【導讀】螞螀芅葿薈衿莇蚅袇袈肇蕆螃袇腿蚃蝿袆莂蒆蚅裊蒄莈羃裊膄薄衿襖芆莇螅袃莈薂蟻肈蒞薇羈膀薁袆羀節(jié)莃袂罿蒅蕿螈罿膄蒂蚄羈芇蚇薀羇荿蒀衿羆聿蚅螅肅膁蒈蟻肄芃蚄薇肄莆蒆羅肅膅艿袁肂羋薅螇肁莀莈蚃肀肀薃蕿聿膂莆袈膈芄薁螄膈莆莄蝕膇肆薀薆膆羋莂羄膅莁蚈袀膄蒃蒁螆膃膃蚆螞螀芅葿薈衿莇蚅袇袈肇蕆螃袇腿蚃蝿袆莂蒆蚅裊蒄莈羃裊膄薄衿襖芆莇螅袃莈薂蟻肈蒞薇羈膀薁袆羀節(jié)莃袂罿蒅蕿螈罿膄蒂蚄羈芇蚇薀羇荿蒀衿羆聿蚅螅肅膁蒈蟻肄芃蚄薇肄莆蒆羅肅膅艿袁肂羋薅螇肁莀莈蚃肀肀薃蕿聿膂莆袈膈芄薁螄膈莆莄蝕膇肆薀薆膆羋莂羄膅莁蚈袀膄蒃蒁螆膃膃蚆螞螀芅葿薈衿莇蚅袇袈肇蕆螃袇腿蚃蝿袆莂蒆蚅裊蒄莈羃裊膄薄衿襖芆莇螅袃莈薂蟻肈蒞薇羈膀薁袆羀節(jié)莃袂罿蒅蕿螈罿膄蒂蚄羈芇蚇薀羇荿蒀衿羆聿蚅螅肅膁蒈蟻肄芃蚄薇肄莆蒆羅肅膅艿袁肂羋薅螇肁莀莈蚃肀肀薃蕿聿膂莆袈膈芄薁螄膈莆莄蝕膇肆薀薆膆羋莂羄膅莁蚈袀膄蒃蒁螆膃膃蚆螞螀芅葿薈衿莇蚅袇袈肇蕆螃袇腿蚃蝿袆莂

　　

【正文】 Y成立，則 XaZ也成立： (6)偽傳遞規(guī)則：若 XaY， YWaZ，則 XWaZ成立： 屬性集閉包： (1)設 F 是屬性集 U上的函數依賴集， X 為 U的一個子集，那么對于 F，屬性集 X 關于 F 的閉包（用 X+表示）為： X+= {AIXaA） (2)由屬性集團包的定義可知，若想判斷函數依賴 XaY是否成立，只要計算 X 關于函數依賴集 F 的閉包，若 Y 是 X 閉包中的一個元素則 XaY成立： 確定關系的碼： (1)利用迭代算法計算 X+， 步驟如下： (A)選 X 作為閉包 X+的初值 X(O)： (B)由 X(i)計算 X(i+1)時，它是由 x(0)并上屬性集合 A所組成，其中 A滿足下列條件： Y（包含于） X(i)，且 F 中存在函數依賴 YaZ，而 A（包含于） Z。因為 U是有窮的，所以會得到 X(i)=X(i+1)，此時 X(i)為所求的 X+。 規(guī)范化設計方法 第一范式： (1)定義：設關系模式 R(F， U)，如果 R 的每一個屬性都是不可分的數據項，則此關系模式力第一范式： (2) 個給定關系和第一范式 (INF)的區(qū)別： (A) 個關系中的數據按照行和列的形式組織，每個元組具有相同數目的屬性個數，且每一個元組的屬性值具有統(tǒng)一的數據類型和長度：元組或屬性的排列與順序無關，每個元組必須通過一個屬性或屬性組惟一識別： (B)第一范式實際上對關系增加了一個約束，即關系中元組的每個屬性都只取一個值，第一范式是對關系模式的基本要求，不滿足第一范式的數據庫就不是關系數據庫。 第二范式： (1)定義：若關系模式 R(F， U)是 INF，且每個非主屬性完全函數依賴于碼，則稱 R為第二范式，即在 2NF 中不存在非主屬性對碼的部分依賴： (2)僅滿足第一范式關系會存在種種問題，要消除必須用更高級的范式標準來設計，稱為標準化： (3)具體做法是將大的關系分解成多個小的關系，使分解后的關系滿足更高級范式的要求。 (4)第二范式實際上對關系增加了一個約束，就是關系中的每一個屬性必須完全依賴于主碼，即在第一范式的基礎上，消除非主屬性對主碼的部分函數依賴可達到 2NF： 第三范式： (1)定義：若關系 R(U， F)為第一范式，且不存在非主屬性對主碼的傳遞函數依賴，則稱 R為第三范式： (2)第三范式是在第二范式的基 礎上對關系又增加了一個約束，就是關系中的每一個非主屬性必須只依賴于主碼。即 2NF 的基礎上，消除非主屬性對主碼的傳遞函數依賴可達到 3NF。 改進的第三范式： (1)定義：如果關系模式 R 是 1NF，且每個屬性既不相存在部分函數依賴也不存在傳遞函數依賴于候選碼，則稱 R是改進的第三范式 (BCNF)。 多值依賴與 4NF: (1)多值依賴：表示關系中屬性（如 A、 B、 C）之間的依賴，對于 A的每個值．都存在一個 B或 C的值的集合，而且 B和 C的值相互獨立，記為： AaaB、 AaaC (2)第 四范式：如果關系模式 R屬于 INF，對于 R的每個非平凡的多值依賴 XaY（ Y不屬于 X）， X 含有候選碼，則 R 是第四范式。即是從 BCNF 范式中消除主碼 (1)連鎖依賴：設關系模式 R， R 的屬性子集為 RR R R R R R7?，當且僅當 R 的每個合法值等于 R R R R R RR7的投影連接時，稱 R 滿足連接依賴： (2)第五范式：設 R 是一個滿足 5NF 的關系模式，當且僅當 R的每一個非平凡連接依賴都被 R 的候選碼所蘊含，即從 4NF 中消除非候選碼所蘊含的連接依賴為 5NF。 總結： (1)范式表達了關系模式滿足的條件，也是衡量關系模式設計優(yōu)劣的標 準： (2)利用范式進行規(guī)范化設計的目的是消除數據冗余，避免出現異 常，使結構更合理： (3)規(guī)范化設計的基本過程是對關系進行的分解，消除屬性間不合 理的數據依賴，用一組等價的子關系代替原有的關系： (4)數據庫規(guī)范化的程序越高，其關系表就越多，從而增加了表之 間連接運算的代價，影響了數據庫的執(zhí)行速度和性能。所以通常關系 模式規(guī)范化工作僅做到 3NF，這樣既使關系中不合理的屬性基本消除， 規(guī)范化程度也不太高 ，保證數據庫有較好的性能。 數據庫模式設計 初始關系模式的設計 把 ER 圖轉換成關系模式： (1)把 ER 模型中的每個實體集轉換成一個同名的關系，實體集的 屬性就是關系的屬性，實體集的碼就是關系的碼： (2)把 ER 模型中的每個聯系轉換成一個關系，與該聯系相連的各 實體集的碼以及聯系的屬性轉換成為關系的屬性。 (A)若聯系為 1： 1，則每個實體集的碼均是該關系的候選碼： (B)若聯系力 1： n，則關系的碼為 n 端實體集的碼： (C)若聯系為 m： n，則關系的碼為各實體集碼的組合： (3)合并具有相同碼的關系 檢查確認對象：檢查轉換后的每個關系名和屬性名是否符合 數據庫設計關于統(tǒng)一命名的約定： 優(yōu)化關系模式 模式分解原則： (1)分解具有無損連接性：分解后的關系能夠恢復成原來的關系： (2)分解保持函數依賴： (A)無損連接和保持函數依賴是用于衡量一個模式分解是否導致 原有模式中部分信息丟失的兩個標準： (B)當一個關系被分解后會出現幾種結果，既有無損連接，又能保 持函數依賴是較理想的分解結果，意味著在分解的過程中沒有丟失原 有模式的任 何信息： (C) 般情況下，分解到 3NF 就足夠了，但在 3NF 關系下，仍存在 一定程度上的更新異?