关系模式R(A,B,C,D,E,G),最小函数依赖集为Fmin={AB→C, BC→D, D→E, D→G, C→A, BE→C, CG→D, CE→G}。求R的候选键?

时间: 2024-05-24 07:15:40 浏览: 209
首先,我们需要找到R的超码,以便能够确定候选键。超码是指在关系模式R的属性集合中,能够唯一确定关系模式中每一行数据的最小属性集合。 根据题目中给出的Fmin,我们可以得到如下推导: - AB→C,因此,AC也能够唯一确定关系模式中每一行数据,即AC是超码。 - BC→D,因此,BCD也能够唯一确定关系模式中每一行数据,即BCD是超码。 - D→E,因此,DE也能够唯一确定关系模式中每一行数据,即DE是超码。 - D→G,因此,DG也能够唯一确定关系模式中每一行数据,即DG是超码。 - C→A,因此,CA也能够唯一确定关系模式中每一行数据,即CA是超码。 - BE→C,因此,BEC也能够唯一确定关系模式中每一行数据,即BEC是超码。 - CG→D,因此,CGD也能够唯一确定关系模式中每一行数据,即CGD是超码。 - CE→G,因此,CEG也能够唯一确定关系模式中每一行数据,即CEG是超码。 因此,R的候选键为AC、BCD、DE、DG、CA、BEC、CGD、CEG。
相关问题

关系模式R(U,F),U=ABCDEG,F={B→A,B→D,C→G,C→BE,G→B,E→G},则计算R的所有键。计算Fmin。判断R是否属于3NF,如果满足则说明原因,否则进行3NF分解

好的,我明白了您的问题。关系模式R(U,F)中,U为属性集合,F为函数依赖集合。 首先,计算R的所有键,即计算U的所有超码。根据定义,超码是满足以下两个条件的最小属性集: 1. 包含U中的所有属性; 2. 不包含任何超键中的任意一个属性。 通过试错法,我们可以得到超键集合{BC, CG, EG},因为它们都可以唯一地确定R中的任何一个元组。然后,我们需要检查是否还有其他属性可以加入这些超键,使得它们仍然是超码,如果有,则添加该属性。 在本例中,没有其他属性可以加入超码,因此上述超键集合即为R的所有键。 接下来,我们需要计算R的最小函数依赖集合Fmin。Fmin是满足以下两个条件的最小函数依赖集合: 1. 与F等价,即包含F中所有函数依赖的集合; 2. 消去冗余,即Fmin中的每一个函数依赖都不能由其他函数依赖推导出来。 通过使用Armstrong公理推导法,我们可以得出Fmin={B->A, B->D, C->B, C->E, C->G, E->G}。 然后,我们需要判断R是否属于3NF。一般来说,一个关系模式R属于3NF,当且仅当R的所有非平凡函数依赖都是由其候选键决定的。 在本例中,我们已经确定了R的所有键为{BC, CG, EG},因此可以得到候选键集合CK={BC, CG, EG}。同时,我们可以观察到F中只存在由候选键决定的函数依赖,因此R属于3NF。 综上所述,R的所有键为{BC, CG, EG},Fmin={B->A, B->D, C->B, C->E, C->G, E->G},且R属于3NF。不需要进行3NF分解。

