма, (Город, Улица, Дом), Товар • Имя, (Телефон 1, Телефон 2…)

2 НФ • Атрибут называется первичным, если входит в состав любого возможного ключа. • 2 НФ • Атрибут называется первичным, если входит в состав любого возможного ключа. • 2 нормальная форма – 1 НФ + любой атрибут, не являющийся первичным, полностью зависит от любого его ключа, но не от подмножества ключа. • Фирма, Адрес, Телефон, Товар, Цена

3 НФ • Транзитивная зависимость: пусть A, B, C – атрибуты, A B, B 3 НФ • Транзитивная зависимость: пусть A, B, C – атрибуты, A B, B C, A не зависит от B и B не зависит от C. Тогда говорят, что C транзитивно зависит от A. • 3 нормальная форма – если отношение находится во 2 нормальной форме и любой атрибут, не являющийся первичным, нетранзитивно зависит от любого возможного ключа. • Отношение находится в третьей нормальной форме (3 НФ) тогда и только тогда, когда отношение находится в 2 НФ и все неключевые атрибуты взаимно независимы.

Примеры: • (Город , Индекс , Адрес) • (Универмаг , Товар , Номер отдела Примеры: • (Город , Индекс , Адрес) • (Универмаг , Товар , Номер отдела , Заведующий)

Примеры: • 3 нормальная форма – (Город, Индекс, Адрес) • 2 нормальная форма, но Примеры: • 3 нормальная форма – (Город, Индекс, Адрес) • 2 нормальная форма, но не 3 нормальная форма – (Универмаг, Товар, Номер отдела, Заведующий) • УТ Н, УН З, ключ – УТ.

НФ Бойса-Кодда • Нормальная форма Бойса–Кодда – если X A, A X, то X НФ Бойса-Кодда • Нормальная форма Бойса–Кодда – если X A, A X, то X ключ R. • (Город, Индекс, Адрес). • НФ? • Зависимости? • Ключ?

НФ Бойса-Кодда • (Город, Индекс, Адрес) – 3 нормальная форма, но не форма Бойса–Кодда. НФ Бойса-Кодда • (Город, Индекс, Адрес) – 3 нормальная форма, но не форма Бойса–Кодда. Если разобьем на две (Город, Индекс), (Индекс, Адрес), пропадает зависимость Город, Адрес Индекс.

НФ Бойса-Кодда • (Город, Индекс, Адрес) – 3 нормальная форма, но не форма Бойса–Кодда. НФ Бойса-Кодда • (Город, Индекс, Адрес) – 3 нормальная форма, но не форма Бойса–Кодда. Если разобьем на две (Город, Индекс), (Индекс, Адрес), пропадает зависимость Город, Адрес Индекс.

Вывод: • Каждая схема отношений может быть приведена к форме Бойса–Кодда, так что декомпозиция Вывод: • Каждая схема отношений может быть приведена к форме Бойса–Кодда, так что декомпозиция обладает свойством соединения без потерь. • Любая схема может быть приведена к 3 нормальной форме с соединением без потерь и с сохранением функциональной зависимости. • Но не всегда можно привести к форме Бойса– Кодда с сохранением функциональных зависимостей.

Шаги при декомпозиции 1. Находим минимальное покрытие множества функциональных зависимостей 2. Выделяем зависимость, нарушающую Шаги при декомпозиции 1. Находим минимальное покрытие множества функциональных зависимостей 2. Выделяем зависимость, нарушающую НФ X Y (и нет атрибутов, зависящих от Y). 3. Находим зависимости с такой же левой частью. X W, X Z 4. Выделяем в отдельное отношение XYWZ 5. Из исходного отношения удаляем YWZ

Многозначные зависимости • Пусть А и B - два атрибута отношения R. Между этими Многозначные зависимости • Пусть А и B - два атрибута отношения R. Между этими атрибутами существует многозначная зависимость (МЗ), обозначаемая А->>B, если значению а атрибута А, соответствует множество значений {b 1, b 2, …, bk} атрибута B. • Это множество устойчиво, т. е. сохраняется при любом вхождении многозначной зависимости в отношение.

• Каждый служащий может участвовать в нескольких проектах, но в каждом проекте, в • Каждый служащий может участвовать в нескольких проектах, но в каждом проекте, в котором он участвует, им должны выполняться одни и те же задания.

