数据库函数依赖

⑴ 数据库中 完全函数依赖，部分函数依赖 传递函数依赖， 是什么

1、传递函数依赖

设X,Y,Z是关系R中互不相同的属性集合，存在X→Y(Y !→X),Y→Z，则称Z传递函数依赖于X。

2、完全函数依赖

设X,Y是关系R的两个属性集合，X’是X的真子集，存在X→Y，但对每一个X’都有X’!→Y，则称Y完全函数依赖于X。

3、部分函数依赖

设X,Y是关系R的两个属性集合，存在X→Y，若X’是X的真子集，存在X’→Y，则称Y部分函数依赖于X。

(1)数据库函数依赖扩展阅读

所谓函数依赖是指关系中一个或一组属性的值可以决定其它属性的值。函数依赖正象一个函数 y = f(x) 一样，x的值给定后，y的值也就唯一地确定了。

如果属性集合Y中每个属性的值构成的集合唯一地决定了属性集合X中每个属性的值构成的集合，则属性集合X函数依赖于属性集合Y，计为：Y→X。属性集合Y中的属性有时也称作函数依赖Y→X的决定因素（determinant）。例：身份证号→姓名。

⑵ 数据库函数依赖求解.如果A->BC,则A->B,A->C对不对原因!!!

A->B,A->C,则A->BC才成立
函数依赖的意誉做思,说白了就是关系中的一组或一个属性可以决定其它属性的值,就御察像Y依赖与x,y=f(x)一样,x可以决定y的值,所以y依赖与X.
举个例子,关于上面这个关系依赖的镇虚茄,课程(课程号(B) 课序号(C) 人数 教师(A) )很清楚可以看到它的关键字是BC,BC可以决定A,A->BC,但是B或C不能够单独决定A,同一个课程号下可能有多门课(课序号不同),所以无法仅凭课序号或者课程号推出 任课老师

⑶ 数据库：求F={A→B,B→A,B→C,A→C,C→A},最小（极小）函数依赖集合

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。从题目来看，F中的任何一个函数依赖的右部仅含有一个属性：{A→B，B→A，B→C，A→C，C→A}

第二步去冗余的的顺序不同，产生结果也会不同，故最小函数依赖集合不止一个，还可发现另一个最小（极小）函数依赖集合为：{A→B，B→A，A→C，C→A}

给定一个数集A，假设其中的元素为x。现对A中的元素x施加对应法则f，记作f（x），得到另一数集B。假设B中的元素为y。则y与x之间的等量关系可以用y=f（x）表示。函数概念含有三个要素：定义域A、值域C和对应法则f。其中核心是对应法则f，它是函数关系的本质特征。

(3)数据库函数依赖扩展阅读：

函数的对应法则通常用解析式表示，但大量的函数关系是无法用解析式表示的，可以用图像、表格及其他形式表示。

函数与不等式和方程存在联系（初等函数）。令函数值等于零，从几何角度看，对应的自变量的值就是图像与X轴的交点的横坐标；从代数角度看，对应的自变量是方程的解。

另外，把函数的表达式（无表达式的函数除外）中的“=”换成“<”或“>”，再把“Y”换成其它代数式，函数就变成了不等式，可以求自变量的范围。

⑷ 数据库问题:什么是函数依赖的逻辑蕴含

其实你不必限定为数据库中的函数依赖，函数依赖只是数学上的函数关系的一种特殊应并茄用。
函数：X → Y；表示：当 X 取值 “确定” 时，Y 的取值也是 “确定” 的；
蕴含：P => Q；表示：当 P 取值 “为真” 时，Q 的取值也是 “为真” 的；

（1）函数所讨论的手握是 “任意变量”；蕴含只讨论 “命题变量”；
（2）函数和蕴含都表达了两个变量之间的一种关系：前一个变量的取值（至少是某些取值） “毕蔽庆决定” 了后一个变量的取值；但是：
（3）函数中的 “决定”，是对前一个变量（自变量）在一定论域（定义域）内的所有取值均适用的；
而在蕴含中，只有在前一个变量（条件）为真时，另一个变量（结论）才有确定的取值——真。仅此一条，就足以说明：蕴含不是函数。
（4）利用函数自变量和因变量的取值，可以构造出命题变量，然后就可以建立蕴含关系了：对任意函数：Y = F（X）；其任意的自变量 x0，可以构造两个命题：
P：X = x0；
Q：Y = F（x0）；
显然：P => Q；
即对任意函数的任意一个自变量及其函数值，都可以构造一个蕴含关系。这也算是函数与蕴含之间的一种联系吧!

