Normalización n de Bases de Datos Relacionales. Bases de Datos. Malos Diseños. Índice. Muchos Problemas. Definición

Transcripción

1 Normalización n de Relacionales Malos Diseños Qué puede salir mal cuando se hace un mal diseño de una base de datos relacional? Esquema_prestamo= (nombre_sucursal, ciudad_sucursal, activo, nombre_cliente, numero_prestamo, importe) (Plaza Roja, Santiago, 50000, Santos, P-27, 4500) Introducción 2 Muchos Problemas Índice Repetición de la Información por ejemplo, repetir ciudad_sucursal y activo para cada préstamo de cada sucursal Desaprovecha espacio, complica actualización Imposibilidad de Representar Información por ejemplo, no se puede representar el activo de una sucursal sino tiene concedido al menos un préstamo Valores nulos, complica actualización (Plaza Roja, Santiago, 50000, Santos, P-27, 4500) nombre_sucursal activo numero_prestamo Introducción 3 Normalización Primera Forma Normal Dependencias Funcionales Segunda Forma Normal Tercera Forma Normal Forma Normal de Boyce-Codd Descomponer Relaciones Otras Formas Normales Diseño de Relacionales Introducción 4 Definición Normalización Normalización n de Relacionales La normalización es una técnica, desarrollada inicialmente por E.F. Codd en 1972, para diseñar la estructura lógica de una base de datos en el modelo relacional La normalización es un proceso en el cual se va comprobando el cumplimiento de una serie de reglas, o restricciones, por parte de un esquema de relación; cada regla que se cumple aumenta el grado de normalización del esquema de relación; si una regla no se cumple, el esquema de relación se debe descomponer en varios esquemas de relación que sí la cumplan por separado Normalización 6

2 Formas Normales Un esquema de relación está en una determinada forma normal si satisface un cierto conjunto de restricciones Universo de Relaciones 1FN 2FN Cood, FN FNBC 4FN 5FN Boyce y Cood, 1974 Fagin, 1977 Fagin, 1979 En realidad, son ideas sencillas Normalización 7 Cumplimiento Obligatorio El modelo relacional sólo requiere un conjunto de esquemas de relación en primera forma normal Las restantes formas normales son opcionales Para evitar anomalías de actualización, es recomendable llegar al menos hasta la tercera forma normal o, mejor aún, hasta la forma normal de Boyce-Codd Normalización 8 Primera Forma Normal Primera Forma Normal Normalización n de Relacionales Un esquema de relación está en primera forma normal (1FN) si, y sólo si, los dominios de todos los atributos de la relación son atómicos Universo de Relaciones 1FN 2FN 3FN FNBC 4FN 5FN Primera Forma Normal 10 Dominios Atómicos Un dominio es atómico si se considera que los elementos del dominio son unidades indivisibles Normalización n 1FN La primera formal normal se definió para prohibir los atributos multivalorados, los atributos compuestos y sus combinaciones En muchos dominios en los que las entidades tienen una estructura compleja, la imposición de la representación en primera forma normal representa una carga innecesaria para el programador de las aplicaciones, que tiene que escribir código para convertir los datos a su forma atómica Los sistemas modernos de bases de datos soportan muchos tipos de valores no atómicos Primera Forma Normal 11 Cuando un esquema de relación no está en primera forma normal, se divide en otros esquemas de relación, repartiendo sus atributos entre los resultantes Se elimina el (los) atributo(s) que viola(n) la 1FN del esquema original Se coloca el (los) atributo(s) que viola(n) la 1FN en un esquema aparte junto con la superclave del esquema de partida Primera Forma Normal 12

