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  • 弱实体集向关系模式的转换 应用实例 E-R图转换 ​ E-R图是由实体、实体的属性和实体之间的联系三个要素组成的。将E-R图转换关系模型实际上就是要将实体、实体的属性和实体之间的联系转化为关系模式 。 ...

    E-R图转换

    ​ E-R图是由实体、实体的属性和实体之间的联系三个要素组成的。将E-R图转换为关系模型实际上就是要将实体、实体的属性和实体之间的联系转化为关系模式 。

    实体集向关系模式的转换

    一般转换遵循的原则

    实体集的转换规则:一个实体型转换为一个关系模式。实体的属性就是关系的属性,实体的码就的码。

    例:学生实体可以转换为如下关系模式:

    学生(学号,姓名,性别,出生日期,所在系,年级)

    两个实体型之间的联系集向关系模式的转换

    • 1:1联系的转换方法:1:1联系可以转换为一个独立的关系模式,也可以与任意一端对应的关系模式合并。

      • 如果转换为一个独立的关系模式,则与该联系相连的各实体的主码以及联系本身的属性均转换为关系的属性,每个实体的主码均是该关系的候选码。

      • 如果与某一端对应的关系模式合并,则需要在该关系模式的属性中加入另一个关系模式的主码和联系本身的属性。

      • 实例

    1:n联系的转换方法: 1:n联系可以转换为一个独立的关系模式,也可以与n端对应的关系模式合并。

    • 若转换为一个独立的关系模式,则与该联系相连的各实体的主码以及联系本身的属性均转换为关系的属性,而关系的主码为n端实体的主码。

    • 若与n端关系模式合并,则在n端实体集中增加新属性,新属性由联系对应的1端实体集的主码和联系自身的属性构成,而关系模式的主码不变。

    • 实例

    • 方案一:1:n联系形成的关系独立存在
      仓库(仓库号 ,地点,面积)
      产品(产品号,产品名,价格)
      仓储(产品号 ,仓库号,数量)
    • 方案二:联系形成的关系与n端对象合并
      仓库(仓库号 ,地点,面积)
      产品(产品号,产品名,价格,
      仓库号,数量)

    m:n联系的转换方法:与该联系相连的各实体的码以及联系本身的属性均转换为关系的属性。而关系的码为各实体码的组合。

    • 实例

    同一实体型之间的联系集向关系模式的转换

    ​ v同一实体型的实体间的联系即自联系,也可按上述1:1、1:nm:n三种情况分别处理。

    • 1:n

    • m:n

    多实体型之间的联系向关系模式的转换

    一般地,两个以上的实体型间也存在着1:1、1:n和m:n三种情况,转换方法一般遵循以下原则:

    • 1:n的多元联系:修改1端实体集对应的关系,即将与联系相关的其他实体集的码和联系自身的属性作为新属性加入到1端实体集中。
    • m:n的多元联系:新建一个独立的关系,多元联系相连的各实体的码以及联系本身的属性均转换为关系的属性。而关系的码为各实体码的组合。

    弱实体集向关系模式的转换

    • 强实体集和弱实体集的概念与存在依赖密切相关,强实体集的成员必然是支配实体,而弱实体集的成员是从属实体。
    • 由于弱实体不能独立存在,它必须依附于一个所有者实体,因此将弱实体集转换成关系模式时,弱实体所对应的关系中必须包含所有者实体的主码

    应用实例

    • **按上述规则将****E-R图向关系模式转换完成后,具有相同主码的关系模式可合并,主要目的在于减少系统中的关系个数,便于维护及保持数据的一致性。

    • 合并方法是将具有相同主码的关系模式中,某个关系模式的全部属性加入到另一个关系模式中,然后去掉其中的同义属性(可能同名也可能不同名),并适当调整属性的次序。

    例:某工程的E-R图,如图3-19所示。其中各实体的属性如下:

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  • 07数据库设计

    2017-02-28 01:09:52
    弱实体集 实体-联系模型局限 实体-联系设计问题 常见错误 特化和概化 特化——自顶向下 特化方法 概化——自底向上 概化方法 特化和概化比较 约束 继承 E-R模式转换关系模式 E-R图表示法的符号