⑸ 数据库原理 函数依赖 名词解释

在数据库中，函数依赖（Functional Dependency，FD）是一种约束条件，用于描述关系模式中属性之间的依赖关系。具体烂空毕来说，如果关系模式R中属性集X的取值能够唯一确定属性集Y的取值，那么我们称X函数决定（determine）Y，表示为X Y，其中X称为决定因素（determinant），Y称为被决定因素（dependent）。函数依赖是数据库设计中的重要概念，它可以帮助我们分饥芹析和优化关系模式的结构，避免数据冗余和不一致性，提高数据库的性能和可维护性。
在函数依赖中，还有一些重要的名词需要解释：
1. 超键（Supper Key）：亏正指在关系模式R中，能够唯一标识元组的属性集称为超键。超键包括关系模式中的所有属性，也包括属性的组合。例如，如果在一个关系模式中，属性A和属性B的组合能够唯一标识元组，那么{A,B}就是一个超键。
2. 候选键（Candidate Key）：指在关系模式R中，能够唯一标识元组的最小超键称为候选键。候选键是指具有最小决定因素的超键，也就是不能再去掉任何一个属性而保持唯一性的超键。例如，如果在一个关系模式中，属性A和属性B的组合能够唯一标识元组，并且不能再去掉任何一个属性而保持唯一性，那么{A,B}就是一个候选键。
3. 主键（Primary Key）：指在关系模式R中，选定的用于唯一标识元组的候选键称为主键。主键是从候选键中选择的一个，用于唯一标识关系中的元组。一个关系模式只能有一个主键，而一个候选键可以是多个属性的组合。

⑹ 数据库中的函数依赖

我给你推荐一本书吧，叫做，《数据库系统概论》！

对于你所说的问题，我是这样理解的：
SNO可以推导出SDEPT, 有SDEPT可以推导出MN，但是你只有SNO，是无法推导出G的，难道不是吗？推导出G需要有CNAME,可是你却告诉只有SNO，没有选课，所以就无法得到，对应功课的成绩！这个时候，我们就要来讨论primary key，我想你肯定知道主键是什么意思了，因为你已经学到了这里，所以对数据库肯定有一定的了解，好了，不说废话，在F中，SNO不能作为主键，因为只有SNO的话，却无法得到G，（原因，前面已经讲过！），只有SDEPT,就跟更没有办法得到G了，不是吗？只有通过（SNO, CNAME）联合才能得到G，而在这之中，有SNO，所以，通过SNO可以推导出，SDEPT,而通过SDEPT，可以推导出MN，不是吗？所以总结得出，primary key 只能是（SNO , CNAME）。一个表中主键没有值，那是肯定不可以的！所有数据就不可能插于进去！

我是学数据库的，若是有什么疑问，我们可以深入谈论！

对于给你推荐的那本书，是我作为学生时，看的书，里面讲的很好，对于初学者而言，是一本不错的书！能够帮助你你在数据库这条道路上走得更远！祝你好运！

⑺ 数据库函数依赖与多值依赖区别帮帮忙…！

1、符合的范式不同：

多值依赖属4nf(第四范式)的定义范围，比函数依赖要复杂得多。在关系模式中，函数依赖不能表示属性值之间的一对多联系，这些属性之间有些虽然没有直接关系，但存在间接的关系，把没有直接联系、但有间接的联系称为多值依赖的数据依赖。

2、对属性的依赖不同：

在函数依赖中，X与Y是否存在函数依赖关系，只需考察X,Y的两组属性，与别的属性无关。而在多值依赖中，X与Y是否存在多值依赖还需看属性Z。

(7)数据库函数依赖扩展阅读：

多值依赖的性质：

对称性：使用上述定义的符号，若X→→Y，则X→→Z 。实例r的X或Z每增删一个值，r就须同步增删多条记录。若X→Y,则X→→Y。故可把函数依赖看成多值依赖的特款。

