Текст книги "Базы данных: конспект лекций"

Автор книги: авторов Коллектив

сообщить о нарушении

Текущая страница: 7 (всего у книги 12 страниц)

3. Ограничение целостности по состоянию

Ограничение целостности реляционного объекта данных по состоянию – это так называемый инвариант данных.

При этом целостность следует уверенно отличать от безопасности, которая, в свою очередь, подразумевает защиту данных от несанкционированного доступа к ним с целью раскрытия, изменения или разрушения данных.

В общем случае ограничения целостности реляционных объектов данных классифицируются по уровням иерархии этих самых реляционных объектов данных (иерархия реляционных объектов данных – это последовательность вложенных друг в друга понятий: «атрибут – кортеж – отношение – база данных»).

Что это означает? Это означает, что ограничения целостности зависят:

1) на уровне атрибута – от значений атрибута;

2) на уровне кортежа – от значений кортежа, т. е. от значений нескольких атрибутов;

3) на уровне отношений – от отношения, т. е. от нескольких кортежей;

4) на уровне базы данных – от нескольких отношений.

Итак, теперь нам остается только рассмотреть более подробно ограничения целостности по состоянию каждого из приведенных понятий. Но прежде дадим понятия процедурной и декларативной поддержки ограничений целостности по состоянию.

Итак, поддержка ограничений целостности может быть двух видов:

1) процедурной, т. е. созданной при помощи написания программного кода;

2) декларативной, т. е. созданной путем объявлений тех или иных ограничений для каждого из названных выше вложенных понятий.

Декларативная поддержка ограничений целостности реализуется в контексте оператора Create создания базового отношения. Поговорим об этом подробнее. Начнем рассмотрение совокупности ограничений снизу нашей иерархической лестницы реляционных объектов данных, т. е. с понятия атрибута.

Ограничение уровня атрибута включает в себя:

1) ограничения типа значений атрибута.

Например, условие целочисленности значений, т. е. условие integer для атрибута «Курс» из одного из рассмотренного ранее базового отношения;

2) ограничение значений атрибута, записываемое как условие, зависящее от имени атрибута.

Например, анализируя то же самое базовое отношение, что и в пре дыдущем пункте, видим, что в том отношении имеется и ограничение значений атрибута с использованием опции check, т. е.:

check (1 <= Курс and Курс <= 5);

3) ограничение уровня атрибутов включает в себя ограничения Null-значений, определяемые уже знакомым нам флажком допустимости (Null) или, наоборот, недопустимости (not Null) Null-значений.

Как мы уже упоминали ранее, первые два ограничения определяют ограничение домена атрибута, т. е. значение его множества определения.

Далее согласно иерархической лестнице реляционных объектов данных, нужно говорить о кортежах. Итак, ограничение уровня кортежа сводится к ограничению кортежа и записывается как условие, зависящее от имен нескольких базовых атрибутов схемы отношения, т. е., это ограничение целостности по состоянию значительно меньше и проще аналогичного, только соответствующего атрибуту.

И снова целесообразно будет вспомнить пройденный нами ранее пример базового отношения, имеющего необходимое нам сейчас ограничение кортежа, а именно:

check (0 < min Вес Кг and min Вес Кг < max Вес Кг);

И, наконец, последнее значимое в контексте ограничения целостности по состоянию понятие – это понятие уровня отношений. Как мы уже говорили раньше, ограничение уровня отношения включает в себя ограничение значений первичного (primary key) и кандидатного (candidate key) ключей.

Любопытно, что ограничения, накладываемые на базы данных, относятся уже не к ограничениям целостности по состоянию, а к ограничениям ссылочной целостности.

4. Ограничения ссылочной целостности

Итак, ограничение уровня баз данных включает ограничение ссылочной целостности внешних ключей (foreign key). Коротко мы уже упоминали об этом, когда говорили об ограничениях ссылочной целостности при создании базового отношения и внешних ключах. Теперь настало время поговорить об этом понятии более подробно.

Как мы уже говорили раньше, внешний ключ объявляемого базового отношения ссылается на первичный или кандидатный ключ какого-то другого (чаще всего) базового отношения. Напомним, что при этом отношение, на которое ссылается внешний ключ, называется ссылочным или родительским, потому что оно как бы «порождает» один атрибут или несколько атрибутов в ссылающемся базовом отношении. А, в свою очередь, отношение, содержащее внешний ключ, называется дочерним, тоже по вполне понятным причинам.

В чем же заключается ограничение ссылочной целостности? А заключается оно в том, что каждому значению внешнего ключа дочернего отношения обязательно должно соответствовать значение какого-либо ключа отношения родительского, если только значение внешнего ключа не содержит Null-значений в каких-либо атрибутах.

