BD Bases de Donnees.docx

COURS DE BASES DE DONNÉES Introduction La base de données est une collection d’information (pouvant être très grosse) + un mode d’organisation et de gestion Le système gérant l’ensemble est appelé système de gestion de la base de données SGBD (DBMS Date Base Management Systeme) Un SGBD est un ensemble coordonné de logiciels qui permet : Spécifier un modèle de BD et de le gérer. Créer une BD (en déchargeant l’utilisateur des problèmes d’implantation physiques des données). Interroger la BD (on parle de requête, query) et manipuler les données en optimisant les coûts. Assurer la cohérence de la base (on dit aussi intégrité) alors que plusieurs utilisateurs peuvent y accéder simultanément. Assurer sécurité et confidentialité. Dans ce cours on étudiera le modèle relationnel, et l’on utilisera le langage SQL (qui est à la fois un langage de requête et capable de gérer le modèle lui-même). « Modèle relationnel »: c’est un modèle de l’implantation des données. Avant de passer à un modèle relationnel on cherche à comprendre et visualiser l’organisation fonctionnelle des données. Il faut spécifier un modèle sémantique : Nous utiliserons le modèle Entité/relation (ou Entité/Association) modèle proposé par I.Chen en 1977 Chapitre 1. Le modèle Entité/Relation (ou Entité/Association) Les objets du modèle Entité/Relation les entités (objets de base) Pour I.Chen ce sont des objets que l’on peut identifier distinctement. Par exemple : l’élève Dupond, le professeur Durand, l’amphi X1,le cours de BD. Les types d’entités (ou ensemble d’entités) Ce sont des groupes d’entités ayant quelque similarité Les associations Donnons un exemple : « l’étudiant E étudie la matière M », cette phrase exprime le type d’association « étudie » entre les types d’entités « étudiant » et « matière ». Les attributs Un attribut est une propriété qui associe à chaque entité d’un type d’entités, ou d’une association de types d’entités, une valeur dans un certain domaine (nombres / chaînes de caractères). Exemples : 25749257175500 Nom 257492595885002574925958850025749259588400Le type d’entités « étudiant » a pour attributs Numéro d’étudiant Adresse Diplôme préparé L’association « le fournisseur F fournit l’article A » peut avoir comme attribut le prix. Les clés Une clé est un attribut ou un groupe d’attributs dont la valeur doit identifier de façon unique une entité. On distingue une clé principale (ex. le numéro de sécurité sociale qui permet d’identifier totalement un individu) Attention : Déclarer un attribut comme clé est une décision du concepteur de la base de données et non pas le constat fait sur un état à un moment de la BD. Cette décision est une contrainte. Les sous-types Un sous-type hérite automatiquement des attributs du sur-type et il peut avoir des attributs spécifiques qui n’ont pas de sens pour les autres entités du sur-type. Par exemple : garçon est un sous type d’individu et peut avoir comme attribut « état vis à vis du service militaire » dont les valeurs sont : dégagé, sursitaire, exempté, réformé. La fonctionnalité des associations L’association entre E1, E2 ,……, En est fonctionnelle de E1, E2 , …, Ei-1, Ei+1,……, En vers Ei si : Quelque soient x1E1,……, xnEn (x1,……,xn) associés y1E1,……, ynEn (y1,……,yn) associés Si x1=y1et …… et xi-1= yi-1 et xi+1= yi+1 et …… et xn= yn alors xi = yi Attention : Déclarer un attribut comme clé est une décision du concepteur de la base de données. Diagramme Entité/Relation Conventions : Types d’entités rectangle Attribut ovale Association losange + traits le reliant aux types en jeu On souligne les attributs constituant la clé principale. Lorsqu’il y a fonctionnalité d’une association on met une flèche orienté vers Ei Exemple : 422084520427950044951652225675adresse 00adresse 42208451677035003032125204279400422084521399500449516531115nom 00nom 4220845488315004403725579755adresse 00adresse 2849245488314001111885121983500111188567119500380365854075004718051311275008375651311275007461258540750044951651494155nom 00nom 3580765305435Acteur 00Acteur 35807651859915Studio 00Studio 20262851585595 Appartient 00 Appartient 2117725122555Joue dans 00Joue dans 8375651494155titre 00titre 146051494155année 00année 837565488315durée 00durée 14605488315genre 00genre 4718051036955Film 00Film On a l’association fonctionnelle Film, Studio (un film est produit par un seul studio). Exemple d’association ternaire : 495236536830durée 00durée 394652536830durée 00durée 220916559055 Contracte 00 Contracte 4860925622300042208456223000 471805103505Acteur 00Acteur 4403725103505Film 00Film 3123565342890011118853428900 486092556515004312285565150047180556515009290055651500 26663645969000 929005100965adresse 00adresse 106045100965nom 00nom 49523659525année 00année 39465259525titre 00titre Studio de production 2392045130810Studio 00Studio 248348510287000284924510287000 28492454445adresse 00adresse 19348454445nom 00nom Exemple d’association quaternaire : 495236536830durée 00durée 394652536830durée 00durée 220916559055 Contracte 00 Contracte 4860925622300042208456223000 471805103505Acteur 00Acteur 4403725103505Film 00Film 3032125107950002026285107950003123565342890011118853428900 486092556515004312285565150047180556515009290055651500 929005100965adresse 00adresse 106045100965nom 00nom 49523659525année 00année 39465259525titre 00titre 3306444139700020262841397000 Studio de Studio de l’acteur production 2392045130810Studio 00Studio 3032125-6351002026285-635100248348510287000284924510287000 28492454445adresse 00adresse 19348454445nom 00nom Exemple d’un supermarché : 495236536830FAdresse 00FAdresse 74612536830Salaire 00Salaire -7683536830Enom 00Enom 394652536830Fnom 00Fnom 513524562230004220845622300065468562230001974856223000 440372584455Fournisseur 00Fournisseur 10604584455Employé 00Employé 193484517589400266636584455Chef de rayon 00Chef de rayon 166052584455 est 00 est 8375651523900 422084537465004718043746500330644437465001294765128905Inclusion de type 00Inclusion de type 257492581915 Responsable 00 Responsable 167005-247650 Travaille 00 Travaille 220916539370005632453937000 380365153035Rnom 00Rnom 156908583820Rayon 00Rayon 12033251060450010204451460500 18434043683000288925128270Rnuméro 00Rnuméro 3672205-467360 Fournit 00 Fournit 20262858128000 1477645125730 contient 00 contient 440372554610Cnuméro 00Cnuméro 540956554610Cnom 00Cnom 18434045461000 5775324990600048609259906000 2392045121285 Constitué de 00 Constitué de 2392045121285 Constitué de 00 Constitué de 28892529845Anom 00Anom 4312285143510 passe 00 passe 10204455207000 348932574295Ordre d’achat 00Ordre d’achat 156908574295Article 00Article 5226685-86360Client 00Client 486092596519004129405965190032150059651900220916596519001203325965200028892596520Anuméro 00Anuméro 5592445273050048609252730500239204511874500 3946525495300033064454953000 531812571755Compte 00Compte 202628571755quantité 00quantité 4769485116205CAdresse 00CAdresse 3855085116205Date 00Date 2849245116205Onuméro 00Onuméro Type faible ou dépendant d’entités Ce sont des types qui n’ont pas de clé propre mais une clé obtenue comme suit : des attributs du type faible E les attributs constituant les clés de types qui sont chacun associés de façon fonctionnelle à E Soit l’entité faible E Soient : Les entités F1, ……, Fn Les relations : R1 fonctionnelle de E vers F1 R2 fonctionnelle de E vers F2 Rn fonctionnelle de E vers Fn Les clé de F1,……Fn 4952365125730Adresse 00Adresse 3855085125730Nom 00Nom 654685125730Numéro 00Numéro 239204514795500 248348578740 Travaille 00 Travaille 467804595250042208459525001111884952500 4312285123190Studio 00Studio 6546853175000746125123190Equipe 00Equipe 3580765539740015690855397400 Une clé pour l’entité faible « Equipe » est Numéro, Nom Convention : On double les traits du rectangle de l’entité faible et des losanges des associations fournissant la clé. Cours de Base de données 14.02.2000 Rappel du cours précédent : Type T d’entités faible : il n’a pas de clé propre, il faut prendre des clés d’autres types T1, ……, Tn pour lesquels il existe des associations fonctionnelles de T vers les Ti. De telle entités faible s’introduisent quand on veut éclater une association d’arité (nombre de composants) 3 en une famille d’associations binaires fonctionnelles. Exemple d’association ternaire : 38036585407500471805131127500837565131127500746125854075008375651494155titre 00titre 146051494155année 00année 837565488315durée 00durée 14605488315genre 00genre 4718051036955Film 00Film 2300605117475salaire 00salaire 4678045139700adresse 00adresse 3763645139700nom 00nom 2666364127000211772592710 Contracte 00 Contracte 4586605234950040379652349500 422084545720Acteur 00Acteur 