IF ({сн, пн 1, сз 1} B AND {сн, пн 2, сз 2} B) IF ({сн, пн 1, сз 1} B AND {сн, пн 2, сз 2} B) THEN ({сн, пн 1, сз 2} B AND {сн, пн 2, сз 1} B) № гр Фамилия Предмет Преподаватель 3 гр Сидоров Мат. анализ Голузина 3 гр Петрова Геометрия Нецветаев

• В отношении R с атрибутами A, B, C (в общем случае, составными) • В отношении R с атрибутами A, B, C (в общем случае, составными) имеется многозначная зависимость B от A (A->>B) в том и только в том случае, когда множество значений атрибута B, соответствующее паре значений атрибутов A и C, зависит от значения A и не зависит от значения C.

Разбиваем отношение на два: СН, ПН и СН, СЗ Разбиваем отношение на два: СН, ПН и СН, СЗ

Многозначные зависимости • Отношение R (X, Y, Z) удовлетворяет МФЗ X->>Y, если IF ({x, Многозначные зависимости • Отношение R (X, Y, Z) удовлетворяет МФЗ X->>Y, если IF ({x, y 1, z 1} R and {x, y 2, z 2} R ) THEN ({x, y 2, z 1} R and ({x, y 1, z 2} R )

Лемма Фейджина • В отношении R {A, B, C} выполняется MVD A B в Лемма Фейджина • В отношении R {A, B, C} выполняется MVD A B в том и только в том случае, когда выполняется MVD A C. • А →→В|С

Лемма Фейджина Пусть MVD A->>B. Пусть есть удовлетворяющее этой зависимости значение r переменной отношения Лемма Фейджина Пусть MVD A->>B. Пусть есть удовлетворяющее этой зависимости значение r переменной отношения R, a - значение атрибута A в некотором кортеже тела Br, а {b} – множество значений атрибута B, взятых из всех кортежей Br, в которых значением атрибута A является a. Пусть Предположим, что для этого значения a MVD A->>C не выполняется. Это означает, что существуют такое допустимое значение c атрибута C и такое значение b {b}, что кортеж {a, b, c} Br. Но это противоречит MVD A->>B.

Многозначные зависимости • Говорят, что в отношении R(A, B, C) между атрибутами А и Многозначные зависимости • Говорят, что в отношении R(A, B, C) между атрибутами А и В существует многозначная зависимость А->>B, если оно может быть представлено в виде соединения своих проекций: • R(A, B, C) = R 1(A, B) R 2(A, C). • Т. к. эквисоединение симметрично относительно В и С, то, следовательно, в R имеет место также многозначная зависимость АC.

Тривиальные и нетривиальные МЗ X->>Y Многозначная зависимость тривиальная, если: • атрибут Y является подмножеством Тривиальные и нетривиальные МЗ X->>Y Многозначная зависимость тривиальная, если: • атрибут Y является подмножеством атрибута X • или X ∪ Y = AR

Теорема Фейджина • Пусть А, В и С являются множествами атрибутов переменной-отношения R{А, В, Теорема Фейджина • Пусть А, В и С являются множествами атрибутов переменной-отношения R{А, В, С}. • Переменная-отношение R будет равна соединению ее проекций [А, В] и [А, С] тогда и только тогда, когда для переменнойотношения R выполняется многозначная зависимость А →→В|С

Теорема Фейджина - достаточность Пусть r - значение переменной отношения R. Пусть a - Теорема Фейджина - достаточность Пусть r - значение переменной отношения R. Пусть a - значение атрибута A в некотором кортеже тела Br, {b} – множество значений атрибута B из всех кортежей тела Br, в которых значением атрибута A является a, и {c} – множество значений атрибута C, взятых из всех кортежей тела Br, в которых значением атрибута A является a. Тогда очевидно, что в тело значения r PROJECT {A, B} будут входить все кортежи вида {a, bi}, где bi{b}, и если некоторый кортеж {a, bj} входит в тело значения отношения r PROJECT {A, B}, то bj{b}. Аналогичные рассуждения применимы к r PROJECT {A, C}. Очевидно, что из этого следует, что при наличии многозначной зависимости A B | C в переменной отношения ^ R{A, B, C} декомпозиция r на проекции r PROJECT {A, B} и r PROJECT {A, C} является декомпозицией без потерь.

