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1、数据库系统概论An Introduction to Database System第四章 关系数据理论（重点：关系规范化理论）,第四章 关系数据理论,4.1 问题的提出4.2 规范化4.3 数据依赖的公理系统4.4 模式分解4.5 小结,4.1 问题的提出,关系数据库逻辑设计针对具体数据库设计问题，如何构造一个适合于它的关系模式(举例)数据库逻辑设计的工具关系数据库的规范化理论,举例:关系模式比较,关系模式1 S学号,姓名,性别 C学号,课程号,课程名,学习期限,成绩,奖学金关系模式2 S学号,姓名,性别 L学号,课程名,成绩 C课程号,课程名,学习期限 A成绩,奖学金两种关系模式使用起来效果
2、大不相同,关系模式1_c的一个派生关系,思考:这个关系是否存在一些弊病?,“不好的”关系模式弊病总结:数据存储冗余数据不一致性插入异常(应该插入的数据未被插入)删除异常(不该删除的数据被删除),思考:关系模式1为什么会出现这些弊病,而关系模式2中却没有出现?,原因:关系模式1-c中的某些属性之间存在某些具有不好性质的数据依赖。,解决办法关系规范化理论(1)分析出一个关系模式会有哪些不好性质的数据依赖?(2)如何改造一个不好的(/不规范的)关系模式(模式分解)?,数据依赖是通过一个关系中属性间值的相等与否体现出来的数据间的相互关系是现实世界属性间相互联系的抽象是数据内在的性质是语义的体现,数据依
3、赖的类型函数依赖（Functional Dependency，简记为FD）多值依赖（Multivalued Dependency，简记为MVD）其他,4.2 规范化,规范化理论用来改造关系模式，通过分解关系模式来消除其中不合适的数据依赖，以解决插入异常、删除异常、更新异常和数据冗余问题。,让一个关系描述一个概念、一个实体或者实体间的一种联系。若多于一个概念就把它“分离”出去。所谓规范化实质上是概念的单一化,4.2.1 函数依赖,一、函数依赖二、平凡函数依赖与非平凡函数依赖三、完全函数依赖与部分函数依赖四、传递函数依赖与直接函数依赖,一、函数依赖,定义4.1 设R(U)是一个属性集U上的关系模式
4、，X和Y是U的子集。若对于R(U)的任意一个可能的关系r，r中不可能存在两个元组在X上的属性值相等，而在Y上的属性值不等，则称“X函数确定Y”或“Y函数依赖于X”，记作XY。X称为这个函数依赖的决定属性集(Determinant)。,说明：,1.函数依赖是指关系模式R的所有关系实例均要满足的约束条件。,2.函数依赖是语义范畴的概念，根据数据的语义来确定。例如“姓名年龄”这个函数依赖只有在不允许有同名人的条件下成立。如果x和y之间是“1:1”关系,则存在FD:x y 如果x和y之间是“N:1”关系,则存在FD:x y 如果x和y之间是“M:N”关系,则x和y之间不存在FD,3.数据库设计者可以对
5、现实世界作强制的规定。例如规定不允许同名人出现，函数依赖“姓名年龄”成立。所插入的元组必须满足规定的函数依赖，若发现有同名人存在，则拒绝装入该元组。,关系模式C（课号，课名）,FD：课号 课名,关系模式S（学号，姓名）,FD：学号 姓名,关系模式SC（学号，课号）,学号和课号之间不存在FD,函数依赖举例,例:Student(Sno,Sname,Ssex,Sage,Sdept)假设不允许重名，则有:Sno Ssex，Sno Sage,Sno Sdept，Sno Sname,Sname Ssex，Sname SageSname Sdept但Ssex Sage,二、平凡函数依赖与非平凡函数依赖,在关