3 Pedidos Esquema_ordenes = (id_orden, fecha, id_cliente, nombre_cliente, provincia, numero_item, descripcion_item, cantidad, precio) 1FN Esquema_ordenes = (id_orden, fecha, id_cliente, nombre_cliente, provincia) Esquema_pedidos = (id_orden, numero_item, descripcion_item, cantidad, precio) Primera Forma Normal 13 Dependencias Funcionales Normalización n de Relacionales Definición Las dependencias funcionales son restricciones que se aplican sobre el conjunto de relaciones legales de un modelo relacional (una relación es legal si satisface las restricciones impuestas) Semántica La dependencia funcional es una noción semántica Se trata de una generalización del concepto de clave Desempeñan un papel fundamental en la diferenciación entre buenos y malos diseños de bases de datos Dependencias Funcionales 15 Dependencias Funcionales 16 Obtención n de Dep. Func. La existencia o no de dependencias funcionales entre los atributos de un esquema de relación no viene determinada por reglas abstractas sino por los modelos mentales del usuario y por las reglas de la organización para la cual se desarrolla la base de datos Superclave Sea R el esquema de una relación; El subconjunto K de R es una superclave de R si... en cualquier relación legal r(r), para todos los pares de tuplas t 1 y t 2 de r tales que t 1 t 2, t 1 [K] t 2 [K] Ningún par de tuplas puede tener los mismos valores para los atributos de la superclave Cada dependencia funcional es una regla de integridad Dependencias Funcionales 17 Una superclave es un conjunto de uno o más atributos que, tomados colectivamente, permiten identificar de forma única una entidad en un conjunto de entidades Dependencias Funcionales 18

4 Dependencia Funcional Considérese el esquema de una relación R y sean α R y β R La dependencia funcional α βse cumple, para el esquema R, si en cualquier relación legal r(r) para todos los pares de tuplas t 1 y t 2 de r tales que t 1 [α]=t 2 [α] se cumple que t 1 [β]=t 2 [β] β depende funcionalmente de α α determina funcionalmente a β K es una superclave de R si K R Notación: α conjunto de atributos y A atributo Dependencias Funcionales 19 Esquema_prestamo= (nombre_sucursal, ciudad_sucursal, activo, nombre_cliente, numero_prestamo, importe) nombre_sucursal ciudad_sucursal nombre_sucursal activo numero_prestamo importe numero_prestamo nombre_sucursal nombre_cliente numero_prestamo nombre_sucursal nombre_cliente Dependencias Funcionales 20 Uso Dependencias Funcionales Probar las relaciones y ver si son legales según un conjunto de dependencias funcionales Si una relación r es legal según un conjunto F de dependencias funcionales se dice que r satisface F Especificar las restricciones de un conjunto de relaciones legales definidas según un esquema de relación Si se desea que las relaciones que responden a un esquema de relación R satisfagan un conjunto F de dependencias funcionales se dice que F se cumple en R A C C A AB D A A B B C C Dependencias triviales A a1 a1 a2 a2 a3 B b1 b2 b2 b3 b3 C c1 c1 c2 c2 c2 D d1 d2 d2 d3 d4 Es posible que una dependencia se satisfaga pero no se cumpla D D α βes trivial si β α Dependencias Funcionales 21 Dependencias Funcionales 22 Implicación n LógicaL Dado un conjunto F de dependencias funcionales, pueden existir otras dependencias funcionales (no definidas en el conjunto original) implicadas lógicamente por el conjunto F Dado un esquema relacional R, una dependencia funcional f de R está implicada lógicamente por un conjunto de dependencias funcionales F de R si cada ejemplar de la relación r(r) que satisfaga F satisface también f R = (A, B, C, G, H, I) A B A C CG H La dependencia funcional A H está implicada lógicamente: CG I t 1 [A]=t 2 [A] B H A B t 1 [B]=t 2 [B] B H t 1 [H]=t 2 [H] A H Dependencias Funcionales 23 Dependencias Funcionales 24