关系模式R(U,F),U=ABCD,F={A→B,B→A,B→C,A→C,C→A},计算Fmin

根据函数依赖推导算法,可以得到以下步骤: 1. 对于关系模式R,先将所有的函数依赖按照右侧只有一个属性的进行分类: F1 = {A → B, B → A} F2 = {B → C, A → C, C → A} 2. 对于每个分类的函数依赖,进行消除冗余操作: 对于F1: A → B,由于B → A,所以可以消除A → B B → A,由于A → B,所以可以消除B → A 最终得到F1'={} 对于F2: B → C,无法消除 A → C,无法消除 C → A,可以消除(因为A出现在右侧) 最终得到F2'={B → C, A → C, C → A'} 3. 合并分类后的函数依赖: Fmin = F1' ∪ F2' = {B → C, A → C, C → A'} 所以,关系模式R(U,F)的Fmin为{B → C, A → C, C → A'}。
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最小函数依赖集   定义:如果函数依赖集F满足下列条件,则称F为最小函数依赖集或最小覆盖。   ① F中的任何一个函数依赖的右部仅含有一个属性;   ② F中不存在这样一个函数依赖X→A,使得F与F-{X→A}等价;   ③ F中不存在这样一个函数依赖X→A,X有真子集Z使得F-{X→A}∪{Z→A}与F等价。   算法:计算最小函数依赖集。   输入 一个函数依赖集   输出 F的一个等价的最小函数依赖集G   步骤:① 用分解的法则,使F中的任何一个函数依赖的右部仅含有一个属性;      ② 去掉多余的函数依赖:从第一个函数依赖X→Y开始将其从F中去掉,然后在剩下的函数依赖中求X的闭包X+,看X+是否包含Y,若是,则去掉X→Y;否则不能去掉,依次做下去。直到找不到冗余的函数依赖;      ③ 去掉各依赖左部多余的属性。一个一个地检查函数依赖左部非单个属性的依赖。例如XY→A,若要判Y为多余的,则以X→A代替XY→A是否等价?若A属于(X)+,则Y是多余属性,可以去掉。   举例:已知关系模式R,U={A,B,C,D,E,G},F={AB→C,D→EG,C→A,BE→C,BC→D,CG→BD,ACD→B,CE→AG},求F的最小函数依赖集。   解1:利用算法求解,使得其满足三个条件   ① 利用分解规则,将所有的函数依赖变成右边都是单个属性的函数依赖,得F为:F={AB→C,D→E,D→G,C→A,BE→C,BC→D,CG→B,CG→D,ACD→B,CE→A,CE→G}   ② 去掉F中多余的函数依赖   A.设AB→C为冗余的函数依赖,则去掉AB→C,得:F1={D→E,D→G,C→A,BE→C,BC→D,CG→B,CG→D,ACD→B,CE→A,CE→G} 闭包   计算(AB)F1+:设X(0)=AB   计算X(1):扫描F1中各个函数依赖,找到左部为AB或AB子集的函数依赖,因为找不到这样的函数依赖。故有X(1)=X(0)=AB,算法终止。   (AB)F1+= AB不包含C,故AB→C不是冗余的函数依赖,不能从F1中去掉。   B.设CG→B为冗余的函数依赖,则去掉CG→B,得:F2={AB→C,D→E,D→G,C→A,BE→C,BC→D,CG→D,ACD→B,CE→A,CE→G}   计算(CG)F2+:设X(0)=CG   计算X(1):扫描F2中的各个函数依赖,找到左部为CG或CG子集的函数依赖,得到一个C→A函数依赖。故有X(1)=X(0)∪A=CGA=ACG。   计算X(2):扫描F2中的各个函数依赖,找到左部为ACG或ACG子集的函数依赖,得到一个CG→D函数依赖。故有X(2)=X(1)∪D=ACDG。   计算X(3):扫描F2中的各个函数依赖,找到左部为ACDG或ACDG子集的函数依赖,得到两个ACD→B和D→E函数依赖。故有X(3)=X(2)∪BE=ABCDEG,因为X(3)=U,算法终止。   (CG)F2+=ABCDEG包含B,故CG→B是冗余的函数依赖,从F2中去掉。   C.设CG→D为冗余的函数依赖,则去掉CG→D,得:F3={AB→C,D→E,D→G,C→A,BE→C,BC→D,ACD→B,CE→A,CE→G}   计算(CG)F3+:设X(0)=CG   计算X(1):扫描F3中的各个函数依赖,找到左部为CG或CG子集的函数依赖,得到一个C→A函数依赖。故有X(1)=X(0)∪A=CGA=ACG。   计算X(2):扫描F3中的各个函数依赖,找到左部为ACG或ACG子集的函数依赖,因为找不到这样的函数依赖。故有X(2)=X(1),算法终止。(CG)F3+=ACG。   (CG)F3+=ACG不包含D,故CG→D不是冗余的函数依赖,不能从F3中去掉。   D.设CE→A为冗余的函数依赖,则去掉CE→A,得:F4={AB→C,D→E,D→G,C→A,BE→C,BC→D,CG→D,ACD→B,CE→G}   计算(CG)F4+:设X(0)=CE   计算X(1):扫描F4中的各个函数依赖,找到左部为CE或CE子集的函数依赖,得到一个C→A函数依赖。故有X(1)=X(0)∪A=CEA=ACE。   计算X(2):扫描F4中的各个函数依赖,找到左部为ACE或ACE子集的函数依赖,得到一个CE→G函数依赖。故有X(2)=X(1)∪G=ACEG。   计算X(3):扫描F4中的各个函数依赖,找到左部为ACEG或ACEG子集的函数依赖,得到一个CG→D函数依赖。故有X(3)=X(2)∪D=ACDEG。   计算X(4):扫描F4中的各个函数依赖,找到左部为ACDEG或ACDEG子集的函数依赖,得到一个ACD→B函数依赖。故有X(4)=X(3)∪B=ABCDEG。因为X(4)=U,算法终止。 (CE)F4+=ABCDEG包含A,故CE→A是冗余的函数依赖,从F4中去掉。 得到F4={AB→C,D→E,D→G,C→A,BE→C,BC→D,CG→D,ACD→B,CE→G}   ③ 去掉F4中各函数依赖左边多余的属性(只检查左部不是单个属性的函数依赖)由于C→A,函数依赖ACD→B中的属性A是多余的,去掉A得CD→B。 例如XY→A,若要判Y为多余的,则以X→A代替XY→A是否等价?若A属于(X)+,则Y是多余属性,可以去掉。   故最小函数依赖集为:F={AB→C,D→E,D→G,C→A,BE→C,BC→D,CG→D,CD→B,CE→G}

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