6、系模式R(U)中，对于U的子集X和Y，如果XY，但Y X，则称XY是非平凡的函数依赖若XY，且Y X,则称XY是平凡的函数依赖例：在关系SC(Sno,Cno,Grade)中，非平凡函数依赖：(Sno,Cno)Grade 平凡函数依赖：(Sno,Cno)Sno(Sno,Cno)Cno,平凡函数依赖与非平凡函数依赖,对于任一关系模式，平凡函数依赖都是必然成立的，它不反映新的语义，因此。若不特别声明，我们总是讨论非平凡函数依赖,三、完全函数依赖与部分函数依赖,定义4.2 在关系模式R(U)中，如果XY，并且对于X的任何一个真子集X，都有 X Y,则称Y完全函数依赖于X，记作X Y。若XY，但Y不完全
7、函数依赖于X，则称Y部分函数依赖于X，记作X P Y。,完全函数依赖与部分函数依赖举例,例:在关系SC(Sno,Cno,Grade)中，由于：Sno Grade，Cno Grade，因此：(Sno,Cno)Grade 在关系C(学号,课程号,课程名,学习期限,成绩,奖学金)中,由于:(学号,课程号/名)学习期限,课程号/名学习期限 因此:(学号,课程号/名)P 学习期限,四、传递函数依赖,定义4.3 在关系模式R(U)中，如果XY，YZ，且Y X，YX，则称Z传递函数依赖于X。注:如果YX，即XY，则Z直接依赖于X。例:在关系Std(Sno,Sdept,Mname)中，有：Sno Sdept，
8、Sdept Sno，Sdept Mname Mname传递函数依赖于Sno,4.2.2 码(用函数依赖的概念定义),设K为关系模式R中的属性或属性组。若K U，则K称为R的一个候选码（Candidate Key）。若关系模式R有多个候选码，则选定其中的一个作为主码（Primary key）。主属性(PA，指任一候选码中的属性)非主属性(NPA),4.2.3 范式(Normal Form),用来表示关系的级别，即关系满足要求（避免四种异常）的程度。范式的种类：第一范式(1NF)第二范式(2NF)第三范式(3NF)BC范式(BCNF)第四范式(4NF)第五范式(5NF),消除了FD范围内的异常,M
9、VD、连接依赖等,各种范式之间存在联系：某一关系模式R为第n范式，可简记为RnNF。,4.2.4 2NF引出,1NF的定义如果一个关系模式R的所有属性都是不可分的基本数据项，则R1NF。第一范式是对关系模式的最起码的要求。不满足第一范式的数据库模式不能称为关系数据库。但是满足第一范式的关系模式并不一定是一个好的关系模式。,例:关系模式SLC(Sno,Sdept,Sloc,Cno,Grade)Sloc为学生住处，假设每个系的学生住在同一个地方。函数依赖包括：(Sno,Cno)f Grade Sno Sdept(Sno,Cno)P Sdept Sno Sloc(Sno,Cno)P Sloc Sde
10、pt Sloc,SLC的候选码为(Sno,Cno)SLC满足第一范式非主属性Sdept和Sloc部分函数依赖于候选码(Sno,Cno),SLC不是一个好的关系模式（由部分依赖引起）,插入异常 假设Sno95102，SdeptIS，SlocN的学生还未选课，因课程号是主属性，因此该学生的信息（主要指非主属性信息）无法插入SLC。删除异常 假定某个学生本来只选修了3号课程这一门课。现在因身体不适，他连3号课程也不选修了。因课程号是主属性，此操作将导致该学生信息的整个元组都要删除，丢失了非主属性Sdept，Sloc的信息。,数据冗余度大 如果一个学生选修了10门课程，那么他的Sdept和Sloc值就
11、要重复存储10次。修改复杂 例如学生转系，修改此学生元组的Sdept值的同时，还可能需要修改住处（Sloc）。如果这个学生选修了K门课，则必须无遗漏地修改K个元组中全部Sdept、Sloc信息。,2NF引出,原因 非主属性Sdept、Sloc部分函数依赖于候选码。解决方法 SLC分解为两个关系模式，以消除这些部分函数依赖 SC（Sno，Cno，Grade）SL（Sno，Sdept，Sloc）,函数依赖图：,2NF,2NF的定义 若关系模式R1NF，并且每一个非主属性都完全函数依赖于R的候选码，则R2NF。例：SLC(Sno,Sdept,Sloc,Cno,Grade)1NF SLC(Sno,Sd