3215005679440011118856794400 26663644318000266636513461900422084543180Studio 00Studio 4037965-3810004586605-381000 4586605109855adresse 00adresse 3672205109855nom 00nom Cette association se traduit en : 23920451587500348932515875salaire 00salaire 2483485107315Contrat 00Contrat 32150055270400 929005895350032150058953500 28492443492500 422084571755 Film Contractant 00 Film Contractant 220916571755 Studio Contractant 00 Studio Contractant 28892571755 Acteur Contractant 00 Acteur Contractant 43122851714500230060517145003803651714500 48609243746500284924437465009290043746500 531812519685année 00année 385508519685genre 00genre 458660519685Film 00Film 56324519685Acteur 00Acteur 248348519685Studio 00Studio 5226685565140044951655651400 5043805254000458660525400029406852540002392045254000380365254000929005254000 4220845130810durée 00durée 5043805130810titre 00titre 2849245130810adresse 00adresse 2117725130810nom 00nom 837565130810nom 00nom 14605130810adresse 00adresse Chapitre 2. Le modèle relationnel (E.F. Codd 1970 IBM) Buts de ce modèle: Indépendance des programmes d’applications et des sessions interactives vis à vis de la représentation interne des données. Base théorique solide pour traiter des problèmes de cohérence et de redondance. Les tables ou le modèle relationnel tel qu’il apparaît à l’utilisateur Pour un SGBD relationnel on a les propriétés suivantes : Il n’y a que des tables Un table consiste en un schéma relationnel qui comporte : - Le nom de la table,. - Un nom (appelé aussi attribut de la table) et un type (scalaire) pour chaque colonne. Des contraintes de fonctionnalité, on décrète que tel attribut ou groupe d’attributs G est clé de la table. On déclare les clés candidates et les clés principales. Un contenu : des lignes pour lesquels l’élément contenu en colonne A est dit type associé à l’attribut A. Exemple de table : Voie_Publique Nom Max_impair Max_pair Quartier Arrondissement Rue Jussieu 45 4 Saint Victor 5 Rue Linné 45 24 Saint Victor 5 Rue Chevaleret 199 148 Gare 13 Rue Montaigne 63 60 Champs Elysées 8 Rue de Tournon 33 20 Odéon 6 Les nom des colonnes sont deux à deux distincts. L’ordre des lignes et celui des colonnes est ignoré Ordre des colonnes C’est un ordre sur les attributs qui n’est pas pertinent. On ne peut référencer une colonne que par son nom (attribut). Ordre des lignes Il traduit une évolution temporelle de la table donc cet ordre n’est pas pertinent. On voit donc qu’il n’est pas possible de référencer une ligne. Mais 2 lignes distinctes doivent différer sur au moins un attribut. Il y a des opérateurs Il sont à disposition de l’utilisateur, ils génèrent des tables à partir d’autres tables. Création d’une table en SQL (Structured Query Language) CREATE TABLE Voix_Publique ( Nom VARCHAR Max_impair INTEGER Max_pair INTEGER Quartier VARCHAR Arrondissement INTEGER PRIMARY KEY(Nom) ) INSERT INTO Voix_Publique VALUES (‘rue jussieu’,45,4,‘Saint Victor’,5) Modélisation mathématique des tables par les relations C’est à dire les sous ensemble de produit cartésiens ou encore les ensembles de listes toutes de même taille. Soit T une table avec des attributs A1, ……, An de domaines associés D1, ……, Dn . On lui associe une relation R D1D2……Dn . R est l’ensemble des n-uplet (x1, ……, xn) tels que la table T contienne une ligne ayant : en colonne A1 la valeur x1. en colonne An la valeur xn. Les lignes de T sont des n-uplets de R Les colonnes de T sont des composantes de R (projection de R sur ces composantes) Un groupe d’attributs G={Ai1, ……Aik} de T est une clé de T, si et seulement si la relation R est fonctionnelle par rapport aux composantes i1, ……,ik . Formalisme simple sur une théorie mathématique riche. L’ordre (contingent à la représentation tabulaire) sur les lignes de T a disparu dans cette formalisation car il n’y a pas d’ordre intrinsèque sur les n-uplets de R. Hélas l’ordre des colonnes lui reste bien présent et intrinsèque, ce qui est fâcheux. Soit X,Y deux ensembles. XY YX sauf si X=Y ou X=? ou Y=? (a,b) a,bR (a,b) (b,a) R XX {(a,b) XX (a,b) R} {(b,a) XX (a, b) R} Modélisation mathématique par les ensembles de fonctions de même domaine Soit T une table avec des attributs A1, ……, An de domaines associés D1, ……, Dn . On lui associe un ensemble F de fonctions toutes de domaine { A1, ……, An }. Toutes les fonctions de fF vérifient f(A1)D1 …… f(An)Dn . En fait : fF il existe une ligne de la table T dont : l’élément en colonne A1 est exactement f(A1) l’élément en colonne An est exactement f(An) - Les lignes de T sont exactement les f de F (vues de façon déroulés) on écrit f(Ai) en colonne Ai, l’ordre des lignes de T a donc disparu car il n’y a pas d’ordre intrinsèque sur l’ensemble F. - La colonne Ai de T correspond aux f(Ai), f variant dans F. Les colonnes T correspondent donc aux éléments du domaine (ensemble sans ordre intrinsèque) commun des fonctions dans F. On a perdu l’ordre sur les colonnes. traduction d’un diagramme Entité/Relation dans le modèle relationnel Un type d’entités (pas faible) se représente par une table, les attributs de la table sont les attributs du type d’entités, les domaines associés sont les types scalaires associés à ces attributs dans le diagramme E/R. 74612536830Salaire 00Salaire -7683536830Enom 00Enom 65468562230001974856223000 10604584455Employé 00Employé 193484517589400266636584455Chef de rayon 00Chef de rayon 166052584455 est 00 est 8375651523900 330644437465004718043746500 257492513335 Responsable 00 Responsable 19748513335 Travaille 00 Travaille 22091651022350056324510223500 38036584455Rnom 00Rnom 156908584455Rayon 00Rayon 102044510668000 1843404374650012033253746500 147764559690 contient 00 contient 28892559690Rnuméro 00Rnuméro 184340414859000 38036579375Anom 00Anom 111188510160000 156908532385Article 00Article 12033255461000288925146050Anuméro 00Anuméro Tables associés : Employé(ENom, salaire) Chef de Rayon (ENom) Rayon (RNom, RNuméro) Article (ANom, ANuméro) 2. un sous type E d’un type F se traduit par une table dont les attributs sont ceux du type E et ceux de la clé principale du type F. Par exemple :Chef de Rayon Cours de Base de données 21.02.2000 Reprenons l’exemple du supermarché dont le diagramme Entité/Relation est le suivant : -16827536830ENom 00ENom 403796545085CAdresse 00CAdresse 522668545085CNom 00CNom 74612536830Salaire 00Salaire 513524570485004495165704850065468562230001974856223000 540956592710Solde 00Solde 467804592710Client 00Client 10604584455Employé 00Employé 193484517589400266636584455Chef de rayon 00Chef de rayon 166052584455 est 00 est 5318125114934008375652349400 486092445720004718043746500330644445720001294765128905Inclusion de type 00Inclusion de type 467804567945 Emane De 00 Emane De 403796565405002574925-400050Est Responsable De 00Est Responsable De 167005-247650 Travaille à 00 Travaille à 220916539370005632453937000 288925153035RNom 00RNom 4769485635CoNuméro 00CoNuméro 156908583820Rayon 00Rayon 4586605228600012033251060450010204451460500 4586605136525004860925136525Date 00Date 3580765-46355Commande 00Commande 18434043683000288925128270RNuméro 00RNuméro 33978856731000 1477645125730 Présent 00 Présent 3946525156845quantité 00quantité 2666365-347345 Comprend 00 Comprend 35807651841400 202628513208000 18434045461000 2757805129540 Fournit 00 Fournit 28892529845ANom 00ANom 4403725151765Fournisseur 00Fournisseur 10204455207000 156908574295Article 00Article 49523651047750043122851047750034893251333400220916513334001203325965200028892596520ANuméro 00ANuméro 4037965127000FNom 00FNom 294068435560004952365127000FAdresse 00FAdresse 2666365149225Prix 00Prix Traduction d’un diagramme Entité/Relation dans le modèle relationnel. Type d’entité (non faible) Pour un type d’entité (non faible) on associe une table qui possède les propriétés suivantes : Les attributs de la table sont les noms des attributs du type d’entités. Le domaine d’un attribut de la table est celui associé à l’attribut correspondant du type d’entités. Exemple : Employé(ENom, Salaire) Rayon(RNom, RNuméro) Article(ANom, ANuméro) ANuméro signifie que c’est une clé potentiel Fournisseur(FNom, FAdresse) Commande(CoNuméro, Date) Client(CNom, CAdresse, Solde) Sous type E d’un type F On lui associe une table dont les attributs sont les noms des attributs de E et ceux des attributs de la clé principale de F, les domaines sont ce qu’on pense. Exemple : Chef de rayon(ENom) Type d’entité faible de E Exemple de diagramme Entité/Relation contenant un type d’entité faible : 4769485135890Adresse 00Adresse 3855085125730Nom 00Nom 654685125730Numéro 00Numéro 239204514795500 248348578740 Travaille 00 Travaille 46780456350042208459525001111884952500 4312285123190Studio 00Studio 