5 Cierre Sea F un conjunto de dependencias funcionales; El cierre de F, denotado por F +, es el conjunto de todas las dependencias funcionales implicadas lógicamente por F Axiomas de Armstrong Las reglas de inferencia definidas por Armstrong proporcionan una técnica sencilla para calcular el cierre, F +, de un conjunto de dependencias funcionales F (mediante su aplicación repetida) Dado F se puede calcular directamente F + a partir de la definición de dependencia funcional Si F es de gran tamaño, este proceso podría ser prolongado y difícil Regla de la Reflexividad: Si β α α β Regla de la Aumentatividad: Si α β γα γβ Regla de la Transitividad: Si α βy β γ α γ para α, β, y γ conjuntos de atributos Dependencias Funcionales 25 Dependencias Funcionales 26 Axiomas de Armstrong Los axiomas de Armstrong son correctos porque no generan dependencias funcionales incorrectas Los axiomas de Armstrong son completos porque permiten generar todo el cierre de un conjunto de dependencias funcionales Los axiomas de Armstrong son difíciles de utilizar directamente para el cálculo del cierre de un conjunto de dependencias funcionales Reglas Adicionales Para simplificar el uso de los axiomas de Armstrong se les añaden una serie de reglas adicionales (demostrables mediante los propios axiomas de Armstrong) Regla de la Unión: Si α βy α γ α βγ Regla de la Descomposición: Si α βγ α βy α γ Regla de la Pseudotransitividad: Si α βy βγ δ αγ δ para α, β, γ y δ conjuntos de atributos Dependencias Funcionales 27 Dependencias Funcionales 28 R = (A, B, C, G, H, I) F = {A B, A C, CG H, CG I, B H} Algunos miembros de F + A H: A B, B H y la regla de la transitividad CG HI: CG H, CG I y la regla de la unión AG I: A C, CG I y la regla de la pseudotransitividad Algoritmo de Cálculo C de F + F + = F Repetir Para cada f F + Aplicar Reflexividad y Aumentatividad a f Añadir resultado a F + Para cada f 1, f 2 F + Si f 1 y f 2 se puede combinar por Transitividad Añadir resultado a F + Hasta que F + no cambie Dependencias Funcionales 29 Dependencias Funcionales 30

6 Superclave Para comprobar si un conjunto de atributos es una superclave hay que diseñar un algoritmo para el cálculo del conjunto de atributos determinados funcionalmente por dicho conjunto de atributos Hacerlo calculando el cierre y tomando todas las dependencias funcionales con el conjunto de atributos como término de la izquierda puede ser costoso si el cierre es de gran tamaño Cierre de Atributos Sea α un conjunto de atributos; El conjunto de atributos determinados funcionalmente por α bajo un conjunto de dependencias funcionales F se denomina cierre de α bajo F y se denota α + α β F β α + El conjunto de atributos determinados funcionalmente por un atributo no sólo resulta útil para comprobar si un atributo es una superclave Dependencias Funcionales 31 Dependencias Funcionales 32 Algoritmo de Cálculo C de α + Res = α Repetir Para cada dependencia funcional β γ F Si β Res Entonces Res = Res U γ Hasta que Res no cambie R = (A, B, C, G, H, I) F = {A B, A C, CG H, CG I, B H} (AG) + AG ABG (A B) ABCG (A C) ABCGH (CG H) ABCGHI (CG I) Dependencias Funcionales 33 Dependencias Funcionales 34 Usos del Cierre de Atributos Posibles usos del cálculo del cierre de atributos: Comprobar superclaves: Para comprobar si α es una superclave, se calcula α + y se comprueba si α + contiene todos los atributos de R Comprobar dependencias funcionales: Para comprobar si se cumple la dependencia funcional α β, se comprueba si β α + Calcular el cierre de F: Para cada γ R se halla el cierre γ + y, para cada S γ +, se genera una dependencia funcional γ S Dependencias Funcionales 35 Actualizaciones Supóngase que se tiene un conjunto de dependencias funcionales F de un esquema de relación R Siempre que un usuario lleve a cabo una actualización de una relación legal r, definida mediante ese esquema de relación R, el sistema de bases de datos debe asegurarse de que la actualización no viole ninguna dependencia funcional (el sistema debe retroceder la actualización si viola alguna dependencia funcional del conjunto F) Se puede reducir el esfuerzo empleado en la verificación de las violaciones comprobando un conjunto simplificado de dependencias funcionales que tenga el mismo cierre que F Dependencias Funcionales 36

