資料庫閉包怎麼求

『壹』 資料庫閉包怎麼計算

已知關系模式R<U，F>，其中
U={A，B，C，D，E}；
F={AB→C，B→D，C→E，EC→B，AC→B}。
求（AB）F+ 。
解 設X（0）=AB；
(1)計算X（1）: 逐一的掃描F集合中各個函數依賴，
找左部為A，B或AB的函數依賴。得到兩個：
AB→C，B→D。
於是X（1）=AB∪CD=ABCD。
(2)因為X（0）≠ X（1） ，所以再找出左部為ABCD子集的那些函數依賴，又得到AB→C，B→D， C→E，AC→B，
於是X（2）=X（1）∪BCDE=ABCDE。
(3)因為X（2）=U，演算法終止
所以（AB）F+ =ABCDE。

求屬性集X（X  U）關於U上的函數依
賴集F 的閉包XF+
輸入：X，F
輸出：XF+
步驟：
（1）令X（0）=X，i=0
（2）求B，這里B = { A |( V)(  W)(V→WF
∧V  X（i）∧A W)}；
（3）X（i+1）=B∪X（i）
（4）判斷X（i+1）= X （i）嗎?
（5）若相等或X（i）=U , 則X（i）就是XF+ ,
演算法終止。
（6）若否，則 i=i+l，返回第（2）步。
對於演算法6.l， 令ai =|X（i）|，{ai }形成一個步長大
於1的嚴格遞增的序列，序列的上界是 | U |，因
此該演算法最多 |U| - |X| 次循環就會終止。

『貳』 有關關系資料庫理論的簡答題

(1)求屬性集的閉包，其實就是求各屬性的閉包，然後整合去重復。
閉包就是由一個屬性直接或間接推導出的所有屬性的集合
A可以直接導出C A+={A，C}
D可以直接導出A C D+={A,C,D}
所以（AD）+={A，C，D}
B可以直接導出A，C B+={A,B，C}
（2）關鍵碼的求解理論和演算法對於給定的關系R（A1A2…An）和函數依賴集F ，可將其屬性分為4類：L類：僅出現在F函數依賴左部的屬性
R類：僅出現在F函數依賴右部的屬性
N類：在F函數依賴的左右兩部均未出現的屬性
LR類：函數依賴的左右兩部均出現的屬性定理：
對於給定的關系模式R及其函數依賴集F，若X是R的L類屬性，則X必為R的 任一關鍵碼的成員。
所以可以看出BD是R的唯一關鍵碼
（3）求最小函數依賴集
1.根據分解性先分解所有依賴的右邊為單屬性
F={A->C,C->A,B->A,B->C,D->A,D->C}
2．對所有依賴的左邊為多屬性的情況，消除左側冗餘屬性
3.去除多餘的函數依賴{A->C,C->A,B->A，D->A}

不知道對不對，對的話就繼續。。

『叄』 資料庫屬性集合的閉包怎麼求

計算屬性集閉包X+的演算法如下：
輸入：X，F
輸出：
X+
迭代演算法的步驟：
①
選取X+的初始值為X
，即X+＝{X}；
②
計算X+，
X+＝{XZ}
，其中Z要滿足如下條件：
YX+，且F中存在一函數依賴Y→Z。實際上就是以X+中的屬性子集作為函數依賴的決定因素，在F中搜索函數依賴集，找到函數依賴的被決定屬性Z放到X+中。
③
判斷：如果X+沒有變化？或X+等於U？則X+就是所求的結果，演算法終止。否則轉②。
因為U是有窮的，所以上述迭代過程經過有限步驟之後就會終止。

『肆』 資料庫：關系模式R(A,B,C,D,E)...函數依賴F={A-D,E-D,D-B,BC-D,CD-A} 求C的閉包坐等高手。。

①A -> BC, B -> D所以A -> D所以A -> DC -> E
所以呢A -> ABCDE
②E -> A, A -> ABCDE, 所以E -> ABCDE
③CD -> E, 所以呢CD -> ABCDE
④B -> D, BC -> CD,所以呢BC -> ABCDE
能推出abcde而又不包含多餘成分的就是候選鍵 所以上面仨是候選鍵 A+的話是求閉包吧

『伍』 資料庫 函數依賴中的閉包問題

1:.將F中的所有依賴右邊化為單一元素 AB->C C->A BC->D ACD->B BE->C CE->F CE->A CF->B CF->D D->E D->F 2:去掉F中所有冗餘依賴關系.做法為從F中去掉某關系,如去掉(X->Y),然後在F中求X+,如果Y在X+中,則表明x->是多餘的.需要去掉. 去掉AB->C

『陸』 資料庫選擇，圖片第70題

首先對於給定的R(U)和函數依賴集F,可以將它的屬性劃分為4類:
L類,僅出現在F的函數依賴左部的屬性。
R類,僅出現在F的函數依賴右部的屬性。
N類,在F的函數依賴左部和右部均未出現的屬性。
LR類,在F的函數依賴左部和右部兩部均出現的屬性。
根據以下定理和推論來求解候選碼。
定理1:對於給定的關系模式R及其函數依賴集F,若X(X∈R)是L類屬性,則X必為R的任一候選碼的成員。
推論1:對於給定的關系模式R及其函數依賴集F,若X(X∈R)是L類屬性,且X+包含了R的全部屬性,則X必為R的唯一候選碼。
定理2:對於給定的關系模式R及其函數依賴集F,若X(X∈R)是R類屬性,則X不在任何候選碼中。
定理3:設有關系模式R及其函數依賴集F,如果X是R的N類屬性,則X必包含在R的任一候選碼中。
步驟：
（1）將R的所有屬性分為L、R、N、LR四類，令X代表L、N兩類，Y代表LR類。
（2）求 X+（X的閉包）若X+包含了R的全部屬性，則X即為R的惟一候選碼，轉（5）；否則轉（3）在Y中逐一取每個屬性A，求(XA)+。若它包含了R的全部屬性，則轉（5）；否則調換一屬性反復進行這一過程，直到試完所有Y中的屬性。
（4）在Y中依次取兩個、三個屬性…求它們的屬性閉包直到其閉包包含R的全部屬性。
（5）輸出結果。
1、給出解題的過程：
a.L：B ； R：D，E ； LR：A，C ；沒有N類屬性
b.D和E不包含在任何候選碼中，只剩下A，B和C，而B屬於L類，故必定包含在任意候選碼中。將A，B和C組合：AB，BC和ABC
c.求閉包
AB的閉包：ABCDE
BC的閉包：ABCDE
不用再計算{ABC}的閉包了，因為存在兩個元素的候選鍵的閉包包含全部屬性
d.輸出候選碼為AB，BC
2、求F的最小覆蓋為：F1={AB->C,C->A，C->D,B->E}則無損且保持函數依賴的分解為：
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)也是正確的。

『柒』 關於資料庫閉包的例題

參考我寫的

『捌』 一道資料庫求閉包的題目

y+={w,x,z,y}閉包就是這個呀