    数据库设计

    三个方面

    • 数据库模式
    • 访问和更新数据库的程序
    • 控制数据访问的安全模式

    六个阶段

    1. 需求分析:分析用户的需求,包括数据、功能和性能需求
    2. 概念结构设计:主要采用E-R模型进行设计,包括画E-R图
    3. 逻辑结构设计:通过将E-R图转换成表,实现从E-R模型到关系模型的转换
    4. 数据库物理设计:主要是为所设计的数据库选择合适的存储结构和存取路径
    5. 数据库的实施:包括编程、测试和试运行
    6. 数据库运行与维护:系统的运行与数据库的日常维护

    设计数据库避免

    • 冗余:存在重复的信息
    • 不完整:导致难于建模

    实体-联系模型

    通过允许定义代表数据库全局逻辑结构的企业模式实现

    基本概念

    • 实体集
      • 相同类型即具有相同性质(属性)的一个实体集合
      • 实体集的外延指属于实体集的实体的实际集合
    • 联系集
      • 相同类型联系的集合
      • 可以具有描述性属性
      • 实体集之间的关联称为参与,实体集E1,E2,,En参与联系集R
      • 联系实例表示在所建模的现实世界企业中命名实体间的一个关联
      • 实体在联系中扮演的功能称为实体的角色
      • 参与联系集的实体集数目称为联系集的
    • 属性
      • 实体集中每个成员所拥有的描述性性质
      • 每个实体的每个属性都有一个值
      • 属性可取值的集合称为属性的域或值集
      • 属性分类
      • 简单和复合属性:简单属性不能划分成更小部分,复合属性可以再划分成更小的部分(其他属性),例如name可以包括first_name, middle_initial, last_name
      • 单值和多值属性:单值属性只有一个值,多值属性可能对应一组值,例如电话号码
      • 派生属性:派生属性的值可以从别的相关属性或实体派生出来,如果通过date_of_birthday可以计算出age,date_of_birth称为基属性,age为派生属性。派生属性的值不存储,在需要的时候计算出来

    映射基数

    实体通过一个联系集能关联的实体的个数

    分类

    • 一对一
    • 一对多
    • 多对一
    • 多对多

    参与约束

    • 实体集E中每个实体都参与到联系集R的至少一个联系中,E在R中的参与称为全部
    • E中只有部分实体参与到R的联系中,E到R的参与称为部分

    联系集主码

    实体集的主码的并集构成了联系集的超码
    - 一对一:任意一个实体集的主码可以作为联系集的主码
    - 一对多:多的实体集的主码作为联系集的主码
    - 多对一:多的实体集的主码作为联系集的主码
    - 多对多:实体集的主码的并集作为联系集的主码

    弱实体集

    没有足够的属性以形成主码的实体集称为弱实体集(有主码的实体集称作强实体集)
    - 弱实体集必须与另一个标识实体集关联才有意义
    - 弱实体集存在依赖于标识实体集
    - 标识实体集拥有弱实体集
    - 将弱实体集与标识实体集相连的联系称为标识性联系
    - 弱实体集的主码由标识实体集的主码加上弱实体集的分辨符(部分码)构成

    实体-联系模型局限

    • 不能表达联系间的联系
    • 解决方法
      • 使用聚集,通过这种抽象,联系被视为高层实体

    实体-联系设计问题

    用实体集还是属性
    - 依赖于被建模的现实世界的企业的结构

    常见错误

    • 一个实体集的主码作为另一个实体集的属性,而不是用联系
    • 相关实体集的主码作为联系集的属性
    • 用实体集还是联系集
      • 当描述发生在实体间的行为时采用联系集
    • 二元还是n元
      • 一个n元联系集总可以用一组不同的二元联系集代替
    • 联系属性的布局
      • 一对一联系集属性可以放在任意一个实体集中
      • 一对多联系集的属性仅可以放在多的实体集中
      • 多对多联系集属性必须放在多对多联系集中