7 Atributos Raros Un atributo, de una dependencia funcional, es raro si se puede eliminar sin modificar el cierre del conjunto de dependencias funcionales Considérese un conjunto F de dependencias funcionales y la dependencia funcional α βde F El atributo A es raro en α si A αy F implica lógicamente a (F - {α β}) U {(α-a) β} El atributo A es raro en β si A βy (F - {α β}) U {α (β-a)} implica lógicamente a F AB C A C AB CD A C B es raro en AB C porque F = {AB C, A C} implica lógicamente a (F - {α β}) U {(α-b) β}={a C} U {A C} C es raro en AB CD porque (F - {α β}) U {α (β-c)}={a C} U {AB D} implica lógicamente a F = {AB CD, A C} Dependencias Funcionales 37 Dependencias Funcionales 38 Algoritmo Comp. Atrib.. Raro Recubrimiento Canónico nico Sea R el esquema de la relación y F el conjunto de dependencias funcionales que se cumplen en R Considérese el atributo A de la dependencia α β F Si A α; sea γ = α - {A}; hay que comprobar si se puede inferir γ βa partir de F Se calcula γ + bajo F y si γ + incluye todos los atributos de β, entonces A es raro en α Si A β; sea F = (F {α β}) U {α (β -A)}; hay que comprobar si se puede inferir α A a partir de F Se calcula α + bajo F y si α + incluye a A, entonces A es raro en β Dependencias Funcionales 39 El recubrimiento canónico F c de F es un conjunto de dependencias funcionales tales que: F implica lógicamente a todas las dependencias de F c F c implica lógicamente a todas las dependencias de F Además, F c debe tener las siguientes propiedades: Ninguna dependencia funcional de F c contiene atributos raros El lado izquierdo de cada dependencia funcional de F c es único F c tiene el mismo cierre que F Dependencias Funcionales 40 Algoritmo de Cálculo C del RC F c = F Repetir Utilizar la regla de la unión para reemplazar las dependencias funcionales de F c de la forma α 1 β 1 y α 1 β 2 con α 1 β 1 β 2 Encontrar una dependencia funcional α βde F c con un atributo raro en α o en β Eliminar el atributo raro de α β R = (A, B, C) F = {A BC, B C, A B, AB C} F c = {A BC, B C, A B, AB C} A BC y A B entonces F c = {A BC, B C, AB C} A es raro en AB C entonces F c = {A BC, B C} C es raro en A BC entonces F c = {A B, B C} Hasta que F c no cambie Es posible que el recubrimiento canónico no sea único Dependencias Funcionales 41 Dependencias Funcionales 42

8 Segunda Forma Normal Segunda Forma Normal Normalización n de Relacionales Un esquema de relación está en segunda forma normal (2FN) si, y sólo si, está en primera forma normal (1FN) y, además cada atributo del esquema de relación que no está en la clave primaria depende funcionalmente de la clave primaria completa y no sólo de una parte de esta Universo de Relaciones Segunda Forma Normal 44 1FN 2FN 3FN FNBC 4FN 5FN Definición n Formal 2FN Un esquema de relación R está en segunda forma normal (2FN) si cada atributo A de R cumple al menos una de las siguientes condiciones: A aparece en una clave candidata A no es parcialmente dependiente de una clave candidata Clave Primaria Simple La segunda forma normal (2FN) sólo se aplica a los esquemas de relación que tienen claves primarias compuestas por dos o más atributos Si un esquema de relación está en primera forma normal (1FN) y su clave primaria es simple (un solo atributo) entonces está en segunda forma normal (2FN) Una dependencia funcional α βse denomina dependencia parcial si hay un subconjunto γ de α tal que γ β Segunda Forma Normal 45 Segunda Forma Normal 46 Normalización n 2FN Cuando un esquema de relación no está en segunda forma normal, se la puede normalizar repartiéndola entre varias relaciones en 2FN en las que los atributos que dependen de una parte de la clave formarán una nueva relación que tendrá esa parte de la clave como clave primaria Dado que se puede demostrar que cada dependencia parcial es una dependencia transitiva y la normalización 3FN elimina las dependencias transitivas, la normalización 2FN está en desuso Segunda Forma Normal 47 Pedidos Esquema_ordenes = (id_orden, fecha, id_cliente, nombre_cliente, provincia) Esquema_pedidos = (id_orden, numero_item, descripcion_item, cantidad, precio) 2FN Esquema_ordenes = (id_orden, fecha, id_cliente, nombre_cliente, provincia) Esquema_pedidos = (id_orden, numero_item, cantidad) Esquema_articulos = (numero_item, descripcion_item, precio) Segunda Forma Normal 48