；虿灰恢碌碾[患，但與數據庫性能比較起來是 可以忽略的，因為在數據庫設計過程中通過增加一些數據約束，就可 以解決 3NF 引起的數據問題了。 優(yōu)化屬性：確定各字段的類型和長度： 確認模式滿足需要： 數據完整性設計 指定義數據庫中存儲的數據值滿足的約束條件，通過對存儲的數據 值的 約束維護關系的完整性。 數據值滿足條件分為： (1)域約束：限制指定列的取值及 范圍： (2)主碼約束：定義每個關系的主碼值不空，且惟一： (3)引用完整性約束：定義不同模式的屬性間滿足的條件，及一個 關系模式中屬性間可能滿足的條件： 安全模式和外模式的設計 l、 根據選定的 DBMS 支持的安全控制特征來確定： 根據不同用尸對數據庫存取特點定義相關的外模式： 第六章存儲技術與數據庫物理設計 文件組織 數據庫的物理結構 數據庫中的應用數據是以文件形式存儲在外存上的，文件在邏輯上 被組 織成記錄的序列，即每個 DB文件可看作是邏輯 記錄的集合： 一個文件在磁盤上占有一定的物理存儲空間，文件中的每個邏輯記 錄被 映射存儲到某個特定的磁盤塊上，一個文件在物理上可以看作是由存 放文件記錄的一系列磁盤塊組成，稱為物理文件： 文件的邏輯記錄與磁盤間的映射關系是由操作系統(tǒng)或 DBMS 來管 理的，當需要對一個文件的邏輯記錄進行操作時，先要根據這種映射 關系找到該邏輯記錄所在的磁盤塊，然后再進行操作。 從數據庫物理結構角度需要解決如下問題： (1)文件的組織： (2)文件的結構： (3)文件的存?。? (4)索 引技術： 文件組織 數據庫與文件的對應關系 (1)在外存中，數據庫以文件形式組織，文件由邏輯記錄組成，記 錄由多個域組成： (2) 個關系數據庫包括一張或多張關系表，關系表與文件的對應關系有如下方式： (A)每張關系表單獨用一個文件來存儲，由 DBMS 通過 OS 的文件管理功能來管理： (B)現代中大型 DBMS 是由 OS 直接分配一塊大的磁盤空間， DBMS 將該磁盤空間作為數據庫磁盤文件直接管理， DB 的所有關系表都存儲在該文件中： (1)關系表在邏輯上由一系列 元組組成，元組由多個屬性組成，每個元組可以用磁盤文件中的一個邏輯記錄來存儲，記錄包括多個域，對應元組的多今屬性： 式： 文件記錄格式： (1)數據庫文件通常采用兩種邏輯記錄格式：定長記錄格式和變長記錄格 文件結構與存取 堆文件 l、堆文件也稱無序文件，記錄隨機在存儲在文件物理空間是，新插入的記錄存儲在文件的末尾： 堆文件常常用作存儲那些將來使用，但目前不清楚如何使用的記錄，為了實現文件記錄的有效存取，堆文件經常與附加的存取路徑一起使用： 查找操行平均需要搜索 (B+I)／ 2 個磁 盤塊，效率比較低： 插入操作十分簡單，先讀文件頭，找到最末磁盤地址，將最末磁盤塊讀入順序文件按照文件記錄在查詢碼上的取值的大小順序排列各個記錄： 順序文件的每個記錄中有一個指針字段，根據查詢碼大小用指針將各個記錄按序連接起來： 文件建立時，應