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Vertigo/CNAM, Paris 1

BasesdeDonnéesRelationnellesCours SGBD- Module 6A - ENSTA

M. Scholl,B. Amann

http://cedric.cnam.fr/ ver tig o/C our s/EN STA

Septembre 2001

INTRODUCTION

OBJECTIF DU COURS?

OBJECTIF : Comprendreetmaitriserla technologiedessystèmesdebasesdedonnées

relationnelle:

– Modélisation desdonnées

– Interr ogation desdonnées:évaluationdesrequêtes

– Mises-à-jour desdonnées:concurrenceet transactions

– Intégration desdonnées:entrepôtsdedonnées,médiateurs

– Ar chitecturesetapplicationsnouvelles:Web,portails,...

Et toutça en21 heures?

1. Introduction

2. ModèleRelationnel

3. CalculetAlgèbreRelationnel

4. SQL

5. OrganisationPhysique,Index

6. AlgorithmesdeJointure

7. Optimisationdesrequêtes:l’exempled’ORACLE.

BIBLIOGRAPHIE

Ouvragesen français

1. DateC.J,IntroductionauxBasesdeDonnées, Vuibert,970Pages,Janvier 2001

2. CarrezC., DesStructuresauxBasesdeDonnées, Masson

Ouvragesenanglais

1. R. RamakrishnanetJ.Gehrke,DATABASEMANAGEMENTSYSTEMS, MacGraw

2. R. Elmasri,S.B.Navathe,Fundamentalsof databasesystems, 3eédition,1007

pages,2000,AddisonWesley

3. Ullman J.D.andWidomJ.A First Coursein DatabaseSystems, PrenticeHall, 1997

4. Garcia-MolinaH., Ullman J.andWidomJ.,Implementationof DatabaseSystems,

PrenticeHall, 1999

5. Ullman J.D.,Principlesof DatabaseandKnowledge-BaseSystems, 2 volumes,

ComputerSciencePress

6. AbiteboulS.,Hull R., VianuV., Foundationsof Databases, Addison-Wesley

Le standard SQL

1. DateC.J.,A Guideto theSQLStandard, Addison-Wesley

TroisSystèmes

1. DateC.J.,A Guideto DB2, Addison-Wesley

2. DateC.J.,A Guideto Ingres, Addison-Wesley

3. ORACLE version7 ServerConceptsManual1992Oracle

Applications “SGBD”

1. CLASSIQUES:

– DonnéesdeGestion(salaires,stocks,réservationsd’avions)

– ApplicationesTransactionnelles(gestiondecomptesbancaires,centrales

d’achat)

2. MOINS CLASSIQUES:

– Documentsélectroniques

– DonnéesSpatiales

3. A LA MODE:

– DonnéesduWeb:HTML, XML

– Entrepôtsdedonnées

– Portailsd’entreprise

CommentStocker et Manipuler lesDonnées?

DONNÉES � BASE DE DONNÉES (B.D.)

– UneB.D. estunGROSENSEMBLEd’informationsSTRUCTURÉESmémorisées

surun supportPERMANENT.

LOGICIEL � SYSTÈME deGESTION deB.D. (S.G.B.D)

– Un SystèmedeGestiondeBasesdeDonnées(SGBD)estun logiciel deHAUT

NIVEAU qui permetdemanipulercesinformations.

Diversité � Complexité

Diversité desutilisateurs, desinterfaceset desarchitectures:

1. utilisateurs : administrateurs,programmeurs,noninformaticiens,. . .

2. interfaces: langagesdeprogrammation,saisiededonnées,générationderapports,

autresSGBD. . .

3. architectures: donnéescentralisées,distribuées,hétérogènes

En Résumé,un SGBD...

... estunOUTIL GÉNÉRIQUE qui doit répondreàdesbesoinstrèsdiversdegestion

deun GROS VOLUME D’INFORMA TIONS

– persistantes(années)et fiables(protectionsurpannes)

– partageables(utilisateurs,programmes)

– manipuléesindépendammentdeleurorganisationphysique

ARCHITECTURE d’un SGBD: ANSI-SPARC (1975)

vue 1 vue 2

NIVEAU EXTERNE

NIVEAU LOGIQUE

NIVEAU PHYSIQUE

FONCTIONN ALITÉS d’un SGBD

Chaqueniveaudu SGBDréaliseuncertainnombredefonctions:

NIVEA U PHYSIQUE

– Accèsauxdonnéessurmémoiresecondaire(disques),index, ...

– partagededonnéesetgestiondela concurrenced’accès

– reprisesurpannes(fiabilité)

– distributionet interopérabilité

NIVEA U LOGIQ UE

– Définitiondela structurededonnées: LangagedeDescriptiondeDonnées(LDD)

– Consultationet MiseàJourdesdonnées: LangagesdeRequêtes(LR) etLangagede

ManipulationdeDonnées(LMD)

NIVEA U EXTERNE : VuesUtilisateurs

1. Vue de la planification dessalles: pourchaquecours

– NomdeProf

– Horaireset salles

2. Vue de la paye: unensembledeProf

(nom,prénom,adresse,indice,nombred’heures.. . )

3. Vue du service descolarité (suivi desélèves): . . .

Intégration de cesVues

1. On laissechaqueusageravecsavisiondumonde

2. PASSAGE DU NIVEAU EXTERNEAU NIVEAU LOGIQUE:

On“intègre” l’ensembledecesvuesenunedescriptionunique: SCHÉMA

LOGIQUE

Modélisation desdonnées

Modèlesdedonnées

Un modèlededonnéesestcaractérisépar :

– unestructuration desinformationset

– desopérationssurcesstructures

Dansun SGBD, il existeplusieursmodèlesplus ou moinsabstraits desmêmesobjets,e.g. :

– le modèleconceptuel: la descriptiondu systèmed’information

– le modèlelogique: interfaceavecle SGBD

– le modèlephysique: fichiers

� cesdifférentsmodèlescorrespondentauxniveauxdansl’architectured’un SGBD.

ModèleConceptuel:ExempleEntité-Relation

– Modèletrèsabstrait,pratiquepour:

– l’analysedumonderéel

– la conceptiondusystèmed’information

– la communicationentredifférentsacteursdel’entreprise

– Mais n’est pasassociéà un langage.

DONC UNE STRUCTURE

MAIS PAS

D’OPÉRATIONS

Modèle logique

1. Langagede définition dedonnées(LDD) pourdécrirela structure.

2. Langagede manipulation de données(LMD) pourappliquerdesopérationsaux

données.

Ceslangagessontabstraits :

1. Le LDD estindépendantdela représentationphysiquedesdonnées.

2. Le LMD estindépendantdel’implantationdesopérations.

Les avantagesde l’abstraction

1. Simplicité d’accès:lesstructureset leslangagessontplussimples,doncplusfaciles

pourl’usagernonexpert.

2. INDÉPENDANCE PHYSIQUE: onpeutmodifierl’implantationphysique(index,

stockage,...) sansmodifierlesprogrammesd’application

3. INDÉPENDANCE LOGIQ UE: on peutmodifierlesprogrammesd’application

sanstoucherà l’implantation.

HISTORIQUE DESSGBD

À chaquegénérationcorrespondun modèlelogique

Lespremiersétaientpeuabstraits (navigationnels)

� 60 S.G.F. (e.g.COBOL)

mi-60 HIÉRARCHIQUE IMS (IBM) navigationnel

RÉSEAU (CODASYL) navigationnel

73-80 RELATIONNEL déclaratif

mi-80 RELATIONNEL explosionsurmicro

Fin 80 RELATIONNEL ETENDU nouvellesapplications

DATALOG (SGBDdéductifs) pasencoredemarché

ORIENTÉ-OBJET navig. + déclaratif

Fin 90 HIÉRARCHIQUE (XML) nouvellesapplicationsWeb

Opérationssur lesdonnées

Exemplesd’opérations

Insérer lesinformationspour l’employéJean

Augmenterle salairedeJeande10%

SupprimerlesinformationsdeJean

Chercher lesemployéscadres

Chercher lesemployésdudépartementcomptabilité

Chercher le salairemoyendesemployéscomptables,avecdeuxenfants,nésavant1960

et travaillant à Paris

Quelstypesd’opérations?