9 Tercera Forma Normal Tercera Forma Normal Normalización n de Relacionales Un esquema de relación está en tercera forma normal (3FN) si, y sólo si, está en segunda forma normal (2FN) y, además cada atributo del esquema de relación que no está en la clave primaria sólo depende funcionalmente de la clave primaria, y no de ningún otro atributo Universo de Relaciones Tercera Forma Normal 50 1FN 2FN 3FN FNBC 4FN 5FN Definición n Formal 3FN Un esquema de relación R está en tercera forma normal (3FN) respecto a un conjunto de dependencias funcionales F si para todas las dependencias funcionales de F + de la forma α β, donde α R y β R, se cumple al menos una de las siguientes condiciones: α βes una dependencia funcional trivial (β α) α es una superclave de R Cada atributo de β - α está contenido en alguna clave candidata de R Pedidos Esquema_ordenes = (id_orden, fecha, id_cliente, nombre_cliente, provincia) Esquema_pedidos = (id_orden, numero_item, cantidad) Esquema_articulos = (numero_item, descripcion_item, precio) 3FN Esquema_ordenes = (id_orden, fecha, id_cliente) Esquema_clientes = (id_cliente, nombre_cliente, provincia) Esquema_pedidos = (id_orden, numero_item, cantidad) Esquema_articulos = (numero_item, descripcion_item, precio) Tercera Forma Normal 51 Tercera Forma Normal 52 Forma Normal de Boyce-Codd Forma Normal de Boyce-Codd Normalización n de Relacionales Un esquema de relación está en forma normal de Boyce-Codd (FNBC) si, y sólo si, está en tercera forma normal (3FN) y, además cada atributo del esquema de relación que determine otros atributos está en una superclave Universo de Relaciones 1FN 2FN 3FN FNBC Forma Normal de Boyce-Codd 54 4FN 5FN

10 Definición n Formal FNBC Un esquema de relación R está en forma normal de Boyce-Codd (FNBC) respecto a un conjunto de dependencias funcionales F si para todas las dependencias funcionales de F + de la forma α β, donde α R y β R, se cumple al menos una de las siguientes condiciones: α βes una dependencia funcional trivial (β α) α es una superclave de R Referencia La forma normal de Boyce-Codd, versión algo más restrictiva de la tercera forma normal, es una de las formas normales más deseables para un buen diseño de bases de datos No siempre se puede conseguir Forma Normal de Boyce-Codd 55 Forma Normal de Boyce-Codd 56 Comprobación n FNBC Comprobación de FNBC en una relación: Para comprobar si la dependencia no trivial α β provoca una violación de FNBC hay que calcular α + (el cierre de los atributos de α) y comprobar si incluye a todos los atributos de R; es decir, si es una superclave de R Para comprobar si un esquema de relación R está en FNBC basta con comprobar únicamente las dependencias del conjunto de dependencias funcionales F (no es necesario verificar F + ) Esquema_cliente = (nombre_cliente, calle_cliente, ciudad_cliente) nombre_cliente calle_cliente ciudad_cliente Esquema_sucursal = (nombre_sucursal, ciudad_sucursal, activo) nombre_sucursal ciudad_sucursal activo Esquema_info_prestamo = (nombre_sucursal, nombre_cliente, numero_prestamo, importe) numero_prestamo nombre_sucursal importe SI Forma Normal de Boyce-Codd 57 No es una superclave Forma Normal de Boyce-Codd 58 Descomponer Esquemas Descomponer Relaciones Cuando un esquema de relación no cumple una determinada forma normal se debe descomponer en varios esquemas de relación que sí cumplan la forma normal Una descomposición poco cuidadosa puede llevar a un mal diseño Normalización n de Relacionales Propiedades deseables de la descomposición: Reunión sin pérdidas Conservación de las dependencias Descomponer Relaciones 60

