database - 通过分解实现BCNF

Question

这里有两个适用于 R 的函数依赖。

R(A,B,C,D,E) {ABCD->E, E->A}

friend 的回答是可以分解成BCNF。

R1(B,C,D,E) {BCD->E}

R2(A,E) {E->A}

但是，我认为这不可能是真的，因为原来的函数依赖 ABCD->E 没有被保留下来。因此，在我看来，R不能分解为BCNF，因为原来的函数依赖ABCD->E没有保留下来。我是对还是错？

Answer 1

(在这个问题的第一个版本中，你说“原来的主键已经坏了”。你似乎是说，原来的FD(功能依赖)已经“坏了”。(否则，你的陈述就没有意义。)与其写/思考诸如“损坏”之类的模糊事物，不如努力使用适当的技术术语来写/思考清晰准确的事物。例如，当组件满足其 FD 时，它们的连接就不会t 一定要满足那个原始的 FD。为此恰好有一个更专业的短语:FD has not be preserved。)

我们总是可以归一化为 BCNF。但不一定保留所有 FD。

如果有人声称分解是 BCNF，并且某些 FD 包含在组件中，那么他们应该通过展示他们如何从 BCNF 分解算法中得到它来支持它。 (还有其他方法可以从定义中证明它，这就是算法被证明有效的方式。)您可以分解为那些组件，并且 A->E 在 R2 中成立，但 BCD->E在 R1 中不成立。并且 ABCD->E 没有保留。在分解成更小的组件时无法保留它，因为没有更小的组件具有所有这些属性。

您还可以通过一个定理证明 {R1,R2} 是 R 的无损分解，该定理表明当(当且仅当)公共(public)列包含以下之一的 CK(候选键)时，二元分解是无损的他们。这里的公共(public)列集是{E}，它包括自己，是R2的一个CK，所以分解是无损的。您可以通过 BCNF 的定义来证明它们都在 BCNF 中。在这里，在每个组件中，非平凡 FD 的所有行列式都是 CK 的超集，因此每个都在 BCNF 中。

组件始终是连接回原件的投影。因此，在任何将原始值设置为某个值的业务情况下，组件将被设置为它的投影并将返回到原始值。所以 FD 将保留在连接中。但是，如果未保留 FD，那么如果我们限制(错误检查)每个组件的 FD 尝试更新组件，那么我们最终不会根据该 FD 限制(错误检查)原始组件。因此，为了防止对组件和连接的错误更新，我们需要添加一个不同的约束。

PS 现在你可以问问自己，为什么你认为你对 BCNF 中保存的 FD 有意见？在数学中我们没有意见，我们有定理的证明。如果您认为您可以证明或引用它是错误的，请询问该理由是否正确。如果您没有证据或引用资料，请不要认为您有意见。如果你不是真的有意见，那就不要说你有意见，说出你做的意思。也是为了 future ——你怎么能回答这个问题？您一定已经获得了推荐信，并且很多都可以使用，包括免费在线。您已经了解了有关 BCNF 的一些知识。如果您阅读了 BCNF 的整个部分，它会告诉您 FD 不能总是被保留。因此，请在提问之前进行适当的研究。