数据库左部

㈠ 数据库中，什么是超关键字，候选关键字，主关键字麻烦举例说明

1、主关键字：主关键字(primary key)是表中的一个或多个字段，它的值用于唯一的标识表中的某一条记录。主关键字又可以称为主键。 主键可以由一个字段，也可以由多个字段组成，分别称为单字段主键或多字段主键。并且它可以唯一确定表中的一行数据，或者可以唯一确定一个实体。

2、超关键字：二维表中，能够惟一确定记录的一个字段或几个字段的组合被称为“超关键字”。“超关键字”虽然能唯一确定记录，但是它所包含的字段可能是有多余的。

3、候选关键字：如果一个超关键字去掉其中任何一个字段后不再能唯一地确定记录，则称它为“候选关键字”（Candidate Key）。

(1)数据库左部扩展阅读：

建立主关键字（主键）应该遵循的原则 ：

1、主键应当是对用户没有意义的。如果用户看到了一个表示多对多关系的连接表中的数据，并抱怨它没有什么用处，那就证明它的主键设计地很好。

2、永远也不要更新主键。实际上，因为主键除了唯一地标识一行之外，再没有其他的用途了，所以也就没有理由去对它更新。如果主键需要更新，则说明主键应对用户无意义的原则被违反了。 注：这项原则对于那些经常需要在数据转换或多数据库合并时进行数据整理的数据并不适用。

3、主键不应包含动态变化的数据，如时间戳、创建时间列、修改时间列等。

4、主键应当由计算机自动生成。如果由人来对主键的创建进行干预，就会使它带有除了唯一标识一行以外的意义。一旦越过这个界限，就可能产生人为修改主键的动机，这样，这种系统用来链接记录行、管理记录行的关键手段就会落入不了解数据库设计的人的手中。

㈡ 数据库闭包的计算

闭包就是由一个属性直接或间接推导出的所有属性的集合，例如：

f={a->b,b->c,a->d,e->f}

由a可直接得到b和d，间接得到c，则a的闭包就是{a,b,c,d}

㈢ 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)数据库左部扩展阅读：

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。

㈣ 有关关系数据库理论的简答题

(1)求属性集的闭包，其实就是求各属性的闭包，然后整合去重复。
闭包就是由一个属性直接或间接推导出的所有属性的集合
A可以直接导出C A+={A，C}
D可以直接导出A C D+={A,C,D}
所以（AD）+={A，C，D}
B可以直接导出A，C B+={A,B，C}
（2）关键码的求解理论和算法对于给定的关系R（A1A2…An）和函数依赖集F ，可将其属性分为4类：L类：仅出现在F函数依赖左部的属性
R类：仅出现在F函数依赖右部的属性
N类：在F函数依赖的左右两部均未出现的属性
LR类：函数依赖的左右两部均出现的属性定理：
对于给定的关系模式R及其函数依赖集F，若X是R的L类属性，则X必为R的 任一关键码的成员。
所以可以看出BD是R的唯一关键码
（3）求最小函数依赖集
1.根据分解性先分解所有依赖的右边为单属性
F={A->C,C->A,B->A,B->C,D->A,D->C}
2．对所有依赖的左边为多属性的情况，消除左侧冗余属性
3.去除多余的函数依赖{A->C,C->A,B->A，D->A}

不知道对不对，对的话就继续。。

㈤ 数据库选择，图片第70题

首先对于给定的R(U)和函数依赖集F,可以将它的属性划分为4类:
L类,仅出现在F的函数依赖左部的属性。
R类,仅出现在F的函数依赖右部的属性。
N类,在F的函数依赖左部和右部均未出现的属性。
LR类,在F的函数依赖左部和右部两部均出现的属性。
根据以下定理和推论来求解候选码。
定理1:对于给定的关系模式R及其函数依赖集F,若X(X∈R)是L类属性,则X必为R的任一候选码的成员。
推论1:对于给定的关系模式R及其函数依赖集F,若X(X∈R)是L类属性,且X+包含了R的全部属性,则X必为R的唯一候选码。
定理2:对于给定的关系模式R及其函数依赖集F,若X(X∈R)是R类属性,则X不在任何候选码中。
定理3:设有关系模式R及其函数依赖集F,如果X是R的N类属性,则X必包含在R的任一候选码中。
步骤：
（1）将R的所有属性分为L、R、N、LR四类，令X代表L、N两类，Y代表LR类。
（2）求 X+（X的闭包）若X+包含了R的全部属性，则X即为R的惟一候选码，转（5）；否则转（3）在Y中逐一取每个属性A，求(XA)+。若它包含了R的全部属性，则转（5）；否则调换一属性反复进行这一过程，直到试完所有Y中的属性。
（4）在Y中依次取两个、三个属性…求它们的属性闭包直到其闭包包含R的全部属性。
（5）输出结果。
1、给出解题的过程：
a.L：B ； R：D，E ； LR：A，C ；没有N类属性
b.D和E不包含在任何候选码中，只剩下A，B和C，而B属于L类，故必定包含在任意候选码中。将A，B和C组合：AB，BC和ABC
c.求闭包
AB的闭包：ABCDE
BC的闭包：ABCDE
不用再计算{ABC}的闭包了，因为存在两个元素的候选键的闭包包含全部属性
d.输出候选码为AB，BC
2、求F的最小覆盖为：F1={AB->C,C->A，C->D,B->E}则无损且保持函数依赖的分解为：
R1(A，B，C) R2(C，A，D) R3(B，E)
或者分解R1(A，B，C) R2(C，D) R3(B，E)也是正确的。