4 typesd’opérationsclassiquesdansun SGBD:

1. La création (ou insertion) dedonnées.

2. La modification dedonnées.

3. La destruction dedonnées.

4. La recherchededonnées.

Cesopérationscorrespondentà desmanipulationsdedonnées(LMD) et sontappelésdes

requêtes. La pluscomplexe estla rechercheenraisondela variétédescritères.

Le Traitement d’une Requête

– ANALYSE SYNTAXIQ UE

– OPTIMISA TIONGénération(parle SGBD)d’un programmeoptimiséàpartir dela connaissancede

la structuredesdonnées,del’existenced’index, destatistiquessurlesdonnées.

– EXÉCUTION POUR OBTENIR LE RÉSULTAT.

NB : ondoit tenir comptedu fait qued’autresutilisateurssontpeut-êtreentrain de

modifierlesdonnéesqu’on interroge!

Concurrenced’accès

ArchitectureClient-Serveur:plusieursclients(utilisateurs,applications)doiventpouvoir

accéderenmêmetempsauxmêmesdonnées.

Le SGBDdoit savoir :

– Gérerlesconflitssi lesdeuxfont desmises-à-joursurlesmêmesdonnées.

– Offrir unmécanismederetourenarrièresi ondécided’annulerdesmodificationsen

cours.

– Donneruneimagecohérentedesdonnéessi l’un fait desrequêteset l’autredes

mises-à-jour.

Le but : éviterlesblocages,toutenempêchantdesmodifications“anarchiques”.

Concurrenced’accès:Exemple

Deuxclients(A et B) partagentuncomptebancaire(X): client A retire100eurosdu

compteX et clientB dépose20 eurossurle mêmecompte:

compteX clientA client B

1 500 U=read(X)

2 500 V=read(X)

3 500 write(X,U-100)

4 400 write(X,V+20)

Qu’est-cequi s’estpassé?

Solutions:verrouillage,estampillage

Revenonsaux Utilisateurs d’un SGBD

– L’administrateur de la base

Rôledel’administrateur/concepteur

– discuteaveclesdifférentsutilisateurs

– conceptiond’un schémalogique(etdesdifférentesvues)

– conceptionduschémaphysique

– installationdela baseet réglagesfins (tuning)

– gèrel’évolutiondela base(nouveauxbesoins,utilisateurs)

Outilsà sadispositionfournisparl’éditeurduSGBD

– Utilisateur expert: informaticienconnaissantlangagesprogrammationet langages

– Concepteuret programmeur d’applicationécrit lesapplicationspourdesutilisateurs“naïfs”

– Utilisateur naïf: dunon-spécialistedesSGBDaunon-informaticien.

LE MODÈLE RELATIONNEL

PrésentationGénérale

ExempledeRelation

Julien

Espace

VEHICULE Proprietaire Type Annee

n-uplet

Nom de la Relation Nom d’Attribut

Le ModèleRelationnel sur un Exemple

SchémaEntités-Relations(ER):

FOURNITFOURNISSEURS PRODUITS

QUANTITE BALANCE

CLIENTSCOMMANDE

C_ADRESSE

FADRESSE

FNOM PNOM

NUM_COMDE NOM

FOURNISSEUR FNOM FADRESSE

Abounayan 92190Meudon

Cima 75010Paris

Preblocs 92230Gennevilliers

Sarnaco 75116Paris

FOURNITURE FNOM PNOM PRIX

Abounayan sable 300

Abounayan briques 1500

Preblocs parpaing 1200

Sarnaco parpaing 1150

Sarnaco ciment 125

COMMANDES NUM_COMDE NOM PNOM QUANTITE

1 Jean briques 5

1 Jean ciment 10

3 Paul briques 3

4 Paul parpaing 9

5 Vincent parpaing 7

CLIENTS NOM CADRESSE BALANCE

Jean 75006Paris -12000

Paul 75003Paris 0

Vincent 94200Ivry 3000

Pierre 92400Courbevoie 7000

Terminologieet Définitions

BasedeDonnées:Domaine,Nuplet, Relation

– Un DOMAINE estunensemble(fini ou infini) devaleurs.

Exemples: � �� , �� !�#" �!�%$&�#" $&�('�'�')� , *+�,��-.�/� l’ensemble

deschaînesdecaractères,*+�,��-.�/�102�3�546 l’ensembledeschaînesdecaractèresde

longueur10.

– Un NUPLETestuneliste devaleurs 087:9;��'('�'<�=7?>@4 .Exemples:0BADC EF�;GH�JILK&IL�AM�NAPO3IQEF�8�RAB��R�54 , 02�!�SAUTV�3IW�XAY�NADEZ��-\[ G]� ORA8�_^!4

– Le PRODUIT CARTÉSIEN ` 9 a '�'(' a ` > entredesdomaines 9 �('�'�'<�N` > est

l’ensembledetous lesn-uplets 0U7 9 ��'('�'<�=7 > 4 où 7cbed ` b .– UneRELATION estunsous-ensemblefini d’un produitcartésien 9 a '�'(' a ` > .

– UneBASEDE DONNÉESestun ensemblederelations.

SchémadeBasesdeDonnées

– Un ATTRIBUT estdéfini parun nometundomaine.

Exemples:f g h i�jlk,m�nporq , s t u f v wWv x i#w�o�k�y�q�y�m .

– Le SCHÉMAD’UNE RELATION z estdéfiniparunnometunelisted’attributs.

Notation:

z {Bu | i5} |(~��(��<~Nu � i5} ��ouplussimplement:

z {Bu | ~��(��<~Nu � �– Un SCHÉMA DE BASESDE DONNÉESestunensembledeschémasderelation.

Remarque:unerelationnepeutpasavoir deuxattributsdumêmenomet unattribut est

toujoursidentifiéà traversunerelation.Ainsi, deuxrelationspeuventavoir desattributs

demêmenomsavecdestypesdifférents(variableslocales).

Instancesd’un Schéma

– INSTANCE D’UN SCHÉMADE RELATION : Uneinstance� d’un schémade

rélation � �B� � �5� �R��(��<�N� � �5� �� estunsous-ensemblefini duproduitcartésien� � � �(�� : l’ensemble� estunerelation.

– INSTANCE D’UN SCHÉMADE BD: Uneinstance� d’un schémadebasesde

donnéesestunensembled’instancesdesesschémasderelation: � estunebasede

données.

Remarque:unerelation � estreprésentéesousformed’unetable. L’ordredescolonnes

(attributs)oudeslignesn’a pasd’importance(ensemble).

Exemplede BasedeDonnées

SCHÉMA:

– FOURNISSEURS(FNOM:CHAR(20),FADRESSE:CHAR(30))

– FOURNITURE(FNOM:CHAR(20),PNOM:CHAR(10),PRIX:ENTIER))

– COMMANDES(NUM_COMDE:ENTIER,NOM:CHAR(20),

PNOM:CHAR(10),QUANTITE;ENTIER))

– CLIENTS(NOM: CHAR(20),CADRESSE:CHAR(30),BALANCE:RELATIF)

Exemplede BasedeDonnées

UNIVERSD’ATTRIBUTS:

– U={FNOM, PNOM,NOM, FADRESSE,CADRESSE,

PRIX, NUM_CODE,QUANTITE, BALANCE}

RELATION UNIVERSELLE:

– FPCC(FNOM,PNOM,NOM, FADRESSE,CADRESSE,

PRIX, NUM_CODE,QUANTITE, BALANCE)

Revenonsà l’exempledu début

Julien

Espace

VEHICULE Proprietaire Type Annee

n-uplet

Nom de la Relation Nom d’Attribut

– Traduction:Schémaconceptuel(ER) � Schémalogique(relationnel)

– Plusprécisémment:Descriptiondumonderéel � Schémaconceptuel� Schémalogique

Objectif:Descriptiondumonderéel � Schémaconceptuel� Schémalogique?