Кортежи дочернего отношения, нарушающие это условие, называются висящими.

Действительно, если внешний ключ дочернего отношения ссылается на атрибут, которого на самом деле в родительском отношении нет, то он не ссылается ни на что. Именно таких ситуаций и требуется всячески избегать, это и означает поддерживать ссылочную целостность.

Но, зная, что ни одна база данных никогда не допустит создания висящего кортежа, разработчики следят за тем, чтобы изначально висящих кортежей в базе данных не было и все имеющиеся ключи ссылались на вполне реальный атрибут отношения родительского. Но тем не менее бывают ситуации, когда висящие кортежи образуются уже в процессе функционирования базы данных. Что это за ситуации? Известно, что при удалении кортежей из родительского отношения или при обновлении значения ключа кортежа родительского отношения ссылочная целостность может нарушиться, т. е. могут возникнуть висящие кортежи.

Для исключения возможности их появления при объявлении значения внешнего ключа задается одно из трех имеющихся правил поддержания ссылочной целостности, применяемых соответственно при обновлении значения ключа в родительском отношении (т. е., как мы уже упоминали раньше, on update) или при удалении кортежа из родительского отношения (on delete). Необходимо отметить, что добавление нового кортежа в родительское отношение не может нарушить ссылочную целостность по вполне понятным причинам. Ведь, если этот кортеж только что добавили в базовое отношение, раньше на него не мог ссылаться ни один атрибут по причине его отсутствия!

Итак, что же это за три правила, применяющиеся для поддержания в базах данных ссылочной целостности? Перечислим их.

1. Restrict, или правило ограничения. Если мы при задании нашего базового отношения, при объявлении внешних ключей в ограничении ссылочной целостности применили это правило ее поддержания, то обновление ключа в родительском отношении или удаление кортежа из родительского отношения просто не может быть выполнено в том случае, если на этот кортеж ссылается хотя бы один кортеж дочернего отношения, т. е. операция Restrict банально запрещает производить какие-либо действия, могущие привести к появлению висящих кортежей.

Проиллюстрируем применение этого правила следующим примером.

Пусть даны два отношения:

Родительское отношение

Дочернее отношение

Мы видим, что кортежи дочернего отношения (2, …) и (2, …) ссылаются на кортеж (…, 2) родительского отношения, а кортеж (3, …) дочернего отношения ссылается на кортеж (…, 3) родительского отношения. Кортеж (100, …) дочернего отношения является висящим, он недопустим.

Здесь только кортежи родительского отношения (…, 1) и (…, 4) допускают обновление значений ключа и удаление кортежей, потому что на них не ссылается ни один из внешних ключей дочернего отношения.

Составим оператор создания базового отношения, включающего в себя объявление всех вышеназванных ключей:

Create tableРодительское отношение

Primary_key

Integer

not Null

primary key (Primary_key)

Create tableДочернее отношение

Foreign_key

Integer

Null

foreign key (Foreign_key) referencesРодительское отношение (Primary_key)

on update Restrict

on delete Restrict

2. Cascade, или правило каскадной модификации. Если при объявлении внешних ключей в нашем базовом отношении мы использовали правило поддержания ссылочной целостности Cascade, то обновление ключа в родительском отношении или удаление кортежа из родительского отношения вызывает автоматическое обновление или удаление соответствующих ключей и кортежей дочернего отношения.

Рассмотрим пример, чтобы лучше понять механизм работы правила каскадной модификации. Пусть даны уже знакомые нам базовые отношения из предыдущего примера:

Родительское отношение

и

Дочернее отношение

Допустим, мы в таблице, задающей отношение «Родительское отношение» обновим некоторые кортежи, а именно заменим кортеж (…, 2) на кортеж (…, 20), т. е. получим новое отношение:

Родительское отношение

И пусть при этом в операторе создания нашего базового отношения «Дочернее отношение» при объявлении внешних ключей мы использовали правило поддержания ссылочной целостности Cascade, т. е. оператор создания наших базовых отношений выглядит следующим образом:

Create table Родительское отношение

Primary_key

Integer

not Null

primary key (Primary_key)

Create tableДочернее отношение

Foreign_key

Integer

Null

foreign key (Foreign_key) referencesРодительское отношение (Primary_key)

on update Cascade

on delete Cascade

Тогда что же произойдет с отношением дочерним при обновлении родительского отношения указанным выше образом? Оно примет следующий вид:

Дочернее отношение

Таким образом, действительно, правило Cascade обеспечивает каскадное обновление всех кортежей дочернего отношения в ответ на обновления отношения родительского.

