Relační datový model Základní ideje RMD důsledně odděluje data, která jsou chápána jako relace, od jejich implementace. Pro manipulaci s daty jsou k dispozici dva silné prostředky - relační kalkul a relační algebra. Pro omezení redundance dat v relační databázi jsou navrženy pojmy umožňující normalizovat relace.

Definice RMD Mějme množiny D1, D2, D3,....... Dn. Z každé vybereme 1 prvek → vytvoříme uspořádanou n-tici. Množina všech n-tic tvoří kartézský součin. Relace je každá podmnožina kartézského součinu. Z hlediska databázových systémů jsou množiny D1, D2, D3,....... Dn množiny hodnot atributů a označují se jako domény.

RMD má jediný konstrukt - databázovou relaci. Celá složitá realita je transformována do relací. Toto je jedno z velkých omezení relační databázové technologie. Otázka: Je to možné, je to únosné? Jak dál…

V čem se databázová relace liší od matematické? Databázová relace je vybavena pomocnou strukturou, které se říká schéma relace. Schéma relace se skládá ze jména relace, jmen atributů a domén. Prvky domén, ze kterých se berou jednotlivé komponenty prvků relace, jsou atomické hodnoty. Tomuto omezení se říká 1.normální forma relací (1NF).

Počet n-tic udává kardinalita relace Zápis schématu relace Schéma relace lze zapsat: R(A1:D1,....An:Dn) Prvkům relace se říká n-tice (také instance) n určuje řád relace Počet n-tic udává kardinalita relace

Zápis schématu relační databáze Schéma relační databáze je dvojice (R,I), kde R je množina schémat relací, I je množina integritních omezení.

Integritní omezení Doménové Entitní Referenční

Doménové IO Doménové IO přiřazuje pro každý atribut relace předem definovanou doménu jeho hodnot. Doménové IO je definováno: datovým typem atributu podmínkami platnosti (logickými formulemi)

Entitní IO Entitní IO zabezpečuje Primární klíč (PK) relace. Primární klíč je množina atributů K  A, kde A je množina všech atributů relace R, jejichž hodnoty jednoznačně určují n-tice (instance) relace R. K je minimální v tom smyslu, že nelze z K odebrat žádný atribut, aniž by to narušilo identifikační vlastnost. Z podstaty RMD vyplývá, že každá relace má primární klíč. Protože relace jsou množiny, nesmí relace obsahovat duplicitní n-tice (instance).

Referenční IO Referenční integrita je omezení, které omezuje vztahy mezi daty ve dvou relacích. Atribut, kterého se referenční integrita týká se nazývá cizí klíč (foreign key - FK). Jestliže relace obsahuje cizí klíč, její n-tice jsou závislé na existenci n-tic v nadřazené relaci.Hodnota FK se musí vyskytovat jako hodnota PK v nadřazené relaci.

Podmínky pro relační tabulky Všechny hodnoty v tabulce musí být elementární (podmínka 1.NF). Sloupce mohou být v libovolném pořadí. Řádky mohou být v libovolném pořadí. Sloupce musí být homogenní = ve sloupci musí být údaje stejného typu (doménové integritní omezení). Každému sloupci musí být přiřazeno jednoznačné jméno (tzv. atribut). V relační tabulce nesmí být dva zcela stejné řádky. tzn., že každý řádek je jednoznačně rozlišitelný (entitní integritní omezení).

Funkční závislosti atributů Nechť R(A:D) je relační schéma, X A, Y A jsou jednoduché nebo složené atributy. Y je funkčně závislý na atributu X, značíme ( X  Y ), platí-li pro každou instanci relace R, že pro každou hodnotu atributu X existuje nejvýše jedna hodnota atributu Y.

Funkční závislosti atributů Atribut Y je úplně funkčně závislý na složeném atributu X, je-li na X funkčně závislý a zároveň není funkčně závislý na žádné z jeho složek.

Funkční závislosti atributů Nechť X, Y, Z jsou atributy (jednoduché nebo složené) daného relačního schématu a nechť mezi dvojicemi atributů platí: X  Y  Y  Z  (Y  X). Pak je atribut Z tranzitivně závislý na atributu X.

Normální formy relací Relace R je v 1 NF, jestliže jsou všechny její atributy atomické, tj. dále nedělitelné. Toto omezení je příliš silné a stává se hlavní nevýhodou relačních databází.

Normální formy relací Relace R je v 2 NF, je-li v první normální formě (1 NF) a jestliže pro každý neklíčový atribut platí, že je úplně funkčně závislý na primárním klíči.

Normální formy relací Relace R je v 3 NF, je-li ve 2 NF a platí-li, že žádný neklíčový atribut není tranzitivně závislý na žádném klíči relace R.

Normální formy relací Relace R je v Boyce-Coddově NF ( BCNF), je-li v 1 NF a platí-li pro každou funkční závislost X  A , která není triviální, že X je klíčem v R a A je neklíčový atribut.

