Информационное обеспечение систем управления

Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)


Схема отношения

 находится в нормальной форме Бойса-Кодда (НФБК) относительно множества F-зависимостей
, если она находится в 1НФ и никакой атрибут в
 не зависит транзитивно ни от одного ключа
 [10].

Схема базы данных R находится в нормальной форте Бойса-Кодда (НФБК) относительно множества F-зависимостей

, если каждая схема отношения
 находится в НФБК относительно
. НФБК включает в себя ЗНФ [10].  

Схема отношения

 находится в нормальной форме Бойса-Кодда (НФБК) относительно множества F-зависимостей
, если для каждого подмножества
 из
 и каждого атрибута
 из
 следует
 при
, т.е. если
 нетривиально определяет произвольный атрибут из
, то
 есть сверхключ
.

Для схемы отношения, не находящейся в НФБК, можно всегда провести декомпозицию в схему базы данных в НФБК [10].

С одной стороны, НФБК в некотором смысле является более сильной, чем 3НФ, а значит, более желательной. Но, с другой стороны, НФБК имеет свои проблемы [10]. Из предыдущего изложения следует, что при заданном множестве F-зависимостей над

 можно найти схему базы данных в ЗНФ, полностью характеризующую
. Для НФБК это неверно. Множество F-зависимостей может не иметь полной НФБК схемы базы данных, кроме того, проверка свойства НФБК для заданной схемы базы данных является NP-полной задачей.

Пример 2.16. Пусть заданы схема

и
. Атрибуты
 являются ключом F, а В частично зависит от AD. При декомпозиции получаем

Несмотря на то чт R1, R2 формально находятся в ЗНФ, в Rl существует «скрытая» транзитивная зависимость С от AD.

Чтобы избежать проблем, возникающих при декомпозиции схем отношений, необходимо использовать другие методы получения третьей нормальной формы, например, метод синтеза ЗНФ [10].

2.4.3.8. Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)

Схема отношения R находится в нормальной форме Бойса-Кодда

(НФБК) относительно множества F-зависимостей F, если она находится в 1НФ и никакой атрибут в Л не зависит транзитивно ни от одного ключа R [10].

Схема базы данных R находится в нормальной форме Бойса-Кодда


(НФБК) относительно множества F- зависимостей F, если каждая схема  отношения
 находится в НФБК относительно F.

НФБК включает в себя 3НФ [10].

отношения R находится в нормальной форме Бойса-Кодда

(НФБК) относительно множества F-зависимостей F, если для каждого подмножества Y из R и каждого атрибута
из
следует
 при F, т.е. если Y

нетривиально определяет произвольный атрибут из R, то Y

есть сверхключ R.

Для схемы отношения, не находящейся в НФБК, ложно всегда провести декомпозицию в схему базы данных в НФБК [10].

С одной стороны, НФБК в некотором смысле является более сильной, чем ЗНФ, а значит, более желательной. Но, с другой стороны, НФБК имеет свои проблемы [10]. Из предыдущего изложения следует, что при заданном множестве F-зависимостей над R можно найти схему базы данных в ЗНФ, полностью характеризующую F. Для НФБК это неверно. Множество F-зависимостей может не иметь полной НФБК схемы базы данных, кроме того, проверка свойства НФБК для заданной схемы базы данных является NP-полной задачей.


Содержание раздела