資料庫函數依賴

⑴ 資料庫中 完全函數依賴，部分函數依賴 傳遞函數依賴， 是什麼

1、傳遞函數依賴

設X,Y,Z是關系R中互不相同的屬性集合，存在X→Y(Y !→X),Y→Z，則稱Z傳遞函數依賴於X。

2、完全函數依賴

設X,Y是關系R的兩個屬性集合，X』是X的真子集，存在X→Y，但對每一個X』都有X』!→Y，則稱Y完全函數依賴於X。

3、部分函數依賴

設X,Y是關系R的兩個屬性集合，存在X→Y，若X』是X的真子集，存在X』→Y，則稱Y部分函數依賴於X。

(1)資料庫函數依賴擴展閱讀

所謂函數依賴是指關系中一個或一組屬性的值可以決定其它屬性的值。函數依賴正象一個函數 y = f(x) 一樣，x的值給定後，y的值也就唯一地確定了。

如果屬性集合Y中每個屬性的值構成的集合唯一地決定了屬性集合X中每個屬性的值構成的集合，則屬性集合X函數依賴於屬性集合Y，計為：Y→X。屬性集合Y中的屬性有時也稱作函數依賴Y→X的決定因素（determinant）。例：身份證號→姓名。

⑵ 資料庫函數依賴求解.如果A->BC,則A->B,A->C對不對原因!!!

A->B,A->C,則A->BC才成立
函數依賴的意譽做思,說白了就是關系中的一組或一個屬性可以決定其它屬性的值,就御察像Y依賴與x,y=f(x)一樣,x可以決定y的值,所以y依賴與X.
舉個例子,關於上面這個關系依賴的鎮虛茄,課程(課程號(B) 課序號(C) 人數 教師(A) )很清楚可以看到它的關鍵字是BC,BC可以決定A,A->BC,但是B或C不能夠單獨決定A,同一個課程號下可能有多門課(課序號不同),所以無法僅憑課序號或者課程號推出 任課老師

⑶ 資料庫：求F={A→B,B→A,B→C,A→C,C→A},最小（極小）函數依賴集合

利用分解規則，將所有的函數依賴變成右邊都是單個屬性的函數依賴。從題目來看，F中的任何一個函數依賴的右部僅含有一個屬性：{A→B，B→A，B→C，A→C，C→A}

第二步去冗餘的的順序不同，產生結果也會不同，故最小函數依賴集合不止一個，還可發現另一個最小（極小）函數依賴集合為：{A→B，B→A，A→C，C→A}

給定一個數集A，假設其中的元素為x。現對A中的元素x施加對應法則f，記作f（x），得到另一數集B。假設B中的元素為y。則y與x之間的等量關系可以用y=f（x）表示。函數概念含有三個要素：定義域A、值域C和對應法則f。其中核心是對應法則f，它是函數關系的本質特徵。

(3)資料庫函數依賴擴展閱讀：

函數的對應法則通常用解析式表示，但大量的函數關系是無法用解析式表示的，可以用圖像、表格及其他形式表示。

函數與不等式和方程存在聯系（初等函數）。令函數值等於零，從幾何角度看，對應的自變數的值就是圖像與X軸的交點的橫坐標；從代數角度看，對應的自變數是方程的解。

另外，把函數的表達式（無表達式的函數除外）中的「=」換成「<」或「>」，再把「Y」換成其它代數式，函數就變成了不等式，可以求自變數的范圍。

⑷ 資料庫問題:什麼是函數依賴的邏輯蘊含

其實你不必限定為資料庫中的函數依賴，函數依賴只是數學上的函數關系的一種特殊應並茄用。
函數：X → Y；表示：當 X 取值 「確定」 時，Y 的取值也是 「確定」 的；
蘊含：P => Q；表示：當 P 取值 「為真」 時，Q 的取值也是 「為真」 的；

（1）函數所討論的手握是 「任意變數」；蘊含只討論 「命題變數」；
（2）函數和蘊含都表達了兩個變數之間的一種關系：前一個變數的取值（至少是某些取值） 「畢蔽慶決定」 了後一個變數的取值；但是：
（3）函數中的 「決定」，是對前一個變數（自變數）在一定論域（定義域）內的所有取值均適用的；
而在蘊含中，只有在前一個變數（條件）為真時，另一個變數（結論）才有確定的取值——真。僅此一條，就足以說明：蘊含不是函數。
（4）利用函數自變數和因變數的取值，可以構造出命題變數，然後就可以建立蘊含關系了：對任意函數：Y = F（X）；其任意的自變數 x0，可以構造兩個命題：
P：X = x0；
Q：Y = F（x0）；
顯然：P => Q；
即對任意函數的任意一個自變數及其函數值，都可以構造一個蘊含關系。這也算是函數與蘊含之間的一種聯系吧!