12、ept,Sloc,Cno,Grade)2NF SC（Sno，Cno，Grade）2NF SL（Sno，Sdept，Sloc）2NF,2NF,将一个1NF关系分解为多个2NF的关系，并不能完全消除关系模式中的各种异常情况。,4.2.5 3NF引出,例：2NF关系模式SL(Sno,Sdept,Sloc)中函数依赖：SnoSdept SdeptSloc SnoSlocSloc传递函数依赖于Sno，即SL中存在非主属性对候选码的传递函数依赖。,函数依赖图：,SL不是一个好的关系模式（由传递依赖引起）,例如：如果要修改某个系的学生的住处，可能会出现存储冗余，修改复杂。,解决方法 采用投影分解法，把SL分
13、解为两个关系模式，以消除传递函数依赖：SD（Sno，Sdept）DL（Sdept，Sloc）其中SD的码为Sno，DL的码为Sdept。,3NF,3NF的定义若关系模式R2NF，并且每一个非主属性都不传递函数依赖于R的候选码，则R3NF。例：SL(Sno,Sdept,Sloc)2NF SL(Sno,Sdept,Sloc)3NF SD（Sno，Sdept）3NF DL（Sdept，Sloc）3NF,3NF,若R3NF，则R的每一个非主属性既不部分函数依赖于候选码也不传递函数依赖于候选码。将一个2NF关系分解为多个3NF的关系后，并不能完全消除关系模式中的各种异常情况和数据冗余。,4.2.6 BC
14、NF引出,例：在关系模式STJ（S，T，J）中，S表示学生，T表示教师，J表示课程。每一教师只教一门课。每门课由若干教师教，某一学生选定某门课，就确定了一个固定的教师。某个学生选修某个教师的课就确定了所选课的名称：(S，J)T，(S，T)J，TJ,函数依赖图,STJ3NF(S，J)和(S，T)都是候选码S、T、J都是主属性但：(S，T)T，TJ，所以主属性J传递依赖于不包含它的候选码(S，T)。,解决方法：将STJ分解为二个关系模式：ST(S，T)BCNF，TJ(T，J)BCNF,BC范式（BCNF）,若关系模式R3NF，并且每一个主属性都不部分依赖，也不传递依赖于R的每个不包含它的候选码，则
15、RBCNF。,3NF与BCNF的关系,如果关系模式RBCNF，必定有R3NF如果R3NF，且R只有一个候选码，则R必属于BCNF。,规范化小结,一个低一级范式的关系模式，通过模式分解可以转换为若干个高一级范式的关系模式集合，这个过程就叫关系模式的规范化。,关系模式规范化的基本步骤 1NF 消除非主属性对码的部分函数依赖 2NF 消除非主属性对码的传递函数依赖 3NF 消除主属性对码的部分和传递函数依赖 BCNF 消除非平凡且非函数依赖的多值依赖 4NF,不能说规范化程度越高的关系模式就越好（打破关系、增加连接开销等弊端）。在设计数据库模式结构时，必须对现实世界的实际情况和用户应用需求作进一步分
16、析，确定一个合适的、能够反映现实世界的模式。上面的规范化步骤可以在其中任何一步终止。,4.3 数据依赖的公理系统,逻辑蕴含定义 对于满足一组函数依赖 F 的关系模式R，其任何一个关系r，若函数依赖XY都成立,则称 F逻辑蕴含XY，记作：F|=XY 那么如何判定F都蕴涵了哪些FD呢？用一组推导规则从F上进行推导是方便的，引出“Armstrong”公理。,Armstrong公理系统,一套推理规则，是模式分解算法的理论基础用途求给定关系模式的码从一组函数依赖求得蕴含的函数依赖,1.Armstrong公理系统,关系模式R 来说有以下的推理规则：Al.自反律（Reflexivity）：若Y X U，则X