    特化和概化

    特化——自顶向下

    在实体集内部进行分组的过程
    特化实体与另一方构成ISA关系,形成超类-子类联系

    特化方法

    • 重叠特化
    • 不相交特化

    概化——自底向上

    多个实体集根据共同具有的特征综合成一个较高层的实体集
    特化的逆过程

    概化方法

    • 重叠概化
    • 不相交概化

    特化和概化比较

    • 特化从单一的实体集出发,通过创建不同的低层实体集来强调同一实体集中不同实体间的差异
    • 概化强调低层实体集间的相似性并隐藏它们的差异,由于共享属性的不重复出现,它还使表达简洁

    约束

    • 条件定义的成员资格
      • 在条件定义的低层实体集中,成员资格的确定基于实体集是否满足一个显示的条件或谓词
    • 用户定义的成员资格
      • 由数据库用户将实体指派给某个实体集
    • 不相交特化/概化
      • 一个实体至多属于一个低层实体集
    • 重叠特化/概化
      • 一个实体集可以同时属于多个低层实体集
    • 全部特化/概化
      • 每个高层实体必须属于一个低层实体集
    • 部分特化/概化
      • 允许一些高层实体不属于任何低层实体集

    继承

    • 属性继承
      • 高层实体集的属性被低层实体集继承
    • 参与继承
      • 高层实体集参与的联系集被低层实体集继承
    • 单继承和多继承

    E-R模式转换为关系模式

    • 实体集和联系集都有唯一的关系模式与之对应,关系模式名即为相应的实体集或联系集名称
    • 强实体集转换而来的模式的主码是强实体集的主码,属性是强实体集的属性
    • 弱实体集转换而来的模式的主码由依赖的强实体集的主码与弱实体集的分辨符组合而成,属性包括弱实体集的属性。由强实体集的主码生成的属性参照强实体集
    • 派生属性不在关系数据模型中显式地表示出来
    • 多值属性创建新的关系模式,包含该属性所在的实体集或联系集的主码,自己的属性。由实体集或联系集的主码生成的属性参照实体集或联系集所生成的关系
    • 联系集转换而来的模式的主码是联系集的主码,属性包括所有参与R的实体集的主码的并集和描述性属性
    • 在一对一的联系情况下,联系集的关系模式可以跟参与联系的任何一个实体集的模式进行合并,合并后模式的主码是融入联系集模式中的实体集的主码
    • 在多对一的联系下,如果多的实体集参与是全部的,联系集的关系模式可以跟实体集的模式进行合并,合并后模式的主码是融入联系集模式中的实体集的主码;如果参与是部分的,可以通过使用空值来进行模式的合并
    • 连接弱实体集和依赖的强实体集的联系集是冗余的,不需要给出
    • 低层实体集创建一个模式,模式中的属性包括对应于低层实体集的每个属性,以及对应于高层实体集主码的每个属性,主码属性参照高层实体集关系
    • 聚集的关系模式的主码时定义该聚集的联系集的主码

    E-R图表示法的符号

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  • 数据库笔记3

    2018-11-18 15:18:39
    一个遵循E-R图的数据库关系系统里可以表示为一组表。 弱实体: 这种实体不能存在,总是依附于某个实体,因此称之为弱实体。 (1)一对一关系转换  规则:每个实体对应一张表,选中其中一个实体为其添加外键...

     E-R图称为实体-联系图,是一种用来描述实体与实体之间联系的数据模型。E-R模型是一种概念模型。

    每一个实体可以用一个关系表来表示。

    一个遵循E-R图的数据库在关系系统里可以表示为一组表。

    弱实体:

    这种实体不能存在,总是依附于某个实体,因此称之为弱实体。

    (1)一对一关系的转换

        规则:每个实体对应一张表,选中其中一个实体为其添加外键,该外键来自于另一实体的主键。

            Student(StuID,StuName,StuAddress,ProjID)

            Project(ProjID,ProjName)

    (2)一对多关系的转换

        规则:每个实体对应一张表,其中“多”对应的实体转换的表添加一个外键,这个外键来自于“一”对应实体的主键。

            Department(DepID,DepName)

            Student(StuID,StuName,StuAddress,DepID)

    (3)多对多关系的转换

        规则:每个实体对应一张表,其中“关系”也对应一张表,“关系”对应的表中选择两个实体的主键组合作为“关系”表中的主键。

        Student(StuID,StuName,StuAddress)