多值依赖的特点：

允许X的一个值决定Y的一组值，这种决定关系与Z取值无关。多值依赖是全模式的依赖关系。多值依赖的缺点是数据冗余太大。

函数依赖的特点：

不是指关系模式R的某个或某些关系实例满足的约束条件，而是指R的所有关系实例均要满足的约束条件。函数依赖是语义范畴的概念。只能根据数据的语义来确定函数依赖。数据库设计者可以对现实世界作强制的规定。

⑻ 数据库函数依赖问题

第一范式，Project_Name,Employee_Name是主码，Employee_Name→Emp_Hire_Date
部分依赖，也就是不能满足非主属性完全函数依赖于R的码
(Project_Name,Employee_Name，Project_Manager
)
(Employee_Name，Emp_Hire_Date)
非主属性完扰庆全函数依赖缓昌握于码，不存在非主属性传递依迅尘赖于码。

⑼ 谁能用最简单的一个例子给我讲一下 数据库的函数依赖 只讲最基本的就行

设R(U)是一个属性集U上的关系模式，X和Y是U的子集。
若对于R(U)的任意一个可能的关系r，r中不可能存在两个元组在X上的属性值相等， 而在Y上的属性值不等， 则称 “X函数确定Y” 或 “Y函数依赖于X”，记作X→Y。
X称为这个函数依赖的决定属性集(Determinant)。
Y=f(x)
说明：
1. 函数依赖不是指关系模式R的某个或某些关系实例满足的约束条件，而是指R的所有关系实例均要满足的约束条件。
2. 函数依赖是语义范畴的概念。只能根据数据的语义来确定函数依赖。
例如“姓名→年龄”这个函数依赖只有在不允许有同名人的条件下成立
3. 数据库设计者可以对现实世界作强制的规定。例如规定不允许同名人出现，函数依赖“姓名→年龄”成立。所插入的元组必须满足规定的函数依赖，若发现有同名人存在， 则拒绝装入该元组。
例: Student(Sno, Sname, Ssex, Sage, Sdept)
假设不允许重名，则春羡核有:
Sno → Ssex， Sno → Sage , Sno → Sdept，
Sno ←→ Sname, Sname → Ssex， Sname → Sage
Sname → Sdept
但Ssex －\→Sage
若X→Y，并且Y→X, 则记为X←→Y。
若Y不函数依赖于X, 则记为X－\→Y。
在关系模式R(U)中，对扒掘于U的子集X和Y，
派岁如果X→Y，但Y 不为 X的子集，则称X→Y是非平凡的函数依赖
若X→Y，但Y 为 X的子集, 则称X→Y是平凡的函数依赖
例：在关系SC(Sno, Cno, Grade)中，
非平凡函数依赖： (Sno, Cno) → Grade
平凡函数依赖： (Sno, Cno) → Sno
(Sno, Cno) → Cno
部分函数依赖： 若x->y 并且，存在X的真子集x1，使得x1->y,则 y部分依赖于 x。
完全函数依赖：若x->y并且，对于x的任何一个真子集x1，都不存在x1->y 则称y完全依赖于x。

⑽ 数据库函数依赖问题

你好！

首先我们可以看到，C→D在R2上保持函数依赖，但是A→D，B→D在R1，R2上都不保持，所以做进一步判断——

判断的算法如下：

对F上的每如闷码一个渣哪α→β使用下面的过程：
①令result=α;
②t=(result∩Ri)+ ∩Ri；
result=result∪t

（第二步的Ri={R1（...），R2（...），...，Rn（...）}，该步骤遍历一遍分解出的关系模式）

要注意的是这里的属性闭包是在函数依赖集F下计算出来的，如果result中包罩亏含了β的所有属性，则函数依赖α→β，分解是保持依赖的（当且仅当上述过程中F的所有依赖都被保持）。

那么我们来判断一下，首先是A→D：

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

再对R2，令result=A，result∩R2=空集，空集无法求闭包，那么t=空集，result=A。

可以发现无论对于R1还是R2最后的result都是A，并未包含D，所以A→D未被保持，这里已经可以得出该分解不保持函数依赖。

对于B→D也是一样的方法：

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

再对R2，令result=B，result∩R2=空集，空集无闭包，t=空集，result=B；

result并未包含D，所以B→D也同样未被保持，该分解不保持函数依赖。