11 Descomposición Un conjunto de esquemas de relación {R 1, R 2,, R n } es una descomposición de un esquema de relación R si Reunión n de la Descomposición Sea r una relación del esquema R y sea r i = Π Ri (r) para i = 1, 2,, n R = R 1 U R 2 U U R n {R 1, R 2,, R n } es una descomposición de R si para i = 1, 2,, n; cada R i es un subconjunto de R Se cumple que: {r 1, r 2,, r n } es la base de datos que resulta de descomponer R en {R 1, R 2,, R n } cada atributo de R aparece en al menos un R i r r 1 r 2 r n Descomponer Relaciones 61 Descomponer Relaciones 62 Descomposición n sin PérdidasP Esquema_prestamo= (nombre_sucursal, ciudad_sucursal, activo, nombre_cliente, numero_prestamo, importe) Sea C un conjunto de restricciones (las dependencias funcionales F son una parte) de la base de datos y R un esquema de relación Esquema_sucursal_cliente= (nombre_sucursal, ciudad_sucursal, activo, nombre_cliente) Esquema_cliente_prestamo= (nombre_cliente, numero_prestamo, importe) Esquema_sucursal= (nombre_sucursal, ciudad_sucursal, activo) Esquema_info_prestamo= (nombre_sucursal, nombre_cliente, numero_prestamo, importe) Una descomposición {R 1, R 2,, R n } de R es una descomposición de reunión sin pérdida si, para todas las relaciones r del esquema R que son legales bajo C r = r 1 r 2 r n r i = Π Ri (r) para i = 1, 2,, n Descomponer Relaciones 63 Descomponer Relaciones 64 Criterio Des. Reu.. Sin Per. Esquema_prestamo= (nombre_sucursal, ciudad_sucursal, activo, nombre_cliente, numero_prestamo, importe) Esquema_sucursal_cliente= (nombre_sucursal, ciudad_sucursal, activo, nombre_cliente) Esquema_cliente_prestamo= (nombre_cliente, numero_prestamo, importe) Con Pérdidas Esquema_sucursal= Sin (nombre_sucursal, ciudad_sucursal, activo) Esquema_info_prestamo=, (nombre_sucursal, nombre_cliente, numero_prestamo, importe) Descomponer Relaciones 65 Sea R un esquema de relación, sea F un conjunto de dependencias funcionales de R y sea {R 1, R 2 } una descomposición de R La descomposición {R 1, R 2 } es una descomposición de reunión sin pérdidas de R si al menos una de las siguientes dependencias funcionales está en F + : R 1 R 2 R 1 R 1 R 2 R 2 U Los atributos de la intersección de la descomposición forman una superclave de alguna de las relaciones resultantes de la descomposición U Descomponer Relaciones 66

12 Conservación n de Dependencias Cuando se lleva a cabo una actualización en la base de datos el sistema debe poder comprobar que la actualización no crea ninguna relación ilegal Restricción Sea F un conjunto de dependencias funcionales del esquema R y sea {R 1, R 2,, R n } una descomposición de R Para comprobar de manera eficiente las actualizaciones, se deben diseñar esquemas de bases de datos relacionales que permitan la validación de las actualizaciones sin que haga falta calcular las reuniones Descomponer Relaciones 67 La restricción de F a R i es el conjunto F i de las dependencias funcionales de F + que sólo incluyen atributos de R i El conjunto de restricciones F 1, F 2,, F n es el conjunto de dependencias que pueden calcularse de forme eficiente (sin calcular reuniones) Descomponer Relaciones 68 Desc. Conserva Dependencias Sea F = F 1 U F 2 U U F n (F es un conjunto de dependencias funcionales del esquema R pero, en general, F F) Se llaman descomposiciones que conservan las dependencias a aquellas descomposiciones en las cuales F + = F + Cada dependencia de F está lógicamente implicada por F Descomponer Relaciones 69 DSP y CD Esquema_prestamo= (nombre_sucursal, ciudad_sucursal, activo, nombre_cliente, numero_prestamo, importe) nombre_sucursal ciudad_sucursal activo numero_prestamo nombre_sucursal importe Esquema_sucursal= (nombre_sucursal, ciudad_sucursal, activo) Esquema_info_prestamo= (numero_prestamo, nombre_sucursal, nombre_cliente, importe) Esquema_prestamo=, (numero_prestamo, nombre_sucursal, importe) Esquema_prestatario= (nombre_cliente, numero_prestamo) Descomponer Relaciones 70 Descomposición n FNBC Aunque para comprobar si un esquema de relación está en FNBC es suficiente analizar el conjunto de dependencias funcionales F, cuando se analiza una descomposición este procedimiento no funciona se necesita analizar alguna dependencia que esté en F + Para comprobar si una relación R i de una descomposición de R está en FNBC hay que comprobar que α +, en cada subconjunto de atributos α de R i, no incluye ningún atributo de R i -α o incluye a todos los atributos de R i Descomponer Relaciones 71 Algoritmo Descomp.. FNBC res = {R} hecho = falso Calcular F + Mientras (NOT hecho) Hacer Si hay un Esquema R i en res que no esté en FNBC Entonces Sea α βuna dependencia funcional no trivial que se cumple en R i tal que α R no esté en F + y α β= res = (res R i ) U (R i -β) U (α,β) Si no hecho = cierto Descomponer Relaciones 72

