Rela n datov model z kladn ideje
Download
1 / 33

Relační datový model Základní ideje - PowerPoint PPT Presentation


  • 81 Views
  • Uploaded on

Relační datový model Základní ideje. RMD důsledně odděluje data, která jsou chápána jako relace , od jejich implementace. Pro manipulaci s daty jsou k dispozici dva silné prostředky - relační kalkul a relační algebra .

loader
I am the owner, or an agent authorized to act on behalf of the owner, of the copyrighted work described.
capcha
Download Presentation

PowerPoint Slideshow about ' Relační datový model Základní ideje' - harry


An Image/Link below is provided (as is) to download presentation

Download Policy: Content on the Website is provided to you AS IS for your information and personal use and may not be sold / licensed / shared on other websites without getting consent from its author.While downloading, if for some reason you are not able to download a presentation, the publisher may have deleted the file from their server.


- - - - - - - - - - - - - - - - - - - - - - - - - - E N D - - - - - - - - - - - - - - - - - - - - - - - - - -
Presentation Transcript
Rela n datov model z kladn ideje

Relační datový modelZákladní ideje

RMD důsledně odděluje data, která jsou chápána jako relace, od jejich implementace.

Pro manipulaci s daty jsou k dispozici dva silné prostředky - relační kalkul a relační algebra.

Pro omezení redundance dat v relační databázi jsou navrženy pojmy umožňující normalizovat relace.


Definice rmd
Definice RMD

Mějme množiny D1, D2, D3,....... Dn.

Z každé vybereme 1 prvek → vytvoříme uspořádanou n-tici.

Množina všech n-tic tvoří kartézský součin.

Relace je každá podmnožina kartézského součinu.

Z hlediska databázových systémů jsou množiny D1, D2, D3,....... Dn množiny hodnot atributů a označují se jako domény.


RMD má jediný konstrukt -

databázovou relaci.

Celá složitá realita je transformována do relací. Toto je jedno z velkých omezení relační databázové technologie.

Otázka: Je to možné, je to únosné? Jak dál…


V em se datab zov relace li od matematick
V čem se databázová relace liší od matematické?

  • Databázová relace je vybavena pomocnou strukturou, které se říká schéma relace. Schéma relace se skládá ze jména relace, jmen atributů a domén.

  • Prvky domén, ze kterých se berou jednotlivé komponenty prvků relace, jsou atomické hodnoty. Tomuto omezení se říká 1.normální forma relací (1NF).


Z pis sch matu relace
Zápis schématu relace

Schéma relace lze zapsat:

R(A1:D1,....An:Dn)

Prvkům relace se říká n-tice (také instance)

n určuje řád relace

Počet n-tic udává kardinalita relace


Z pis sch matu rela n datab ze
Zápis schématu relační databáze

Schéma relační databáze je dvojice (R,I),

kde R je množina schémat relací,

I je množina integritních omezení.


Integritn omezen
Integritní omezení

Doménové

Entitní

Referenční


Dom nov io
Doménové IO

Doménové IO přiřazuje pro každý atribut relace předem definovanou doménu jeho hodnot.

Doménové IO je definováno:

  • datovým typem atributu

  • podmínkami platnosti (logickými formulemi)


Entitn io
Entitní IO

Entitní IO zabezpečuje Primární klíč (PK) relace.

  • Primární klíč je množina atributů KA, kde A je množina všech atributů relace R, jejichž hodnoty jednoznačně určují n-tice (instance) relace R.

  • K je minimální v tom smyslu, že nelze z K odebrat žádný atribut, aniž by to narušilo identifikační vlastnost.

  • Z podstaty RMD vyplývá, že každá relace má primární klíč. Protože relace jsou množiny, nesmí relace obsahovat duplicitní n-tice (instance).


Referen n io
Referenční IO

Referenční integrita je omezení, které omezuje vztahy mezi daty ve dvou relacích. Atribut, kterého se referenční integrita týká se nazývá cizí klíč (foreign key - FK).