        Course(CourseID,CourseName,Credit)

        SC(StuID,CourseID,Grade)

    (4)弱实体的转换

        规则:每个实体对应一张表,其中常规实体的主键成为弱实体的外键,同时这个外键也是弱实体的主键或主键的一部分。

        Employee(EmpID,EmpName)

        Child(EmpID,ChildName,ChildAge)

    (5)超类与子类(超类与子类间用“十”字相连。)

        规则:每个实体对应一张表,每个子实体引入父实体的主键为自己的外键,同时这个外键又是子实体的主键。

        Employee(EmpID,EmpName,EmpAddr)

        HourlyEmployee(EmpID,Wages,Hours)

        SalariedEmployee(EmpID,Salary,Bonus)

    范式化:

        范式化是一种科学方法,通过使用某些规则把复杂的表格结构分解为简单的表格结构。

        可以降低表中的冗余和消除不一致和磁盘空间利用的问题。

        范式用来保证各种类型的不规范和不一致性不会引入到数据库。

    函数依赖:

    定义1:属性Y函数依赖于X,当且仅当对每一个X,恰有一个Y的值与之对应。属性X被称为决定因子。

       x,y满足函数关系y=f(x),记作:x ——>y。含义是x函数确定y,或y函数依赖于x。

    定义2:在关系模式中,如果X——>Y,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—f—>Y。

    定义3:若X——>Y,但Y不完全函数依赖于X,则称Y部分函数依赖于X,记作X—P—>Y。

       

    第一范式:

    如果表中的每个单元格都是单值的,即表不包含表,则称该表满足第一范式。

    第二范式:

    每一个非主属性都完全依赖于码,而不是部分依赖于码。

    第三范式:

    每一非主属性都不传递依赖于关系的候选键,则关系模式为第三范式。

    非范式化:

    在一个表格中有意义地引入冗余以改进性能被称为非范式化。

    Orders(OrderID,ProductId,Qty)

    Products(ProductId,Desc,Cost)

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  • 弱实体关系名:表名 依赖的属性+部分码:主键 属性名转换 (2)联系集 联系名:表名 主键 多对多:两个实体集的主键的组合 多对一/一对多:“多”实体集的主键 一对一:任意一方的主键 ...

    一:数据依赖

    在一个关系中,通过属性之间的值是否相等,体现数据之间的相互关系。

    这是一种完整性约束,表示特定的属性之间的关系

    1. 函数依赖

    (1)定义

    若R是一个关系模式,且有属性集A,B,存在函数依赖A → B :表示任意两个元组t1和t2,如果t1[A] = t2[A],则t1[B] = t2[B]成立

    (2)分类

    • 平凡的函数依赖:关系实例R存在函数依赖A→B,并且B是A的子集
    • 非平凡的函数依赖:关系实例R存在函数依赖A→B,并且B不是A的子集
    • 完全函数依赖:关系实例R存在函数依赖A→B,但是A的任何一个真子集A‘都不会出现A’→B。则B对A完全函数依赖
    • 部分函数依赖:关系实例R存在函数依赖A→B,同时A存在一个真子集A‘满足A’→B。则B对A部分函数依赖
    • 传递函数依赖:关系实例R存在非平凡的函数依赖A→B和函数依赖B→C,则C对A传递依赖

    (3)作用

    1:求超码和候选码
    • 超码K:K→R
    • 候选码K:K→R,且K的子集k都不会满足k→R
    1. 对于F的每个函数依赖,进行画图
    2. 通过传递和增补,确定候选码
    2:检查关系R在给定的函数依赖集A→B下是否合法
    • 在属性集A中,存在两个元组属性值相同,并且在属性集B中,上面两个元组的属性值也相同,此时合法
    • 在属性集A中,不存在属性值相同的元组,此时合法
    3:对合法的关系R指定约束

