Databázové systémy. Ing. Július Štuller, CSc., Ústav informatiky AV ČR, v.v.i., & FMIaMS TUL Ing. Roman Špánek, PhD.

Transcription

1 Databázové systémy Ing. Július Štuller, CSc., Ústav informatiky AV ČR, v.v.i., & FMIaMS TUL Ing. Roman Špánek, PhD. Ing. Marián Lamr, Ing. Pavel Štěpán FMIaMS TUL

2 kancelář: budova A, 4. patro, A04016 tel.: mail: web: Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 2

3 Test (10 minút) 1. Aká bola / je Vaša motivácia k výberu práve tohoto predmetu? 2. Aké sú Vaše očakávania? (Čo si myslíte, že Vám tento predmet dá, prinesie? ) Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 3

4 Osnova prednášky I. História - Viacúrovňová architektúra DBS DBTG CODASYL ANSI SPARC Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 4

5 Osnova II. Modely dát Hierarchický model Sieťový model Relačný model Normálne formy Operácie s reláciami Relačná algebra / Relačný kalkul Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 5

6 Osnova III. Konceptuálne modelovanie A. Dátová analýza / modelovanie dát ER model, ERD Zobecnenia B. Funkčná analýza / modelovanie DFD C. Objektovo orientovaný model dát / objektové modelovanie Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 6

7 Osnova IV. Implementácia A. Logický návrh B. Technické a programové vybavenie C. Životný cyklus databázy 1. Databázový správca 2. Ochrana 3. Redundancia, kompresia, šifrovanie 4. Údržba, obsluha 5. Indexovanie a optimalizácia Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 7

8 Osnova V. Jazyk SQL Uložené procedúry Triggery Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 8

9 Literatúra Anglická: C. J. Date: An Introduction to Database Systems (8 th edition) S. Abiteboul, R. Hull, V. Vianu: Foundations of Databases D. Mayer, J. Ullman, : (Relational) Database systems textbook, reading, Česká: preklady (Tsichritsis Lochovsky) J. Pokorný (Halaška): knihy, skriptá (MFF UK, FEL ČVUT) Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 9

10 Miniprojekty Cílem předmětu je osvojit si funkcionality databázového serveru Naučit se komunikovat s případným zadavatelem (zaměstnavatelem) = proto bude podmínkou zápočtu vytvořit miniprojekt DB systému a také ho prezentovat před publikem (v rámci cvičení či přednášek) Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 10

11 Miniprojekty 1. Sami si vytvoříte skupinky po max. 3 studentech 2. Vymyslíte si jednoduché zadání, které vám odsouhlasíme. 3. Postupem času, jak budeme jednotlivé fáze vývoje probírat na přednáškách a cvičeních budete i vy postupovat. 4. Na konci (cca poslední dva týdny) by jste měli prezentovat vaše práce Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 11

12 Mini projekty 1. Informačný systém o zamestnancoch, úkoloch, pedagogickej a výskumnej činnosti, spolupráci 2. Informačný systém pre... firmu Teoretické... Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 12

13 Historický vývoj zpracování dat 50. léta Preddatabázové ( prehistorické ) zpracování dat Aplikační program 1 Aplikační program 2 Typ 1 Algoritmus 1 Data 1 Typ 2 Algoritmus 2 Data 2 Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 13

14 Historický vývoj zpracování dat II 60. léta Data jsou již oddělena od programů, jejich popis ale zůstává fyzicky v programech Aplikační program Aplikační program Typ Algoritmus Typ Algoritmus Data Data Data Data 1 1n 2 2n Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 14

15 Historický vývoj zpracování dat III Systémy pro zpracování souborů Popis dat zůstává v aplikaci Aplikační program 1 Typ Algoritmus 1 1 Aplikační program 2 Typ Algoritmus 2 2 Systém pro zpracování souborů Data 1 Data 2 Data 3 Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 15

16 Nevýhody: redundance dat, nekonzistentnost dat (problém aktualizace od různých uživatelů). přístupy jsou sice ve vyšších programovacích jazycích, ale tzv. natvrdo. Při rozvoji systému to vede k neustálému předělávání a dodělávání aplikačních programů. Soubory mohou mít různé formáty, je obtížné psát moduly pro řízení přístupu k datům do již hotových programů. Problém se zabezpečením. Soubory jsou obvykle dostupné v rámci OS Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 16

