Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
Схема отношения
находится в нормальной форме Бойса-Кодда (НФБК) относительно множества F-зависимостей , если она находится в 1НФ и никакой атрибут в не зависит транзитивно ни от одного ключа [10].Схема базы данных R находится в нормальной форте Бойса-Кодда (НФБК) относительно множества F-зависимостей
, если каждая схема отношения находится в НФБК относительно . НФБК включает в себя ЗНФ [10].Схема отношения
находится в нормальной форме Бойса-Кодда (НФБК) относительно множества F-зависимостей , если для каждого подмножества из и каждого атрибута из следует при , т.е. если нетривиально определяет произвольный атрибут из , то есть сверхключ .Для схемы отношения, не находящейся в НФБК, можно всегда провести декомпозицию в схему базы данных в НФБК [10].
С одной стороны, НФБК в некотором смысле является более сильной, чем 3НФ, а значит, более желательной. Но, с другой стороны, НФБК имеет свои проблемы [10]. Из предыдущего изложения следует, что при заданном множестве F-зависимостей над
можно найти схему базы данных в ЗНФ, полностью характеризующую . Для НФБК это неверно. Множество F-зависимостей может не иметь полной НФБК схемы базы данных, кроме того, проверка свойства НФБК для заданной схемы базы данных является NP-полной задачей.Пример 2.16. Пусть заданы схема
и . Атрибуты являются ключом F, а В частично зависит от AD. При декомпозиции получаемНесмотря на то чт R1, R2 формально находятся в ЗНФ, в Rl существует «скрытая» транзитивная зависимость С от AD.
Чтобы избежать проблем, возникающих при декомпозиции схем отношений, необходимо использовать другие методы получения третьей нормальной формы, например, метод синтеза ЗНФ [10].
2.4.3.8. Нормальная форма Бойса–Кодда (НФБК)
Схема отношения R находится в нормальной форме Бойса-Кодда
(НФБК) относительно множества F-зависимостей F, если она находится в 1НФ и никакой атрибут в Л не зависит транзитивно ни от одного ключа R [10].
Схема базы данных R находится в нормальной форме Бойса-Кодда