3. Set Null, или правило присвоения Null-значений. Если же мы в операторе создания нашего базового отношения при объявлении внешних ключей применяем правило поддержания ссылочной целостности Set Null, то обновление ключа родительского отношения или удаление кортежа из родительского отношения влечет за собой автоматическое присвоение Null-значений тем атрибутам внешнего ключа дочернего отношения, который Null-значения допускают. Следовательно, правило применимо, если такие атрибуты имеются.

Рассмотрим пример, который мы уже использовали ранее. Пусть нам даны два базовых отношения:

«Родительское отношение»

Дочернее отношение

Как можно заметить, атрибуты дочернего отношения допускают Null-значения, следовательно, правило Set Null в данном конкретном случае применимо.

Допустим теперь, что из родительского отношения был удален кортеж (…, 1), а кортеж (…, 2) обновлен, как и в предыдущем примере. Таким образом, родительское отношение принимает следующий вид:

Родительское отношение

Тогда с учетом того, что при объявлении внешних ключей дочернего отношения нами применялось правило поддержания ссылочной целостности Set Null, дочернее отношение примет следующий вид:

Дочернее отношение

На кортеж (…, 1) не ссылался ни один ключ дочернего отношения, поэтому его удаление не влечет за собой никаких последствий.

Сам оператор создания базового отношения с использованием правила Set Null при объявлении внешних ключей отношения выглядит следующим образом:

Create table Родительское отношение

Primary_key

Integer

not Null

primary key (Primary_key)

Create table Дочернее отношение

Foreign_key

Integer

Null

foreign key (Foreign_key) references Родительское отношение (Primary_key)

on update Set Null

on delete Set Null

Итак, мы видим, что наличие трех различных правил поддержания ссылочной целостности обеспечивают то, что во фразах on update и on delete функции могут быть разными.

Необходимо помнить и понимать, что вставка кортежей в дочернее отношение или обновление значений ключа дочерних отношений не будут выполнены, если это будет приводить к нарушению ссылочной целостности, т. е. к появлению так называемых висящих кортежей. Удаление же кортежей из дочернего отношения ни при каких условиях не может привести к нарушению ссылочной целостности.

Интересно, что дочернее отношение одновременно может выступать и родительским со своими правилами поддержания ссылочной целостности, если внешние ключи других базовых отношений ссылаются на какие-то его атрибуты, как на первичные ключи.

Если у программистов возникает желание обеспечить выполнение ссылочной целостности какими-то отличными от приведенных стандартных правил, то процедурная поддержка таких нестандартных правил поддержания ссылочной целостности обеспечивается с помощью так называемых триггеров. К сожалению, подробное рассмотрение этого понятия не сходит в наш курс лекций.

5. Понятие индексов

Создание ключей в базовых отношениях автоматически связано с созданием индексов.

Дадим определение понятия индекса.

Индекс – это системная структура данных, в которой размещается обязательно упорядоченный перечень значений какого-либо ключа со ссылками на те кортежи отношения, в которых эти значения встречаются.

Индексы в системах управления базами данных бывают двух видов:

1) простые.

Простой индекс берется для подсхемы схемы базового отношения из одного атрибута;

2) составные.

Соответственно составной индекс – это индекс для подсхемы, состоящей из нескольких атрибутов.

Но, кроме деления на простые и составные индексы, в системах управления базами данных существует деление индексов на уникальные и неуникальные. Итак:

1) уникальные индексы – это индексы, ссылающиеся не более чем на один атрибут.

Уникальные индексы, как правило, соответствуют первичному ключу отношения;

2) неуникальные индексы – это индексы, могущие соответствовать нескольким атрибутам одновременно.

Неуникальные ключи, в свою очередь, чаще всего соответствуют внешним ключам отношения.

Рассмотрим пример, иллюстрирующий деление индексов на уникальные и неуникальные, т. е. рассмотрим следующие отношения, заданные таблицами:

Здесь соответственно Primary key – первичный ключ отношения, Foreign key – внешний ключ. Понятно, что в этих отношениях, индекс атрибута Primary key – уникальный, так как он соответствует первичному ключу, т. е. одному атрибуту, а индекс атрибута Foreign key – неуникальный, ведь он соответствует ключам внешним. И его значение «20» соответствует одновременно первой и третьей строкам таблицы-отношения.

Но иногда индексы могут создаваться без отношения к ключам. Это делается в системах управления базами данных для поддержки производительности операций сортировки и поиска.