17 Historický vývoj zpracování dat IV Systémy řízení báze dat (pol. 60. let) Aplikační program 1 Typ Algoritmus 1 1 Aplikační program 2 Typ Algoritmus 2 2 SŘBD DB1 DB2 Data 11 Data 1n Data 21 Data 2n Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 17

18 Struktura SŘBD WWW Forms Aplication SQL interface Plan Executor Operator Evaluator Parser Optimizer Transaction Manager Lock Manager Files and Access Methods Buffer Manager Disk Space Manager Security Recovery Manager DB MS Index Files Data Files System Catalog Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 18 Database

19 I. História Prelom 50. a 60. rokov: vyššie programovacie jazyky: 1962: COBOL 1965: PL/1 bohatšie dátové štruktúry: umožňovali jednoduchšie a priamočiarejšie zachytenie najrozmanitejších informácií určených k počítačovému spracovaniu Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 19

20 História Od polovice 60. rokov: prvé (proprietárne) systémy riadenia báz dát skupina DBTG CODASYL: 1965: Conference on Data Systems Languages 1967: Data Base Task Group Reporty: 1969 a 1971 (1974, 1978, 1981) Schéma a subschéma Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 20

21 Schéma a subschéma Databáza: Súhrn dát uložených v pamäti počítača a týkajúcich sa určitého výseku skutočnosti. (synonymum: báza dát) DB Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 21

22 Databázový administrátor Človek, prípadne skupina ľudí, ktorí majú na starosti (čo najoptimálnejší) chod danej DB. DBA Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 22

23 Schéma Predstavuje celkový pohľad (pohľad DBA) na danú DB. 1 pre danú DB Úplne popisuje všetky logické jednotky (vety), ich jednotlivé časti (položky) a prípadne i príslušné vazby (tzv. Codasyl sety, C-sety, sety) medzi jednotlivými vetami, ktoré sa vyskytujú v celej DB. Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 23

24 Subschéma Predstavuje uživateľský pohľad (t.j. pohľad jednotlivého uživateľa) na danú DB. V rámci 1 DB je počet SS neobmedzený. Subschéma popisuje tie vety, tie ich položky a tie sety, ktoré potrebuje uživateľ k svojej práci. Každá subschéma musí byť časťou (presnejšie povedané logicky konzistentnou podmnožinou) príslušnej schémy, v rámci ktorej sa definuje. Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 24

25 Hierarchický model Stromová struktura dat Kořen kniha ISBN, AUTOR, TITUL kniha ISBN, AUTOR, TITUL rezervace Č-ČT, D-REZ rezervace Č-ČT, D-REZ kniha ISBN, AUTOR, TITUL Záznam rezervace Č-ČT, D-REZ rezervace Č-ČT, D-REZ Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 25

26 Síťový model Založen na souborech a vztazích mezi záznamy Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 26

27 Síťový model Příklad čtenář výpůjčka exemplář Č-CŤ, JMÉNO, ADRESA Č-CŤ, INV-Č,D-ZPĚT INV-Č, D-NÁKUP Si-půjčil Je-vypůjčen Má-rezervace Má-záznam záznam ISBN, D-REZ,Č-ČT Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 27

28 DBTG presadzoval 1. Jazykovú nezávislosť (COBOL, PL/I, Fortran) 2. Strojovú nezávislosť (IBM, ICL, EC) Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 28

29 DBTG presadzoval 3. Nezávislosť dát a programov (oddelené jazyky pre popis schémy a popis subschém) 4. Oddelenie defínicie dát (schéma a subs Data Definition Language - DDL) od manipulácie s dátmi (Data Manipulation Language - DML) Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 29

30 História dátové štruktúry cobolovského typu dostatočne bohaté pre (vtedy) bežné aplikácie prebrané a zahrnuté ako základný (stavebný) (modelovací) prvok (veta záznam record ) schémy (a subschémy) databázová štruktúra set (modelovaná pomocou smerníkov): k zachyteniu vzťahov medzi objektmi reality Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 30

31 História špeciálny jazyk na popis schémy popis schémy sa vytvára, a existuje, mimo vlastných dát a programov, ktoré s týmito dátami budú pracovať toto (spolu s aparátom subschém) vedie k zvýšeniu nezávislosti dát (najmä logickej) Snaha po ešte väčšej nezávislosti dát, logickej, ale i fyzickej, viedla... Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 31

32 História Začiatok 70. rokov: priekopnícke práce E. F. Codd Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 32

33 II. Náväznosť na HW / SW A. Viacúrovňové pamäti 1. Sekundárne pamäti Magnetické pásky Magnetické disky Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 33