Теорема Фейджина – необходимость Предположим, что декомпозиция переменной отношения R {A, B, C} на Теорема Фейджина – необходимость Предположим, что декомпозиция переменной отношения R {A, B, C} на проекции R PROJECT {A, B} и R PROJECT {A, C} является декомпозицией без потерь для любого допустимого значения r переменной отношения R. Мы должны показать, что в теле Br значенияотношения r поддерживается ограничение IF ({a, b 1, с1} Br AND {a, b 2, с2} Br) THEN ({a, b 1, с2} Br AND {a, b 2, с1} Br) пусть в Br входят кортежи {a, b 1, c 1} и {a, b 2, c 2}. Предположим, что {a, b 1, c 2} Br OR {a, b 2, c 1} Br. Но в тело значения отношения r PROJECT {A, B} входят кортежи {a, b 1} и {a, b 2}, а в тело значения переменной отношения r PROJECT {A, C} – {a, c 1} и {a, c 2}.

Теорема Фейджина – необходимость Очевидно, что в тело значения естественного соединения r PROJECT {A, Теорема Фейджина – необходимость Очевидно, что в тело значения естественного соединения r PROJECT {A, B} NATURAL JOIN r PROJECT {A, C} войдут кортежи {a, b 1, c 2} и {a, b 2, c 1}, и наше предположение об отсутствии по крайней мере одного из этих кортежей в Br противоречит исходному предположению о том, что декомпозиция r на проекции r PROJECT {A, B} и r PROJECT {A, C} является декомпозицией без потерь.

4 НФ • Отношение R(AR) находится в четвертой нормальной форме, если в структуре МЗ, 4 НФ • Отношение R(AR) находится в четвертой нормальной форме, если в структуре МЗ, определенной на множестве атрибутов AR, имеются только тривиальные МЗ зависимости и/или такие нетривиальные МЗ, что левая часть любой из них является ключом R.

№ гр Фамилия Предмет Преподаватель 3 гр Сидоров Мат. анализ Голузина 3 гр Петрова № гр Фамилия Предмет Преподаватель 3 гр Сидоров Мат. анализ Голузина 3 гр Петрова Геометрия Нецветаев 3 гр Сидоров Геометрия Нецветаев 3 гр Петрова Мат. анализ Голузина

№ гр Фамилия 3 гр Сидоров 3 гр Петрова № гр Предмет Преподаватель 3 № гр Фамилия 3 гр Сидоров 3 гр Петрова № гр Предмет Преподаватель 3 гр Мат. анализ Голузина 3 гр Геометрия Нецветаев

№ гр Фамилия Предмет Преподаватель 3 гр Сидоров Мат. анализ Голузина 3 гр Петрова № гр Фамилия Предмет Преподаватель 3 гр Сидоров Мат. анализ Голузина 3 гр Петрова Геометрия Нецветаев 5 гр Николаев Мат. анализ Кохась № гр Фамилия Предмет Преподаватель Оценка 3 гр Сидоров Мат. анализ Голузина 3 3 гр Петрова Геометрия Нецветаев 5 5 гр Николаев Мат. анализ Кохась 3

Свойство 3 НФ НФ БК 4 НФ Отсутствие избыточности из-за ФЗ В большинстве случаев Свойство 3 НФ НФ БК 4 НФ Отсутствие избыточности из-за ФЗ В большинстве случаев + + Отсутствие избыточности из-за МЗ - - + Сохранение условий ФЗ + Не всегда Сохранение условий МЗ Не всегда

Зависимость соединения • Пусть R — переменная отношения, а A, B, . . . Зависимость соединения • Пусть R — переменная отношения, а A, B, . . . , Z — некоторые подмножества ее атрибутов. • Если декомпозиция любого допустимого значения R на отношения, состоящие из множеств атрибутов A, B, . . . , Z, является декомпозицией без потерь, говорят, что переменная отношения R удовлетворяет зависимости соединения *{А, В, . . . , Z}.

Зависимость соединения • Пусть R — переменная отношения, а A, B, . . . Зависимость соединения • Пусть R — переменная отношения, а A, B, . . . , Z — некоторые подмножества ее атрибутов. • Переменная отношения R удовлетворяет зависимости соединения *{А, В, . . . , Z} тогда и только тогда, когда любое допустимое значение переменной отношения R эквивалентно соединению ее проекций по подмножествам A, B, . . . , Z множества атрибутов.

• В переменной отношения R зависимость проекции/соединения *(A, B, …, Z) называется тривиальной, • В переменной отношения R зависимость проекции/соединения *(A, B, …, Z) называется тривиальной, если хотя бы один из составных атрибутов A, B, …, Z совпадает с заголовком R.