⑸ 資料庫原理 函數依賴 名詞解釋

在資料庫中，函數依賴（Functional Dependency，FD）是一種約束條件，用於描述關系模式中屬性之間的依賴關系。具體爛空畢來說，如果關系模式R中屬性集X的取值能夠唯一確定屬性集Y的取值，那麼我們稱X函數決定（determine）Y，表示為X Y，其中X稱為決定因素（determinant），Y稱為被決定因素（dependent）。函數依賴是資料庫設計中的重要概念，它可以幫助我們分飢芹析和優化關系模式的結構，避免數據冗餘和不一致性，提高資料庫的性能和可維護性。
在函數依賴中，還有一些重要的名詞需要解釋：
1. 超鍵（Supper Key）：虧正指在關系模式R中，能夠唯一標識元組的屬性集稱為超鍵。超鍵包括關系模式中的所有屬性，也包括屬性的組合。例如，如果在一個關系模式中，屬性A和屬性B的組合能夠唯一標識元組，那麼{A,B}就是一個超鍵。
2. 候選鍵（Candidate Key）：指在關系模式R中，能夠唯一標識元組的最小超鍵稱為候選鍵。候選鍵是指具有最小決定因素的超鍵，也就是不能再去掉任何一個屬性而保持唯一性的超鍵。例如，如果在一個關系模式中，屬性A和屬性B的組合能夠唯一標識元組，並且不能再去掉任何一個屬性而保持唯一性，那麼{A,B}就是一個候選鍵。
3. 主鍵（Primary Key）：指在關系模式R中，選定的用於唯一標識元組的候選鍵稱為主鍵。主鍵是從候選鍵中選擇的一個，用於唯一標識關系中的元組。一個關系模式只能有一個主鍵，而一個候選鍵可以是多個屬性的組合。

⑹ 資料庫中的函數依賴

我給你推薦一本書吧，叫做，《資料庫系統概論》！

對於你所說的問題，我是這樣理解的：
SNO可以推導出SDEPT, 有SDEPT可以推導出MN，但是你只有SNO，是無法推導出G的，難道不是嗎？推導出G需要有CNAME,可是你卻告訴只有SNO，沒有選課，所以就無法得到，對應功課的成績！這個時候，我們就要來討論primary key，我想你肯定知道主鍵是什麼意思了，因為你已經學到了這里，所以對資料庫肯定有一定的了解，好了，不說廢話，在F中，SNO不能作為主鍵，因為只有SNO的話，卻無法得到G，（原因，前面已經講過！），只有SDEPT,就跟更沒有辦法得到G了，不是嗎？只有通過（SNO, CNAME）聯合才能得到G，而在這之中，有SNO，所以，通過SNO可以推導出，SDEPT,而通過SDEPT，可以推導出MN，不是嗎？所以總結得出，primary key 只能是（SNO , CNAME）。一個表中主鍵沒有值，那是肯定不可以的！所有數據就不可能插於進去！

我是學資料庫的，若是有什麼疑問，我們可以深入談論！

對於給你推薦的那本書，是我作為學生時，看的書，裡面講的很好，對於初學者而言，是一本不錯的書！能夠幫助你你在資料庫這條道路上走得更遠！祝你好運！

⑺ 資料庫函數依賴與多值依賴區別幫幫忙…！

1、符合的範式不同：

多值依賴屬4nf(第四範式)的定義范圍，比函數依賴要復雜得多。在關系模式中，函數依賴不能表示屬性值之間的一對多聯系，這些屬性之間有些雖然沒有直接關系，但存在間接的關系，把沒有直接聯系、但有間接的聯系稱為多值依賴的數據依賴。

2、對屬性的依賴不同：

在函數依賴中，X與Y是否存在函數依賴關系，只需考察X,Y的兩組屬性，與別的屬性無關。而在多值依賴中，X與Y是否存在多值依賴還需看屬性Z。

(7)資料庫函數依賴擴展閱讀：

多值依賴的性質：

對稱性：使用上述定義的符號，若X→→Y，則X→→Z 。實例r的X或Z每增刪一個值，r就須同步增刪多條記錄。若X→Y,則X→→Y。故可把函數依賴看成多值依賴的特款。