Например, дихотомический поиск значения индекса в кортежах будет реализован в системах управления базами данных за двадцать итераций. Откуда получены эти сведения? Они были получены путем несложных вычислений, т. е. следующим образом:

10⁶ = (10³)² = 2²⁰;

Создаются индексы в системах управления базами данных при помощи уже известного нам оператора Create, но только с добавлением ключевого слова index. Выглядит такой оператор следующим образом:

Create indexимя индекса

Onимя базового отношения (имя атрибута,..);

Здесь мы видим знакомый нам металингвистический символ «,..», обозначающий возможность повтора аргумента через запятую, т. е. в этом операторе может быть создан индекс, соответствующий нескольким атрибутам.

Если требуется объявить уникальный индекс, перед словом index добавляют ключевое слово unique, и тогда весь оператор создания в базовом отношении индекса принимает следующий вид:

Create unique indexимя индекса

Onимя базового отношения (имя атрибута);

Тогда в самом общем виде, если вспомнить правило обозначения необязательных элементов (металингвистический символ []), оператор создания индекса в базовом отношении будет выглядеть следующим образом:

Create [unique] indexимя индекса

Onимя базового отношения (имя атрибута,..);

Если требуется удалить из базового отношения уже имеющийся индекс, используют оператор Drop, также уже известный нам:

Drop index {имя базового отношения. Имя индекса},.. ;

Почему здесь используется уточненное имя индекса «имя базового отношения. Имя индекса»? В операторе удаления индекса всегда используется его уточненное имя, потому что имя индекса должно быть уникальным в пределах одного отношения, но не больше.

6. Модификация базовых отношений

Для успешной и продуктивной работы с различными базовыми отношениями очень часто разработчикам необходимо каким-либо образом модифицировать это базовые отношения.

Какие основные необходимые варианты модификации встречаются чаще всего в практике проектирования баз данных? Перечислим их:

1) вставка кортежей.

Очень часто нужно в уже сформированное базовое отношение вставить новые кортежи;

2) обновление значений атрибутов.

А необходимость этой модификации в практике программирования встречается еще чаще, чем предыдущая, ведь при поступлении новой информации об аргументах вашей базы данных неминуемо придется какую-то старую информацию обновлять;

3) удаление кортежей.

И с примерно равной вероятностью возникает необходимость удалить из базового отношения те кортежи, присутствие которых в вашей базе данных более не требуется в силу новой поступившей информации.

Итак, мы обозначили основные моменты модификации базовых отношений. Как же можно достичь каждой из поставленных целей? В системах управления базами данных чаще всего существуют встроенные, базовые операторы модификации отношений. Дадим их описание в записи на псевдокоде:

1) оператор вставки в базовое отношение новых кортежей. Это оператор Insert. Выглядит он следующим образом:

Insert intoимя базового отношения (имя атрибута,..)

Values (значение атрибута,..);

Металингвистический символ «,..», поставленный после имени атрибута и значения атрибута, говорит нам, что этот оператор допускает одновременное добавление нескольких атрибутов в базовое отношение. В этом случае необходимо имена атрибутов и значения атрибутов перечислять через запятую в согласованном порядке.

Ключевое слово into в сочетании с общим названием оператора Insert означает «вставить в» и показывает, в какое отношение необходимо вставить указанные в скобках атрибуты.

Ключевое слово Values в этом операторе и означает «значения», «величины», которые и присваиваются этим вновь объявленным атрибутам;

2) теперь рассмотрим оператор обновления значений атрибутов в базовом отношении. Этот оператор называется Update, что в переводе с английского и означает буквально «обновить». Дадим полный общий вид этого оператора в записи на псевдокоде и расшифруем ее:

Updateимя базового отношения

Set {имя атрибута – значение атрибута},..

Whereусловие;

Итак, в первой строчке оператора после ключевого слова Update записывается имя базового отношения, в котором необходимо произвести обновления.

Ключевое слово Set переводится с английского «задать», и в этой строчке оператора указываются имена атрибутов, которые необходимо обновить, и соответствующие новые значения атрибутов.

В одном операторе можно обновить сразу несколько атрибутов, что следует из применения металингвистического символа «,..».

В третьей строке после ключевого слова Where записывается условие, показывающее, какие именно атрибуты данного базового отношения необходимо обновить;

3) оператор Delete, позволяющий удалять какие-либо кортежи из базового отношения. Запишем его полный вид на псевдокоде и разъясним значение всех отдельных синтаксических единиц:

Delete fromимя базового отношения

Whereусловие;

Ключевое слово from в сочетании с названием оператора Delete переводится как «удалить из». И после этих ключевых слов в первой строчке оператора указывается имя базового отношения, из которого необходимо удалить какие-либо кортежи.