Contraintes d’integrité

Objectif:Schémalogique+ contraintes� Descriptiondumonderéel

– FOURNISSEUR(FNOM,FADRESSE)

– FOURNITURE(FNOM,PNOM,PRIX)

– COMMANDE(NUM_CMDE, NOM, PNOM,QUANTITÉ)

Exemplesdecontraintes:

1. Chaquefournisseuràunnomdifférent.

2. Chaquefournisseuràuneseuleadresse.

3. Chaquefournisseurfournit un produità unseulprix.

4. Chaquecommandeestfaiteparunseulclient.

– Contraintes1 et2: FNOM estuneclédansFOURNISSEUR

– Contraintes1 et3: (FNOM, PNOM) estuneclédansFOURNITURE

– Contrainte4: NUM_CMDE “détermine”NOM dansCOMMANDE :

1. deuxnupletsavecla mêmevaleurpourNUM_CMDE ont la mêmevaleurpour

2. notation:NUM_CMDE � NOM (dépendancefonctionnelle)

Attention:NUM_CMDE n’estpasuneclé.

Remarque:lesdépendancesfonctionnellesneréprésententqu’un typedecontraintesqui

peuventexisterdansunschémalogique(dépendanced’inclusion,dépendances

multi-valuées,...).

Opérationset Langages

Opérationssur uneBasedeDonnéesRelationnelle

– LANGAGE DE DÉFINITION DESDONNÉES(définitionet MAJ du schéma):

– Créationetdestructiond’un schémaderelation(et desoninstance).

– Modificationduschéma:ajout,suppressiond’un attribut

– Définitiondecontraintes.

– LANGAGE DE MANIPULATION DESDONNÉES

– Saisiedesnupletsd’unerelation

– Affichaged’unerelation

– Modificationd’unerelation: insertion,suppressionet majdesnuplets

– Requêtes: consultationd’unerelationoucalculd’unenouvelle relation

– GESTIONDESTRANSACTIONS

– GESTIONDESVUES

LangagesdeRequêtesRelationnels

POUVOIR D’EXPRESSION: Qu’est-cequ’onpeutcalculer? Quellesopérations

peut-onfaire?

Leslangagesderequêterelationnelsutilisentdeuxapproches:

– calculrelationnel

– algèbrerelationnelle

Lesdeuxapprochesontmêmepouvoir d’expression.

LES DÉPENDANCES FONCTIONNELLES

ETUDIANT

enseigne

Nom-Cours

Nom-Etudiant

Nom-Prof

Exemples: Relation PERSONNE

PERSONNE NOSS NOM VILLE

123 toto Paris

324 mimi Paris

574 toto Marseilles

Qu’est-cequ’onpeutdiresurla tablePERSONNE?

– “Connaissantle numérodesécuritésocialeNOSS, je connaisle NOM”

– L’attribut NOSSdéterminel’attribut NOM

– L’attribut NOMdépendfonctionnellementdel’attribut NOSS

– Attention: Connaissantle NOMon neconnaîtpasle NOSS: NOM�� NOSS

NOTATION : NOSS� NOM

Relation COURS

COURS NOM-COURS PROF ETUDIANT

BDPI MATHELOT 123

BDPI MATHELOT 324

BDPI MATHELOT 574

IPA HARDIN 123

– “Un Coursa unseulProfesseur”

– NOM-COURS� PROF

– 2 nupletsqui ontmêmevaleurpourNOM-COURSontmêmevaleurpourPROF

Clés,Supercléset Clésétrangères

Relation:PERSONNE(NOSS, NOM, PRENOM,ADRESSE)

NOSS� NOM, NOSS� PRENOM, NOSS� ADRESSE

– Le NOSSestuneclé.

NOSS NOM� PRENOM

NOSS NOMestunesuperclé (NOMestredondant)

Relation:COURS(NOM-COURS, PROF, ETUDIANT)

Si � estunevaleurdel’attribut ETUDIANTdansla tableCours , alors � estuneclédans

la tablepersonne.

– ETUDIANTestunecléétrangère(dépendanced’inclusion)entrela tableCOURSet

la tablePERSONNE.

Définitions

a) Dépendancefonctionnelle

Soit R(U) unschémaderelation,r unerelationdeschémaR, X � U, Y � Udeux

sous-ensemblesd’attributsdeR. La dépendancefonctionnelle

X � Y

estvrai dansr , ssi(si et seulementsi) touslesnupletsder qui ontmêmevaleur

pour(tous)lesattributsdeX, ontmêmevaleurpour(tous)lesattributsdeY.

Exemple:

ADRESSE(RUE, NUMERO,VILLE, CODE-P)

X = CODE-P

Y = VILLE

b) Superclé

Soit R(U) unschémaetX � Uunsousensembled’attributs.

X estunesupercléder deschémaR, si X � U.

Exemple:

NOSS NOM� NOSS NOMPRENOMADRESSE

NOSS NOMestunesuperclé

c) Clé

X estuneclé,si :

1. X estunesuperclé: X � U

2. il n’existepasY � X, tel queY � U

Exemple:

RUE NUMEROVILLE � RUE NUMEROVILLE CODE-P

RUE NUMEROVILLE estuneclé (pourquoi?)

Calcul d’une Clé: Exemple

COURS(Nomc,Heure,Salle,Prof)� �N HS, HS P

Nouspouvonsprouver àpartir de�

quesi onconnaîtle nomdecours,onconnaîtaussile nomduprofesseur(Nomcestuneclé):

1. N HS: deuxnupletsqui partagentle nomdecourspartagentégalementl’horaireet la salle

2. HS P : deuxnupletsqui partagentl’horaireet la sallepartagentégalementlenomduprofesseur

3. DF 1 et 2 impliquent,quedeuxnupletsqui partagentle nomdecourspartagentégalementle nomdu prof : N P

Onpeutdéfinir despropriétés(règles)surlesDF qui permettentdedéduired’autresDF.

PropriétésdesDépendancesFonctionnelles

(Axiomesd’Armstrong)

1) Réflexivité

si X ¡ Y alorsY ¢ X (pourtouslesensemblesd’attributsX et Y)

Exemple:

NOMVILLE ¢ NOM

Trivial : “Deux personnesqui ont le mêmenomethabitentla mêmeville, ont le

mêmenom.”

2) Transitivité

si X £ Y et Y £ Z, alorsX £ Z

Exemple :

R(NOSS, CODE-P, VILLE)¤NOSS £ CODE-P, CODE-P £ VILLE ¥ ¦ NOSS £ VILLE

“Si onconnaîtle codepostaleàpartir dunumérodesécuritésocialeet la ville à

partir ducodepostale,on connaîtla ville à partir dunumérodesécuritésociale.”

3) Augmentation

X £ Y ¦ XZ £ YZ

Exemple:

NOSS £ CODE-P ¦ NOSS VILLE £ CODE-P VILLE

4) Union et décomposition§X ¨ A, X ¨ B ©«ª X ¨ AB

5) Pseudotransitivité§X ¨ Y, WY ¨ Z © ¬ WX ¨ Z

REMARQ UE : Union,décompositionet pseudotransitivité peuventêtredéduitesdes

autresaxiomes

Clôtur e d’un ensemblededépendancesfonctionnelles

De l’ensembledesdépendancesfonctionnellesdonnéesparl’analysedumonderéel,en

utilisantlespropriétésci-dessus,appeléesAxiomesd’Armstrong, onpeutendéduire

d’autres:

Exemples:

1) R(A,B,C,D)= ® A ¯ B, B ¯ C °

Par transitivité, on déduitA ¯ C

Notation:

± ²A ¯ C

2) R(Cours, Prof, Heure,Salle,Eleve,Note)³= ´ C µ P, HS µ C, HP µ S, CE µ N, HE µ S ¶³ · ¸

HS µ P, HE µ C,P,N

DoncHEestuneclé. Pourquoi?

