Rela n datov model z kladn ideje
This presentation is the property of its rightful owner.
Sponsored Links
1 / 33

Relační datový model Základní ideje PowerPoint PPT Presentation


  • 62 Views
  • Uploaded on
  • Presentation posted in: General

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 .

Download Presentation

Relační datový model Základní ideje

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.


Rela n datov model z kladn ideje

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 1nf

Příklady normálních forem (1NF)


P klady norm ln ch forem 2nf

Příklady normálních forem (2NF)


P klady norm ln ch forem 2nf1

Příklady normálních forem (2NF)


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 3 nf

Příklady normálních forem (3NF)


P klady norm ln ch forem 3 nf1

Příklady normálních forem (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  Cdaná závislost

2. AB  ABCaugmentace atributy AB

3. B  Ddaná závislost

4. ABC  ABCDaugmentace atributy ABC

5. AB  ABCDtranzitivita

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  Ydaná závislost

X  XYaugmentace X

X  Zdaná závislost

XY  YZaugmentace Y

X  XY & X Y YZ implikuje X  YZ

Pravidlo 2

X  Ydaná závislost

WX  WYaugmentace W

WY  Zdaná závislost

WX  Ztranzitivita

Pravidlo 3

Y  Zvyplývá z reflexivity

X  Ydaná závislost

X  Ztranzitivita


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  ABdekompoziční pravidlo

A  Ctranzitivita, vyplývající z F

ABBCaugmentace B

ABC BCtranzitivita

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

BC  Bdekompoziční pravidlo

B  Cpředpoklad

B  0reflexivita

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

C  Creflexivita

C  0reflexivita

0  0reflexivita


  • Login