Коллектив Авторов - Базы данных: конспект лекций
Сформулируем теперь сами правила вывода Армстронга в виде следующей теоремы.
Теорема. Справедливы следующие правила, называемые правилами вывода Армстронга.
Правило вывода 1. ├ X → X;
Правило вывода 2. X → Y├ X ∪ Z → Y;
Правило вывода 3. X → Y, Y ∪ W → Z ├ X ∪ W → Z;
Здесь X, Y, Z, W – произвольные подсхемы схемы отношения S. Символ метаутверждения о выводимости разделяет списки посылок и списки утверждений (заключений).
1. Первое правило вывода называется «рефлексивность» и читается следующим образом: «выводится правило: “X функционально влечет за собой X”». Это самое простое из правил вывода Армстронга. Оно выводится буквально из воздуха.
Интересно заметить, что функциональная зависимость, обладающая и левой, и правой частями, называется рефлексивной. Согласно правилу рефлексивности ограничение рефлексивной зависимости выполняется автоматически.
2. Второе правило вывода называется «пополнение» и читается таким образом: «если X функционально определяет Y, то выводится правило: “объединение подсхем X и Z функционально влечет за собой Y”». Правило пополнения позволяет расширять левую часть ограничения функциональных зависимостей.
3. Третье правило вывода называется «псевдотранзитивность» и читается следующим образом: “если подсхема X функционально влечет за собой подсхему Y и объединение подсхем Y и W функционально влекут за собой Z, то выводится правило: «объединение подсхем X и W функционально определяют подсхему Z»”.
Правило псевдотранзитивности обобщает правило транзитивности, соответствующее частному случаю W: = 0. Приведем формулярную запись этого правила:
X →Y, Y → Z ├X → Z.
Необходимо отметить, что посылки и заключения, приведенные ранее, были представлены в сокращенной форме обозначениями схем функциональной зависимости. В расширенной форме им соответствуют следующие ограничения функциональных зависимостей.
Правило вывода 1. inv <X → X> r(S);
Правило вывода 2. inv <X → Y> r(S) ⇒ inv <X ∪ Z → Y> r(S);
Правило вывода 3. inv <X → Y> r(S) & inv <Y ∪ W → Z> r(S) ⇒ inv<X ∪ W → Z> r(S);
Проведем доказательства этих правил вывода.
1. Доказательство правила рефлексивности следует непосредственно из определения ограничения функциональной зависимости при подстановке вместо подсхемы Y – подсхемы X.
Действительно, возьмем ограничение функциональной зависимости:
Inv <X → Y> r(S) и подставим в него X вместо Y, получим:
Inv <X → X> r(S), а это и есть правило рефлексивности.
Правило рефлексивности доказано.
2. Доказательство правила пополнения проиллюстрируем на диаграммах функциональной зависимости.
Первая диаграмма – это диаграмма посылки:
посылка: X → Y
Вторая диаграмма:
заключение: X ∪ Z → Y
Пусть кортежи равны на X ∪ Z. Тогда они равны на X. Согласно посылке они будут равны и на Y.
Правило пополнения доказано.
3. Доказательство правила псевдотранзитивности также проиллюстрируем на диаграммах, которых в этом конкретном случае будет три.
Первая диаграмма – первая посылка:
посылка 1: X → Y
посылка 2: Y ∪ W → Z
И, наконец, третья диаграмма – диаграмма заключения:
заключение: X ∪ W → Z
Пусть кортежи равны на X ∪ W. Тогда они равны и на X, и на W. Согласно Посылке 1, они будут равны и на Y. Отсюда, согласно Посылке 2, они будут равны и на Z.
Правило псевдотранзитивности доказано.
Все правила доказаны.
3. Производные правила вывода
Другим примером правил, с помощью которых можно, при необходимости вывести новые правила функциональной зависимости, являются так называемые производные правила вывода.
Что это за правила, как они получаются?
Известно, что если из одних правил, уже существующих, законными логическими методами вывести другие, то эти новые правила, называемые производными, можно использовать наряду с исходными правилами.
Необходимо специально отметить, что эти самые произвольные правила являются «производными» именно от пройденных нами ранее правил вывода Армстронга.
