Корректность процедуры нормализации - декомпозиция без потерь. Теорема Хеза 1 страница

Как было показано выше, алгоритм нормализации состоит в выявлении функциональных зависимостей предметной области и соответствующей декомпозиции отношений. Предположим, что мы уже имеем работающую систему, в которой накоплены данные. Пусть данных корректны в текущий момент, т.е. факты предметной области правильно отражаются текущим состоянием базы данных. Если в предметной области обнаружена новая функциональная зависимость (либо она была пропущена на этапе моделирования предметной области, либо просто изменилась предметная область), то возникает необходимость заново нормализовать данные. При этом некоторые отношения придется декомпозировать в соответствии с алгоритмом нормализации. Возникают естественные вопросы - что произойдет с уже накопленными данными? Не будут ли данные потеряны в ходе декомпозиции? Можно ли вернуться обратно к исходным отношениям, если будет принято решение отказаться от декомпозиции, восстановятся ли при этом данные?

Для ответов на эти вопросы нужно ответить на вопрос - что же представляет собой декомпозиция отношений с точки зрения операций реляционной алгебры? При декомпозиции мы из одного отношения получаем два или более отношений, каждое из которых содержит часть атрибутов исходного отношения. В полученных новых отношениях необходимо удалить дубликаты строк, если таковые возникли. Это в точности означает, что декомпозиция отношения есть не что иное, как взятие одной или нескольких проекций исходного отношения так, чтобы эти проекции в совокупности содержали (возможно, с повторениями) все атрибуты исходного отношения. Т.е., при декомпозиции не должны теряться атрибуты отношений. Но при декомпозиции также не должны потеряться и сами данные. Данные можно считать не потерянными в том случае, если возможна обратная операция - по декомпозированным отношениям можно восстановить исходное отношение в точности в прежнем виде. Операцией, обратной операции проекции, является операция соединения отношений. Имеется большое количество видов операции соединения (см. гл. 4). Т.к. при восстановлении исходного отношения путем соединения проекций не должны появиться новые атрибуты, то необходимо использовать естественное соединение.

Определение 6. Проекция отношения на множество атрибутов называется собственной, если множество атрибутов является собственным подмножеством множества атрибутов отношения (т.е. множество атрибутов не совпадает с множеством всех атрибутов отношения ).

Определение 7. Собственные проекции и отношения называются декомпозицией без потерь, если отношение точно восстанавливается из них при помощи естественного соединения для любого состояния отношения :

.

Рассмотрим пример, показывающий, что декомпозиция без потерь происходит не всегда.

Пример 2. Пусть дано отношение :

НОМЕР	ФАМИЛИЯ	ЗАРПЛАТА
	Иванов
	Петров

Таблица 7 Отношение

Рассмотрим первый вариант декомпозиции отношения на два отношения:

НОМЕР	ЗАРПЛАТА

Таблица 8 Отношение

ФАМИЛИЯ	ЗАРПЛАТА
Иванов
Петров

Таблица 9 Отношение

Естественное соединение этих проекций, имеющих общий атрибут "ЗАРПЛАТА", очевидно, будет следующим (каждая строка одной проекции соединится с каждой строкой другой проекции):

НОМЕР	ФАМИЛИЯ	ЗАРПЛАТА
	Иванов
	Петров
	Иванов
	Петров

Таблица 10 Отношение

Итак, данная декомпозиция не является декомпозицией без потерь, т.к. исходное отношение не восстанавливается в точном виде по проекциям (серым цветом выделены лишние кортежи).

Рассмотрим другой вариант декомпозиции:

НОМЕР	ФАМИЛИЯ
	Иванов
	Петров

Таблица 11 Отношение

НОМЕР	ЗАРПЛАТА

Таблица 12 Отношение

По данным проекциям, имеющие общий атрибут "НОМЕР", исходное отношение восстанавливается в точном виде. Тем не менее, нельзя сказать, что данная декомпозиция является декомпозицией без потерь, т.к. мы рассмотрели только одно конкретное состояние отношения , и не можем сказать, будет ли и в других состояниях отношение восстанавливаться точно. Например, предположим, что отношение перешло в состояние:

НОМЕР	ФАМИЛИЯ	ЗАРПЛАТА
	Иванов
	Петров
	Сидоров

Таблица 13 Отношение

Кажется, что этого не может быть, т.к. значения в атрибуте "НОМЕР" повторяются. Но мы же ничего не говорили о ключе этого отношения! Сейчас проекции будут иметь вид:

НОМЕР	ФАМИЛИЯ
	Иванов
	Петров
	Сидоров

Таблица 14 Отношение

НОМЕР	ЗАРПЛАТА

Таблица 15 Отношение

Естественное соединение этих проекций будет содержать лишние кортежи:

НОМЕР	ФАМИЛИЯ	ЗАРПЛАТА
	Иванов
	Петров
	Петров
	Сидоров
	Сидоров

Таблица 16 Отношение

Вывод. Таким образом, без дополнительных ограничений на отношение нельзя говорить о декомпозиции без потерь.

Такими дополнительными ограничениями и являются функциональные зависимости. Имеет место следующая теорема Хеза [54]:

Теорема (Хеза). Пусть является отношением, и - атрибуты или множества атрибутов этого отношения. Если имеется функциональная зависимость , то проекции и образуют декомпозицию без потерь.

Доказательство. Необходимо доказать, что для любого состояния отношения . В левой и правой части равенства стоят множества кортежей, поэтому для доказательства достаточно доказать два включения для двух множеств кортежей: и .

Докажем первое включение. Возьмем произвольный кортеж . Докажем, что он включается также и в . По определению проекции, кортежи и . По определению естественного соединения кортежи и , имеющие одинаковое значение общего атрибута , будут соединены в процессе естественного соединения в кортеж . Таким образом, включение доказано.

Докажем обратное включение. Возьмем произвольный кортеж . Докажем, что он включается также и в . По определению естественного соединения получим, что в имеются кортежи и . Т.к. , то существует некоторое значение , такое что кортеж . Аналогично, существует некоторое значение , такое что кортеж . Кортежи и имеют одинаковое значение атрибута , равное . Из этого, в силу функциональной зависимости , следует, что . Таким образом, кортеж . Обратное включение доказано. Теорема доказана.

Замечание. В доказательстве теоремы Хеза наличие функциональной зависимости не использовалось при доказательстве включения . Это означает, что при выполнении декомпозиции и последующем восстановлении отношения при помощи естественного соединения, кортежи исходного отношения не будут потеряны. Основной смысл теоремы Хеза заключается в доказательстве того, что при этом не появятся новые кортежи, отсутствовавшие в исходном отношении.

Т.к. алгоритм нормализации (приведения отношений к 3НФ) основан на имеющихся в отношениях функциональных зависимостях, то теорема Хеза показывает, что алгоритм нормализации является корректным, т.е. в ходе нормализации не происходит потери информации.

Выводы

При разработке базы данных можно выделить несколько уровней моделирования:

• Сама предметная область
• Модель предметной области
• Логическая модель данных
• Физическая модель данных
• Собственно база данных и приложения

Ключевые решения, определяющие качество будущей базы данных закладываются на этапе разработки логической модели данных. "Хорошие" модели данных должны удовлетворять определенным критериям:

• Адекватность базы данных предметной области
• Легкость разработки и сопровождения базы данных
• Скорость выполнения операций обновления данных (вставка, обновление, удаление)
• Скорость выполнения операций выборки данных

Первая нормальная форма (1НФ) - это обычное отношение. Отношение в 1НФ обладает следующими свойствами:

• В отношении нет одинаковых кортежей.
• Кортежи не упорядочены.
• Атрибуты не упорядочены.
• Все значения атрибутов атомарны.

Отношения, находящиеся в 1НФ являются "плохими" в том смысле, что они не удовлетворяют выбранным критериям - имеется большое количество аномалий обновления, для поддержания целостности базы данных требуется разработка сложных триггеров.

Отношение находится во второй нормальной форме (2НФ) тогда и только тогда, когда отношение находится в 1НФ и нет неключевых атрибутов, зависящих от части сложного ключа.

Отношения в 2НФ "лучше", чем в 1НФ, но еще недостаточно "хороши" - остается часть аномалий обновления, по-прежнему требуются триггеры, поддерживающие целостность базы данных.

Отношение находится в третьей нормальной форме (3НФ) тогда и только тогда, когда отношение находится в 2НФ и все неключевые атрибуты взаимно независимы.