6546853175000746125123190Equipe 00Equipe 3580765355590015690855397400 On associe au type d’entité faible une table d’attributs contenant tous ceux de E, ainsi que ceux des clés principales des types E1, ……, En auquel E est relié de façon relationnelle. Association On lui associe une table dont les attributs sont ceux des clés principales de F1, ……, Fk (après un renommage éventuel), et les attributs de l’association elle-même. Exemple : Travaille à(ENom, RNom) Est Responsable De(ENom, RNom) Présent(ANom, RNom) Fournit(FNom, ANom, Prix) Ici il n’y a pas de relation fonctionnelle et la clé a 2 attributs Comprend(CoNuméro, ANom, Quantité) Ici il n’y a pas de relation fonctionnelle et la clé a 2 attributs Emane De(CoNuméro, CNom) Pour obtenir une clé de cette table on considère une clé pour chacun d’entre les F1, ……, Fk et les attributs de l’association elle-même. Si l’association est fonctionnelle vers Fi, la clé de Fi est inutile, de même tous les attributs fonctionnels de l’association sont aussi inutiles. Relations avec une clé commune. Il y a une simplification possible d’une BD : Si deux tables ont une clé commune alors il est préférable de les joindre en une seule table (jointure) dont les attributs sont la réunion des attributs des deux tables. La table ainsi obtenue est calculable à partir des deux tables de départ. Elle permet de retrouver les deux tables de départ. Elle est en général de volume moindre que le total du volumes des 2 tables. Exemple (avec les 13 relations vues précédemment) : 1. et 8. 175196524765Employé Travaille à(ENom, Salaire, RNom) 00Employé Travaille à(ENom, Salaire, RNom) 15690852476500 Employé(ENom, Salaire) Travaille à(ENom, RNom) 2. et 9. 220916522225Rayon Resp(RNom, RNuméro, ENom) 00Rayon Resp(RNom, RNuméro, ENom) 20262852222500Rayon(RNom, RNuméro) 3855085135890Que l’on peut aussi appeler ChefRayonNom 00Que l’on peut aussi appeler ChefRayonNom 43122844445000Est Responsable De(ENom, RNom) 3. et 10. 175196524765ArticlePrésent(ANom, RNom, ANuméro) 00ArticlePrésent(ANom, RNom, ANuméro) 15690852476500Article(ANom, ANuméro) Présent(ANom, RNom) 5. et 13. 202628562230Commande Emane De(CoNuméro, Date, CNom) 00Commande Emane De(CoNuméro, Date, CNom) 18434056223000Commande(CoNuméro, Date) Emane De(CoNuméro, CNom) La nouvelle BD va avoir comme tables , , , , 4. , 6. , 7. , 11. , 12. Attention : Il n’est pas intéressant d’associé 4 et 11 car il n’y a seulement inclusion des clés et pas égalité. La table obtenue par jointure peut être beaucoup plus grande que les deux tables de départ. Par exemple, pour chaque article fournit par un fournisseur il faudra donner l’adresse de celui-ci, d’où des répétitions malvenues. La table 7. Est une projection de , donc cette table est inutile. On a donc finalement une BD à 8 relations seulement. Attention : Dans cette simplification de deux tables ayant une clé commune en une seule table il peut y avoir un problème car les projections sur la clé commune des ces 2 tables doivent être égales (il ne peut pas y avoir d’attribut vide ) Il existe deux solutions : Interdire cette chose la par une contrainte. Compléter les u-plets sur les attributs non définit par la valeur « null » () Les 5 opérations fondamentales de l’algèbre relationnelle. Une opération qui rajoute des lignes : La réunion Si T1 et T2 ont les mêmes attributs on a la réunion T1T2 . Une opération qui rajoute des colonnes (et multiplie les lignes) : Le produit cartésien Si T1 et T2 sont sans attribut commun T1T2 : on prend une ligne de T1 et une ligne de T2 de toutes les façon possibles. Exemple : 3032125186690T1T2 A1 A2 B1 B2 B3 a a c c e e b b d d f f i l i l i l j m j m j m k n k n k n 00T1T2 A1 A2 B1 B2 B3 a a c c e e b b d d f f i l i l i l j m j m j m k n k n k n 1386205186690T2 B1 B2 B3 i l j m k n 00T2 B1 B2 B3 i l j m k n 14605186690T1 A1 A2 a c e b d f 00T1 A1 A2 a c e b d f On a les propriétés suivantes : nb colonnes(T1T2) = nb colonnes(T1) + nb colonnes(T2) nb lignes(T1T2) = nb lignes(T1) * nb lignes(T2) Si R D1D2 et S E1E2E3 RS = {(x, y, z, t, u) | (x, y)R et (z, t, u)S)} En terme de fonction, si : F1 est l’ensemble de fonctions de {A1,A2} qui envoient A1 dans D1 et A2 dans D2 F2 est l’ensemble de fonctions de {B1,B2,B3} qui envoient B1 dans E1, B2 dans E2 et B3 dans E3 F1F2 = les fonctions de domaine {A1,A2,B1,B2,B3} dont la restriction à {A1,A2} est dans F1 et dont la restriction à {B1,B2,B3} est dans F2 . Les attributs de T1T2 sont ceux de la réunion des attributs de T1 et de T2. Une opération qui enlève des colonnes : La projection Soit T une table, et soient A1, ……, An les attributs de la table. Soient Ai1, ……, Aik tels que 1 i1……ikn on a : =les lignes de T dont on retient que les valeurs dans les colonnes i1……ik . Exemple : 257492593980 B C j o t k p u 00 B C j o t k p u 10604593980T A B C D E i n s j o t k p u l q v m r w 00T A B C D E i n s j o t k p u l q v m r w Une première opération qui enlève des lignes : La différence On suppose T1 et T2 ont les mêmes attributs. T1 \ T2 sont les lignes de T1 qui n’apparaissent pas dans T2 . Une deuxième opération qui enlève des lignes : La sélection C’est en fait une famille d’opérations paramétrée par des formules. Soient A1, ……, An les attributs de T. Formules atomiques : $A = $B $A < $B $A = a (où a est dans le domaine associé à l’attribut A) $A > a $A< a On considère les formules obtenues à partir des atomiques à l’aide des connecteurs , , (négation, conjonction, disjonction) A chaque formule on associe un opérateur de sélection (). () prend une table (d’attributs A1, ……, An) et renvoie une sous-table (on a sélectionné certaines lignes de T) Construction des () par récurrence sur Cas ou est $A = $B ($A = $B)(T) = les lignes de T dont les éléments des colonnes A et B sont égaux. Cas ou est $A = a ($A = a)(T) = les lignes de T dont l’élément en colonne A vaut a. Cas ou est $A < $B ($A < $B)(T) = les lignes de T dont l’élément en colonne A est plus petit que l’élément de colonne B. Cas ou est $A < a ($A < a)(T) = les lignes de T dont l’élément en colonne A est plus petit que l’élément a. Cas ou est $A > a ($A > a)(T) = les lignes de T dont l’élément en colonne A est plus grand que l’élément a. Cas ou est G (G)(T) = T \ (G)(T) = les lignes de T non sélectionnées par (G). Cas ou est GH (GH)(T) = (G)(T) (H)(T) = les lignes de T sélectionnées par l’un au moins de (G) ou (H). Cas ou est GH (GH)(T) = (G)(T) (H)(T) = les lignes de T sélectionnées par à la fois (G) et (H). Cours de Base de données 28.02.2000 Rappel : Les 5 opérations fondamentales sont les suivantes : L’union, qui rajoute des lignes. Le produit cartésien, qui rajoute des colonnes et des lignes La différence, qui enlève des lignes. La sélection, qui enlève des lignes. La projection, qui enlève des colonnes. La projection Si T a n attributs {A1, ……, An } à chaque partie X{A1, ……, An } est associé une projection : 3582670388620 Restriction f X de f à X 00 Restriction f X de f à X 175196448006000175196557149900197485205740f fonction de domaine {A1, ……, An } 00f fonction de domaine {A1, ……, An } Cas X={A1, ……, An } alors projx est l’identité. Cas X=? f X est une fonction de domaine ?, il existe une et une seule fonction de domaine vide, celle dont le graphe est vide. Combien y a t-il d’ensembles de fonctions de domaine vide ? Il y en a deux : ? et {?} : ? est la table vide d’arité 0 (en terme de réponse à une requête, la réponse est non) {?} est la table non vide d’arité 0 qui ne comporte qu’une ligne laquelle est vide (en terme de réponse à une requête, la réponse est oui) Exemple : Soit R(x,y) On demande les x tels que R(x,x) On fait une sélection : {x=y}(R) = {(a,b) table de R | a=b} Ensuite on projette : proj{1}({x=y}(R)) = {a | (a, a) table de R} On refait une projection indexé par l’ensemble vide d’attributs. proj?(proj{1}({x=y}(R))). Si proj?(proj{1}({x=y}(R))) = {[ ]} singleton contenant seulement liste vide alors il existe x tel que R(x,x). Si proj?