17、 Y为F所蕴含。A2.增广律（Augmentation）：若XY为F所蕴含，且Z U，则XZYZ为F所蕴含。A3.传递律（Transitivity）：若XY及YZ为F所蕴含，则XZ为F所蕴含。注意：由自反律所得到的函数依赖均是平凡的函数依赖，自反律的使用并不依赖于F,证明(利用函数依赖的定义)：,（1）自反律:若Y X U，则X Y为F所蕴含 证:设Y X U 对R 的任一关系r中的任意两个元组t，s：若tX=sX，由于Y X，有ty=sy，所以XY成立.自反律得证,(2)增广律:若XY为F所蕴含，且Z U，则XZYZ 为F所蕴含。证：设XY为F所蕴含，且Z U。设R 的任一关系r中任意的两个
18、元组t，s；若tXZ=sXZ，则有tX=sX和tZ=sZ；由XY，于是有tY=sY，所以tYZ=sYZ，所以XZYZ为F所蕴含.增广律得证。,(3)传递律：若XY及YZ为F所蕴含，则 XZ为F所蕴含。证：设XY及YZ为F所蕴含。对R 的任一关系 r中的任意两个元组 t，s。若tX=sX，由于XY，有 tY=sY；再由YZ，有tZ=sZ，所以XZ为F所蕴含.传递律得证。,2.导出规则,1)根据A1，A2，A3这三条推理规则可以得到下面三条导出规则：合并规则：由XY，XZ，有XYZ。（A2，A3）伪传递规则：由XY，WYZ，有XWZ。（A2，A3）分解规则：由XY及 ZY，有XZ。（A1，A3）,
19、2)根据合并规则和分解规则，可得引理4.1 引理4.l XA1 A2Ak成立的充分必要条件是XAi成立（i=l，2，k）。,3.函数依赖闭包,定义 在关系模式R中为F所逻辑蕴含的函数依赖的全体叫作 F的闭包，记为F+。,举例:F的闭包,F=X Y,Y Z,F+计算是NP完全问题，X A1A2.An F+=X,Y,Z,XY,XZ,YZ,XYZ,X X,Y Y,Z Z,XY X,XZ X,YZ Y,XYZ X,X Y,Y Z,XY Y,XZ Y,YZ Z,XYZ Y,X Z,Y YZ,XY Z,XZ Z,YZ YZ,XYZ Z,X XY,XY XY,XZ XY,XYZ XY,X XZ,XY YZ,
20、XZ XZ,XYZ YZX YZ,XY XZ,XZ XY,XYZ XZ,X ZYZ,XY XYZ,XZ XYZ,XYZ XYZ,由上例可看出用Armstrong公理及其导出规则可以从F上推导出很多FD，但在实际问题中我们只对某个属性或属性组所决定的FD感兴趣（例如判断候选码），因此引出XF+。,定义 设F为属性集U上的一组函数依赖，X U，XF+=A|XA能由F 根据Armstrong公理导出，XF+称为属性集X关于函数依赖集F 的属性闭包。,关于闭包的引理,引理4.2 设F为属性集U上的一组函数依赖，X，Y U，XY能由F 根据Armstrong公理导出的充分必要条件是Y XF+用途 将判定
21、XY是否能由F根据Armstrong公理导出的问题，就转化为求出XF+，判定Y是否为XF+的子集的问题,求闭包的算法,算法4.l 求属性集X（X U）关于U上的函数依 赖集F 的闭包XF+输入：X，F输出：XF+步骤：（1）令X（0）=X，i=0（2）求B，这里B=A|(V)(W)(VWF V X（i）A W)；（3）X（i+1）=BX（i）,（4）判断X（i+1）=X（i）吗?（5）若相等或X（i）=U,则X（i）就是XF+,算法终止。（6）若否，则 i=i+l，返回第（2）步。对于算法4.l，令ai=|X（i）|，ai 形成一个步长大于1 的严格递增的序列，序列的上界是|U|，因此该算法最
