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 11:15:40 浏览: 213
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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