    根据R的语义判断

    (4)闭包F+

    给定函数依赖集F,存在其他函数被F逻辑蕴含。被逻辑蕴含的全体函数依赖的集合为F的闭包F+

    获取闭包:Armstrong公理
    • 自反律:即平凡的函数依赖
    • 增补律:若A→B,则AC→BC,AC→B
    • 传递律:若A→B,B→C,则A→C
    • 合并律:若A→B,A→C,则A→BC
    • 分解律:若A→BC,则A→B,A→C
    • 伪传递律:若A→B,BC→D,则AC→D
    计算闭包:
    1. 将F依赖函数集放入F+
    2. 不断对F+中的每个依赖函数使用自反律和增补律,再将结果放入F+
    3. 不断对F+中的一对依赖函数,判断是否可以使用传递律,若可以则将结果放入F+

    (5)属性集的闭包A+

    对于一个属性集A,在函数依赖集F下由A函数确定的所有属性集合A+

    • 判断A是否为超码:判断关系R的所有属性是否包含于A的闭包A+中
    • 判断A是否为候选码:
      • 判断A是否为超码
      • 判断A的子集的闭包是否不包含R的所有属性
    • 判断A→B是否属于F的闭包:判断A的闭包是否包含B的所有属性
    • 计算闭包F+:对于R的每个属性A,计算属性集的闭包A+,从而输出A→A+子集属性
    计算闭包:
    1. 将属性集A放入A+
    2. 对函数依赖集F,如果B→C,并且B是A+的子集,那么把C加入到A+中(C∪A+)
    3. 直到A+不再变化

    (6)正则覆盖Fc

    与F等价的极小的函数依赖集合

    特点:

    • 函数依赖不包含无关属性
    • 左半部分唯一
    判断条件
    • 存在可被其他函数依赖推导出的函数依赖,可删除(传递律、增补律、自反律)
    • 函数依赖的左半部分有属性冗余,删除属性(左边分解后回到第一步判断)
    • 函数依赖的右半部分有属性冗余,删除属性(右边分解后回到第一步判断)
    无关属性

    对于函数依赖F1=A→B

    • 如果A存在属性A1
      剩余函数依赖集F2 = F - F1
      剩余属性函数依赖F3 = (A-A1)→B
      如果F逻辑蕴含F2∪F3,则A1在A中是无关属性
      • 在F的基础上,计算A去掉属性A1后的闭包A+
      • 如果A+包含B,则属性A1是无关属性
    • 如果B存在属性B1
      剩余函数依赖集F2 = F - F1
      剩余属性函数依赖F3 = A→(B-B1)
      如果F2∪F3逻辑蕴含F,则B1在B中是无关属性
      • 获取F2∪F3,在此基础上计算A的闭包A+
      • 如果A+里面包含属性B1,则B1是无关属性

    计算正则覆盖

    1. 对F的函数依赖利用合并规则替换
    2. 利用判断条件,找出含有无关属性的函数依赖,去掉无关属性
    3. 直到F不再变化

    2. 多值依赖

    (1)定义

    若R是一个关系模式,且有属性集A,B,存在多值依赖A→→B:在某个关系中Ri中,对所有满足t1[A]=t2[A]的元组对,存在t3 t4:

    • A属性全部相同
      • t1[A] = t2[A] = t3[A] = t4[A]
    • B属性部分相同
      • t3[B] = t1[B]
      • t4[B] = t2[B]
    • 剩余属性C=R-A-B部分相同
      • t3[C] = t2[C]
      • t4[C] = t1[C]

    (2)平凡多值依赖

    • B是A的子集
    • A∪B=R

    (3)子集多值依赖

    如果R分解为A,B,C
    如果(A1,B1,C1)和(A2,B2,C2)在R中,则(A1,B1,C2)和(A1,B2,C1)也在R中。
    此时A→→B,A→→C,B和C相互独立

    二:规范化

    1. 模式分解

    将关系模式R分解为R1,R2…Ri

    要求:

    (1)属性一致:

    原关系模式R的所有属性都必须出现在分解后的模式中( A = A1∪A2)

    (2)无损连接分解:
    • R1⋈R2 = R
    • 分解后各个模式的公共属性是某个关系模式的超码。(F+中至少存在:R1∩R2 → R1或R1∩R2 → R2)
      1. 找出公共属性集
      2. 找出公共属性集对应的闭包
      3. 查看闭包是否包含某个关系
    (3)保持依赖:

    有效检查更新操作,允许分别验证子关系模式Ri(Fi是只包含Ri属性的函数依赖集)

    • Fi 是 F+ 的子集
    • 原关系模式R的函数依赖集闭包都必须出现在分解后模式的函数依赖集。即(F1∪F2)+=F+
      1. 若F = A→B,先将A加入结果集
      2. 找出每个关系模式Ri与结果集的公共部分,求闭包
      3. 找出每个关系模式Ri与闭包的公共部分,加入到结果集中
      4. 直到结果集不在变化。若结果集包含B的所有属性,则该函数依赖得到保持
    (4)没有冗余

    2. 关系范式

    (1)第一范式

    关系模式R的所有属性的域是原子的,不可分的。

    非原子:

    • 复合属性:把子属性作为新属性
    • 多值属性:把每个值作为新元组
    • 复杂数据类型
    缺点:
    • 数据冗余
    • 修改不一致
    • 插入、删除异常

    (2)第二范式

    关系模式R属于1NF,且每个非主属性都完全依赖于码。

    对于R只检查F的每个函数依赖,对于R的分解检查F+的所有函数依赖:

    • 该函数依赖为平凡函数依赖(B是A的子集)
    • A是关系模式R的超码(R是A的闭包的子集)
    • B除去和A的公共属性(即B-A)的剩余属性a都包含在R的候选码中(a是主属性)
    • B是超码的闭包的子集

    特点:

    • 允许A不是超码(B是主属性或者B可以由超码推出)
    • 信息冗余,需要空值
    • 分解无损,保持依赖
    分解关系R成为2NF
    1. 确定F的正则覆盖Fc
    2. 检查Ri是否包含函数依赖A,B。如果没有则添加新的关系Ri=(A,B)
    3. 判断Ri是否包含R的候选码。如果没有则添加新的关系Ri=(候选码)
    4. R=(R1…R2…Ri),检查并删除冗余子集

    (3)第三范式

    关系模式R属于2NF,且每个非主属性都不会传递依赖于码

    对于R只检查F的每个函数依赖,对于R的分解检查F+的所有函数依赖:

    • 该函数依赖为平凡函数依赖(B是A的子集)
    • A是关系模式R的超码(R是A的闭包的子集)
    • B除去和A的公共属性(即B-A)的剩余属性a都包含在R的候选码中(a是主属性)

    特点:

    • 允许A不是超码(B是主属性)
    • 信息冗余,需要空值
    • 分解无损,保持依赖
    分解关系R成为3NF
    1. 确定F的正则覆盖Fc
    2. 检查Ri是否包含函数依赖A,B。如果没有则添加新的关系Ri=(A,B)
    3. 判断Ri是否包含R的候选码。如果没有则添加新的关系Ri=(候选码)
    4. R=(R1…R2…Ri),检查并删除冗余子集

    (4)BC范式

    对于R只检查F的每个函数依赖,对于R的分解检查F+的所有函数依赖:

    • 该函数依赖为平凡函数依赖(B是A的子集)
    • A是关系模式R的超码(R是A的闭包的子集)

    特点:

    • A必须是超码
    • 信息不会冗余
    • 分解无损,不一定保持依赖
    分解关系R成为BCNF:
    1. 检查Ri的F+(或R的F),是否不满足条件
    2. 在不满足条件的关系Ri中,去除函数依赖的右部分B:R1=Ri-B
    3. 左右部分自成一个关系:R2=(A,B)
    4. R = (R-Ri)∪R1∪R2,
    5. 继续检查,直到所有Ri满足BCNF

    (5)第四范式

    对于R只检查D的每个多值依赖,对于R的分解检查D+的所有多值依赖:

    • 该多值依赖为平凡多值依赖(B是A的子集)
    • A是关系模式R的超码(R是A的闭包的子集)
    分解关系R成为4NF:
    1. 检查Ri的D+(或R的D),是否不满足条件
    2. 在不满足条件的关系Ri中,去除多值依赖的右部分B:R1=Ri-B
    3. 左右部分自成一个关系:R2=(A,B)
    4. R = (R-Ri)∪R1∪R2,
    5. 继续检查,直到所有Ri满足4NF
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数据库弱实体转换关系