sql - 2nf 第二范式困难练习

Question

我有 R(A,B,C,D) 和 AB 主键和AD --> C

我认为它在 2nf 中，因为你不能用 AB 的子集确定 C 来自 wiki “如果表在 1NF 中并且没有非主要属性依赖于表的任何候选键的任何适当子集，则该表在 2NF 中”

但是很多人说是在1nf中因为定义 “在 2NF 中，如果它在 1NF 中并且表的每个非主要属性都依赖于每个候选键的整体” 所以 AD 不是整个主键，而只是另一个属性不是质数的一部分

如果你也可以放一些与维基百科不同的引用资料，这样我就可以证明我的论文是否真的正确

Answer 1

您声明 AB 是给定关系 R 的主键。要实现这一点，除了 AD->C 之外，还必须至少有一个函数依赖。

为了解释 2NF，我假设缺少的 FD 是 B->D。所以我们有 R(A,B,C,D) 与 FD 的关系:

AD->C
B->D

那么我们的主键是AB。现在简单来说，2NF 处理部分依赖，即当属性依赖于主键的一部分时。 (所以如果我们有一个主键，它只是一个属性，那么关系 R 已经在 2NF 中了!)

正式地:

给定关系R的函数依赖X->A，其中:

1. X 是R
的一组 属性
2. A 是不在 X
中的非素数属性

然后在 2NF 中，X 应该不是任何 key 的真子集。

回到我们的例子。主键是 AB。所以主要属性是A 和B。非主要属性是 C 和 D。

让我们考虑第一个 FD，AD->C

这里的 C 是一个非主要属性。为了不违反 2NF 条件，AD 应该不是主键 AB 的真子集。 AD 不是 AB 的真子集，因此不违反 2NF 条件。

我们看下一个FD，B->D

这里 D 是一个非主属性，B 是主键 AB 的真子集，因此它违反了 2NF 条件。

因此关系 R 不符合第二范式。

另一方面，如果 R 的 FD 集是:

AD->C
AB->D

我们的主键仍然是 AB 但现在关系 R 是第二范式。