34 III. Náväznosť na software A. Operačné systémy 1. Process management a. multiprocessing / multitasking / multiprogramming b. deadlock c. synchronizácia 2. File Management Súbor sekvenčný index-sekvenčný (invertovaný) s priamym prístupom 3. Dátové štruktúry (stromy, siete, viacúrovňové indexovanie) Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 34

35 Súbory Def. 1 Atóm je najmenšia jednotka spracovania (v programe). Môže byť následujúceho typu: numerická (celé číslo, desatinné číslo, exponent) [binárna, dekadická, okta / hexadecimálna ] logická (T, F) znaková smerník (ukazateľ) Databázové systémy - FMIaMS TU Liberec 35

36 Outline Július ŠTULLER1,2 1 Ústav informatiky Akademie věd České republiky, v.v.i. - oddělení teoretické informatiky 2 Fakulta mechatroniky, informatiky a mezioborových studíı Technická univerzita v Liberci 3. prednáška z Databázových systémov, ŠTULLER

37 Outline Outline 1 RMD Codd Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 2 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Inklúzia relácíı ŠTULLER

38 Outline Outline 1 RMD Codd Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 2 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Inklúzia relácíı ŠTULLER

39 Outline Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 1 RMD Codd Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 2 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Inklúzia relácíı ŠTULLER

40 Codd Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Jeho objavenie sa počiatkom sedemdesiatich rokov ovplyvnilo temer všetky oblasti databázového výzkumu a technológíı. Pripomeňme si iba 2 vety z abstraktu jeho slavného článku: Future users of large data banks must be protected from having to know how the data is organized in the machine ( the internal representation).... Activities of users at terminals and most application programs should remain unaffected when the internal representation of data is changed and even when some aspects of the external representation are changed. ŠTULLER

41 Outline Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 1 RMD Codd Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 2 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Inklúzia relácíı ŠTULLER

42 Definícia (Codd) Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Given sets S 1, S 2,..., S M (not necessarily distinct), R is a relation on these m sets if it is a subset of the cartesian product S 1 S 2... S M (set of m-tuples each of which has its first element from S 1, its second element from S 2, and so on). S j is the jth domain of R. ŠTULLER

43 Poznámka č. 1 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Je možné použit maticovú (array) reprezentáciu relácie: Maroko Líbya Tunisko s následujúcima vlastnost ami: Rabat Tripoli Tunis P1: Každý riadok reprezentuje jednu m-ticu relácie R. P2: Poradie riadkov nie je dôležité. P3: Všetky riadky sú rôzne. ŠTULLER

44 Vyššie operácie relačnej algebry Poznámka č. 1 - pokračovanie 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami P4: Poradie stĺpcov je dôležité odpovedá usporiadaniu S 1, S 2,..., S M domén, nad ktorými je relácia R definovaná. Kain Brutus Ábel César ŠTULLER

45 Vyššie operácie relačnej algebry Poznámka č. 1 - pokračovanie č Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami P5: Význam každého stĺpca je možné čiastočne označit jeho pomenovaním názvom príslušnej domény. Americkí Prezidenti Clinton Bush Reaggan Carter Ford Nixon Johnson Keneddy Vice Prezidenti Gore Quale Bush Mondale Rockefeller Ford Humprey Johnson ŠTULLER

46 Komentár č. 1 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Aj ked označíme stĺpce názvami odpovedajúcich domén, na usporiadaní stĺpcov môže záležat : Môžeme mat reláciu s dvoma (alebo viacerými) rovnakými doménami vid následujúci príklad. ŠTULLER

47 Príklad č. 1 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Part Part Quantity Computer System board 1 System board I/O Support 1 I/O Support Keybord attachement 1 I/O Support Mouse attachement 1 I/O Support 8-bit IAS Slot 1 I/O Support 16-bit IAS Slot 6 I/O Support 32-bit VESA Slot 3 I/O Support Speaker attachement 1 ŠTULLER

48 Komentár č. 2 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami V svojom pôvodnom článku Codd navrhol pre takýto prípad, aby nejednoznačné názvy domén be qualified by a distinctive role name, which serves to identify the role played by that domains in the given relation. My si namiesto toho zadefinujeme (provizorne) reláciu následovne: ŠTULLER