22、多|U|-|X|次循环就会终止。,求属性闭包举例,例1 已知关系模式R，其中 U=A，B，C，D，E；F=ABC，BD，CE，ECB，ACB 求（AB）F+。解 设X（0）=AB；(1)计算X（1）:逐一的扫描F集合中各个函数依赖，找左部为A，B或AB的函数依赖。得到两个：ABC，BD。于是X（1）=ABCD=ABCD。,(2)因为X（0）X（1），所以再找出左部为ABCD子集的那些函数依赖，又得到ABC，BD，CE，ACB，于是X（2）=X（1）BCDE=ABCDE。(3)因为X（2）=U，算法终止 所以（AB）F+=ABCDE。,4.Armstrong公理系统的有效性与完备性,建立公理系统
23、体系目的：从已知的FD推导出未知的FD明确：1.公理系统推导出来的FD正确？（有效性）2.F+中的每一个FD都能推导出来？（完备性）,有效性：由F出发根据Armstrong公理推导出来的每一个函数依赖一定在F+中/*Armstrong正确完备性：F+中的每一个函数依赖，必定可以由F出发根据Armstrong公理推导出来/*Armstrong公理够用，完全,有效性与完备性的证明,证明：1.有效性 可由定理4.l得证2.完备性只需证明逆否命题:若函数依赖XY不能由F从Armstrong公理导出，那么它必然不为F所蕴含分三步证明：,有效性与完备性的证明,(1)引理:若VW成立，且V XF+，则W X
24、F+证 因为 V XF+，所以有XV成立；因为X V，VW，于是XW成立 所以W XF+(2)/*若 f 不能用Armstrong公理推导出来，f F+/*若存在r，F+中的全部函数依赖在 r上成立。/*而不能用Armstrong公理推导出来的f,在r上不成立。构造一张二维表r，它由下列两个元组构成，可以证明r必是R（U，F）的一个关系，即F+中的全部函数依赖在 r上成立。,Armstrong公理系统的有效性与完备性(续),XF+U-XF+11.1 00.0 11.1 11.1 若r不是R 的关系，则必由于F中有函数依赖VW在r上不成立所致。由r的构成可知，V必定是XF+的子集，而W不是XF+
25、的子集，可是由第（1）步，W XF+，矛盾。所以r必是R的一个关系。,Armstrong公理系统的有效性与完备性(续),(3)/*若 f 不能用Armstrong公理推导出来，f F+/*而不能用Armstrong公理推导出来的 f,在r上不成立。若XY 不能由F从Armstrong公理导出，则Y 不是 XF+的子集。（引理4.2）因此必有Y 的子集Y 满足 Y U-XF+，则XY在 r 中不成立，即XY必不为 R 蕴含/*因为 F+中的全部函数依赖在 r上成立。,Armstrong公理系统的有效性与完备性(续),Armstrong公理的完备性及有效性说明:“蕴含”=“导出”等价的概念 F+=
26、由F出发借助Armstrong公理导出的函数依赖的集合,5.函数依赖集等价,定义 如果G+=F+，就说函数依赖集F覆盖G（F是G的覆盖，或G是F的覆盖），或F与G等价。,函数依赖集等价的充要条件,引理4.3 F+=G+的充分必要条件是 F G+，和G F+证:必要性显然，只证充分性。（1）若FG+，则XF+XG+。（2）任取XYF+则有 Y XF+XG+。所以XY(G+）+=G+。即F+G+。（3）同理可证G+F+，所以F+=G+。,要判定F G+，只须逐一对F中的函数依赖XY，考察 Y 是否属于XG+就行了。因此引理4.3 给出了判断两个函数依赖集等价的可行算法。,6.最小依赖集,定义 如果
27、函数依赖集F满足下列条件，则称F为一个极小函数依赖集。亦称为最小依赖集或最小覆盖。(1)F中任一函数依赖的右部仅含有一个属性。(2)F中不存在这样的函数依赖XA，使得F与F-XA等价。（保证F中不存在多余FD）(3)F中不存在这样的函数依赖XA，X有真 子集Z使得F-XAZA与F等价。（保证F中每个FD的左边没有多余的属性）,例2 关系模式S，其中：U=SNO，SDEPT，MN，CNAME，G，F=SNOSDEPT，SDEPTMN，（SNO，CNAME）G 设F=SNOSDEPT，SNOMN，SDEPTMN，(SNO，CNAME)G，(SNO，SDEPT)SDEPTF是最小覆盖，而F 不是。因