Отношения в 3НФ являются самыми "хорошими" с точки зрения выбранных нами критериев - устранены аномалии обновления, требуются только стандартные триггеры для поддержания ссылочной целостности.

Переход от ненормализованных отношений к отношениям в 3НФ может быть выполнен при помощи алгоритма нормализации. Алгоритм нормализации заключается в последовательной декомпозиции отношений для устранения функциональных зависимостей атрибутов от части сложного ключа (приведение к 2НФ) и устранения функциональных зависимостей неключевых атрибутов друг от друга (приведение к 3НФ).

Корректность процедуры нормализации (декомпозиция без потери информации) доказывается теоремой Хеза.

Глава 7. Нормальные формы более высоких порядков

В предыдущей главе были рассмотрены нормальные формы вплоть до третьей нормальной формы (3НФ). В большинстве случаев этого вполне достаточно, чтобы разрабатывать вполне работоспособные базы данных. В данной главе рассматриваются нормальные формы более высоких порядков, а именно, нормальная форма Бойса-Кодда (НФБК), четвертая нормальная форма (4НФ), пятая нормальная форма (5НФ).

НФБК (Нормальная Форма Бойса-Кодда)

При приведении отношений при помощи алгоритма нормализации к отношениям в 3НФ неявно предполагалось, что все отношения содержат один потенциальный ключ. Это не всегда верно. Рассмотрим следующий пример отношения, содержащего два ключа.

Пример 1. Пусть требуется хранить данные о поставках деталей некоторыми поставщиками. Предположим, что наименования поставщиков являются уникальными. Кроме того, каждый поставщик имеет свой уникальный номер. Данные о поставках можно хранить в следующем отношении:

Номер поставщика PNUM	Наименование поставщика PNAME	Номер детали DNUM	Поставляемое количество VOLUME
	Фирма 1
	Фирма 1
	Фирма 1
	Фирма 2
	Фирма 2
	Фирма 3

Таблица 1 Отношение "Поставки"

Данное отношение содержит два потенциальных ключа - { PNUM, DNUM } и { PNAME, DNUM }. Видно, что данные хранятся в отношении с избыточностью - при изменении наименования поставщика, это наименование нужно изменить во всех кортежах, где оно встречается. Можно ли эту аномалию устранить при помощи алгоритма нормализации, описанного в предыдущей главе? Для этого нужно выявить имеющиеся функциональные зависимости (как обычно, курсивом выделены ключевые атрибуты):

PNUM PNAME - наименование поставщика зависит от номера поставщика.

PNAME PNUM - номер поставщика зависит от наименования поставщика.

{ PNUM, DNUM } VOLUME - поставляемое количество зависит от первого ключа отношения.

{ PNUM, DNUM } PNAME - наименование поставщика зависит от первого ключа отношения.

{ PNAME, DNUM } VOLUME - поставляемое количество зависит от второго ключа отношения.

{ PNAME, DNUM } PNUM - номер поставщика зависит от второго ключа отношения.

Данное отношение не содержит неключевых атрибутов, зависящих от части сложного ключа (см. определение 2НФ). Действительно, от части сложного ключа зависят атрибуты PNAME и PNUM, но они сами являются ключевыми. Таким образом, отношение находится в 2НФ.

Кроме того, отношение не содержит зависимых друг от друга неключевых атрибутов, т.к. неключевой атрибут всего один - VOLUME (см. определение 3НФ). Таким образом, показано, что отношение "Поставки" находится в 3НФ.

Таким образом, описанный ранее алгоритм нормализации неприменим к данному отношению. Очевидно, однако, что аномалия данного отношения устраняется путем декомпозиции его на два следующих отношения:

Номер поставщика PNUM	Наименование поставщика PNAME
Фирма 1
Фирма 2
Фирма 3

Таблица 2 Отношение "Поставщики"

Номер поставщика PNUM	Номер детали DNUM	Поставляемое количество VOLUME

Таблица 3 Отношение "Поставки-2"

Определение 1. Отношение находится в нормальной форме Бойса-Кодда (НФБК) тогда и только тогда, когда детерминанты всех функциональных зависимостей являются потенциальными ключами.

Замечание. Если отношение находится в НФБК, то оно автоматически находится и в 3НФ. Действительно, это сразу следует из определения 3НФ.