(proj{1}({x=y}(R))) = ? alors il n’existe pas x tel que R(x,x). D’autres opérations de l’algèbre relationnelle Toutes ces opérations vont être obtenues en composant les 5 opérations fondamentales. Opérations booléennes : L’union et la différence \ ont déjà été mises explicitement. L’intersection est définie par A B = A \ (A \ B) Jointure naturelle : Soit R d’attributs {A1, ……, An, C1, ……, Cp } et S d’attributs {B1, ……, Bm, C1, ……, Cp } {C1, ……, Cp } sont les attributs communs à R et S. On a la jointure naturelle de R et S : R ? S = {(a1, …, an, b1, …, bm, c1, …, cp) | (a1, …, an, c1, …, cp)R et (b1, …, bm, c1, …, cp)S Par analogie avec les fonctions on a : R ? S = {fg | f fonction de domaine {A1, …, An, C1, …, Cp) dans R g fonction de domaine {B1, …, Bm, C1, …, Cp) dans S telles que f{C1, …, Cp} = g{C1, …, Cp}} Exemple : Soit : 1843404148590001460414859000111188567309001974856730900X Y Z 146051015900 graphe() = {(a, b) | aX, bY (a)=b} graphe() = {(b, c) | bY, cZ (b)=c} graphe() = {(a, c) | aX, cZ ((a))=c} mais (a, c)graphe() si et seulement si il existe bY tel que : (a, b)graphe() (b, c)graphe() c’est à dire si (a, b, c)(graphe() ? graphe()) d’ou graphe() =proj{X, Z}(graphe() ? graphe()) Cas particuliers : p=0 R d’attributs {A1, ……, An} et S d’attributs {B1, ……, Bm}, il n’y a pas d’attribut commun. Alors R?S coïncide avec le produit cartésien RS. m=n=0 R et S ont pour attributs {C1, ……, Cp}, tous les attributs sont commun à R et S. Alors R?S coïncide avec l’intersection RS. On peut obtenir la jointure naturelle à partir des 5 opérations fondamentales : R?S = R est d’attributs {A1, ……, An, C1, ……, Cp } S est d’attributs {B1, ……, Bm, C1’,……, Cp’} on a renommé les Ci en Ci’ pour faire le produit cartésien. F est la formule , ,………, -jointure On a les -relation : =, , >, , <, -76835207010 AB 00 AB Soient R d’attributs {A1, ……, An} et S d’attributs {B1, ……, Bm} R?S= c’est une sélection dans RS Semi-jointure R?S R?S est la projection de R?S sur les attributs de R Exemple : Reprenons l’exemple de la base de données du supermarché. On pose la requête : Quels sont les clients ayant commandé du Brie ? Rappelons qu’on avait les tables : Comprend(CoNuméro, ANom, Quantité) 394652564135 La liste (en colonne) des clients ayant commandé du Brie 00 La liste (en colonne) des clients ayant commandé du Brie Commande Emane De(CoNuméro, CNom) ((Anom= ‘Brie’)( Commande Emane De ? Comprend)) = Chapitre 3. Les calculs relationnels Rappel : Logique du 1er ordre d’un langage relationnel : On se donne un langage comprenant une famille de symboles de constantes et une famille de symboles de relations de diverses arités. Avec cela on construit des formules atomiques Soit R un symbole de relation d’arité k R(x1,……, xk) est une formule atomique si x1,……, xk sont des variables. On peut aussi dans une formule atomique substitué une occurrence de variable par une autre variable ou une constante. Exemple : Si R est ternaire R(x, y, z), R(x, z, z), R(x, a, y) sont des formules atomiques. Formules : Les formules atomiques sont des formules Si F est une formule alors ¬F est une formule. Si F et G sont des formules alors FG, FG et FG sont des formules. Si F est une formule et x est une variable alors xF et xF sont des formules Toutes les formules sont obtenues de cette façon. Occurrences liées et occurrences libres d’une variables : Dans une formule atomique toutes les occurrences de variables sont libres. Les occurrences libres de variables dans F, FG, FG, FG sont celles de F et G. Les occurrences liées de variables dans F, FG, FG, FG sont celles de F et G. Toutes les occurrences de x dans xF et xF sont liées. Les occurrences libres des autres variables que x dans xF et xF sont celles de F. Sémantique des formules : On se donne : Un ensemble non vide D dit domaine. Un élément de D pour chaque constante du langage logique . Une relation d’arité k pour chaque symbole de relation d’arité k du langage logique. On a la structure du langage : (D, c, …, R, …) = M c D pour chaque constante c. R Dk pour chaque symbole R d’arité k. Sémantique d’une formule dans une telle structure : On fait la construction par récurrence sur les formules Si F comporte k variables libres x1,……, xk alors Sém(F, M)Dk. Cas particuliers : Cas k=0 Sém(F, M)Dk = {?} Si Sém(F, M)Dk = {?} F est vraie dans M. Si Sém(F, M)Dk = ? F est fausse dans M. Cas F atomique R(x1,……, xk) alors Sém(F, M)= R. Cas F atomique obtenue par substitution de a à x dans G atomique On a Sém(F, M)= Cas F atomique obtenue par substitution de xj à xi dans G atomique On a Sém(F, M)= Si F est GH Sém(F, M) = {(a1,……, ak) | la restriction de (a1,……, ak) aux composantes correspondantes aux variables de G est dans Sém(G, M) ou la restriction de (a1,……, ak) aux composantes correspondantes aux variables de H est dans Sém(H, M)} Si F est GH Sém(F, M) = {(a1,……, ak) | la restriction de (a1,……, ak) aux composantes correspondantes aux variables de G est dans Sém(G, M) et la restriction de (a1,……, ak) aux composantes correspondantes aux variables de H est dans Sém(H, M)} Si F est GH Sém(F, M) = {(a1,……, ak) | la restriction de (a1,……, ak) aux composantes correspondantes aux variables de G est dans Sém(G, M) implique la restriction de (a1,……, ak) aux composantes correspondantes aux variables de H est dans Sém(H, M)} Si F est G Sém(F, M)=Dk \ Sém(G, M) Théorème de complétude (Gödel 1930) F est vraie dans tous les modèles si et seulement si F est prouvable. Calculs relationnels = de la logique adaptée aux BD relationnelles Il y a plusieurs façons de présenter : Calculs relationnels à variables domaine Calculs relationnels à variables t-uplets Problème : Mettre ou pas l’égalité Mettre ou pas les comparaisons <, >, Richesse des formules qu’on se permet. Calcul relationnel purement conjonctif à variables domaine On prend un schéma relationnel fixé R1, ……, Rn d’une BD, chaque Ri à des attributs. A chaque attribut A est associé un certain domaine (infini) D(A) Nous fixons un domaine D qui contient tous les D(A) Définition : Les formules du calcul purement conjonctif associé au schéma relationnel et au domaine D fixé sont les formules n’utilisant que et de la logique dont les constantes sont tous les éléments de D et dont les relations sont les Ri. Ri(V1(A1), ……, Vk(Ak)) est une formule atomique si Ri a pour attributs A1, ……, Ak et si Vi(Ai) est une variable ou un élément de D. Cours de Base de données 06.03.2000 Calcul relationnel purement conjonctif à variables domaine Définition : On utilise des formules utilisant uniquement le connecteur et la quantification . On part : - du schéma relationnel d’une BD - de la BD elle-même (c’est à dire de son contenu) On considère un domaine D qui contient les domaines des attributs de la BD On a les formules atomiques (définies par le schéma relationnel de la BD) utilisant des constantes prises dans D. On fait des conjonctions et des . Sémantique de telles formules (cas particulier de la définition générale): Sém(R(x1, ……, xn), D) = la relation associé à R dans l’état de la BD Sém(R(v(x1), ……, v(xn) ), D) = v(xi) est une variable ou un élément de D est la conjonction des $i=$j si v(xi)= v(xj) $i=a si v(xi)=a Exemple : Sém(R(x, x, a), D) = Sém(FG, D) = Sém(F, D) ? Sém(G, D) car Sém(F(x1, ……, xk, z1, ……, zp) G(y1, ……, yl, z1, ……, zp), D) = {(x1, ……, xk, y1, ……, yl, z1, ……, zp) | (x1, ……, xk, z1, ……, zp) Sém(F, D) et (y1, ……, yl, z1, ……, zp) Sém(G, D)} = Sém(F, D) ? Sém(G, D) Notation : Etant donné l’état I de la BD on note le domaine actif : adom(I) = les constantes figurant dans les tables adom(F) = les constantes figurant dans F. Théorème d’indépendance de la sémantique (des formules purement conjonctive) vis à vis du domaine : Si F(x1, ……, xk) est purement conjonctive et si s :{x1, ……, xk} D est une assignation de valeurs telle que (s(x1), ……, s(xk))Sém(F, D) alors tous les éléments s(x1), ……, s(xk) sont dans adom(I)  adom(F). En d’autre termes, la domaine D n’intervient pas réellement ce qui est très rassurant puisque ce domaine D est arbitraire. Preuve (Par récurrence): Cas F atomique R(x1, ……, xk) La sémantique est la valeur de la table associé à R donc tous les éléments sont dans adom(I). Cas F atomique R(v(x1), ……, v(xk)) Ou v(xi) est une variable ou un élément de D. La sémantique s’obtient par la projection d’une sélection de la sémantique de R(x1, ……, xk). Laquelle sélection ne fait intervenir que des constantes de adom(F) donc tous les éléments sont dans adom(F). Cas FG Les éléments des uplets de Sém(F, D) ? Sém(G, D) sont les uplets de Sém(F, D) ou de Sém(G, D). Donc tous les éléments sont dans adom(F). Cas xF Ce cas est évident puisque Sém(x F, D) = projles variables autres que x(Sém(F, D)) Définition : Une formule purement conjonctive est sous forme normale si elle est de la forme : y1, ……, yl F(x1, ……, xl, y1, ……, yl) où F est une conjonction sans quantification. Fait : Toute formule purement conjonctive équivaut à une formule en forme normale. « équivaut » veut dire « avoir la même sémantique ». Preuve : Soit F(,,) G(,,) On renomme les variables en de sorte qu’elles soient différentes de variables . On regroupe les en (F(,,) G(,,)) Exemple : y1 y2 F(y1, y2, x, t) y1 z G(y1, z, u1, u2, t) on renomme : y1 y2 F(y1, y2, x, t) y1’ z G(y1’, z, u1, u2, t) on obtient donc : y1 y2 y1’ z (F(y1, y2, x, t) G(y1’, z, u1, u2, t)) Exemple (avec une BD de cinéma) : Film(Titre, Réalisateur, Acteur) table