28、为：F-SNOMN与F 等价 F-(SNO，SDEPT)SDEPT也与F 等价 F-(SNO，SDEPT)SDEPTSNOSDEPT也与F 等价,7.求最小依赖集,定理4.3 每一个函数依赖集F均等价于一个极小 函数依赖集Fm。此Fm称为F的最小依赖集证:构造性证明，依据定义分三步对F进行“极小化处理”，找出F的一个最小依赖集。(1)逐一检查F中各函数依赖FDi：XY，若Y=A1A2 Ak，k 2，则用 XAj|j=1，2，k 来取代XY。引理4.1保证了F变换前后的等价性。,(2)逐一检查F中各函数依赖FDi：XA，令G=F-XA，若AXG+，则从F中去掉此函数依赖。由于F与G=F-XA等价
29、的充要条件是AXG+因此F变换前后是等价的。,(3)逐一取出F中各函数依赖FDi：XA，设X=B1B2Bm，逐一考查Bi（i=l，2，m），若A（X-Bi）F+，则以X-Bi 取代X。由于F与F-XAZA等价的充要条件是AZF+，其中Z=X-Bi 因此F变换前后是等价的。,由定义，最后剩下的F就一定是极小依赖集。因为对F的每一次“改造”都保证了改造前后的两个函数依赖集等价，因此剩下的F与原来的F等价。证毕,极小化举例,例3 F=AB，BA，BC，AC，CA Fm1、Fm2都是F的最小依赖集：Fm1=AB，BC，CA Fm2=AB，BA，AC，CA F的最小依赖集Fm不一定是唯一的，它与对各函数
30、依赖FDi 及XA中X各属性的处置顺序有关,4.4 模式分解,把低一级的关系模式分解为若干个高一级的关系模式的方法并不是唯一的。只有能够保证分解后的关系模式与原关系模式等价，分解方法才有意义。,关系模式分解的标准,三种模式分解的等价定义 分解具有无损连接性 分解要保持函数依赖 分解既要保持函数依赖，又要具有无损连接性,模式分解,定义4.16 关系模式R的一个分解：=R1，R2，Rn U=U1U2Un，且不存在 Ui Uj，Fi 为 F在 Ui 上的投影,例:SL（Sno，Sdept，Sloc）F=SnoSdept,SdeptSloc,SnoSloc SL2NF 存在插入异常、删除异常、冗余度大
31、和修改复杂等问题 分解方法可以有多种,SL SnoSdeptSloc 95001 CS A 95002 IS B 95003 MA C 95004 IS B 95005 PH B,1.SL分解为下面三个关系模式：SN(Sno)SD(Sdept)SO(Sloc),分解后的关系为：,SN SD SO Sno Sdept Sloc 95001 CS A 95002 IS B 95003 MA C 95004 PH 95005,分解后的数据库丢失了许多信息 例如无法查询95001学生所在系或所在宿舍。如果分解后的关系可以通过自然连接恢复为原来的关系，那么这种分解就没有丢失信息。,2.SL分解为下面二个
32、关系模式：NL(Sno,Sloc)DL(Sdept,Sloc)分解后的关系为：NL DL Sno Sloc Sdept Sloc 95001 A CS A 95002 B IS B 95003 C MA C 95004 B PH B 95005 B,NL DL Sno Sloc Sdept 95001 A CS 95002 B IS 95002 B PH 95003 C MA 95004 B IS 95004 B PH 95005 B IS 95005 B PH,NL DL比原来的SL关系多了3个元组 无法知道95002、95004、95005 究竟是哪个系的学生。元组增加了，信息丢失了,3.