L’union de³

etdetouteslesdépendancesainsidéduitesestappeléeclôture, ou

couvertur e de³

etnotée³ ¹

Nouvelle définition d’une Superclé

Soit R(U) unschémaderelation, º unensemblededépendancesfonctionnellesetX »Uun ensembled’attributs.X estunesuperclédeRsi pourtoutA ¼ U

º ½ ¾ X ¿ A

ouencoresi:

X ¿ A ¼ º ÀCalculerº À àpartir de º peutêtretrèslong.

Montrerque º ½ ¾ X ¿ A estplusfacile.

Calcul de la cléd’une relation

Soit R(U) unschémaderelationet X Á Uunensembled’attributs.

– Ondéfinit Â Ã commeensembledesattributsA telsque Ä Å Æ X Ç A

– Si A appartientà Â Ã , alorspardéfinition Ä Å Æ X Ç A

– Â Ã estl’ensembledesattributsfonctionnellementdépendantsdeX.

Pourcalculerunecléonutilise l’algorithmesuivant:

1. OnchercheunX tel que Â Ã = U È X estunesuperclé

2. X estuneclé,s’il n’existepasY É X tel que Ê Ã = U

Calcul de Ë Ì

Étape 1: On partdeX

PourtouteY Í A, telle queY Î X, Y Í A Ï Ð , on rajouteA àX.

Onobtient Ñ Ò .Étape i: Onpartde Ñ ÓBÔ Ò

PourtouteY Í A, telle queY Î Ñ ÓBÔ Ò , Y Í A Ï Ð , on rajouteA à Ñ ÓBÔ Ò .Onobtient Ñ Ó .

Ons’arrêtequandonnetrouve plusdenouvelle DF (point fixe):

Ñ Õ = Ñ ÓÖÕ Ò = Ñ Ó

Exemples

1. MontrerqueHEestuneclépourR(CHENSP)avecl’ensemble× deDF donné

ci-dessus

2. Pourla relationADRESSE(VILLE, RUE, NUMERO,CODE_P)ci-dessus,

montrerqueVILLE RUE NUMEROestuneclé.Quelleestl’autre?

Contraintes d’intégrité

La listedesattributsestinsuffisantepourdécrirela sémantiquedumonderéel.

Il existeplusieurstypesdecontraintessurlesnuplets:

1. dépendances(fonctionnelles,d’inclusion,multivaluées,etc.)

2. contraintesqui dépendentdu domained’un attribut : Taille Ø 2m10,annéeØ 2000

3. etc.

Cesontlesdépendancesqui permettentla conceptiond’un bonschéma.

ANOMALIES DE MISE À JOUR

Exemple

Soit le schémaS1:

FOURNISSEUR(FNOM,FADRESSE)

FOURNITURE(FNOM,PNOM, PRIX)

et l’ensembledeDF: Ù Ú Û FNOM Ü FADRESSE, (FNOM PNOM) Ü PRIX ÝSupposonsqu’on remplaceS1parle schémaS2:

R(FNOM, FADRESSE, PNOM, PRIX)

Anomalies

R (FNOM, FADRESSE, PNOM, PRIX)Þ ß àFNOM á FADRESSE, (NOM PNOM) á PRIX â

Quelleestla clédeR?

TOTO LYON BRIQUES 1000

DUPONT ROUEN BRIQUES 900

TOTO LYON BETON 400

1) REDONDANCE : l’adressed’unepersonneapparaîtplusieursfois.

2) MAJ : si on modifiel’adressedansunnuplet,il fautle fairedanslesautres.

3) SUPPRESSION: si DUPONTnefournit plusdeBRIQUES, onsupprimele 2e

nuplet,onperdtouteinfo surDUPONT

4) INSERTION : onnepeutinsérerunnouveaufournisseuret sonadresse,si onne

connaîtpasaumoinsunproduitqu’il fournit

TOTO PARIS BRIQUES 1000

TOTO LYON BETON 400

DURAND NICE

ãä LE SCHÉMAINITIAL S1EST“MEILLEUR”

Qualitésd’un bon schéma

1. Éviter lesanomaliesåæ décomposition

2. La décompositiondoit conserver la mêmeinformationLa jointured’unerelationf1 deschémaFOURNISSEUR(FNOM,FADRESSE)

etd’unerelationf2 deschémaFOURNITURE(FNOM,PNOM, PRIX)

obtenuespardécompositiond’unerelationr deschémaR(FNOM, FADRESSE, PNOM, PRIX)

doit redonnerr .

3. La décompositiondoit conserver lesmêmescontraintes(DF). La décompositiondeRenR1(FNOM, FADRESSE, PRIX) et R2(PNOM, PRIX) nepréserve paslesDF. Pourquoi?

FORMES NORMALES ET DÉCOMPOSITION

Relation en première forme normale (1FN)

– Touslesattributssontatomiques(élémentaires)

– Relationstellequ’on lesconnaît.

– Relation non normalisée,non en 1eFN :

Certainsattributssontdesensemblesdevaleurs,desrelationsellesmême

Relation 1FN

NOTES ( COURS ETUDIANT NOTE )

BDB Toto 15

BDB Lulu 17

BDB Lili 0

ARCHI Lili 20

ARCHI Toto 0

Relation N1FN

NOTES ( COURS PERF (ETUDIANT NOTE) )

BDB Toto 15

Lulu 17

Lili 0

ARCHI Lili 20

Toto 0

Relation en3eforme normale

– 2eforme normale :

Purementhistorique

– 3eforme normale: 3FN

– évitela plupartdesanomalies

le but du jeu : décomposerunerelation(1FN) enunensemblederelations3FN

3FN: Définition

Définition : UnerelationResten3FN,si quellequesoit la DF X ç A de è é où

– A estunseulattribut et

– A n’estpasl’un desattributsdeX,

– soit X estunesuperclé (contientuneclé),

– soit A appartientà l’une desclés.

En fait, il n’estpasnécessairedevérifier touteslesDF de è é .

Il suffit devérifiercellesde è !

Exemples:3eForme Normale

1) Poste(Ville, Rue,Code)ê= ë VR ì C, C ì V í

Clés: {V,R} et {R,C}

Resten3FN.

2) FOURNITURE(NOMF , ADR, NOMP, PRIX)ê= ë NOMF ì ADR, NOMF, NOMP ì PRIX í

Clé: {NOMF, NOMP}

FOURNITUREn’estpasen3FN.

3) PLANNING(Cours, Heure,Salle)î= ï SH ð C, C ð S ñ

Clés: {S,H} et {C,H}

PLANNINGesten3FN.

4) R(A, B, C, D)î= ï AB ð C, B ð D, BC ð A ñ

Clés: {A, B}, {B, C}

Rn’estpasen3FN.

Décompositionsansperte d’inf ormation (SPI)

Exemple

R ( A B C )

et ò = ó A ô B õDécomposonsen:

R1 ( A B ) R2 ( B C )

a b b c

c b b a

R1 = ör÷+øúù (R)

R2 = ö ùûøýü (R)

R’ = R1 þ R2 ÿ� R:

R’ ( A B C )

La décompositiondeRenR1 etR2 estavecperted’informations.

La jointurecréedesnupletsqui n’existaientpasdansR.

DécomposonsR’ maintenanten:

R1’( A B ) R2’ ( A C )

a b a c

c b a a

R” = R1’�

R2’ = R’ :

R’’ ( A B C )

Cettedécompositionestsansperted’information(SPI)

Il fautqu’aprèsla jointure,on retrouve la mêmeinformationqu’avantla décomposition.

