Главная | Обратная связь

Многозначные зависимости. Теорема Фейджина. Четвертая нормальная форма

Заметим, что последний вариант переменной отношения СЛУЖ_ПРО_ЗАДАН находится в BCNF, поскольку все атрибуты заголовка отношения входят в состав единственно возможного ключа. В этом отношении вообще отсутствуют нетривиальные FD. Поэтому ранее обсуждавшиеся принципы нормализации здесь неприменимы, но, тем не менее, мы получили полезную декомпозицию. Все дело в том, что в случае четвертого варианта отношения СЛУЖ_ПРО_ЗАДАН мы имеем дело с новым видом зависимости, впервые обнаруженным Роном Фейджином в 1971 г. Фейджин назвал зависимости этого вида многозначными (multi-valued dependency – MVD). Как мы увидим немного позже, MVD является обобщением понятия FD.

В отношении СЛУЖ_ПРО_ЗАДАН выполняются две MVD: СЛУ_НОМ ПРО_НОМ и СЛУ_НОМ СЛУ_ЗАДАН. Первая MVD означает, что каждому значению атрибута СЛУ_НОМ соответствует определяемое только этим значением множество значений атрибута ПРО_НОМ. Другими словами, в результате вычисления алгебраического выражения

(СЛУЖ_ПРО_НОМ WHERE (СЛУ_НОМ = сн AND СЛУ_ЗАДАН = сз)) PROJECT {ПРО_НОМ}

для фиксированного допустимого значения сн и любого допустимого значения сз мы всегда получим одно и то же множество значений атрибута ПРО_НОМ. Аналогично трактуется вторая MVD.

В переменной отношения R с атрибутами A, B, C (в общем случае, составными) имеется многозначная зависимость B от A (A B) в том и только в том случае, когда множество значений атрибута B, соответствующее паре значений атрибутов A и C, зависит от значения A и не зависит от значения C.

Многозначные зависимости обладают интересным свойством «двойственности», которое демонстрирует следующая лемма.

Лемма Фейджина

В отношении R {A, B, C} выполняется MVD A B в том и только в том случае, когда выполняется MVD A C.

Доказательство достаточности условия леммы. Пусть выполняется MVD A B. Пусть имеется некоторое удовлетворяющее этой зависимости значение r переменной отношения R, a обозначает значение атрибута A в некотором кортеже тела B_r, а {b} – множество значений атрибута B, взятых из всех кортежей B_r, в которых значением атрибута A является a. Предположим, что для этого значения a MVD A C не выполняется. Это означает, что существуют такое допустимое значение c атрибута C и такое значение b {b}, что кортеж {a, b, c} B_r. Но это противоречит наличию MVD A B. Следовательно, если выполняется MVD A B, то выполняется и MVD A C. Аналогично можно доказать необходимость условия леммы.

Таким образом, MVD A B и A C всегда составляют пару. Поэтому обычно их представляют вместе в форме A B | C.

FD является частным случаем MVD, когда множество значений зависимого атрибута обязательно состоит из одного элемента. Таким образом, если выполняется FD A B, то выполняется и MVD A B .³⁹⁾

Мы видим, что отношения СЛУЖ_ПРО_НОМ и СЛУЖ_ЗАДАНИЕ не содержат MVD, отличных от FD, и именно в этом выигрывает декомпозиция из рис. 9.2. Правомочность этой декомпозиции доказывается приведенной ниже теоремой Фейджина, которая является уточнением и обобщением теоремы Хита.

Теорема Фейджина

Пусть имеется переменная отношения R с атрибутами A, B, C (в общем случае, составными). Отношение R декомпозируется без потерь на проекции {A, B} и {A, C} тогда и только тогда, когда для него выполняется MVD A B | C.

Докажем достаточность условия теоремы. Пусть r является некоторым допустимым значением переменной отношений R. Пусть a есть значение атрибута A в некотором кортеже тела B_r, {b} – множество значений атрибута B, взятых из всех кортежей тела B_r, в которых значением атрибута A является a, и {c} – множество значений атрибута C, взятых из всех кортежей тела B_r, в которых значением атрибута A является a. Тогда очевидно, что в тело значения r PROJECT {A, B} будут входить все кортежи вида {a, b_i}, где b_i {b}, и если некоторый кортеж {a, b_j} входит в тело значения отношения r PROJECT {A, B}, то b_j {b}. Аналогичные рассуждения применимы к r PROJECT {A, C}. Очевидно, что из этого следует, что при наличии многозначной зависимости A B | C в переменной отношения R{A, B, C} декомпозиция r на проекции r PROJECT {A, B} и r PROJECT {A, C} является декомпозицией без потерь.

Для доказательства необходимости условия теоремы предположим, что декомпозиция переменной отношения R {A, B, C} на проекции R PROJECT {A, B} и R PROJECT {A, C} является декомпозицией без потерь для любого допустимого значения r переменной отношения R. Мы должны показать, что в теле B_r значения-отношения r поддерживается ограничение

IF ({a, b₁, c₁}; B_r AND {a, b₂, c₂} B_r)THEN ({a, b₁, c₂} B_r AND {a, b₂, c₁} B_r)

Действительно, пусть в B_r входят кортежи {a, b₁, c₁} и {a, b₂, c₂}. Предположим, что {a, b₁, c₂} B_r OR a, b₂, c₁ B_r. Но в тело значения отношения r PROJECT {A, B} входят кортежи {a, b₁} и {a, b₂}, а в тело значения переменной отношения r PROJECT {A, C} – {a, c₁} и {a, c₂};. Очевидно, что в тело значения естественного соединения r PROJECT {A, B} NATURAL JOIN r PROJECT {A, C} войдут кортежи {a, b₁, c₂} и {a, b₂, c₁}, и наше предположение об отсутствии по крайней мере одного из этих кортежей в B_r противоречит исходному предположению о том, что декомпозиция r на проекции r PROJECT {A, B} и r PROJECT {A, C} является декомпозицией без потерь. Тем самым, теорема Фейджина полностью доказана. Конец доказательства.

39 Упражнение по ходу лекции. Пусть имеется отношение r с атрибутами A , B , C (в общем случае, составными), в котором существует FD A B . Что в этом случае можно сказать про зависимость атрибутов A и C ?

Теорема Фейджина обеспечивает основу для декомпозиции отношений, удаляющей «аномальные» многозначные зависимости, с приведением отношений в четвертую нормальную форму.

Переменная отношения r находится в четвертой нормальной форме (4NF) в том и только в том случае, когда она находится в BCNF, и все MVD r являются FD с детерминантами – возможными ключами отношения r.

В сущности, 4NF является BCNF, в которой многозначные зависимости вырождаются в функциональные (позволим себе на один момент отказаться от сокращений). Понятно, что отношение СЛУЖ_ПРО_ЗАДАН не находится в 4NF, поскольку детерминант MVD СЛУ_НОМ ПРО_НОМ и СЛУ_НОМ СЛУ_ЗАДАН не является возможным ключом, и эти MVD не являются функциональными. С другой стороны, отношения СЛУЖ_ПРО_НОМ и СЛУЖ_ЗАДАНИЕ находятся в BCNF и не содержат MVD, отличных от FD с детерминантом – возможным ключом. Поэтому они находятся в 4NF.