13 FNBC Caract.. Algoritmo FNBC Esquema_prestamo= (nombre_sucursal, ciudad_sucursal, activo, nombre_cliente, numero_prestamo, importe) nombre_sucursal ciudad_sucursal activo numero_prestamo nombre_sucursal importe Clave candidata: (numero_prestamo, nombre_cliente) FNBC Esquema_sucursal= (nombre_sucursal, ciudad_sucursal, activo) Esquema_info_prestamo= (numero_prestamo, nombre_sucursal, nombre_cliente, importe) Esquema_prestamo=, (numero_prestamo, nombre_sucursal, importe) Esquema_prestatario= (nombre_cliente, numero_prestamo) Descomponer Relaciones 73 El algoritmo utiliza dependencias testigo que demuestran la violación de FNBC La descomposición que genera este algoritmo es una descomposición de reunión sin pérdidas No todas las descomposiciones FNBC conservan las dependencias Descomponer Relaciones 74 Objetivos de Diseño Los tres objetivos de diseño habituales son: Reunión sin Pérdidas Esencial para evitar pérdidas de información FNBC Conservación de las Dependencias La Tercera Forma Normal, relajación leve de la FNBC, garantiza que siempre existe una descomposición que conserva las dependencias Algoritmo Descomp.. 3FN Sea F c un recubrimiento canónico de F i=0 Para cada dependencia funcional α β de F c Hacer Si ninguno de los esquemas R j (j=1,2,,i) contiene αβ Entonces i=i+1 R i =αβ Si ninguno de los esquemas R j (j=1,2,,i) contiene una clave candidata de R Entonces i=i+1 R i =cualquier clave candidata de R Descomponer Relaciones 75 Descomponer Relaciones 76 3FN Caract.. Algoritmo 3FN Esquema_info_asesor= (nombre_sucursal, nombre_cliente, nombre_asesor, numero_sucursal) nombre_asesor nombre_sucursal numero_sucursal nombre_cliente nombre_sucursal nombre_asesor 3FN Es un algoritmo de síntesis ya que va añadiendo esquemas, en lugar de realizar una verdadera descomposición El resultado no es único puesto que el recubrimiento canónico no es único y además depende del orden en el que se considere las dependencias Esquema_asesor_sucursal= (nombre_asesor, nombre_sucursal, numero_sucursal) Esquema_asesor= (nombre_cliente, nombre_sucursal, nombre_asesor) Descomponer Relaciones 77 Descomponer Relaciones 78