33、将SL分解为下面二个关系模式：ND(Sno,Sdept)NL(Sno,Sloc)分解后的关系为：,ND NL Sno Sdept Sno Sloc 95001 CS 95001 A 95002 IS 95002 B 95003 MA 95003 C 95004 IS 95004 B 95005 PH 95005 B,ND NL Sno Sdept Sloc 95001 CS A 95002 IS B 95003 MA C 95004 CS A 95005 PH B 与SL关系一样，因此没有丢失信息,具有无损连接性的模式分解,关系模式R的一个分解=R1，R2，Rn 若R与R1、R2、Rn自然连接
34、的结果相等，则称关系模式R的这个分解具有无损连接性（Lossless join）具有无损连接性的分解保证不丢失信息。无损连接性不一定能解决插入异常、删除异常、修改复杂、数据冗余等问题。,第三种分解方法具有无损连接性 问题:这种分解方法没有保持原关系中的函数依赖 SL中的函数依赖SdeptSloc 没有投影到关系模式ND、NL上,保持函数依赖的模式分解,设关系模式R被分解为若干个关系模式R1，R2，Rn（其中U=U1U2Un，且不存在Ui Uj，Fi为F在Ui上的投影），若F所逻辑蕴含的函数依赖一定也由分解得到的某个关系模式中的函数依赖Fi所逻辑蕴含，则称关系模式R的这个分解是保持函数依赖的（P
35、reserve dependency）。,第四种分解方法,将SL分解为下面二个关系模式：ND(Sno,Sdept)DL(Sdept,Sloc)这种分解方法就保持了函数依赖。,模式分解,如果一个分解具有无损连接性，则它能够保证不丢失信息。如果一个分解保持了函数依赖，则它可以减轻或解决各种异常情况。分解具有无损连接性和分解保持函数依赖是两个互相独立的标准。具有无损连接性的分解不一定能够保持函数依赖。同样，保持函数依赖的分解也不一定具有无损连接性。,模式分解,第一种分解方法既不具有无损连接性，也未保持函 数依赖，它不是原关系模式的一个等价分解第二种分解方法保持了函数依赖，但不具有无损连 接性第三种分
36、解方法具有无损连接性，但未保持函数依赖第四种分解方法既具有无损连接性，又保持了函数 依赖,分解算法,算法4.2+定理4.4 判别一个分解的无损连接性(例)定理4.5 及其推广形式定义4.19 检验保持函数依赖算法4.3（合成法）转换为3NF的保持函数依赖的分解。算法4.4 转换为3NF既有无损连接性又保持函数依赖的分解算法4.5 转换为BCNF的无损连接分解（分解法）算法4.6达到4NF的具有无损连接性的分 解 P196 图4.11,分解算法,若要求分解具有无损连接性，那么模式分解一定能够达到4NF。若要求分解保持函数依赖，那么模式分解一定能够达到3NF，但不一定能够达到BCNF。若要求分解既具有无损连接性，又保持函数依赖，则模式分解一定能够达到3NF，但不一定能够达到BCNF。,下课了。,休息一会儿。,研究,