à 3 attributs de domaine les chaînes de caractères Salle(Cinéma, Adresse, Téléphone) Programme(Cinéma, Titre, Horaire) On a les requêtes suivantes : Qui est le réalisateur de « Cris et chuchotements » Dans quel cinéma passe « Cris et chuchotements » Quel est l’adresse et le téléphone du St André des Arts Donner les noms et adresses des cinémas passant un film de Bergman Y a t-il un film de Bergman à l’affiche ? Suite page suivante…… Les réponses sont les suivantes : Y Film(« Cris et chuchotements », X, Y) H Programme(X, « Cris et chuchotements », H) Salle(« St André des Arts », X, Y) X Y H T (Film(X, « Bergman », Y) Programme(C, X, H) Salle(C, A, T)) X Y H C (Film(X, « Bergman », Y) Programme(C, X, H)) Revenons sur la requête numéro 5. La relation naturelle pour 5 est la suivante : Quels films de Bergman passent où et quand ? On a la requête : 197485105410 titre 00 titre 2483485102235 horaire 00 horaire 2026285102235 salle 00 salle 1111885102235 acteur 00 acteur (Film(X, « Bergman », Y) Programme(C , X, H )) C’est une relation en X, Y, C, H, il y a deux cas possibles : Cette relation n’est pas vide (si on oublie pour chaque ligne de cette relation les 4 éléments de la ligne, on obtient la liste vide) alors la réponse à la requête 5 est OUI. Ce qui veut dire que : Cette relation est vide alors la réponse à la requête 5 est NON Ce qui veut dire que : Calcul relationnel purement conjonctif et algèbre relationnelle. Pour l’algèbre relationnelle on a les opérateurs , , proj, diff, sélection. Définition : Algèbre Relationnelle S.P.C. (Sélection, Projection, Produit cartésien) on compose ces 3 opérations appliquées aux relations associés aux tables de l’état de la BD et aux relations unaires singleton {(a)} où a D. Pour la sélection on se restreindra à xi = xj identifier deux arguments et xi = a fixer un argument. Définition : Une expression sous forme normale est une expression sous la forme : ou {a1}D … {ap}D Proposition : Toute expression peut se mettre sous forme normale. Preuve : On met les proj tout au début car : Exemple : Soit S = (a, b, c, d) des quadruplets proj{1, 2, 3}(S) = les (a, b, c) tels que d (a, b, c, d)S $1=$2(proj(S)) = les (a, a, c) tels que d (a, a, c, d)S = proj{1, 2, 3}(l’ensembles des quadruplets (a, a, c, d) de S) = proj{1, 2, 3}($1=$2(S)) ou S est d’arité m ou I J Avec 1. et 2. On met toutes les projections en tête et on les réduit à une seule. Après la proj initiale on ne trouve que des sélections et des produits. On peut ramener les sélections avant les produits car : S(T) = (ST) et (S)T = (ST) où s’obtient en changeant dans les $i par $i+n si n est l’arité de S. On sort les singletons car ({a}S) = {a}(S) car : (S){a} = (Sa) et {a}(S) = ({a}S) où s’obtient en changeant dans les $i par $i+1. Théorème d’équivalence : Les expressions relationnelles définissent les mêmes relations que les requêtes purement conjonctives. Remarques : Une expression relationnelle peut être toujours vide ( on dit « non satisfaisable ») par exemple : $x=a($x=b(R)) où a et b sont différents, constantes de adom(I). En revanche, une requête purement conjonctive qui ne fait intervenir que des constantes des tables est toujours satisfaite. Pour avoir une relation vide il faut utiliser des constantes hors de la table. Film(X, 1999, Y) est vide car 1999 n’est jamais le nom du réalisateur quelque soit l’état de la BD. Cours de Base de données 13.03.2000 Calcul relationnel purement conjonctif à variables domaine Rappel : On utilise des formules utilisant uniquement la conjonction et la quantification . On considère un domaine D qui contient les domaines des attributs de la BD On a les formules atomiques (R(v(x1), ……, v(xn) ) où v(xi) est une variable ou une constante prise dans D. On utilise également les formules x = a où a est un élément de D Remarque : x=b x=a n’est jamais satisfaisable (alors que sans ces formules atomiques il y a toujours un état de la BD qui rend une formule conjonctive satisfaisable). Calcul relationnel purement conjonctif et algèbre relationnelle. Algèbre SCP On utilise les 3 opérations suivantes : 14776453492500La sélection $i=$j, $i=a à partir des tables de la BD et des La projection relation unaires {(a)} pour aD Le produit cartésien On a vu que : Toute formule purement conjonctive équivaut à une formule x1, ……, xk (conjonction de formules atomiques et de formules x=a) Toute expression de SCP équivaut à une expression : Théorème d’équivalence : A toute formule purement conjonctive on peut associer une expression SCP qui à la même sémantique. Réciproquement à toute expression SCP on peut associer une formule purement conjonctive ayant la même sémantique (à une duplication près d'arguments). 2849245145415Une nouvelle table 00Une nouvelle table 1569085145415 Expression 00 Expression 288925145415Les tables de La BD + domaine D 00Les tables de La BD + domaine D 2849245441960Une nouvelle table 00Une nouvelle table 1569085441960 Formule 00 Formule 147764562483900147764516763900 Preuve : 1er partie Cas d’une formule atomique (R(v(x1), ……, v(xn) ) où v(xi) est une variable ou une constante prise dans D. L’expression associée est la suivante : Exemple : Si on a R(x, x, a, y) on fait proj1,4($1=$2, $3=a)(R) A la formule x=a on associe l’expression {(a)} Cas d’une formule FG si à F et G on sait déjà associer EF et EG. F(x1, ……, xn, z1, ……, zp) G(y1, ……, ym, z1, ……, zp) L’expression associée est la suivante : EFEG est d’arité n+p+m+p Cas d’une formule x F(x, x1, ……, xn) si à F on sait associer EF, on associe à xF l’expression 2eme partie A {(a)} on associe la formule x=a A R on associe la formule R(x1, ……, xn) Soit E - On considère projX(E), si on sait déjà associer une formule FE à E on associe à projX(E) la formule x1, ……, xk FE où les xi correspondent aux variables de F, c’est à dire aux positions dans la relation E qui sont hors de X. Exemple : Si S à 3 arguments F(x, y, z) Proj{2,3}(S)x F(x, y, z) Si $i=$j(E) à E on associe F(x1, ……, xn) Si $i=$j(E) à E on associe F(où on remplace xj par xi) La relation associée à F comporte donc un argument de moins, d'où la nécessité de dupliquer cet argument) Si $i=a(E) à E on associe F(où on remplace xi par a) Exemple : Si S à 3 arguments F(x, y, z) $1=$3(S)F(x, y, x) Si à E1 et E2 on sait associer F1(x1, ……, xn) et F2(y1, ……, xp) à E1 E2 on associe : 1020445132715On renomme les variables pour qu’elles soient différentes des variables de F1 00On renomme les variables pour qu’elles soient différentes des variables de F1 F1(x1, ……, xn) F2(y1’, ……, xp’) Exemples : Reprenons la BD de cinéma suivante : Film(titre, réalisateur, acteur) Salle(cinéma, adresse, téléphone) Programme(cinéma, titre, horaire) Quelles sont les paires d’acteurs ayant chacun dirigé l’autre ? Formule purement conjonctive : t1 t2(Film(t1, x, y) Film(t2, y, x)) Algèbre relationnelle : proj{2, 3} ($2=$6, $3=$5(Film Film)) Quels sont les acteurs qui ont joué dans un film qu’ils ont réalisé eux-mêmes ? Formule purement conjonctive : t Film(t, x, x) Algèbre relationnelle : proj{2} ($2=$3(Film)) Quels sont les acteurs ayant joué ensemble ? Formule purement conjonctive : t z (Film(t, z, x) Film(t, z, y)) Algèbre relationnelle : proj{3, 6} ($1=$4, $2=$5 (Film Film)) Donner la réponse (« Apocalypse Now », « Coppola ») quel que soit l’état de la BD Formule purement conjonctive : x = « Apocalypse Now » y = « Coppola ») Algèbre relationnelle : {(« Apocalypse Now »)} {(« Coppola »)} Calcul relationnel conjonctif avec comparaisons et égalité On rajoute les formules atomiques suivantes : x=y, xy, x<=y, xy x=a xa, x>=a, xa Attention : Le théorème d’indépendance vis à vis du domaine (qui était vrai avec le calcul conjonctif, même avec les x=a) devient faux. Exemple : x=y a pour solution les (d, d) avec d dans D, or d peut ne pas être dans le domaine actif de la BD adom(I) = constantes de l’état actuel I de la BD. Idem pour xy, x<=y, xy, xa, x>=a, xa. Il y a des solutions d dans D qui peuvent être différentes de a et différentes des constantes de la BD. Solution à ce problème : Définition : Une variable x est saine dans la formule conjonctive F si elle figure dans un prédicat de base R (comme l’un des arguments) elle figure dans une égalité x=a elle figure dans une égalité x=y et on sait déjà que y est saine (ça veut dire que la formule comprend une chaîne d’égalités figure dans un prédicat de base R ou bien dans une égalité Une formule conjonctive est saine si toutes ses variable sont saines Théorème : La sémantique des formules saines est indépendante du domaine D choisi. Théorème d’équivalence : Les formules saines conjonctives avec comparaisons et les expressions de SCP dans lesquelles on s’autorise des sélections par comparaisons donnent des sémantiques qui se correspondent. Preuve : 1er partie $i<$j(S) si S se traduit par la formule F alors $i<$j se traduit par F1(x1, ……, xk) xia , $ia, $i=j . 