49 Definícia Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Relácia v RMD (Relačný Model Dát) je (usporiadaná) trojica A, D, T kde 1. A je konečná množina názvov atribútov (rôznych slov konečnej dĺžky nad určitou abecedou). 2. D je zobrazenie, ktoré každému názvu atribútu a A priradí neprázdnu, nanajvýš spočetnú, množinu označenú D ( a ), ktorú budeme nazývat doména atribútu a. (Domény nemusia byt rôzne!) 3. T je konečná podmnožina kartézského súčinu všetkých domén atribútov D(a). ŠTULLER

50 Príklad č. 2 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Príklad č. 1 potom získa následujúcu formu: Kusovník = A, D, Components, kde: A = { Assembly, Subassembly, Quantity } D: D(Assembly) = Parts D(Subassembly) = Parts D(Quantity) = Natural Numbers (s doménami Parts a Natural Numbers) ŠTULLER

51 Vyššie operácie relačnej algebry Príklad č. 2 - pokračovanie 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Components: Namiesto maticovej reprezentácie budeme v následujúcom používat tabulkovú reprezentáciu : Assembly: Parts Subassembly: Parts Quantity: Natural Numbers Computer System board 1 System board I/O Support 1 I/O Support Keybord attachment 1 I/O Support Mouse attachment 1 I/O Support 8-bit IAS Slot 1 I/O Support 16-bit IAS Slot 6 I/O Support 32-bit VESA Slot 3 I/O Support Speaker attachment 1 ŠTULLER

52 Vyššie operácie relačnej algebry Príklad č. 2 - pokračovanie č Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Zjednodušená forma (bez uvádzania domén v hlavičke tabulky) Components : Assembly Subassembly Quantity Computer System board 1 System board I/O Support 1 I/O Support Keybord attachment 1 I/O Support Mouse attachment 1 I/O Support 8-bit IAS Slot 1 I/O Support 16-bit IAS Slot 6 I/O Support 32-bit VESA Slot 3 I/O Support Speaker attachment 1 ŠTULLER

53 Vyššie operácie relačnej algebry Príklad č. 2 - pokračovanie č Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Components k : Assembly Quantity Subassembly Computer 1 System board System board 1 I/O Support I/O Support 1 Keybord attachment I/O Support 1 Mouse attachment I/O Support 1 8-bit IAS Slot I/O Support 6 16-bit IAS Slot I/O Support 3 32-bit VESA Slot I/O Support 1 Speaker attachment ŠTULLER

54 Komentár č. 3 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Permutovaním stĺpcov takejto tabulky (alebo ekvivalentne permutovaním poradia domén atribútov v odpovedajúcom kartézskom súčine) dostávame v podstate rovnakú informáciu. Codd preto použil pojem relationship pre triedu ekvivalencie relácíı, ktoré sú ekvivalentné pri permutácii domén atribútov ( relationships ako: doménovo neusporiadané prot ajšky relácíı). My si miesto toho uvedieme následujúcu (konečnú) definíciu relácie: ŠTULLER

55 Definícia č. 1 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Relácia v RMD je trojica A, D, T kde 1. A je konečná množina názvov atribútov. 2. D je zobrazenie, ktoré každému názvu atribútu a A priradí príslušnú doménu D(a). Pomocou D(A) označíme zjednotenie všetkých domén D(a) a budeme ho nazývat databázovou doménou. 3. T je konečná množina zobrazení t z A do databázovej domény D(A) takých, že t(a) D(a) pre všetky a A. ŠTULLER

56 Poznámka č. 2 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Budeme používat opät tabulkovú reprezentáciu, avšak tentokrát tabulka reprezentujúca reláciu bude mat následujúce vlastnosti: Dohoda č. 1 P1: Každý riadok reprezentuje jedno zobrazenie t z T. P2: Poradie riadkov nie je dôležité. P3: Všetky riadky sú rôzne. P4: Poradie stĺpcov nie je dôležité. Namiesto názov atribútu budeme stručne hovorit iba o atribúte. Dohoda č. 2 Aj nad alej budeme používat názov entica pre prvky T. ŠTULLER

57 Poznámka č. 3 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Majúc vhodnú definíciu relácie sa môžeme vrátit ku Coddovej vízii databáze: The totality of data in a data bank may be viewed as a collection of time-varying relations. These relations are of assorted degrees. As time progresses, each m-ary relation may be subject to insertion of additional m-tuples, deletion of existing ones, and alteration of components of any of its existing m-tuples. ŠTULLER