5 НФ • Отношение находится в пятой нормальной форме тогда и только тогда, когда 5 НФ • Отношение находится в пятой нормальной форме тогда и только тогда, когда каждая нетривиальная зависимость соединения в ней определяется потенциальным ключом (ключами) этого отношения.

• Определение пятой нормальной формы: • Отношение находится в 5 НФ тогда и • Определение пятой нормальной формы: • Отношение находится в 5 НФ тогда и только тогда, когда любая зависимость по соединению в нем определяется только его возможными ключами. • Другими словами, каждая проекция такого отношения содержит не менее одного возможного ключа и не менее одного неключевого атрибута.

5 НФ • Зависимость соединения *{A, B, . . . , Z} определяется потенциальным 5 НФ • Зависимость соединения *{A, B, . . . , Z} определяется потенциальным ключом (ключами) тогда и только тогда, когда каждое из подмножеств A, B, . . . , Z множества атрибутов является супер ключом отношения. • Каждое из подмножеств A, B, . . . , Z множества атрибутов включает некоторый потенциальный ключ отношения.

Пример Продавец Иванов Петров Сидоров Сидоров Фирма Рога и Копыта Безенчук&Ко Безенчук&Ко Рога и Пример Продавец Иванов Петров Сидоров Сидоров Фирма Рога и Копыта Безенчук&Ко Безенчук&Ко Рога и Копыта Геркулес Товар Пылесос Хлебница Сучкорез Пылесос Хлебница Зонт Пылесос Телескоп Пылесос Лампа Вешалка

Ограничение • каждый продавец сотрудничает ограниченным списком фирм • каждый продавец имеет в своём Ограничение • каждый продавец сотрудничает ограниченным списком фирм • каждый продавец имеет в своём ассортименте ограниченный список типов товаров • каждый продавец предлагает товары из списка товаров, производимые фирмами из списка фирм

• Отношение не находится в 5 NF, поскольку в нём есть нетривиальная зависимость • Отношение не находится в 5 NF, поскольку в нём есть нетривиальная зависимость соединения *{{Продавец, Фирма}, {Фирма, Товар}, {Продавец, Товар}}, однако подмножества {Продавец, Фирма}, {Фирма, Товар}, {Продавец, Товар} не являются суперключами исходного отношения. • В данном случае для приведения к 5 NF отношение должно быть разбито на три: {Продавец, Фирма}, {Фирма, Товар}, {Продавец, Товар}

Пример • • • S Студент G Группа H Время R Аудитория C Предмет Пример • • • S Студент G Группа H Время R Аудитория C Предмет T Преподаватель

Задачи: Процесс проектирования реляционной базы на основе метода нормализации преследует две основных цели: • Задачи: Процесс проектирования реляционной базы на основе метода нормализации преследует две основных цели: • избежать избыточности хранения данных; • устранить аномалии обновления отношений.

В современных условиях: • объемы доступных носителей внешней памяти непрерывно возрастают, стоимость их падает, В современных условиях: • объемы доступных носителей внешней памяти непрерывно возрастают, стоимость их падает, • современные серверы реляционных баз данных способны автоматически поддерживать целостность баз данных.

2 типа приложений • On-Line Transaction Processing – OLTP • On-Line Analytical Processing – 2 типа приложений • On-Line Transaction Processing – OLTP • On-Line Analytical Processing – OLAP

OLTP On-Line Transaction Processing • Информационные системы оперативной обработки транзакций. • Характерные примеры таких OLTP On-Line Transaction Processing • Информационные системы оперативной обработки транзакций. • Характерные примеры таких систем : – банковские системы, – системы резервирования билетов, – системы резервирования мест в гостиницах.

OLTP On-Line Transaction Processing • Информационные системы оперативной обработки транзакций. • Системам категории OLTP OLTP On-Line Transaction Processing • Информационные системы оперативной обработки транзакций. • Системам категории OLTP свойственны частые обновления базы данных, поэтому аномалии обновлений, даже если их корректировка производится СУБД автоматически, могут заметно снижать эффективность приложения.

OLAP On-Line Analytical Processing • Системы оперативной аналитической обработки. • В подобных системах, в OLAP On-Line Analytical Processing • Системы оперативной аналитической обработки. • В подобных системах, в частности, системах поддержки принятия решений, базы данных в основном используются для выборки данных, поэтому аномалиями обновлений можно пренебречь, а объем этих баз настолько огромен, что можно пренебречь и избыточностью хранения.