2eme partie Réciproquement, si F correspond à E alors F xi10) proj{3} ($1=$4, $6>10(Ordre Emane De Comprend)) Calcul relationnel à variables domaine le plus général. On s’autorise les comparaisons comme les formules atomiques. On s’autorise également les négations, disjonctions, et quantifications universelles. Hélas, les catastrophes pullulent (pas d’indépendance vis à vis du domaine) : Problème de disjonction : p(a, a) p(x, x) si (a,a) vérifie p alors tout x de D est solution de cette requète. y (p(x, y) p(y, z)) avec p={(a, b) (c, d)}, q={(e, f)} et D={a, b, c, d, e, f, g} ou g est une constante hors de la tables de la BD. Donc le couple (a, g) satisfait la requète Problème avec  : y p(x, y, y) si p=EEE alors si D=E les solutions sont les éléments de E, mais si il n’y a aucune solution. Définitions: La variable x est saine dans une conjonction F1 …… Fk si : elle figure dans l’une des formules Fi qui n’est pas une négation ni une comparaison. elle figure dans l’une des formules Fi qui est une égalité x=a. elle figure dans l’une des formules Fi qui est une égalité x=y où y a déjà été reconnue saine dans cette conjonction. Une formule est saine si : elle n’utilise pas (Rappel : (x P(x)) (x P(x)) ) toute sous formule de la forme GH est telle que toute les formules G et H ont exactement les mêmes variables libres. Toute sous formule qui est une conjonction maximale a toutes ses variables libres saines (cette clause s’applique en particulier aux formules atomiques qui ne sont pas conjointes dans la grande formule) Une négation ne peut apparaître que dans l’un des composants d’une conjonction maximale comprenant au moins une formule non niée qui n’est pas une comparaison. Théorème : La sémantique des formules saines est indépendante du domaine D choisi. Cours de Base de données 20.03.2000 Calcul relationnel à variables domaine le plus général. Théorème d’équivalence : A toute expression du calcul de l'algèbre relationnelle on peut associer une formule saine de même sémantique. A toute formule saine on peut associer une expression de l'algèbre relationnelle. Preuve: Le produit cartésien se traduit par la conjonction. La projection se traduit par le projX se traduit par y1……yk (Fr) où les yi sont les variables correspondant aux attributs non dans X. La sélection se traduit en conjoignant avec des comparaisons La réunion RS se traduit par la disjonction: FrFs traduit RS si Fr et Fs traduisent R et S Comme R et S ont les mêmes attributs, les formules FrFs ont les mêmes variables libres, et donc leur disjonction est saine. La différence R\S se traduit par Fr Fs R et S ont les mêmes attributs donc Fr et Fs ont les mêmes variables libres, donc Fr Fs est une formule saine. Récurrence sur la formule: Le cas atomique à déjà été vu avec le calcul conjonctif Cas d'une disjonction: On peut utiliser la réunion car si F et G ont les mêmes variables libres alors les expressions associés EF, EG ont les mêmes attributs. Cas d'une quantification : On utilise la projection Cas d'une conjonction maximale: De la forme F1……FnG1……Gpcomparaisons On sait que n1. Toutes les variables libres figurent dans au moins l'un des Fi, on suppose déjà associés des relations RFi, RGj aux Fi et Gj. On fait la jointure des RFi : ??……? On sélectionne dans cet jointure pour traduire les comparaisons. On observe que les variables libres des Gj sont ou bien fixées à une certaine valeur par les comparaisons ou bien (modulo des égalités des comparaisons) figurent parmi les variables libres de Fi. On se ramène donc au cas où toutes les variables des Gj figurent parmi celles de Fi. Donc les attributs des RGj sont tous des attributs de la jointure des RFi. A chaque attribut X de l'un des Fi on associe une expression Ex : si X est le k-ième argument de Fi alors Ex=proj{k}( RFi) Pour chaque j on considère le produit cartésien de RGj avec tous les Ex ou X est une variable libre des Fi qui ne figure pas dans Gj, ce produit R'Gj a alors exactement les mêmes attributs que la jointure des RFi. On fait alors les différences successives de la sélection de la jointure des RFi avec R'G1 puis R'G2 …… puis R'Gp. On obtient l'expression désirée. Remarque: Que faire avec les : On transforme x F en x F Pour qu'une sous formule x F d'une grande formule laisse cette formule saine il faut que : x F apparaisse au sein d'une conjonction faisant intervenir au moins un terme non nié et qui ne soit pas une comparaison. F doit (à équivalence logique près) être une conjonction avec au moins un terme non nié et qui ne soit pas une comparaison. Donc (à équivalence près) F doit être une disjonction dont au moins un terme nié n'est pas une comparaison. Exemple: On considère la BD de cinéma: Film(titre, réalisateur, acteur) Salle(cinéma, adresse, téléphone) Programme(cinéma, titre, horaire) On notera FR pour formule relationnelle et AR pour algèbre relationnelle. Ou peut-on voir "Annie Hall" ou "Manhattan" ? FR : H (Programme(X, "Annie Hall", H) ou Programme(X, "Manhattan", H)) AR : proj{1} ($2="Annie Hall"(Programme) $2="Manhattan"(Programme)) Quels sont les films réalisés par Woody Allen ou dans lesquels il a joué ? FR : A Film(T, " Woody Allen ", A) ou D Film(T,D, "Woody Allen") AR : proj{1}($2="Woody Allen"(Film)) proj{1}($3="Woody Allen"(Film)) Regardons maintenant la formule suivante: D A (Film(T, " Woody Allen ", A) ou Film(T,D, "Woody Allen")) Les variables libres sont respectivement T, A et T, D. Donc bien que cette formule soit équivalente à la formule saine ci dessus cette formule n'est pas saine. Films réalisés par Woody Allen dans lesquels il n'a pas joué ? FR : A (Film(T, " Woody Allen ", A) et non D Film(T, "Woody Allen", "Woody Allen")) AR : proj{1}( proj{1,3}($2="Woody Allen"(Film)) \ proj{1}($2=$3="Woody Allen"(Film)) proj{3}(Film))) Films dont tous les acteurs ont tourné sous la direction de Hitchcock 1er essai: FR : A (Film(X, D, A) X Film(X, " Hitchcock ", A)) Problème: "tout" titre T est solution (car faux vrai) Implicite dans la requête: le film existe dans la BD. 2eme essai: FR : D (A (Film(T, D, A) et A' (Film(T, D, A') X Film(X, " Hitchcock ", A'))) Ici T est borné ,il faut que ce soit un élément de la table, car T est un élément positif alors qu'avant il était négatif. Par contre la formule n'est pas saine à cause du , la formule saine correspondante est la suivante: FR : D (A (Film(T, D, A) et non A' (Film(T, D, A') et non X Film(X, " Hitchcock ", A'))) 7461243810000550100438100005409564381000024834851295390024834843810000 Cette formule est saine car A' apparaît bien comme terme non nié 74612511175900 Cette formule est saine car T, D apparaissent bien comme terme non niés AR : proj{1}( proj{1,2}(Film) \ proj{1,2}(Film \ proj{2,3}($2="Hitchcock"(Film)) proj{1}(Film)))) Chapitre 4. Dépendances fonctionnelles et formes normales Soient: R une table X, Y un ensemble d'attributs La dépendance fonctionnelle XY signifie que si 2 lignes de la table coïncident sur les éléments des colonnes de X alors elles coïncident aussi sur les éléments des colonnes de Y. Exemple: FournisseurNom FournisseurAdresse FournisseurNom, Article Prix Ville, Rue Code Postal Code Postal Ville Une dépendance fonctionnelle est un choix énoncé par le concepteur de la BD. C'est donc une contrainte que vérifie le SGBD pour tout les tables de la BD. Cours de Base de données 27.03.2000 Chapitre 4. Dépendances fonctionnelles et formes normales Soient: X, Y des ensembles d'attributs La dépendance fonctionnelle XY signifie que si 2 lignes de la table coïncident sur tous les attributs de X alors elles coïncident aussi sur tous les attributs de Y. Dans la conception d'une BD on fixe un ensemble F de dépendances fonctionnelles. Question naturelle: quelles sont les dépendances fonctionnelles conséquences des dépendances dans F ? Axiomes d'Armstrong des dépendances fonctionnelles: Axiomes de réflexivité: 476948567945Notation: XZ=XZ A1…An = { A1,…,An } 00Notation: XZ=XZ A1…An = { A1,…,An } XY si X Y Règle d'accroissement: De l'hypothèse XY on déduit la conclusion XZYZ pour tout ensemble Z Règle de transitivité: Des hypothèses XY et YZ on déduit XZ Définition: On note F+ l'ensemble des conséquences de F par les axiomes d'Armstrong: c'est à dire le plus petit ensemble de dépendances contenant F et les axiomes de réflexivité, et stable pour les règles 2. et 3. Si X est un ensemble d'attributs, on note X+ l'ensemble des attributs A tels que: XA soit dans F+ Proposition: Les axiomes et règles suivantes se déduisent des axiomes d'Armstrong: Réunion: De XY et XZ on déduit XYZ Pseudo transitivité: Si XY et WYZ on déduit WXZ Décomposition: De XY on déduit XZ pour tout Z Y Preuve: On a XY et XZ, par accroissement on en déduit: XXXY mais XX=X XYZY Par transitivité on en déduit XZY De XY on déduit WXWY si on a aussi WYZ on en déduit par transitivité WXZ On a YZ par réflexivité (si ZY) de XY on déduit alors par transitivité XZ Théorème: (Cohérence des axiomes d'Armstrong): Si une relation satisfait les dépendances de F alors elle satisfait aussi les dépendances de F+. (Complétude des axiomes d'Armstrong): Si une dépendance XY est vraie dans toutes les relations qui satisfont toutes les dépendances de F alors XF F+. Preuve: La démonstration est triviale. On montre que si XY F+ alors il y a une relation qui satisfait les dépendances de F mais pas la dépendance XY. On suppose que XY F+. Soit R la relation (= table) avec deux lignes: Ligne 1: tous les attributs valent 1 Ligne 2: les attributs de X+ valent 1, les autres valent 0. Il est clair que R ne satisfait pas XY (ni même X+Y) Montrons que R vérifie toutes les dépendances ZT de F 1er cas ZX+ Alors les lignes 1 et 2 ne coïncident pas sur Z, la dépendance ZT est trivialement vérifiée. 