Définition

UnedécompositiondeRenR1, R2, ..., Rk parrapportà unensembledeDF �estSPI(sansperted’information),ssiquellequesoit r deschémaRsatisfaisant� , ona:

r = �� (r ) � �� (r ). . . � �� (r )

Théorème:

Si (R1, R2) estunedécompositiondeRet � un ensembledeDF, alors(R1, R2)

estSPIparrapportà � , ssi:

R1 R2 � R1 - R2

R1 R2 � R2 - R1

estunedépendancede � � .

Exemples

R (A, B, C)�= � A � B �

1) R1(A, B), R2(B, C)

AB � BC= B

AB - BC= A

BC- AB= C

Il n’y ani la DF B � A, ni la DF B � Cdans� �� Décompositionavecperte d’inf ormation

2) R1(A, B), R3(A, C)

AB � AC= A

AB - AC= B

A � B estdans� ( � � ).� Décompositionsansperte d’inf ormation

Décompositionqui préserve lesdépendancesfonctionnelles

Définitions

1. Projectiond’un ensemblededépendancessurZ � U�� ( � ) = "! # $ % � & '(! $ ) * +Exemple: R(A,B,C,D) , � = AB # C, C # A, A # D +�-,�.0/ ( � ) = AB # C, C # A +

2. Décompositionqui préserve lesDF de �Soit 1 = (R1,...,Rk) unedécomposition,et � unensembledeDF.1 préserve lesDF de � , si onpeutretrouver touteslesDF de � & à partir de

l’union 2 detouteslesDF projetéesde � dans�43�5 ( � ) , . . . , ��3�6 ( � ) :27& = � &

Exemples

R(A,B,C,D)8= 9 AB : C, C : A, A : D ;<= (ABC, BD) nepréserve paslesDF de

= (ABC, AD) préserve lesDF de

8R(A,B,C)8

= 9 A : B, B : A, A : C ;<= (AB, BC) préserve lesDF de

R(A, B, C, D)== > A ? B, B ? C, AB ? D @

La décomposition

R1(AC)

R2(AB)

R3(CD)

nepréserve paslesDF de=

. Pourquoi?

Décompositiond’une relation en relations3FN

Étantdonnéun schéma(R, F) nonen3FN, i.e. avecdesanomalies,onveutune

décompositiondeR:

1. enrelations3FN

2. qui soit SPI

3. qui préserve lesDF de A

Remarque:

– unedécompositionSPInepréserve pasforcémentlesDF et inversement

– le résultatnedonnepasforcémentdesrelations3FN

Théorème: Touterelationen1FNpossèdeunedécompositionenrelations3FN qui soit

SPIetpréserve lesdépendancesfonctionnelles.

Algorithme de décomposition

Onsupposeque B estunecouvertureminimale

1. PourchaqueX C A D B , créerunerelationdeschéma(XA) .

2. Si aucunedesclésn’estcontenuedansl’un desschémascréésdansl’étape1,

rajouterunerelationdeschéma(Y) , où Y estuneclé.

3. Si aprèsl’étape1, il existeunerelationR1 dontle schéma(X1A1) estcontenudans

le schéma(X2A2) d’uneautrerelationR2, supprimerla relationR1.

4. Remplacerlesrelations(XA1),..., (XAk) (correspondantà desdépendances

ayantmêmemembregauche)parunerelationunique: (XA1...Ak) .

Exemples

1) R(A,B,C,D)E= F AB G C, B G D, C G A H

Clés: AB, BC

– Étape1: R1(ABC) R2(BD) R3(CA)

– Étape2: Pasla peinederajouterunerelationdeschémala cléAB:

ABestcontenuedansR1

– Étape3: SupprimerR3 : CA I ABC

Bonnedécomposition: R1(ABC) R2(BD)

OnpeutvérifierqueR1etR2sonten3eFN.

2) R(A,B,C,D,E)J= K AB L C, C L D, C L A M Clés: ABE, BCE

– Étape1: R1(ABC) R2(CD) R3(CA)

– Étape2: Onrajouteunerelationdeschémapourla cléABE: R4(ABE)

– Étape3: SupprimerR3 : CA N ABC

Bonnedécomposition: R1(ABC) R2(CD) R4(ABE)

R3n’a pasdedépendance.Quellessontlesdépendancesdesautres?

Autr e solution:

– Étape4: OnremplaceR2et R3del’étape1 parunerelationdeschéma(CAD)

Autr e bonnedécomposition: R1(ABC) R2’(CAD) R4(ABE)

Quesepasse-t-ilsi onavait choisila cléCBE?

3) R(A,B,C,D)O= P AB Q C, C Q D, C Q A, AB Q D R

Clés: BA, BC

La relationn’estpasen3eFormeNormale.Pourquoi?

– Étape1: R1(ABC) R2(CD) R3(CA) R4(ABD)

– Étape2: onnerajoutepasderelation: cléAB S R1(ABC)

– Étape3: SupprimerR3 : CA S ABC

– Étape4: OnremplaceR1 etR4 parR5(ABCD) T onpeutsupprimerR2.

Décomposition: R5(ABCD)

Cettedécompositionn’estpasen3eFormeNormale.Oùestle problème?

Forme Normale Boyce-Codd(BCNF)

Desanomaliessubsistenten3FN.

Exemple: Poste(Ville,Rue,Code) , U = V VR W C, C W V XClés: VR, RC

Poste ( Ville Rue Code )

Paris St Michel 75005

Paris Champollion 75005Y Redondanceentrele codeet la ville.

Définition : UnerelationestenformenormaledeBoyce-Codd(BCNF),si quellequesoit

la dépendancede Z , le membredegaucheestuneclé.

Intérêt : On aéliminétouteslesanomalies

Remarque: TouterelationBCNF esten3FN

Malheureusement, il n’existepastoujoursunedécompositionenrelationsBCNF

– qui soit SPI

– qui préserve lesDF

L’exemplede la poste

Poste(Ville,Rue,Code) , [ = \ VR ] C, C ] V ^Clés: VR, RC

Rest3FNmaisn’estpasBCNF(dansC ] V, Cn’estpasuneclé)

Poste ( Ville Rue Code )

Sevres de Gaulle 92310

Chaville de Gaulle 92370

La décompositionR1(Ville,Code), R2(Rue,Code) évitela redondance

Ville,Code , elle estSPI,maiselle nepréserve pasla dépendanceVR _ C

R1 ( Ville Code ) R2 ( Rue Code )

Sevres 92310 de Gaulle 92310

Chaville 92370 de Gaulle 92370

L’insertionSevres de Gaulle 92190 , c.a.d.Sevres 92190 et de Gaulle

92190 respecteC _ V maisnerespecteplusVR _ C

R1 ( Ville Code ) R2 ( Rue Code )

Chaville 92370 de Gaulle 92370

ALGÈBRE RELATIONNELLE

Algèbre Relationnelle

– uneopérationprendenentréeuneoudeuxrelations

– le résultatesttoujoursunerelation

Opérationsde l’Algèbr e Relationnelle

5 Opérationsdebasepourexprimertouteslesrequêtes:

– Opérationsunaires: sélection,projection

– Opérationsbinaires: union,différence,produitcartésien

– Autresopérationsqui s’exprimentenfonctiondes5 opérationsdebase: jointure

(naturelle, -jointure),intersection,division

Projection

LA PROJECTION“ÉLIMINE” UNE OU PLUSIEURSCOLONNESD’UNE

RELATION.

Notation:

a b c bedfdfdgb

Projection: Exemples

a)Onéliminela colonneh dansla relation i :

R A B Cj a b c

c b dj a b e

kl m npo q r

Le nuplet sut npvxw n’apparaîtqu’une fois dansla relation y-z�{}| s~i w, bienqu’il existedeux

nuplets sut n�v�n��w et s�t n�v(n��w dansi .

Projection: Exemples

b) On éliminela colonne� dansla relation � (ongarde � et � ) :

R A B C

�� p� � � A C

Sélection

Sélectionsurla condition � :

Ongardelesnupletsqui satisfont� .