Сформулируем производные правила вывода функциональных зависимостей в виде следующей теоремы.
Теорема.
Следующие правила являются производными от правил вывода Армстронга.
Правило вывода 1. ├ X ∪ Z → X;
Правило вывода 2. X → Y, X → Z ├ X ∪ Y → Z;
Правило вывода 3. X → Y ∪ Z ├ X → Y, X → Z;
Здесь X, Y, Z, W, так же как и в предыдущем случае, – произвольные подсхемы схемы отношения S.
1. Первое производное правило называется правилом тривиальности и читается следующим образом:
«Выводится правило: “объединение подсхем X и Z функционально влечет за собой X”».
Функциональная зависимость с левой частью, являющейся подмножеством правой части, называется тривиальной. Согласно правилу тривиальности ограничения тривиальной зависимости выполняются автоматически.
Интересно, что правило тривиальности является обобщением правила рефлексивности и, как и последнее, могло бы быть получено непосредственно из определения ограничения функциональной зависимости. Тот факт, что это правило является производным, не случаен и связан с полнотой системы правил Армстронга. Подробнее о полноте системы правил Армстронга мы поговорим чуть позднее.
2. Второе производное правило называется правилом аддитивности и читается следующим образом: «Если подсхема X функционально определяет подсхему Y, и X одновременно функционально определяет Z, то из этих правил выводится следующее правило: “X функционально определяет объединение подсхем Y и Z”».
3. Третье производное правило называется правилом проективности или правилом «обращение аддитивности». Оно читается следующим образом: «Если подсхема X функционально определяет объединение подсхем Y и Z, то из этого правила выводится правило: “X функционально определяет подсхему Y и одновременно X функционально определяет подсхему Z”», т. е., действительно, это производное правило является обращенным правилом аддитивности.
Любопытно, что правила аддитивности и проективности применительно к функциональным зависимостям с одинаковыми левыми частями позволяют объединять или, наоборот, расщеплять правые части зависимости.
При построении цепочек вывода после формулировки всех посылок применяется правило транзитивности с той целью, чтобы включить функциональную зависимость с правой частью, находящейся в заключении.
Проведем доказательства перечисленных произвольных правил вывода.
1. Доказательство правила тривиальности.
Проведем его, как и все последующие доказательства, по шагам:
1) имеем: X → X (из правила рефлексивности вывода Армстронга);
2) имеем далее: X ∪ Z → X (получаем, применяя сначала правило пополнения вывода Армстронга, а потом как следствие первого шага доказательства).
Правило тривиальности доказано.
2. Проведем пошаговое доказательство правила аддитивности:
1) имеем: X → Y (это посылка 1);
2) имеем: X → Z (это посылка 2);
3) имеем: Y ∪ Z → Y ∪ Z (из правила рефлексивности вывода Армстронга);
4) имеем: X ∪ Z → Y ∪ Z (получаем при помощи применения правила псевдотранзитивности вывода Армстронга, а потом как следствие первого и третьего шагов доказательства);
5) имеем: X ∪ X → Y ∪ Z (получаем, применяя правило псевдотранзитивности вывода Армстронга, а после следует из второго и четвертого шагов);
6) имеем X → Y ∪ Z (следует из пятого шага).
Правило аддитивности доказано.
3. И, наконец, проведем построение доказательства правила проективности:
1) имеем: X → Y ∪ Z, X → Y ∪ Z (это посылка);
2) имеем: Y → Y, Z → Z (выводится при помощи правила рефлексивности вывода Армстронга);
3) имеем: Y ∪ z → y, Y ∪ z → Z (получается из правила пополнения вывода Армстронга и следствием из второго шага доказательства);
4) имеем: X → Y, X → Z (получается, применением правила псевдотранзитивности вывода Армстронга, а затем как следствие из первого и третьего шагов доказательства).
Правило проективности доказано.
Все производные правила вывода доказаны.
4. Полнота системы правил Армстронга
Пусть F(S) — заданное множество функциональных зависимостей, заданных над схемой отношения S.
Обозначим через inv <F(S)> ограничение, накладываемое этим множеством функциональных зависимостей. Распишем его:
Inv <F(S)> r(S) = ∀X → Y ∈F(S) [inv <X → Y> r(S)].