Jestliže relace obsahuje cizí klíč, její n-tice jsou závislé na existenci n-tic v nadřazené relaci.Hodnota FK se musí vyskytovat jako hodnota PK v nadřazené relaci.


Podm nky pro rela n tabulky
Podmínky pro relační tabulky

  • Všechny hodnoty v tabulce musí být elementární (podmínka 1.NF).

  • Sloupce mohou být v libovolném pořadí.

  • Řádky mohou být v libovolném pořadí.

  • Sloupce musí být homogenní = ve sloupci musí být údaje stejného typu (doménové integritní omezení).

  • Každému sloupci musí být přiřazeno jednoznačné jméno (tzv. atribut).

  • V relační tabulce nesmí být dva zcela stejné řádky. tzn., že každý řádek je jednoznačně rozlišitelný (entitní integritní omezení).


Funk n z vislosti atribut
Funkční závislosti atributů

Nechť R(A:D) je relační schéma,

X A, Y A

jsou jednoduché nebo složené atributy.

Y je funkčně závislý na atributu X, značíme

( XY ), platí-li pro každou instanci relace R,

že pro každou hodnotu atributu X existuje nejvýše jedna hodnota atributu Y.


Funk n z vislosti atribut1
Funkční závislosti atributů

Atribut Y je úplně funkčně závislý na složeném atributu X, je-li na X funkčně závislý a zároveň není funkčně závislý na žádné z jeho složek.


Funk n z vislosti atribut2
Funkční závislosti atributů

Nechť X, Y, Z jsou atributy (jednoduché nebo složené) daného relačního schématu a nechť mezi dvojicemi atributů platí:

X  Y  Y  Z (Y  X).

Pak je atribut Ztranzitivně závislý na atributu X.


Norm ln formy relac
Normální formy relací

Relace R je v1 NF, jestliže jsou všechny její atributy atomické, tj. dále nedělitelné. Toto omezení je příliš silné a stává se hlavní nevýhodou relačních databází.


Norm ln formy relac1
Normální formy relací

Relace R je v 2 NF, je-li v první normální formě (1 NF) a jestliže pro každý neklíčový atribut platí, že je úplně funkčně závislý na primárním klíči.


Norm ln formy relac2
Normální formy relací

Relace R je v 3 NF, je-li ve 2 NF a platí-li, že žádný neklíčový atribut není tranzitivně závislý na žádném klíči relace R.


Norm ln formy relac3
Normální formy relací

Relace R je v Boyce-Coddově NF ( BCNF), je-li v 1 NF a platí-li pro každou funkční závislost X  A , která není triviální, že X je klíčem v R a A je neklíčový atribut.





P klady norm ln ch forem 2nf2
Příklady normálních forem (2NF)

Funkční závislosti atributů:

  • Číslo  Typ

  • Číslo Druh

  • Číslo  Výška

  • Typ  Druh

    Číslo  Typ & Typ  Druh ↔Číslo Druh

    Relace není v 3NF – tranzitivní závislost

    Aby byla relace v 3NF:

  • Dekompozicí relace v 2NF dostaneme relace v 3NF.




P klady norm ln ch forem bcnf
Příklady normálních forem (BCNF)

Odstraňuje závislosti kandidátů primárního klíče.

Zaměstnanec (Číslo_zam, RČ, Jméno, Příjmení, Funkce)

Kandidáti PK: Číslo_zam a RČ

Funkční závislosti:

Kromě všech závislostí neklíčových atributů na kandidátech PK, ex. i závislost kandidátů PK navzájem.

Relace není v CBNF.

Dekompozice:

Zaměstnanec (Číslo_zam, Jméno, Příjmení, Funkce)

a

RČ_zaměstnanců (Číslo_zam, RČ)

Obě relace jsou v BCNF


Dedukce funk n ch z vislost
Dedukce funkčních závislostí

Nechť R je relační schéma a A, B, C je podmnožina jeho atributů.

Dále předpokládejme funkční závislosti:

A  B a B  C.

Z těchto závislostí lze předpokládat A  C (tranzitivita).