Отношение "Поставки" не находится в НФБК, т.к. имеются зависимости (PNUM PNAME и PNAME PNUM), детерминанты которых не являются потенциальными ключами.

Для того чтобы устранить зависимость от детерминантов, не являющихся потенциальными ключами, необходимо провести декомпозицию, вынося эти детерминанты и зависимые от них части в отдельное отношение. Отношения "Поставщики" и "Поставки-2", полученные в результате декомпозиции находятся в НФБК.

Замечание. Приведенная декомпозиция отношения "Поставки" на отношения "Поставщики" и "Поставки-2" не является единственно возможной. Альтернативной декомпозицией является декомпозиция на следующие отношения:

Номер поставщика PNUM	Наименование поставщика PNAME
Фирма 1
Фирма 2
Фирма 3

Таблица 4 Отношение "Поставщики"

Наименование поставщика PNAME	Номер детали DNUM	Поставляемое количество VOLUME
Фирма 1
Фирма 1
Фирма 1
Фирма 2
Фирма 2
Фирма 3

Таблица 5 Отношение "Поставки-3"

На первый взгляд, такая декомпозиция хуже, чем первая. Действительно, наименования поставщиков по-прежнему повторяются, и при изменении наименования поставщика, это наименование придется менять одновременно в нескольких местах (тем более сразу в двух отношениях!). Кажется, что ситуация стала еще хуже, чем была до декомпозиции. Однако такое ощущение возникает от того, что мы интуитивно считаем, что наименования поставщиков могут меняться, а номера - нет. Если же предположить, что номера поставщиков тоже могут меняться (почему бы нет - директор приказал перенумеровать поставщиков!), то первая декомпозиция получается такой же "плохой" как и вторая - повторяющиеся номера придется менять одновременно в нескольких местах и также сразу в двух отношениях.

На самом деле никакого противоречия тут нет. В отношении "Поставки-3" атрибут "Наименование поставщика" (PNAME) является внешним ключом, служащим для связи с отношением "Поставщики". Поэтому, при изменении наименования поставщика, это изменение производится в отношении "Поставщики" и каскадно (см. стратегии поддержания ссылочной целостности в гл. 3) распространяется на отношение "Поставки-3" совершенно так, как изменение номера поставщика каскадно распространяется на отношение "Поставки-2". Поэтому, формально обе декомпозиции совершенно равноправны. В реальной работе разработчик выберет, конечно, первую декомпозицию, но тут важно подчеркнуть, что его выбор основан совсем на других соображениях, не имеющих отношения к формальной теории нормальных форм.

Замечание. Отношение "Поставки-2", полученное в результате декомпозиции имеет всего один потенциальный ключ. Поэтому, для анализа отношения "Поставки-2" не требуется привлекать определение НФБК, достаточно определения 3НФ. Хотя отношение "Поставщики" имеет два потенциальных ключа, но, т.к. других атрибутов в нем нет, оно уже так просто устроено, что упростить его дальше нельзя. Возникает вопрос, имеются ли нетривиальные примеры отношений в НФБК, не находящиеся в 3НФ и не такие простые, как отношение "Поставщики"?

Пример 2. Предположим, что нам по-прежнему необходимо учитывать поставки, но каждый акт поставки должен иметь некоторый уникальный номер (назовем его "сквозной номер поставки"). Отношение может иметь следующий вид:

Номер поставщика PNUM	Номер детали DNUM	Поставляемое количество VOLUME	Сквозной номер поставки NN

Таблица 6 Отношение "Поставки-с-номером"

Одним потенциальным ключом данного отношения является, как и раньше, пара атрибутов { PNUM, DNUM }. Другим ключом, в силу уникальности сквозного номера, является атрибут NN. В данном отношении имеются следующие функциональные зависимости:

Зависимость атрибутов от первого ключа отношения:

{ PNUM, DNUM } VOLUME,

{ PNUM, DNUM } NN,

Зависимость атрибутов от второго ключа отношения:

NN PNUM,

NN DNUM,

NN VOLUME,

Зависимости, являющиеся следствием зависимостей от ключей отношения:

{ PNUM, DNUM } { VOLUME, NN },

NN { PNUM, DNUM },

Дата добавления: 2014-11-29