Příklady normálních forem (1NF) Stát Město Název auta Počet ČR Mladá Boleslav Škoda Fabia 100 150 Německo Kolín n/R Opel Vectra 20 80 25 Francie Paříž Renault 24

Příklady normálních forem (2NF) Název Stát Město Název auta Počet D1 ČR Mladá Boleslav Škoda Fabia 100 150 D3 Německo Kolín n/R Opel Vectra 20 80 25 D6 Francie Paříž Renault 24

Příklady normálních forem (2NF) Číslo Typ Druh Výška 1 Smrk Jehličnatý 5 2 Jedle 3 12 4 Dub Listnatý 8

Příklady normálních forem (2NF) Funkční závislosti atributů: Číslo  Typ Číslo Druh Číslo  Výška Typ  Druh Číslo  Typ & Typ  Druh ↔ Číslo Druh Relace není v 3NF – tranzitivní závislost Aby byla relace v 3NF: Dekompozicí relace v 2NF dostaneme relace v 3NF.

Příklady normálních forem (3NF) Číslo Typ Výška 1 Smrk 5 2 Jedle 3 12 4 Dub 8

Příklady normálních forem (3NF) Typ Druh Smrk Jehličnatý Jedle Dub Listnatý

Příklady normálních forem (BCNF) Odstraňuje závislosti kandidátů primárního klíče. Zaměstnanec (Číslo_zam, RČ, Jméno, Příjmení, Funkce) Kandidáti PK: Číslo_zam a RČ Funkční závislosti: Kromě všech závislostí neklíčových atributů na kandidátech PK, ex. i závislost kandidátů PK navzájem. Relace není v CBNF. Dekompozice: Zaměstnanec (Číslo_zam, Jméno, Příjmení, Funkce) a RČ_zaměstnanců (Číslo_zam, RČ) Obě relace jsou v BCNF

Dedukce funkčních závislostí Nechť R je relační schéma a A, B, C je podmnožina jeho atributů. Dále předpokládejme funkční závislosti: A  B a B  C. Z těchto závislostí lze předpokládat A  C (tranzitivita). Označme F jako množinu funkčních závislostí pro R (A  B a B  C) a X  Y jako libovolnou funkční závislost. Řekneme-li, že F logicky implikuje X  Y, pak každý prvek relačního schématu R, který splňuje závislosti v F, splňuje i závislost X  Y a zapisujeme F = X  Y V našem případě relačního schématu R pak tuto skutečnost zapíšeme:  A  B, B  C= A  C

Uzávěr množiny funkčních závislostí F+ je uzávěrem F tehdy, platí-li, že všechny závislosti v F+ jsou logickými důsledky v F. A zapisujeme: F+ =  X  Y  F = X  Y

Kandidáti primárního klíče a funkční závislosti Mějme schéma R(A1,A2,....,An) a funkční závislosti F. Nechť X je podmnožina {A1,A2,....,An}. Pak o X lze říci, že je kandidátem primárního klíče v R, jestliže: 1. X  A1A2....,An je v F+ Závislost všech atributů A1,A2,....,Anna atributu X je daná nebo logicky vyplývá. 2. Neexistuje Y  X, pro které by platilo Y  A1A2....,An v F+.

Armstrongovy axiomy 1. Reflexivita Jestliže Y  X  U, pak závislost X  Y je logicky implikována. Na složeném atributu A1A2,....An je funkčně závislý každý atribut Ai, který je jeho složkou. 2. Augmentace Jestliže platí X  Y ve schématu R a Z je podmnožinou atributů U, pak taky platí: XZ  YZ (XZ je zkrácené označení X  Z). 3. Tranzitivita Jestliže platí X  Y a zároveň Y  Z, pak taky platí X  Z

Armstrongovy axiomy Příklad: Mějme schéma R(A,B,C,D) s funkčními závislostmi A C, B  D. Zvolme primárním klíčem složený atribut AB jako jediný. Dokažte, že AB je jediným kandidátem primárního klíče. 1. A  C daná závislost 2. AB  ABC augmentace atributy AB 3. B  D daná závislost 4. ABC  ABCD augmentace atributy ABC 5. AB  ABCD tranzitivita Všechny atributy relačního schématu R jsou závislé na klíči AB a přitom nejsou závislé na jeho složkách A, B.

Dodatečná deduktivní pravidla 1. Pravidlo spojení  X  Y, X  Z = X  YZ 2. Pravidlo pseudotranzitivity  X  Y, WY  Z = WX  Z 3. Dekompoziční pravidlo Jestliže X  Y & Z  Y, pak X  Z

Dodatečná deduktivní pravidla - důkaz Pravidlo 1 X  Y daná závislost X  XY augmentace X X  Z daná závislost XY  YZ augmentace Y X  XY & X Y YZ implikuje X  YZ Pravidlo 2 WX  WY augmentace W WY  Z daná závislost WX  Z tranzitivita Pravidlo 3 Y  Z vyplývá z reflexivity X  Z tranzitivita

Dodatečná deduktivní pravidla Příklad: Mějme schéma R(A,B,C) a F =  A  B, B  C. Určete F+. Řešení: 1. Za X dosaďte postupně všechny atributy, obsahující A. ABC  AB dekompoziční pravidlo A  C tranzitivita, vyplývající z F AB BC augmentace B ABC BC tranzitivita 2. Za X dosaďte postupně všechny atributy, které obsahují B, ale neobsahují A. BC  B dekompoziční pravidlo B  C předpoklad B  0 reflexivita 3. Za X dosaďte všechny atributy, které obsahují C, ale neobsahují ani A, ani B. C  C reflexivita C  0 reflexivita 0  0 reflexivita