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数据库中的FD集是什么?

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FD:函数依赖性1. FD的定义:R(U),X,Y是一组属性,t1和t2是元组,t1[X]= t2[X],t1[Y]= t2[函数Y或Y,称为函数X的确定,取决于X并表示为X→Y。
例3-22例3-21“学生选择”关系模式R.如果每个学生只能有一个名字,每个课程编号只能对应一个课程,所以有以下FD。每个学生的sno→snamecno→cname每个课程只有一个年级,而下一个FD :( sno,cno)→得分,当然,以下FD:sno→sexsno→(sname,sex)例3假设-23模式的设置A和B是一对多连接,并且C和D是一对一的,尝试为R(ABCD)比率写入相应的FD。
由于A和B是一对多连接,因此每个A值具有多个对应的B值。也就是说,B值确定A值并且可以写为FD。
同样,C和D是一对一的,所以我们可以写FD:D→C,C→D。
考虑一对一,一对多联系(学生编号,一对多联系性别等)FD。
2. FD与密钥之间的关系定义如下。如果R(U),X→U,则X是R的超级密钥。
如果不维持X的子集X,X1→U,那么X被认为是R的候选键。
示例3-24是对示例3-22中的关系模式R的分析,具有以下FD:(Sno,cno)→(sno,sname,sex,cno,cname,score),即(sno,cno)是关系模式R(U)候选键。
有以下FD :( sno,sname,cno)→(sno,sname,sex,cno,cname,score)但是(sno,sname,cno)是关系模式R(U)的超级密集而不是它只是候选键因为(sno,sname,cno)包含其他sname属性。
结论:如果X是R的候选键,则对于任何Y,存在X→Y。
案件
“学生选择课程”
?如果X→Y和X不是超级技术,则R必须是冗余的。
案件
例3-21,cno→cname。
?功能依赖性表示数据完整性约束。
3. FD推理规则的定义:X→Y,如果YX,则X→Y称为“FD平凡”,否则称为“FD非平凡”。
结论:正常FD不满足FD(如X→X)。这是一个重要的FD。
规则:自成一律X→X。
如果自反射定律是YX,那么X→Y。
?如果扩展规则是X→Y,则XZ→YZ。
当传输规律是X→Y和WY→Z,XW→Z时。
?如果分解规则是X→YZ,则X→Y和X→Z.
当组合规则是X→Y和X→Z,X→YZ时。
?如果复合规则为X→Y且Z→W,则XZ→YW。


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