2eme cas TX+ Alors les lignes 1 et 2 coïncident sur T et la dépendance est trivialement vérifiée. 3eme cas ZX+ Alors XZ se déduit des axiomes d'armstrong Comme ZT F (par hypothèse) on en déduit par transitivité que XT est dans F+, d'ou TX+ par définition de X+, et donc on est ramené au 2eme cas. Remarque: Le calcul de F+ est coûteux car F+ est de taille exponentielle en le nombre des attributs (à cause de l'axiome 1.) En revanche, le calcul de X+ est raisonnable: X0=X Xi+1=Xi {les A tels qu'il existe YZ dans F pour laquelle Y Xi et AZ} X0 X1 X2…… cette suite est de la forme: X0 X1X2…… Xm= Xm+1= Xm+2=…… Exemple: Soit F={1ABC 5DEG 2CA 6BEC 3BCD 7CGBD 4DB 8CEAG} On regarde X=BD X0=BD X1=BDEG grâce à 5 X2=BDEGC grâce à 6 X3=BDEGCA grâce à 2 ou 8 X4= X3. Recouvrement minimum des dépendances On peut avoir FG et F+=G+. Remarque: {XA | A attribut et XAF+}+=F+ {XA | A attribut et il existe Y tel que XAF+}+=F+ Définition: Ensemble minimal de dépendances: Il est formé de dépendance XA ou A est un attribut Si XAF alors XA(F \ {XA})+ Si XAF et X'X alors XA( (F \ {XA}) {X'A} )+ Proposition: Pour tout ensemble de dépendance F il existe F' minimal tel que F'+=F+ Exemple: Soit F={1ABC 5DEG 2CA 6BEC 3BCD 7CGBD 4DB 8CEAG} On atomise les membres droits: ABC CA BCD 3ACDB simplifié en CDB car on a CA DE DG 1460515811500BEC 2CGB on a CGD CA ACDB donc on oublie CGB CGD 146051079500CEA on l'oublie 1CEG 1460512573000 ABC Il peut y avoir plusieurs couvertures minimales: CA si on élimine CEA, puis CGD, puis ACDB BCD on obtient: 376364591440Autre couverture minimal 00Autre couverture minimal 22091650ADC DG CA BEC BCD CGB DE CEG 00ADC DG CA BEC BCD CGB DE CEG CDB DE Couverture DG minimal BEC CGD CEG Décomposition par jointure conservant l'information Soit la relation R avec les attributs A1 ……Ak. On considère: Des ensembles d'attributs X1,X2,……, Xn tels que X1X2……Xn = { A1,……,Ak } Les projections de R sur X1, ……, Xn. projX1(R),……, projXn(R) On veut remplacer R par ses n projections. Une condition importante est de pouvoir retrouver R à partir de ses projections. La seule façon de faire est de considérer la jointure : ??……? 1460514160500La condition importante est donc que: R= on dit alors que l'on a décomposé R sans perte d'information. Remarque: On a toujours: R On verra plus tard un test efficace pour savoir si R= compte tenu des seules dépendances connues. Problème: Une décomposition peut préserver l'information mais pas les dépendances: Soit F un ensemble de dépendances explicitées pour R on en déduit: = les XYF+ telles que XYXi. On considère: (……)+ = ?F+ Si oui, on dit que la décomposition préserve les dépendances Exemple: Soient les relations: V Ville R Rue C Code postal On a F={CV, VRC} Soit une table T d'attributs V,R,C On veux décomposer VRC en RC et VC, on a bien: ?= T On a : = les dépendances triviales RCR, RCR, RR, CC = les dépendances triviales et CV Donc ()+ ne contient pas VRC Cours de Base de données 17.04.2000 Chapitre 4. Dépendances fonctionnelles et formes normales (suite) Soit un schéma relationnel avec les attributs A1 ……Ak. La décomposition d’une relation par jointure qui conserve l’information est de la forme : E1 E2 …… Ep = {A1, … , An } La jointure projE1(R)? …… ? projEn(R) R. Et s’il y a égalité chaque fois que R vérifie les dépendances fonctionnelles de F, on dit que la décomposition conserve l’information relativement à F. Test pour savoir si une décomposition conserve l’info. Construire une table de k colonnes (des attributs) et p lignes (les projections) Mettre dans la colonne j de la ligne i la valeur aj si l'attribut j est dans Ej, sinon mettre bij Répéter jusqu'à stabilité de la table : - Choisir une dépendance XY de F telles que 2 lignes i1 et i2 coïncident sur Y et égales leurs valeurs sur Y La décomposition est sans perte d'information si à la fin il y a une ligne avec a1 ……ak Décomposition d’une relation par jointure qui préserve les dépendances fonctionnelles de F E1(F) = les X F de F+ ou X Y E1 Ep(F) = les X F de F+ ou X Y Ep On a toujours : E1(F) E2(F) …… Ep(F) F+ Mais s’il y a égalité alors la décomposition conserve les dépendances. Exemple : Soient les relations : V Ville, R Rue, C Code postal. Et les dépendances fonctionnelles : F={CV, VRC}. 1460529845 V R C E1=RC b1,1 a1 a2 a3 E2=VC a1 b2,2 a3 00 V R C E1=RC b1,1 a1 a2 a3 E2=VC a1 b2,2 a3 Quelle décomposition E1=RC, E2=VC conserve l’info ? 294068552070On regarde les dépendances fonctionnelles. 00On regarde les dépendances fonctionnelles. Les deux lignes sont égales sous C, on égale donc les éléments de la colonne V ; on obtient une ligne avec que des a. D’après le test, cela veut dire que l’on conserve l’information. ! !Mais on ne préserve pas les dépendances. En effet : RC(F) = + (= les trivialités du style : X X ou encore Y X {R,C} ) VC(F) = {C V}+ mais RC(F) VC(F) = {CV}+ VRC Exemple d’état des tables : 14605139700V R C Paris 10 rue Machin 75010 Paris 10 rue Machin 75011 00V R C Paris 10 rue Machin 75010 Paris 10 rue Machin 75011 284924511430Ne vérifie pas VR C 00Ne vérifie pas VR C -7683578740R C 10 rue Machin 75010 10 rue Mochin 75011 00R C 10 rue Machin 75010 10 rue Mochin 75011 257492531750V C Paris 75010 Paris 75011 00V C Paris 75010 Paris 75011 Satisfait RC(F). Satisfait VC(F). Problématique des formes normales. Soient les donnée suivantes : Relation, Fournisseur(Nom, Adresse, Article, Prix ). F = {Nom, Ar Pr, Nom Ad } Cette relation présente des redondances ; l’adresse du fournisseur est répétée pour chaque article qu’il livre. Gaspillage de mémoire, augmentation du temps d’accès ! De plus risque d’anomalies lors de mise à jour ; le fournisseur change d’adresse, innovation dans le catalogue, suppression d’un article ou d’un fournisseur. Solution : Eclater la relation en deux. (Nom, Adresse) et (Nom, Article, Prix). Mais que deviennent les dépendances et l’info ? 321500550800F 00F 31235655080000(R1) Nom, Ad(F) = {Nom Adresse }+ (R2) Nom, Art,Prix(F) = {Nom, Art Prix }+ Nom Adresse Article Prix R1 a1 a2 b1,3 b1,4 R2 a1 B2,2 a2 a3 a4 Pour tester si les dépendances sont conservées : 1ere façon : Calculer ( E1(F) … Ep(F) )+ Mauvais car s’exécute en temps exponentiel. 2eme façon : Pour chaque X Y de F calculer X+ au sens de E1(F) … Ep(F) et tester si Y X+ Chapitre 5. Forme normale de Boyce-Codd. Définition : Le schéma relationnel est en forme normale de B-C si : Pour toute dépendance fonctionnelle XA de F+ ou AX, les prémisses forment une super clé de la relation. (c'est à dire que X tout attribut est dans F+) Dans ce cas, il n’y plus de redondances. En effet supposons XA une redondance ; 16605252540En cas de forme normale de B-C on aurait (XY)F+ et donc y1= y2. 