14 FNBC vs. 3FN Siempre resulta posible obtener un diseño en 3FN sin sacrificar la reunión sin pérdidas o la conservación de dependencias Dado que 3FN no elimina todas las dependencias transitivas pueden aparecer problemas de necesidad de datos nulos y/o repetición de información Otras Formas Normales Descomponer Relaciones 79 Normalización n de Relacionales Cuarta Forma Normal Dependencias Multivaloradas Esquema_prestamo= (numero_prestamo, nombre_cliente, calle_cliente,ciudad_cliente) nombre_cliente calle_cliente ciudad_cliente y nombre_cliente no es una superclave No FNBC clientes ricos buenos clientes! tienen varios domicilios nombre_cliente calle_cliente ciudad_cliente Esquema_prestamo= (numero_prestamo, nombre_cliente, calle_cliente,ciudad_cliente) Sea R un esquema de relación y sean α R y β R; La dependencia multivalorada α β se cumple en R si, en toda relación legal r(r), para todo par de tuplas t 1 y t 2 de r tales que t 1 [α]=t 2 [α], existen unas tuplas t 3 y t 4 de r tales que t 1 [α]=t 2 [α]=t 3 [α]=t 4 [α] t 3 [β]=t 1 [β] t 3 [R-β]=t 2 [R-β] t 4 [β]=t 2 [β] t 4 [R-β]=t 1 [R-β] Si FNBC pero aparece el problema de la repetición de información Otras Formas Normales 81 Otras Formas Normales 82 Funcionales vs. Multivaloradas Las dependencias funcionales se suelen denominar dependencias de generación de igualdad y las dependencias multivaloradas se suelen denominar dependencias de generación de tuplas tuplas A A α β B B tuplas α β A B X A C Z A B Z A C X Otras Formas Normales 83 Definición n Formal 4FN Un esquema de relación R está en cuarta forma normal (4FN) respecto a un conjunto F de dependencias funcionales y multivaloradas si para todas las dependencias multivaloradas de F + de la forma α β, donde α R y β R, se cumple al menos una de las siguientes condiciones: α β es una dependencia multivalorada trivial (β αó β U α = R) α es una superclave de R Si α β, entonces α β Otras Formas Normales 84

15 Otras Formas Normales Hay otro tipo de restricciones denominadas dependencias de reunión que generalizan las dependencias multivaloradas y llevan a la forma normal de reunión por proyección (FNRP) Hay otro tipo de restricciones más generales que llevan a la forma normal de dominios y claves (FNDC) Diseño o de Relacionales Otras Formas Normales 85 Normalización n de Relacionales Normalización n y Diseño o BDR Modos de obtener un esquema R: R puede haber sido generado al convertir un diagrama E-R en un conjunto de tablas R puede haber sido una sola relación que contuviera todos los atributos que resulten de interés R puede haber sido el resultado de algún diseño ad hoc de relaciones Nor. vs. E-RE Cuando se define con cuidado un diagrama E-R, identificando correctamente todas las entidades, las tablas generadas a partir del diagrama E-R no necesitan más normalización La mayor parte de las dependencias que violan formas normales surgen de un mal diseño del diagrama E-R las dependencias funcionales pueden ayudar a detectar un mal diseño E-R si las relaciones generadas no se hallan en la forma normal deseada, el problema se puede solucionar en el diagrama E-R Diseño o de Relaciones 87 Diseño o de Relaciones 88 Nor. vs. Relación n Universal La única manera de escribir una relación universal para algunos casos es incluir valores nulos en la relación universal implica varias dificultades Los nombres de los atributos deben ser únicos en la relación universal Desnormalización A veces, los diseñadores de bases de datos escogen un esquema que tiene información redundante; es decir, que no está normalizada Se utiliza la redundancia para mejorar el rendimiento de aplicaciones concretas (especialmente críticas en tiempo); la penalización es el trabajo extra dedicado a mantener consistentes los datos redundantes Diseño o de Relaciones 89 Vistas materializadas: vistas cuyo resultado se almacena en la base de datos que se actualiza cuando se actualizan las relaciones implicadas Diseño o de Relaciones 90

16 Tablas Cruzadas Esquema_beneficios= (id_empresa, año, importe) id_empresa año importe Esquema_beneficios_2004 = (id_empresa, importe) Esquema_beneficios_2003 = (id_empresa, importe) Esquema_beneficios_2002 = (id_empresa, importe) Esquema_beneficios_2001 = (id_empresa, importe) id_empresa importe FNBC Esquema_empresa_año = (id_empresa, beneficios_2004, beneficios_2003, beneficios_2002, beneficios_2001) id_empresa beneficios_2004, beneficios_2003, beneficios_2002, beneficios_2001 Vicio derivado de las Hojas de Cálculo Diseño o de Relaciones 91