Проектирование реляционной БД

При проектировании базы данных решаются две основных проблемы:

• Каким образом отобразить объекты предметной области в абстрактные объекты модели данных, чтобы это отображение не противоречило семантике предметной области и было по возможности лучшим (эффективным, удобным и т.д.)? Часто эту проблему называют проблемой логического проектирования баз данных.
• Как обеспечить эффективность выполнения запросов к базе данных, т.е. каким образом, имея в виду особенности конкретной СУБД, расположить данные во внешней памяти, создание каких дополнительных структур (например, индексов) потребовать и т.д.? Эту проблему называют проблемой физического проектирования баз данных.

В случае реляционных баз данных трудно представить какие-либо общие рецепты по части физического проектирования. Здесь слишком много зависит от используемой СУБД. Например, при работе с СУБД Ingres можно выбирать один из предлагаемых способов физической организации отношений, при работе с System R следовало бы прежде всего подумать о кластеризации отношений и требуемом наборе индексов и т.д. Поэтому мы ограничимся вопросами логического проектирования реляционных баз данных, которые существенны при использовании любой реляционной СУБД.

Более того, мы не будем касаться очень важного аспекта проектирования - определения ограничений целостности (за исключением ограничения первичного ключа). Дело в том, что при использовании СУБД с развитыми механизмами ограничений целостности (например, SQL-ориентированных систем) трудно предложить какой-либо общий подход к определению ограничений целостности. Эти ограничения могут иметь очень общий вид, и их формулировка пока относится скорее к области искусства, чем инженерного мастерства. Самое большее, что предлагается по этому поводу в литературе, это автоматическая проверка непротиворечивости набора ограничений целостности.

Так что будем считать, что проблема проектирования реляционной базы данных состоит в обоснованном принятии решений о том,

• из каких отношений должна состоять БД и
• какие атрибуты должны быть у этих отношений.

Аномалии включения и удаления данных

Функциональные зависимости

Наиболее важные с практической точки зрения нормальные формы отношений основываются на фундаментальном в теории реляционных баз данных понятии функциональной зависимости. Для дальнейшего изложения нам потребуется несколько определений и утверждений (по ходу изложения мы будем пояснять их и иллюстрировать).

7.2.1. Общие определения

Пусть задана переменная отношения R, и X и Y являются произвольными подмножествами заголовка R(«составными» атрибутами).

В значении переменной отношения R атрибут Y функционально зависит от атрибута X в том и только в том случае, если каждому значению X соответствует в точности одно значение Y. В этом случае говорят также, что атрибут X функционально определяет атрибут Y (X является детерминантом (определителем) для Y, а Y является зависимым от X). Будем обозначать это как R.X R.Y.

Для примера будем использовать отношение СЛУЖАЩИЕ_ПРОЕКТЫ {СЛУ_НОМ, СЛУ_ИМЯ, СЛУ_ЗАРП, ПРО_НОМ, ПРОЕКТ_РУК} (рис. 7.1). Очевидно, что если СЛУ_НОМ является первичным ключом отношения СЛУЖАЩИЕ, то для этого отношения справедлива функциональная зависимость (Functional Dependency – FD) СЛУ_НОМ СЛУ_ИМЯ.

На самом деле, для тела отношения СЛУЖАЩИЕ_ПРОЕКТЫ в том виде, в котором оно показано на рис. 7.1, выполняются еще и следующие FD (1):

Рис. 7.1. Пример возможного тела отношения СЛУЖАЩИЕ_ПРОЕКТЫ

СЛУ_НОМ СЛУ_ИМЯСЛУ_НОМ СЛУ_ЗАРПСЛУ_НОМ ПРО_НОМСЛУ_НОМ ПРОЕКТ_РУК{СЛУ_НОМ, СЛУ_ИМЯ} СЛУ_ЗАРП{СЛУ_НОМ, СЛУ_ИМЯ} ПРО_НОМ{СЛУ_НОМ, СЛУ_ИМЯ} {СЛУ_ЗАРП, ПРО_НОМ}…ПРО_НОМ ПРОЕКТ_РУК и т.д.

Поскольку имена всех служащих различны, то выполняются и такие FD (2):

СЛУ_ИМЯ СЛУ_НОМСЛУ_ИМЯ СЛУ_ЗАРПСЛУ_ИМЯ ПРО_НОМ и т.д.

Более того, для примера на рис. 7.1 выполняется и FD (3):

СЛУ_ЗАРП ПРО_НОМ

Однако заметим, что природа FD группы (1) отличается от природы FD групп (2) и (3). Логично предположить, что идентификационные номера служащих должны быть всегда различны, а у каждого проекта имеется только один руководитель. Поэтому FD группы (1) должны быть верны для любого допустимого значения переменной отношения СЛУЖАЩИЕ_ПРОЕКТЫ и могут рассматриваться какинварианты, или ограничения целостности этой переменной отношения.

FD группы (2) базируются на менее естественном предположении о том, что имена всех служащих различны. Это соответствует действительности для примера из рис. 7.1, но возможно, что с течением времени FD группы (2) не будут выполняться для какого-либо значения переменной отношенияСЛУЖАЩИЕ_ПРОЕКТЫ.

Наконец, FD группы (3) основана на совсем неестественном предположении, что никакие двое служащих, участвующие в разных проектах, не получают одинаковую зарплату. Опять же, данное предположение верно для примера из рис. 7.1, но, скорее всего, это случайное совпадение.

В дальнейшем нас будут интересовать только те функциональные зависимости, которые должны выполняться для всех возможных значений переменных отношений.

Заметим, что если атрибут A отношения R является возможным ключом, то для любого атрибута B этого отношения всегда выполняется FD A B (в группе (1) к этим FD относятся все FD, детерминантом которых является СЛУ_НОМ). Обратите внимание, что наличие в отношении СЛУЖАЩИЕ_ПРОЕКТЫ FD ПРО_НОМ ПРОЕКТ_РУК приводит к некоторой избыточности этого отношения. Имя руководителя проекта является характеристикой проекта, а не служащего, но в нашем случае содержится в теле отношения столько раз, сколько служащих работает над проектом.

Итак, мы будем иметь дело с FD, которые выполняются для всех возможных состояний тела соответствующего отношения и могут рассматриваться как ограничения целостности. Как показывает (неполный) список (1), таких зависимостей может быть очень много. Поскольку они трактуются как ограничения целостности, за их соблюдением должна следить СУБД. Поэтому важно уметь сократить набор FD до минимума, поддержка которого гарантирует выполнение всех зависимостей. Мы займемся этим в следующих подразделах.

FD A B называется тривиальной, если A B (т. е. множество атрибутов A включает множество B или совпадает с множеством B).

Очевидно, что любая тривиальная FD всегда выполняется. Например, в отношении СЛУЖАЩИЕ_ПРОЕКТЫвсегда выполняется FD {СЛУ_ЗАРП, ПРО_НОМ} СЛУ_ЗАРП. Частным случаем тривиальной FD является A A.

Поскольку тривиальные FD выполняются всегда, их нельзя трактовать как ограничения целостности, и поэтому они не представляют интереса с практической точки зрения. Однако в теоретических рассуждениях их наличие необходимо учитывать.