00En cas de forme normale de B-C on aurait (XY)F+ et donc y1= y2. X Y A x y1 a x y2 a Algorithme de décomposition en forme normale de B-C conservant l’information : Hélas on ne pourra pas conserver les dépendances. Lemme1 : Si la décomposition (E1,… ,Ep) de {A1, … ,An } conserve l’information ( bien sur relativement à un ensemble de dépendances), et si la décomposition (S1, S2) de E1 conserve l’information relative à E1(F) alors la décomposition (S1, S2, E2, …, Ep) de {A1, …, An} conserve l’information relative à F. Preuve : Associativité des produits de jointures. projE1(R)? … ? projEn(R) = R. De plus : projS1(projE1(R)) = projS1(R) et  projS2(projE1(R)) = projS2(R) D’où : projS1(projE1(R)) ? projS2(projE1(R)) = projE1(R) Lemme2 : Toute relation à deux attributs est en FNBC. Si R={A1, …, An} n’est pas en FNBC, alors il existe des attributs A,B tels que : (R \ AB A) F+. Preuve : R=A1, A2 si (X A1)F+ et A1X alors X=A2 donc (A2 A1)F+ => A2 est une clé. Si R non FNBC, il existe (X a)F+, AX, X ne contient pas de clé, donc X R \ A. Soit B X,A => R\AXX et => R \ AB A Remarque : La réciproque du 2. est fausse. par exemple soient : R=ABC, F={C A, C B}, C une clé R est en FNBC mais RAB=C A. Algo1 : entrée : R, dépendances fonctionnelles F telles que A,B (R \ AB A) F+. sortie : décomposition conservant l’info de la forme : R \ A, XA avec XA en FNBC. Corps de l’algo : (pseudo PASCAL) init : Z :=R loop : tant que ( une paire A,B | (Z \ AB A) F+ ) faire Z :=Z\B fin : A= le dernier A obtenu dans la boucle X= le dernier Z auquel on enlève A. À la fin, on a : Z \ A A avec Z :=Z \ B c'est à dire  (nouveau Z) \ A A. On pose (nouveau Z) = Z \ B = X : donc, X A, Z = XA est en FNBC car le lemme2 ne s’applique plus. (R \ A) (XA) = X A = ( ((R \ A) \ XA) (XA \ ( R \ A ) ) Algo. de décomposition avec conservation de l’info en relations toutes en FNBC : init : Z :=R loop : tant que ( l’algo1 appliqué à Z) faire ( appliquer l’algo1 pour sortir Z\A et XA, ajouter XA à la liste, poser Z :=Z\A ) fin : rajouter Z à la liste. Cette liste donne la décomposition recherchée. Les XA rajoutés à la liste lors de la boucle sont tous en FNBC. Les Z rajoutés à la liste lors de la boucle sont tous en FNBC. Car la boucle ne pouvant continuer c’est que l’hypothèse du lemme2 est fausse et donc que Z est en FNBC. Le fait que cette décomposition conserve l’info. vient de ce que l’algo1 conserve l’info., et que le lemme1 permet de voir qu’a chaque étape la décomposition de liste + Z conserve l’info. Chapitre 6. La 3éme Forme normale. Définition : R est en 3eme Forme Normale si (XA) de F+ avec AX : - ou bien X est une super-clé, - ou bien A est un élément d’une clé de R. Algo. de décomposition : Considérer une couverture minimale de F. 1er cas : L’une des dépendances est de la forme R \ A A alors R ok. 2eme cas : Sinon, la décomposition est formée des XA ou X A est dans la couverture minimale et                  d’une clé de R. Proposition : La décomposition ainsi obtenue préserve l’information ET conserve les dépendances. Cours de Base de données 15.05.2000 Chapitre 4. Dépendances fonctionnelles et formes normales (fin) Soit XY, avec X, Y des ensembles d'attributs, la relation R vérifie la dépendance fonctionnelle XY si 2 lignes quelconques qui coïncident sur les colonnes de X coïncident aussi sur celles deY. En pratique on postule un certain nombre de dépendances fonctionnelles, d'où une famille F de dépendances fonctionnelles. Il s'agit de contraintes qu'on impose à tous les états de la BD. De F on déduit F+=toutes les dépendances fonctionnelles que l'on peut "déduire" (2 sens) de F. 1er sens de déduire: une dépendance fonctionnelle ZT se déduit de F si toute relation qui satisfait toutes les dépendances de F satisfait aussi ZT. 2eme sens de déduire: Une dépendance fonctionnelle ZT se déduit de F s'il existe une preuve de ZT à partir des dépendances fonctionnelles de F utilisant les axiomes et règles d'Armstrong. Rappel: Axiome de réflexivité: Si YX alors XY Règle d'accroissement : De XY on déduit XZYZ pour tout Z Règle de transitivité: De XY et YZ on déduit XZ Théorème Ces 2 sens sont en fait identique X+(par rapport à F)= {A: XA est dans F+} en pratique, c'est toujours les X+ qu'on calcule Recouvrement minimal des dépendances: 540956566040Ce n'est pas unique en général mais pour tout F il existe G tel que G minimal et G+=F+ 00Ce n'est pas unique en général mais pour tout F il existe G tel que G minimal et G+=F+ 531812515748000F un ensemble de dépendances fonctionnelles est minimal si: Toute dépendance fonctionnelle de F est de la forme XA, avec A attribut et X ensemble d'attributs. Si XA est dans f alors XA(F\ {XA})+ en d'autre termes (F\{XA})+F+ Si XA est dans F alors XA[(F\{XA}) {X'A}]+ si X'X En d'autre terme ( (F\{XA}) {X'A})+F+ Décomposition d'un schéma relationnel Données: ensemble d'attributs {A1, ……, An}, famille F On cherche une famille E1, ……, Ep de parties de {A1, ……, An} telle que : si R est une relation d'attributs A1, ……, An qui vérifie les dépendances fonctionnelles de F alors R=projE1(R)? projE2(R)?…… projEp(R) On dit alors que la décomposition est sans perte d'information et, si possible (E1(F) E2(F) …… Ep(F))+=F+ E(F)= les XY de F+ tels que XYE = les dépendances fonctionnelles de F+ portant sur les seuls attributs dans E Algo pour tester si une décomposition préserve l'information relativement à F On construit une table de colonnes indexées par les attributs avec p ligne Sur la ligne i on écrit aj en colonne j si l'attribut Aj est dans Ei bij en colonne j si l'attribut AjEi Répéter sur la table les opérations suivantes : Pour chaque dépendances fonctionnelles XY de F choisir 2 lignes qui coïncident sur les colonnes de X et égaler les coefficient de ces lignes sur les colonnes de Y. La décomposition est sans perte d'information i et seulement si la table finale contient la ligne (a1, ……an) Algo pour tester si une décomposition préserve les dépendances Ne pas chercher à calculer (E1(F) E2(F) …… Ep(F))+=F+ Pour chaque XY de F calculer le X+ relativement à E1(F) E2(F) …… Ep(F) et tester si X+Y Cas particulier où p=2 Fait (E1, E2) est sans perte d'information (relativement à f) si et seulement si : E1E2 E1E2 est dans F+ E1E2 = les attributs qui sont dans exactement dans un seul d'entre E1 et E2 = (E1\E2) (E2\E1) = différence symétrique Chapitre 5. Forme normale de Boyce-Codd. 1751965160655attributs 00attributs 1569085252094003215005160655XA donc X est une superclé si XA donc XY donc les 2lignes sont égales 00XA donc X est une superclé si XA donc XY donc les 2lignes sont égales X Y A 175196563500 C'est nécessairement a 00 C'est nécessairement a x y1 a 15690857937400x y2 ? On peut avoir intérêt à casser la relation en 2 relations, l'une avec les attributs X et Y l'autre avec les attributs X etA Définition: {A1, ……, An} , F ensemble de dépendance fonctionnelle. Ce schéma est en forma normale de Boyce-Codd (BCNF) si toute dépendance XA de F+ ou AX alors X est une superclé (X{A1, ……, An}F+) Lemme 1: Si E1, ……, Ep est sans perte d'information relativement à F Si S1, S2 est sans perte d'information relativement à E1(F) Alors S1, S2, E1, ……, Ep est sans perte d'information relativement à F Lemme 2: Tout schema à 2 attributs est en FNBC Si ({A1, ……, An}, F) n'est pas en FNBC alors il existe A, B tels que {A1, ……, An}\{A, B}A Algo de décomposition d'un schémas ({A1, ……, An}, F) en schéma satisfaisant la FNBC Ceci sans perte d'information (mais les dépendances fonctionnelles ne sont pas toujours préservables) Algo 1: Décompose sans perte d'information d'un schéma ({A1, ……, An}, F) non en FNBC en 2 schémas {A1, ……, An}\{A} et XA tels que XAF+ et XA est en FNBC (relativement à XA(F) ) Initialisation Z=E1(F) Boucle Tant qu'il existe une paire A, B de Z telle que Z\ABAF+ poser Z=Z\B Terminaison Poser A= le dernier A obtenu, X = (le dernier Z obtenu)\A Preuve de correction: Ca se termine en au plus n étape car Z décroît A la fin on a XA par construction et Z=XA est en FNBC à cause du lemme 2 Pas de perte d'information car {A1, ……, An}\{A} XA = X et ({A1, ……, An}\A) XA = A et XAF+ Algo 2: Décomposition sans perte d'information de ({A1, ……, An}, F) en une suite de schémas en FNBC Initialisation Z={A1, ……, An}, L = liste vide Boucle tant que Z n'est pas en FNBC appliquer l'algo 1 Rajouter XA à L et poser Z=Z\A Fin Rajouter Z à L, la liste L est la décomposition cherchée Exemple: {Cours, Professeur, Heure, Salle, Diplôme, Etudiant} F={CP, HSC, HPS, CED, HES} Algo 2 380364190500 Z=CPHSDE AB=CP HSDEC (car HSC dans F) Z=CHSDE AB=SC HDES (car HES est dans F Z=HSDE terminé décomposition sans perte (HSE, CPHDE) en FNBC 3803645905500 Z=CPHDE AB=PH CDEP (car CP est dans F) Z=CPDE AB=PE CDD (car CP est dans F) Z=CPD AB=PD CP (car CP est dans F) Z=CP terminédécomposition sans perte de CPHDE en (CP, CHDE) en FNBC 3803643683000 Z=CHDE AB=DH CED Z=CDE terminédécomposition sans perte de CHDE en 5CDE, CHE) 38036415176500 Z=CHE terminé d'ou (HSE, CP, CDE, CHE) = décomposition en FNBC 3eme Forme Normale ({A1, ……, An}, F) est en 3eme Forme Normale si pour toute dépendance fonctionnelle XA, de F+ ou bien X est une superclé ou bien A est élément d'au moins une clé Algo de décomposition en 3eme Forme Normale déterminer une couverture minimale G déterminer une clé considéré la décomposition forme des XA où (XA)G et de la clé Cette décomposition est sans perte d'information et préserve les dépendances