多值依賴的特點：

允許X的一個值決定Y的一組值，這種決定關系與Z取值無關。多值依賴是全模式的依賴關系。多值依賴的缺點是數據冗餘太大。

函數依賴的特點：

不是指關系模式R的某個或某些關系實例滿足的約束條件，而是指R的所有關系實例均要滿足的約束條件。函數依賴是語義范疇的概念。只能根據數據的語義來確定函數依賴。資料庫設計者可以對現實世界作強制的規定。

⑻ 資料庫函數依賴問題

第一範式，Project_Name,Employee_Name是主碼，Employee_Name→Emp_Hire_Date
部分依賴，也就是不能滿足非主屬性完全函數依賴於R的碼
(Project_Name,Employee_Name，Project_Manager
)
(Employee_Name，Emp_Hire_Date)
非主屬性完擾慶全函數依賴緩昌握於碼，不存在非主屬性傳遞依迅塵賴於碼。

⑼ 誰能用最簡單的一個例子給我講一下 資料庫的函數依賴 只講最基本的就行

設R(U)是一個屬性集U上的關系模式，X和Y是U的子集。
若對於R(U)的任意一個可能的關系r，r中不可能存在兩個元組在X上的屬性值相等， 而在Y上的屬性值不等， 則稱 「X函數確定Y」 或 「Y函數依賴於X」，記作X→Y。
X稱為這個函數依賴的決定屬性集(Determinant)。
Y=f(x)
說明：
1. 函數依賴不是指關系模式R的某個或某些關系實例滿足的約束條件，而是指R的所有關系實例均要滿足的約束條件。
2. 函數依賴是語義范疇的概念。只能根據數據的語義來確定函數依賴。
例如「姓名→年齡」這個函數依賴只有在不允許有同名人的條件下成立
3. 資料庫設計者可以對現實世界作強制的規定。例如規定不允許同名人出現，函數依賴「姓名→年齡」成立。所插入的元組必須滿足規定的函數依賴，若發現有同名人存在， 則拒絕裝入該元組。
例: Student(Sno, Sname, Ssex, Sage, Sdept)
假設不允許重名，則春羨核有:
Sno → Ssex， Sno → Sage , Sno → Sdept，
Sno ←→ Sname, Sname → Ssex， Sname → Sage
Sname → Sdept
但Ssex －\→Sage
若X→Y，並且Y→X, 則記為X←→Y。
若Y不函數依賴於X, 則記為X－\→Y。
在關系模式R(U)中，對扒掘於U的子集X和Y，
派歲如果X→Y，但Y 不為 X的子集，則稱X→Y是非平凡的函數依賴
若X→Y，但Y 為 X的子集, 則稱X→Y是平凡的函數依賴
例：在關系SC(Sno, Cno, Grade)中，
非平凡函數依賴： (Sno, Cno) → Grade
平凡函數依賴： (Sno, Cno) → Sno
(Sno, Cno) → Cno
部分函數依賴： 若x->y 並且，存在X的真子集x1，使得x1->y,則 y部分依賴於 x。
完全函數依賴：若x->y並且，對於x的任何一個真子集x1，都不存在x1->y 則稱y完全依賴於x。

⑽ 資料庫函數依賴問題

你好！

首先我們可以看到，C→D在R2上保持函數依賴，但是A→D，B→D在R1，R2上都不保持，所以做進一步判斷——

判斷的演算法如下：

對F上的每如悶碼一個渣哪α→β使用下面的過程：
①令result=α;
②t=(result∩Ri)+ ∩Ri；
result=result∪t

（第二步的Ri={R1（...），R2（...），...，Rn（...）}，該步驟遍歷一遍分解出的關系模式）

要注意的是這里的屬性閉包是在函數依賴集F下計算出來的，如果result中包罩虧含了β的所有屬性，則函數依賴α→β，分解是保持依賴的（當且僅當上述過程中F的所有依賴都被保持）。

那麼我們來判斷一下，首先是A→D：

先對R1，令result=A，result∩R1=A，A+=AD，t=A+∩R1=A，result=A；

再對R2，令result=A，result∩R2=空集，空集無法求閉包，那麼t=空集，result=A。

可以發現無論對於R1還是R2最後的result都是A，並未包含D，所以A→D未被保持，這里已經可以得出該分解不保持函數依賴。

對於B→D也是一樣的方法：

先對R1，令result=B，result∩R1=B，B+=BD，t=B+∩R1=B，result=B；

再對R2，令result=B，result∩R2=空集，空集無閉包，t=空集，result=B；

result並未包含D，所以B→D也同樣未被保持，該分解不保持函數依賴。