NOTATION :

Sélection:Exemples

a)Onsélectionnelesnupletsdansla relation � telsquel’attribut � vaut“b” :

R A B C

�� A B C

Sélection:Exemples

b) On sélectionnelesnupletstelsque� � �� ¡��£¢ � �� £�¤�¦¥ § ¨:

R A B C

Sélection:Exemples

c) Onsélectionnelesnupletstelsquela 1reet la 2ecolonnesontidentiques:

R A B C

Ä Å Æ Ç È É Ê A B C

Condition deSélection

La condition Ë d’unesélectionpeutêtreuneformule logiquequelconqueavecdeset ( Ì )etdesou ( Í ) entretermesdela forme Î ÏuÐÑÎ¡Ò et Î Ï�ÐÔÓ où

– Î Ï et Î Ò sontdesattributs,

– Ó estun élément(unevaleur)dudomainede Î Ï ,– Ð estl’un de Õ ÖØ× ÖÚÙ ÖØÛ ÖÚÜ Ö�ÝÕ .

Expressionsde l’Algèbr e Relationnelle

– le résultatd’uneopérationestunerelation

– surcetterelation,onpeutfaireuneautre opération del’algèbre

Lesopérationspeuventêtre composéespour formerdesexpressionsdel’algèbre

relationnelle.

Expressionsde l’Algèbr e Relationnelle

EXEMPLE: Þ ß à à á â ã ä åçæuâ ß à è�é â ß à èêâ ë à è�ì í ä îï ð�ðòñ ó�ô°õ¡ö0÷ æ

øùú ûxü ýþ õ£ö�÷ ÿ ù±ù��Ñù´ù æ�Þ ß à à á â ã ä å î îLa relation

ï ð æuâ ß à è�é â ß à èêâ ë à è�ì í ä î contientlesnupletsdontl’attribut â ß àa la valeur

ð�ð�� ®ð�ð. La relation

ï ð�ð æ~é â ß à î contienttouslesproduitscommandéspar

Produit Cartésien

– NOTATION : � � �– ARGUMENTS: 2 relationsquelconques:

� �� "! �#�%$ ��&$ �'��(��$ )*!– SCHÉMADE + , � � � : + �-� �� .�&$ ��&$ �*��$ )�!– VALEUR DE + , � � � : ensembledetouslesnupletsayant/ 0 1 composants

(attributs)

– dontles / premierscomposantsformentunnupletde �– et les 1 dernierscomposantsformentunnupletde �

ExempledeProduit Cartésien

1 12'3 21 2

S C D E

a b a254 2a b c

R 7 S A B C D E

1 1 a b a

1 1 a b c

1 1 b a a

1 2 a b a8'9 8 7 85: 81 2 a b c

1 2 b a a

3 4 a b a

3 4 a b c

3 4 b a a

Jointur e Naturelle

– NOTATION : ; < =– ARGUMENTS: 2 relationsquelconques:

; >-? @�A�B�B�B�A�? C AED @�A�B�B�B�AED F�G =#>%H @�A�B�B�B�A�H IJAKD @�A�B�B�B(AED F�Goù D @ A�B�B�B�AED F sontlesattributsencommun.

– SCHÉMADE L M ; < = : L >-? @�A�B�B�B�A�? C A�H @�A�B�B�B�A&H INAKD @�A�B�B�B�AKD F�G– VALEUR DE L M ; < = : ensembledetouslesnupletsayantO P Q P R attributs

dontles O premierset R dernierscomposantsformentunnupletde ; et les Q P Rdernierscomposantsformentunnupletde = .

Jointur e Naturelle: Exemple

R A B C

S B C D

R T S A B C D

a b c d

a b c e

d b c d

d b c e

c a d b

Jointur e Naturelle

Soit U V WYX Z�[�\�\�\�[�X ] [&^ Z�[�\�\�\�[&^ _J[E` Z�[�\�\�\�[E` acb l’ensembledesattributsdes2 relations

et d V W�` Z [�\�\�\�[K` a b l’ensembledesattributsencommun.

e f g V hjilk�mon*prqtsvuxwryxpjz|{�yxp}k e ~ g��

NOTATION :e \�X veutdire “l’attrib ut X dela relation

Jointur e Naturelle: Exemple

S A B D

R � S R.A R.B S.A S.B D

1 a 1 a b� 1 a 2 c b� 1 a 4 a a� 1 b 1 a b� 1 b 2 c b� 1 b 4 a a� 4 a 1 a b� 4 a 2 c b

4 a 4 a a

R � S A B D

� �� v��v��v�� ¡ ¢�¢

Jointur e Naturelle: Algorithme

Pourchaquenuplet £ dans¤ et pourchaquenuplet ¥ dans¦ :

1. onconcatène£ et ¥ eton obtientunnupletqui apourattributs

§¨ ©�ª «¬ �®�¯�¯�¯�®�¬ ° ®E± �®�¯�¯�¯�®K± ²³® ´¨ ©(ª «µ �®�¯�¯�¯�® µ ¶ ®E± �®�¯�¯�¯�®K± ²2. onnele gardequesi chaqueattribut

± ·de £ estégal à l’attribut

± ·de ¥ :¸ ·º¹»�¼½¼�² £ ¯E± ·¿¾ ¥ ¯K± ·

3. onéliminelesvaleurs(colonnes)dupliquées: onobtientun nupletqui a pour

attributs §¨ ©�ª «¬ ®�¯�¯�¯�®�¬ ° ® ´¨ ©�ª «µ ®�¯�¯�¯�® µ ° ® §³ÀÂÁ ´¨ ©(ª «± ®�¯�¯�¯�®K± ²

Ã-Jointur e

– ARGUMENTS: 2 relationsquelconques:

Ä Å�Æ Ç�È�É�É�É�È�Æ Ê Ë Ì#Å-Í Ç�È�É�É�É�È&Í ÎÏË– NOTATION :

Ä Ð}ÑjÒ�ÓÕÔ×Ö Ì, Ø Ù Ú*Û ÈÝÜÛ ÈÏÞ Èoß ÈÏà Èoá â

– SCHÉMADE ã Û Ä Ð ÑÝä�ÓÕÔ¿å Ì: ã Å-Æ Ç È�É�É�É�È�Æ Ê È&Í Ç È�É�É�É�È�Í Î Ë

– VALEUR DE ã Û Ä Ð Ñ|ä�ÓÕÔ¿å Ì: ã Û æ Ñ Ò ÓÕÔ ÖçÅ�Ä è Ì�Ë�Ë

– ÉQUIJOINTURE: Ø estl’ égalité.

é-Jointur e: Exemple

S C D E

T := R ê S A B C D E

1 a 1 b a

1 a 2 b c

1 a 4 a a

1 b 1 b a

1 b 2 b c

1 b 4 a aë ì í î3 a 1 b aë ì í î3 a 2 b c

3 a 4 a a

ðòñNóÏô (T) A B C D E

= R õ ñNóÏô S 1 a 1 b a

1 a 2 b c

1 a 4 a a

1 b 1 b a

1 b 2 b c

1 b 4 a a

3 a 4 a a

Équijointur e: Exemple

S C D E

T := R ö S A B C D E÷ øù ú û 1 a 1 b a÷ øù ú û 1 a 2 b c

1 a 4 a a

1 b 1 b a

1 b 2 b c÷ øù ú û 1 b 4 a a÷ øù ú û 3 a 1 b a÷ øù ú û 3 a 2 b c

3 a 4 a a

üýÿþ�� (T) A B C D E

=R� þ�� S 1 a 4 a a

1 b 1 b a

1 b 2 b c

3 a 4 a a

Équijointur e vs.Jointur e Naturelle

�� !� � � � ��

1. Nomdu propriétairedel’immeubleoù estsituél’appartementoccupéparDurand:

"�#%$'&(# �)+*-,/.1032547698;:<0=254>6@?A?B6C DFE G�� H I &(JKJMLN#KOQPRPASTLN$NU 8 S PRP �V� � � �� W�

2. Appartementsoccupéspardespropriétairesd’immeuble:

" U'SYX[Z 8 U'#\Z^]Q_�U'`K]a6Wb-25,dce*-,/.10=2+476C D[E G�� H &(JKJfLg#%OQ#K$'&(# �� Y �@�

AutreExempledeREQUÊTE: Nometadressedesclientsqui ont commandédes

parpaings:

– SchémaRelationnel:

h i j j k l m n o pVq l i j r!h l i j r�l s j_h j m n rut v n w

h xzy{n l v o|p}h l i j ruh k m ~ n ozo�n ru� k x k l h n w– RequêteRelationnelle:

��f�� \�Q��1�+��K�1� � �T� � �� f�� \� � �� 9�f¡\�R� �V� ¢ £ £ ¤¥� ¦ � �Q§¨§

– ARGUMENTS: 2 relationsdemêmeschéma:

– NOTATION :© ¶ ´

– SCHÉMADE · ¸ © ¶ ´ : · ª�« ¬µ°¯°¯±¯[�« ² ³– VALEUR DE · : Unionensemblistesur ¹ ¬ º ¯°¯±¯ º ¹ ² :

· ¸ »°¼ ½µ¼¿¾ © À ¼¿¾ ´¥Á

Union: Exemple

R Ã S A BÄ a b

a cÄ d e

Différ ence

Å ÆVÇ ÈµÉ°Ê±Ê°Ê[É�Ç Ë Ì Í|Æ�Ç ÈÎÉ±Ê°Ê°Ê[É�Ç Ë Ì

– NOTATION :Å Ï Í

– SCHÉMADE Ð Ñ Å Ï Í : Ð ÆVÇ È É°Ê±Ê°Ê[É�Ç Ë Ì– VALEUR DE Ð : Différenceensemblistesur Ò È Ó Ê±Ê°Ê Ó Ò Ë :

Ð Ñ Ô°Õ ÖµÕ¿× Å Ø Õ Ù× Í¥Ú

Différ ence:Exemple

R A BÛ a b

a cÛ d e

S A BÛ a b

a eÛ d e

R - S A B

S - R A B

Intersection

Ü Ý�Þ ß®à°á°á±á[à�Þ â ã ä Ý�Þ ßµà°á°á±á[à�Þ â ã

– NOTATION :Ü å ä

– SCHÉMADE æ ç Ü å ä : æ ÝVÞ ßµà°á±á°á[à�Þ â ã– VALEUR DE æ : Intersectionensemblistesur è ß é á±á°á é è â :

æ ç ê°ë ìµë¿í Ü î ë¿í ä¥ï

Intersection: Exemple

R A Bð a b

a cð d e

S A Bð a b

a eð d e

R - S A B

R ñ S = R - (R - S) A B

Semijointure

– ARGUMENTS: 2 relationsquelconques:

ò ó�ô õµö°÷°÷±÷[ö�ô ø öRù õÎö°÷±÷°÷[öRù úüûþý óVÿ õÎö°÷°÷±÷Föuÿ ��öRù õ±ö°÷±÷°÷FöRù úüûoùù õÎö±÷°÷±÷[ö�ù ú

sontlesattributsencommun.

– NOTATION :ò �� ý

– SCHÉMADE � � ò �� ý: � óVô õµö°÷±÷°÷[ö�ô ø ö�ù õÎö±÷°÷°÷[öRù ú1û

– VALEUR DE � � ò �� ý: Projectionsurlesattributsde

òdela jointurenaturelle

entreò

Semijointure

La semijointurecorrespondàunesélectionoù la conditiondesélectionestdéfinieparle

biaisd’uneautrerelation.

Soit � � � � �� l’ensembledesattributsde � .

� �� !

Semijointure: Exemple

R A B C

S B C D

" #%$'&)(*&,+.-0/ 1 2!3!"

R 4�5 S A B C

Division: Exemple

REQUÊTE: Clientsqui commandenttouslesproduits:

COMM NUM NOM PNOM QTE

1 Jean briques 100

2 Jean ciment 2

3 Jean parpaing 2

4 Paul briques 200

5 Paul parpaing 3

6 Vincent parpaing 3

6 7 8%9;:'< =,>?9�:'< @BA C D D E:

R NOM PNOM

Jean briques

Jean ciment

Jean parpaing

Paul briques

Paul parpaing

Vincent parpaing

PROD PNOM

briques

ciment

parpaing

F6 G H 6 C I

Division: Exemple

A B C DR

A BR \ SS C D

Division: Exemple

R A B C D E

1 a 1 b a

1 a 2 b a

1 a 4 a a

1 b 1 b a

1 b 2 b c

1 b 4 a a

2 a 1 b c

2 a 4 a c

3 c 1 b b

3 c 2 b b

3 c 4 a b

3 c 3 c b

J R K S A B E

Division

– ARGUMENTS: 2 relations:

L M�N OP�Q�Q�Q�PRN S PUT OVP�Q�Q�Q�PUT WYX Z.M[T O�P�Q�Q�Q�PUT W\Xoù tous lesattributsde

Zsontdesattributsde

– NOTATION :L ] Z

– SCHÉMADE ^ _ L ] Z: ^ M0N O P�Q�Q�Q�P�N S X

– VALEUR DE ^ _ L ] Z:

` a b c dfe[gihkjmlnlnlojUgfprqtsnuvexwyhzjolnlnlnj{w}|Vq�~ b ��e[gihkjolmlnlnjUgfp j{wyhkjnlmlnloj{w}|q'~ ` �

Division

La divisions’exprimeenfonctionduproduitcartésien,dela projectionetdela

différence: � � � � � �!� � � où

� �� {�� '� � � �%�?��{�� 0� � � �!��

Renommage

– NOTATION : �– ARGUMENTS: 1 relation: � �0 ¡ ¢�£�£�£�¢ ¤}¥– SCHÉMADE ¦ § �©¨�ª¬« vª

�: ¦

�0 ¡ ¢�£�£�£�¢ ® ¯ ¡ ¢�° ® ¢ ®x±�¡ ¢�£�£�£�¢ ¤²¥– VALEUR DE ¦ § �©¨ ª « ª

�: ¦ §

�. La valeurdeR estinchangée.Seulle nomde

l’attribut

®aétéremplacépar °

Et si lesattrib uts sont connuspar leur rang?

Onpeutdanslesopérationsdel’algèbreindiquerunattribut parsonrangaulieu deson

Danscecasl’ordre desattributsdansunerelationa del’importance.

L’exempledela sélection:³µ´·¶¹¸»º½¼¿¾�À�¼»¾�ÁoÂ�Ã?ºÅÄ Æ Ç Ç È É Ê Ë Ì aulieu de³ ¼¿Â;Í'Î ¸ º ¼»¾�À�¼»¾�ÁoÂ;Ã ºÏÄ Æ Ç Ç È É Ê Ë ÌLe premierattribut Ð Ñ corresponda l’attribut Ò É Æ Ç

CALCUL RELATIONNEL

Exemple: la basededonnéesCINÉMA

Films Titre MetteurenScene Acteur

Juleset Jim F. Truffaut J.Moreau

Juleset Jim F. Truffaut O. Werner

LesQuatreCentCoups F. Truffaut J.P. Leaud

Metropolis F. Lang B. Helm

Chimesat Midnight O. Welles J.Moreau

Lieu Cinema Adresse No-Telephone

Rex Bd Poissonniere 4236 8393

Champo R. desEcoles 4354 5160

Cinoche R. deConde 4633 1082

Pariscope Cinema Titre Heure

Rex Juleset Jim 18

Rex Juleset Jim 20

Cinoche Juleset Jim 20

Champo Metropolis 18

ExempledeRequête

Requête:Qui a dirigé le film Metr opolis?

– Oncherchela valeurde l’attrib ut Metteur_en_Scene detouslesn-upletsdans

la relation(table)Films dont l’attrib ut Titre estégal à la constante

’Metropolis’ .