58 Outline Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 1 RMD Codd Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 2 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Inklúzia relácíı ŠTULLER

59 Rovnost relácíı Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Za účelom podrobnejšieho preskúmania relácíı začneme definíciou pojmu rovnost relácíı: Definícia č. 2 Bud te R i = A i, D i, T i, i {1, 2}, dve relácie také, že: 1. A 1 = A 2 2. D 1 = D 2 3. T 1 = T 2 Potom povieme, že tieto dve relácie sú rovnaké (a budeme poúživat bežné značenie: R 1 = R 2 ). ŠTULLER

60 Príklad č. 3 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Prezidenti Clinton Bush Reaggan Carter Ford Nixon Johnson Keneddy R 1 Vice Prezidenti Gore Quale Bush Mondale Rockefeller Ford Humprey Johnson R 2 Vice Prezidenti Johnson Humprey Ford Rockefeller Mondale Bush Quale Gore Prezidenti Keneddy Johnson Nixon Ford Carter Reaggan Bush Clinton R 1 = R 2 ŠTULLER

61 Outline Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 1 RMD Codd Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 2 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Inklúzia relácíı ŠTULLER

62 Ekvivalencia relácíı Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Komentár č. 4 Pojem rovnosti je špeciálnym prípadom obecnejšieho pojmu, menovite ekvivalencie, ktorú si teraz zavedieme. ŠTULLER

63 Príklad č. 4 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami R 1 Prezident USA Vice Prezident Clinton Gore Bush Quale Reaggan Bush Carter Mondale Ford Rockefeller Nixon Ford Johnson Humprey Keneddy Johnson R 2 Prezident Vice Prez. Clinton Gore Bush Quale Reaggan Bush Carter Mondale Ford Rockefeller Nixon Ford Johnson Humprey Keneddy Johnson Značenie 1 m = {1, 2,, m} ŠTULLER

64 Definícia č. 3 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Bud te R i = A i, D i, T i, i {1, 2}, dve relácie také, že: 1. A 1 = A 2 ( A i = {a ij j m}, i {1, 2} ) ( = m ) 2. ( i m ) ( D 1 (a 1i ) D 2 (a 2π(i) ) ) D 1 (A 1 ) D 2 (π(a 2 )) kde π je vhodná permutácia v m ŠTULLER

65 Vyššie operácie relačnej algebry Definícia č. 3 - pokračovanie 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 3. T 1 = T 2 ( T i = {t ik k n}, i {1, 2} ) ( k n ) ( i m ) (t 1k (a 1i ) = t 2ρ(k) (a 2π(i) )) ( k n ) ( t 1k (A 1 ) = t 2ρ(k) (π(a 2 ) ) ( = n ) kde ρ and π sú vhodné permutácie v n and m. T 1 T 2 (π(a 2 ) ) ŠTULLER

66 Vyššie operácie relačnej algebry Definícia č. 3 - pokračovanie č Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami T 1 T 2 Potom povieme, že tieto dve relácie sú Značenie: R 1 R 2. ekvivalenté. ŠTULLER

67 Príklad č. 5 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami R 1 Prezident USA Vice Prezident Clinton Gore Bush Quale Reaggan Bush Carter Mondale Ford Rockefeller Nixon Ford Johnson Humprey Keneddy Johnson R 2 Vice Prez. Prezident Johnson Keneddy Humprey Johnson Ford Nixon Rockefeller Ford Mondale Carter Bush Reaggan Quale Bush Gore Clinton R 1 R 2 ŠTULLER

68 Outline Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 1 RMD Codd Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 2 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Inklúzia relácíı ŠTULLER

69 Ekvivalentné relácie Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Podl a predchádzajúcich definicíı môžeme rozhodnút kedy sú dve relácie z (danej) množiny relácíı, označenej R ekvivalentné alebo dokonca rovnaké. V následujúcom často nebudeme rozlišovat medzi jednotlivými ekvivalentnými reláciami. (V takom prípade budeme vlastne pracovat nad tzv. faktorovou množinou, t.j. množinou tried ekvivalencie R / ). ŠTULLER

70 Usporiadanie Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Môžeme zadefinovat usporiadanie medzi reláciami následovne: Definícia také že: Bud te R i = A i, D i, T i, i {1, 2}, dve relácie 1. A 1 = A 2 2. D 1 = D 2 3. T 1 T 2 Potom povieme, že relácia R 1 je podreláciou relácie R 2 čo budeme značit : R 1 R 2. ŠTULLER