А во второй строчке оператора после ключевого слова Where («где») указывается условие, по которому отбираются кортежи, более не требующиеся в нашем базовом отношении.

Лекция № 9. Функциональные зависимости

1. Ограничение функциональной зависимости

Ограничения уникальности, накладываемые объявлениями первичного и кандидатных ключей отношения, является частным случаем ограничений, связанных с понятием функциональных зависимостей.

Для объяснения понятия функциональной зависимости, рассмотрим следующий пример.

Пусть нам дано отношение, содержащее данные о результатах какой-то одной конкретной сессии. Схема этого отношения выглядит следующим образом:

Сессия (№ зачетной книжки, Фамилия, Имя, Отчество, Предмет, Оценка);

Атрибуты «№ зачетной книжки» и «Предмет» образуют составной (так как ключом объявлены два атрибута) первичный ключ этого отношения. Действительно, по двум этим атрибутам можно однозначно определить значения всех остальные атрибутов.

Однако, помимо ограничения уникальности, связанной с этим ключом, на отношение непременно должно быть наложено то условие, что одна зачетная книжка выдается обязательно одному конкретному человеку и, следовательно, в этом отношении кортежи с одинаковым номером зачетной книжки должны содержать одинаковые значения атрибутов «Фамилия», «Имя» и «Отчество».

Если у нас имеется следующий фрагмент какой-то определенной базы данных студентов учебного заведения после какой-то сессии, то в кортежах с номером зачетной книжки 100, атрибуты «Фамилия», «Имя» и «Отчество» совпадают, а атрибуты «Предмет» и «Оценка» – не совпадают (что и понятно, ведь в них речь идет о разных предметах и успеваемости по ним). Это значит, что атрибуты «Фамилия», «Имя» и «Отчество» функционально зависят от атрибута «№ зачетной книжки», а атрибуты «Предмет» и «Оценка» функционально не зависят.

Таким образом, функциональная зависимость – это однозначная зависимость, затабулированная в системах управления базами данных.

Теперь дадим строгое определение функциональной зависимости.

Определение: пусть X, Y – подсхемы схемы отношения S, определяющие над схемой S схему функциональной зависимости X → Y (читается «X стрелка Y»). Определим ограничения функциональной зависимости inv → Y> как утверждение о том, что в отношении со схемой S любые два кортежа, совпадающие в проекции на подсхему X, должны совпадать и в проекции на подсхему Y.

Запишем это же определение в формулярном виде:

Inv → Y>r(S) = t₁, t₂ ∈ r(t₁[X] = t₂[X] ⇒t₁[Y] = t₂ [Y]), X, Y ⊆ S;

Любопытно, что в этом определении использовано понятие унарной операции проекции, с которым мы сталкивались раньше. Действительно, как еще, если не использовать эту операцию, показать равенство друг другу двух столбцов таблицы-отношения, а не строк? Поэтому мы и записали в терминах этой операции, что совпадение кортежей в проекции на какой-то атрибут или несколько атрибутов (подсхему X) непременно влечет за собой совпадение этих же столбцов-кортежей и на подсхеме Y в том случае, если Y функционально зависит от X.

Интересно заметить, что в случае функциональной зависимости Y от X, говорят также, что X функционально определяет Y или что Y функционально зависит от X. В схеме функциональной зависимости X → Y подсхема X называется левой частью, а подсхема Y – правой частью.

На практике проектирования баз данных на схему функциональной зависимости для краткости обычно ссылаются как на функциональную зависимость.

Конец определения.

В частном случае, когда правая часть функциональной зависимости, т. е. подсхема Y, совпадает со всей схемой отношения, ограничение функциональной зависимости переходит в ограничение уникальности первичного или кандидатного ключа. Действительно:

Inv<K → S> r(S) = ∀t₁, t₂ ∈ r(t₁[K] = t₂ [K] → t₁(S) = t₂(S)), K ⊆ S;

Просто в определении функциональной зависимости вместо подсхемы X нужно взять обозначение ключа K, а вместо правой части функциональной зависимости, подсхемы Y взять всю схему отношений S, т. е., действительно, ограничение уникальности ключей отношений является частным случаем ограничения функциональной зависимости при равенстве правой части схемы функциональной зависимости всей схеме отношения.

Приведем примеры изображения функциональной зависимости:

{№ зачетной книжки} → {Фамилия, Имя, Отчество};

{№ зачетной книжки, Предмет} → {Оценка};

Назад к карточке книги "Базы данных: конспект лекций"