Označme F jako množinu funkčních závislostí pro R (A  B a B  C)

a X  Y jako libovolnou funkční závislost.

Řekneme-li, že F logicky implikuje X  Y, pak každý prvek relačního schématu R, který splňuje závislosti v F, splňuje i závislost X  Y

a zapisujeme

F = X  Y

V našem případě relačního schématu R pak tuto skutečnost zapíšeme:

 A  B, B  C= A  C


Uz v r mno iny funk n ch z vislost
Uzávěr množiny funkčních závislostí

F+ je uzávěrem F tehdy, platí-li, že všechny závislosti v F+ jsou logickými důsledky v F.

A zapisujeme:

F+ =  X  Y  F = X  Y


Kandid ti prim rn ho kl e a funk n z vislosti
Kandidáti primárního klíče a funkční závislosti

Mějme schéma R(A1,A2,....,An) a funkční závislosti F. Nechť X je podmnožina

{A1,A2,....,An}. Pak o X lze říci, že je kandidátem primárního klíče v R, jestliže:

1. X  A1A2....,An je v F+

Závislost všech atributů A1,A2,....,Anna atributu X je daná nebo logicky vyplývá.

2. Neexistuje Y  X, pro které by platilo

Y  A1A2....,An v F+.


Armstrongovy axiomy
Armstrongovy axiomy

1. Reflexivita

Jestliže Y  X  U, pak závislost X  Y je logicky implikována. Na složeném atributu A1A2,....An je funkčně závislý každý atribut Ai, který je jeho složkou.

2. Augmentace

Jestliže platí X  Y ve schématu R a Z je podmnožinou atributů U, pak taky platí:

XZ  YZ

(XZ je zkrácené označení X  Z).

3. Tranzitivita

Jestliže platí X  Y a zároveň Y  Z, pak taky platí X  Z


Armstrongovy axiomy1
Armstrongovy axiomy

Příklad:

Mějme schéma R(A,B,C,D) s funkčními závislostmi AC, B  D.Zvolme primárním klíčem složený atribut AB jako jediný. Dokažte, že AB je jediným kandidátem primárního klíče.

1. A  C daná závislost

2. AB  ABC augmentace atributy AB

3. B  D daná závislost

4. ABC  ABCD augmentace atributy ABC

5. AB  ABCD tranzitivita

Všechny atributy relačního schématu R jsou závislé na klíči AB a přitom nejsou závislé na jeho složkách A, B.


Dodate n deduktivn pravidla
Dodatečná deduktivní pravidla

1. Pravidlo spojení

 X  Y, X  Z= X  YZ

2. Pravidlo pseudotranzitivity

 X  Y, WY  Z= WX  Z

3. Dekompoziční pravidlo

Jestliže X  Y & Z  Y, pak X  Z


Dodate n deduktivn pravidla d kaz
Dodatečná deduktivní pravidla - důkaz

Pravidlo 1

X  Y daná závislost

X  XY augmentace X

X  Z daná závislost

XY  YZ augmentace Y

X  XY & X Y YZ implikuje X  YZ

Pravidlo 2

X  Y daná závislost

WX  WY augmentace W

WY  Z daná závislost

WX  Z tranzitivita

Pravidlo 3

Y  Z vyplývá z reflexivity

X  Y daná závislost

X  Z tranzitivita


Dodate n deduktivn pravidla1
Dodatečná deduktivní pravidla

Příklad:

Mějme schéma R(A,B,C) a F =  A  B, B  C. Určete F+.

Řešení:

1. Za X dosaďte postupně všechny atributy, obsahující A.

ABC  AB dekompoziční pravidlo

A  C tranzitivita, vyplývající z F

AB BC augmentace B

ABC BC tranzitivita

2. Za X dosaďte postupně všechny atributy, které obsahují B, ale neobsahují A.

BC  B dekompoziční pravidlo

B  C předpoklad

B  0 reflexivita

3. Za X dosaďte všechny atributy, které obsahují C, ale neobsahují ani A, ani B.

C  C reflexivita

C  0 reflexivita

0  0 reflexivita


ad