71 Príklad č. 6 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Zavraždení prezidenti USA Prezident Vice Prezident Keneddy Johnson Prezidenti USA Prezident Vice Prezident Clinton Gore Bush Quale Reaggan Bush Carter Mondale Ford Rockefeller Nixon Ford Johnson Humprey Keneddy Johnson Zavraždení prezidenti USA Prezidenti USA ŠTULLER

72 Komentár č. 5 Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Neskôr, po zavedení operácie projekcie, sa ešte raz vrátime k zobecneniu definície podrelácie. V každom prípade, už teraz, nám pojem podrelácie dáva možnost zaviest čiastočné usporiadanie na množine relácíı. ŠTULLER

73 Outline Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 1 RMD Codd Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 2 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Inklúzia relácíı ŠTULLER

74 Vyššie operácie relačnej algebry Množinové operácie nad reláciami 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Nakol ko relácie sú, v určitom zmysle, množiny (zobrazení), môžeme nad nimi prevádzat všetky bežné množinové operácie. ŠTULLER

75 Binárne operácie Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Definícia č. 5 Bud te R i = A i, D i, T i dve relácie s rovnakým počtom atribútov ( A 1 = A 2 ). ŠTULLER

76 Prienik Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Prienik relácíı R i je relácia označená R 1 R 2 = A, D, T taká, že: 1. A = A 1 = A 2 2. D(A) D 1 (π(a 1 )) D 2 (ρ(a 2 )) (kde π a ρ sú vhodné permutácie) 3. T = { t : A D(A) ( (u, v) (T 1, T 2 )) (t(a) = u(π(a 1 )) = v(ρ(a 2 )))} T = (T 1 (π(a 1 )) T 2 (ρ(a 2 ))) ŠTULLER

77 Rozdiel Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Rozdiel relácíı R 1 a R 2 je relácia označená R 1 R 2 = A, D, T taká, že: 1. A = A 1 2. D(A) D 1 (π(a 1 )) (kde π je vhodná permutácia) 3. T = { t : A D(A) (( u T 1 )(t(a) = u(π(a 1 )))) (( v T 2 )(t(a) v(ρ(a 2 ))))} (kde π a ρ sú vhodné permutácie) T = (T 1 (π(a 1 )) T 2 (ρ(a 2 ))) ŠTULLER

78 Zjednotenie Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami Zjednotenie relácíı R i je relácia označená R 1 R 2 = A, D, T taká, že: 1. A = A 1 = A 2 2. D(A) D 1 (π(a 1 )) D 2 (ρ(a 2 )) (kde π a ρ sú vhodné permutácie) 3. T = { t : A D(A) (( u T 1 ) ( v T 2 )) ((t(a) = u(π(a 1 ))) (t(a) = v(ρ(a 2 ))))} T = (T 1 (A 1 ) T 2 (A 2 )) ŠTULLER

79 Codd Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami The totality of data in a data bank may be viewed as a collection of time-varying relations. These relations are of assorted degrees. As time progresses, each m-ary relation may be subject to insertion of additional m-tuples, deletion of existing ones, and alteration of components of any of its existing m-tuples. ŠTULLER

80 Codd Vyššie operácie relačnej algebry 1970 Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami The insertion of additional m-tuples corresponds to the union of the appropriate relations. The deletion of existing m-tuples corresponds to the difference of the appropriate relations. And The alteration of components of any of existing m-tuples can be expressed as a deletion followed by an insertion. ŠTULLER

81 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Podrelácia Vyššie operácie relačnej algebry Čo však bolo naozaj nové v Coddovom RMD boli d alšie typy operácíı nad reláciami, ktoré predstavíme v následujúcej časti a ktoré budeme nazývat vyššie (relačné) operácie. ŠTULLER

82 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Podrelácia Outline 1 RMD Codd Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 2 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Inklúzia relácíı ŠTULLER

83 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Podrelácia Projekcia Definícia č. 6 Nech R = A, D, T je relácia a A 1 A. Projekcia relácie R na atribúty A 1 je relácia značená R [ A 1 ] = A 1, D 1, T 1 taká, že: 1. D 1 = D/A 1 (reštrikcia zobrazenia D na podmnožinu A 1 ) 2. T 1 = { t : A 1 D 1 (A 1 ) ( u T ) (u(a 1 ) = t(a 1 ) } T 1 = T [ A 1 ] ŠTULLER

84 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Podrelácia Outline 1 RMD Codd Relácia Rovnost relácíı Ekvivalencia relácíı Množina relácíı Množinové operácie nad reláciami 2 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Inklúzia relácíı ŠTULLER

85 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Podrelácia Inklúzia relácíı Teraz sa môžeme vrátit k zobecneniu inklúzie relácíı: ŠTULLER

86 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Podrelácia Definícia č. 4 Nech R i = A i, D i, T i, i {1, 2}, sú dve relácie, také že: 1. ( A 21 A 2 ) ( A 1 = A 21 ) ( = m ) 2. D 1 (A 1 ) (D 2 /A 21 )( π(a 21 )) ( kde π je vhodná permutácia v m ) 3. T 1 T 2 [ A 21 ] Potom povieme, že relácia R 1 je podreláciou relácie R 2 čo budeme značit : R 1 R 2. ŠTULLER

87 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Podrelácia Príklad č. 7 Poznámka ZPUSA Prezident Keneddy Prezident Clinton Bush Reaggan Carter Ford Nixon Johnson Keneddy Prezidenti USA Vice Prezident Gore Quale Bush Mondale Rockefeller Ford Humprey Johnson ZPUSA = Zavraždení Prezidenti USA [Prezident] ZPUSA Prezidenti USA ŠTULLER

88 Vyššie operácie relačnej algebry Projekcia Podrelácia Príklad č. 8 Jazykové znalosti Meno Jazyk Boris ruština François francúzština John angličtina Peter angličtina Peter francúzština Peter nemčina Peter ruština Wolfgan nemčina Jazykové znalosti [ Meno ] Meno Boris François John Peter Wolfgan ŠTULLER

89 Normálne formy (v RMD) Ing. Július Štuller, CSc. Ústav informatiky AV ČR & FMIaMS TUL

90 Osnova prednášky I. História II. Modely dát... Relačný model Normálne formy Operácie s reláciami DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 2

91 Príklad č. 1 Meno Dátum narodenia Znamenie Ján Váhy Martina Ryby Amos Škorpión DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 3

92 Otázky Odoberieme Jana: Stratíme informáciu o Znamení ( Váhy ) DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 4

93 Príklad č. 1 Meno Dátum narodenia Znamenie Ján Váhy Martina Ryby Amos Škorpión DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 5

94 Otázky Chceme pridať Znamenie (bez mena...) Dátum Znamenie Deň, Mesiac, Rok Znamenie DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 6

95 Príklad č. 1 Meno Dátum narodenia Znamenie Ján Váhy Martina Ryby Amos Škorpión DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 7

96 Príklad č. 2 Pohlavie Mená Muži { Peter, Ján, Vlasta } Ženy { Eva, Beata } DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 8

97 Otázky Chceme zmeniť pohlavie u Vlasty DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 9

98 Príklad č. 2 Pohlavie Mená Muži { Peter, Ján, Vlasta } Ženy { Eva, Beata } DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 10

99 Príklad č. 3 Let Deň Pilot Dráha apríla Ivan apríla Emil apríla Jirka 3 DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 11

100 Poznámky Anomálie Pri Update Pri Delete Pri Insert Redundancia (dát) DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 12

101 Normálne formy Snaha o efektívnu teóriu RMD DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 13

102 Príklad č. 2 Pohlavie Mená Muži { Peter, Ján, Vlasta } Ženy { Eva, Beata } DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 14

103 Definícia 1 Prvá normálna forma Atomická je taká množina, ktorú nie je možné rozložiť na systém jednoduchších množín bez straty informácie. Definícia 2 Relácia je v prvej normálnej forme, ak všetky domény jej atribútov sú atomické. Značenie: R je v 1NF. DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 15

104 Príklad č. 2 Pohlavie Mená Muži { Peter, Ján, Vlasta } Ženy { Eva, Beata } DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 16

105 Príklad 2 (b) Meno Beata Eva Ján Peter Vlasta Pohlavie Žena Žena Muž Muž Muž DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 17

106 Poznámky Nenormalizovanú reláciu (t. j. takú, ktorá nie je v 1NF ) je možné obyčajne nahradiť jednou alebo viacerými reláciami v 1NF s rovnakým informačným obsahom. Coddova téza: Daný úsek reálneho sveta sa dá prirodzeným spôsobom popísať pomocou relácii v 1NF. DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 18

107 Poznámky V ďalšom budeme predpokladať, že všetky relácie sú v 1NF (~ D(A) je atomická). Statická databáza: ~ vystačili by sme s 1NF Dynamická DB: Anomálie: Vzájomná závislosť jednotlivých atribútov Môžu sa stratiť určité informácie Nie je možné jednoduchým spôsobom vložiť informácie, ktoré nás zaujímajú DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 19

108 Príklad č. 1 Meno Dátum narodenia Znamenie Ján Váhy Martina Ryby Amos Škorpión DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 20

109 Príklad č. 3 Let Deň Pilot Dráha apríla Ivan apríla Emil apríla Jirka 3 DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 21

110 Relačná schéma Definícia 3 Majme: množinu atribútov A zobrazenie D (priradujúce každému atribútu z A prislušnú doménu). Usporiadanú dvojicu < A, D > nazveme relačnou schémou S nad množinou atribútov A. DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 22

111 Relačná schéma Poznámka Relačná schéma S = < A, D > reprezentuje všetky možné relácie R = < A, D, T > ( nad množinou atribútov A s odpovedajúcim zobrazením D ) DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 23

112 Relačná schéma Značenie reláciu R = < A, D, T > nad relačnou schémou S = < A, D > budeme značiť: R S ( < A, D > ) DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 24

113 Funkčná závislosť Definícia 4 Majme: [ reláciu R = <A, D, T> nad relačnou schémou S = < A, D>: R S (< A, D>), a ] dve (pod)množiny atribútov B, C A. Množina atribútov C [ v R ] funkčne závisí na množine atribútov B, ( ~ [ v R ] platí funkčná závislosť C na B ) ak: DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 25

114 Funkčná závislosť [ R S ( < A, D > ) ] ( u, v T ) ( u [ B ] = v [ B ] ) ( u [ C ] = v [ C ] ) Značenie: B R C Prípadne (ak nebude môcť dôjsť k nejasnosti): B C DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 26

115 Príklad č. 3 Let Deň Pilot Dráha apríla Ivan apríla Emil apríla Jirka 3 DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 27

116 Príklad č. 3 Let R Dráha Let, Deň R Pilot Príklad č. 1: Dátum narodenia Znamenie DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 28

117 Funkčná závislosť Pokiaľ platí [v R] funkčná závislosť B R C, je každá hodnota c atribútu C funkciou určitej hodnoty b atribútu B: pre ľubovoľné u T je totiž každá z hodnôt u[c], c C, jednoznačne určená hodnotami u[b], b B : Funkčná závislosť DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 29

118 Funkčná závislosť Lema 1 Majme: R S ( < A, D > ) A 1 A R 1 = R [ A 1 ] B, C A 1. Potom platí: B R C práve vtedy ak B R 1 C DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 30

119 Funkčná závislosť Lema 2 Nech platí: B C B B 1 C 1 C Potom platí: B 1 C 1 DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 31

120 Funkčná závislosť Lema 3 B R C { π C ( R ) = R [ C ] } ( x π B R ) ( π C (σ B=x (R) = 1 ) DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 32

121 Definícia 5 Majme: Kľúč [ Reláciu R nad relačnou schémou S = S ( < A, D > ), R S ( < A, D > ) ; R S (A) ; R S ; R[A] S ] Relačnú schému S = S ( A ) Podmnožinu atribútov K A, takú že platí: 1. [ K R A, prípadne ] K A 2. Žiadna vlastná podmnožina K už nemá vlastnosť 1. Potom K je kľúč [ relácie R ] relačnej schémy S = S ( A ). DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 33

122 Kľúč Relácia môže mať viac kľúčov: Kandidáti, kandidátne ( potenciálne ) kľúče Jeden sa vyberie a prehlási za tzv. Primárny kľúč DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 34

123 Veta Nech: R[A] je relácia A = B C 1 C 2 je rozklad množiny A na disjunktné neprázdne množiny taký, že: B R C 1 Označme: R 1 = R [ B C 1 ] R 2 = R [ B C 2 ] DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 35

124 Veta Potom relácia R[A] sa rovná prirodzenému spojeniu relácií R 1 a R 2 podľa B: R = R 1 * R 2 R [ A ] = < B C 1 C 2, D, T > Disjunktný rozklad A na B, C 1 a C 2 B R C 1 R = R [ B C 1 ] * R [ B C 2 ] DB systémy - Normálne formy FMIaMS TU Liberec 36