– Calcul relationnel Ó -uplet

Ô}Õ Ö ×ÙØÚØ�×©ÛtÜ_×©Ý

_Þ ß ×©Ýà× á�â ãmäæå çéèêÕìërí Õ Öïî ã�Ø�Üµ× ð ñ ×ÙØ�Üµòôóõòöäæãzç÷ñùø– Oncherchex.Metteur_en_Scene detouslesn-upletsú dansla relation(table)

Films tel quex.Titre = ’Metropolis’ .

Syntaxe

Symboles(c.a.d.l’alphabet du langage)

Unerequêteducalculrelationnelestcomposéededifférentssymboles:

– Constantes:’F. Truffaut’, ’Juleset Jim’, 18,43545160,.. .

– Prédicats(relations):Movies,Location, . . .

– Variables(n-uplets,attributs):x, y, z, ...

– Comparateursarithmétiques:=, û , ü , û ý , ...

– Connecteurslogiques: þ (ou), ÿ (et), � (non)

– Quantificateurs:�

(il existe), � (pourtous)

– Parenthèses: “(“, “)”

Formules atomiques(atomes)et variables libr es

Le calculrelationnelestfondésurla logiquedu premierordreet utilisedesformules

logiques.Lesformuleslesplussimplessontappelésatomes:

– p(x1,.. . ,xn) estunatomeoùp estunsymboledeprédicat,et xi, i � [1,n] estsoit une

variable,soit uneconstante.

Exemples:

– Films (’Juleset Jim’, ’F.Truffaut’, ’J. Moreau’)

– Films (x, ’Truffaut’, y)

– x � y estunatomeoùx ety sontsoit desvariablessoit desconstanteset � estl’un des

6 comparateursarithmétiques.

Exemples: 1 <3, x <y, x <8

– Touteslesoccurrencesdevariablesapparaissantdansuneformuleatomiquesont

diteslibr es.

Formulesbien formées

– si F estuneformuleavec � parmisesvariableslibres,alors( � x)F et (� x)F sontdesformules.Touteslesoccurrencesdex dansF sontalorsditesliées.

Exemples:

– �� – �� – ��

– si F1 etF2 sontdesformules,alorsF1 � F2,F1 � F2 et � F1 sontdesformules(lesoccurrencesdevariablesdecesnouvellesformulessontlibresou liéessi ellesle sontdansF1,F2).Exemples:

– �� – ��

– si F estuneformule,alors(F) estuneformule;

Requêtes

Requête: "!$#&%'!)(*%,+-+-+-%'!/. 021 3 oùF estuneformuleavecvariableslibres, x1,x2,.. . ,xn.

ExemplesdeRequêtes:

– 4! 05! 6 73– 4! 081 9;:=< >@?�ACB):�D5E D FGAC9< ?H%I?KJ LMBON�NQP�BRFS?@%'!�TU3– 4! 0V>WYX�TZ1 9;:=< >@?�[ D FZL]\_^/\M:=9`E4?a%'!$%'X�Tb3

FormesAbrégés

– Formesabrégéesdequantificateurs:

1. cdfe�g'd)h*g-i,i-ijgkd/l estuneabréviationde cd$e5cd)hmi-i-iUcYdRl ,

2. n�dfe�g'd)h*g-i,i-ijgkd/l estuneabréviationde n�d$e_n�d)hmi-i-ionQdRl .

– Ordredeprécédence(priorité) entrelesconnecteursetquantificateurs(du plusau

moinsprioritaire):

1. pqgrnsgtc ,

2. u ,

3. v .

Parexemple, w x y{z | wjx }�~ y � � w,~ y � � w�� y estcompriscomme

wVw x yOw�z | wjx }�~ y�yVy � w�� w,~ y � � w4� y�y��

Sémantique

Inter prétation: Exemple

Lesformuleset requêtessont“interprétées”:

– Formule: � �;�� @�� &�_�/�M��"�H�I��G��*�H�� ¢¡ �]�£�C¤¥�8��¦b§– Interpretation“naturelle”: “Est-cequeM. Brandoa jouédansunfilm Metropolis

dirigéparuncertainF. Lang?”

– Interpretationbasededonnées:“Est-cequ’il existeun n’uplet (’Metropolis’, ’F.

Lang’, ’M. Brando’)dansla table � �;�=� ?”

– Formule: ¨©ª�«S¬ ;®�¯ ¨@°�± ² ³�´&µ_¶/µM®��·"°H¸I° ¬º¹�»G¼�½Q¾Y°¿¸'ª�«bÀ– Interpretation“naturelle”: “Est-cequ’il existeunacteurqui a jouédansunfilm

Metropolisdirigéparun certainF. Lang?”ou “Est-cequeF. Langàdirigé le film

Metropolis(avecaumoinsunacteur)?”

– Interpretationbasededonnées:“Est-cequ’il existeuneconstanteÁ tel que

(’Metropolis’, ’F. Lang’, c) estunn’upletdansla table ¬ ;®=¯ ?

– Requête:Â4Ã Ä*ÅÇÆÈ�ÉZÊ Ë;Ì=Í Å@Î�Ï Ð ÑZÒ]Ó_Ô/ÓMÌ=Ë`Õ4ÎaÖ'È$Ö'Ã�Éb×– Interpretation“naturelle”: “je cherchele nomdetouslesacteursdansle(s)

film(s) avecle titre Metropolis” (je nem’intéressepaspariculièrementau(x)

metteur(s)enscène).

– Interpretation“basededonnées”:“je cherchetouteslesconstantesØ tel qu’il

existepourchacuneaumoinsuneconstanteÙ tel que(’Metropolis’, d, c) estun

n-upletdansla tableFilm.

Inter prétation: atomesavecconstantes

Lesformulessontinterprêtesparrapportà unebasededonnéesÚ . Le résultat(la

réponse)del’interprétationd’uneformuleestvrai ou faux:

– L’atomep(x1,.. . ,xn) où p estunsymboledeprédicat(nomderelation)etoù lesxi iÛ [1,n] sontdesconstantes, estvrai dansÚ ( Ú satisfait p(x1,.. . ,xn)) si (x1,.. . ,xn) est

un Ü -upletdela relationp dansÚ .Exemple: Ý Þ;ß=à á@â�ã�äQß�å5æ å çèã�Þaà â@éIâëê ì8äOíîí�ï�äRçðâ�é�â ñ ò5ì&å4ï£ä�â�ó estvrai ssi

á¿â�ã�ä)ß�å5æ å çGã�Þaà â¿éIâôê ì8äOíîí�ï�äRçðâ�éIâõñ ò5ì�å4ï�äQâ�ó estunn-upletdansla table Ý Þ;ß=à .

– L’interprétationdex ö y estnaturelle(indépendantededela basededonnées).

Exemple: ÷ ø ù estvrai ssi3 estinférieurà5.

Inter prétation: variables libr eset substitution

– Substitution:Si ú estunevariablelibre dansuneformule û onnote û ürú�ý�þUÿ la

formulequ’onobtientparun remplacementde ú par þ .– Exemple:

– Formule: û = Film(’Metropolis’, x, y)

– Substitutiondevariableslibres:

1. û ü ú)ý � û�� ÿ = Film(’Metropolis’, ’F. Lang’, y)

2. û ü ú)ý �� ðþ��Rþ��Mþ�� ÿ = Film(’Metropolis’, ’A. Hitchcock’,y)

3. û ü ú)ý � û�� ÿZü��ý �� ÿ = Film(’Metropolis’, ’F. Lang’, ’B. Helm’)

4. û ü��ý �� ÿZürú�ý � û�� ÿ = Film(’Metropolis’, ’F. Lang’, ’B. Helm’)

Inter prétation: quantificateurs

– La formule( x)F estvraie dans! s’il existeunesubstition "$#&%('*) de # telleque+ "�#&%('*) estvraie dans! .Parexemple ,- .#&/ + 02143 5 ,6#87:9<; =?>A@B@DC�>FEG967:9�H IJ=LK�C�>9�/ estvraieparceque+ 02143 5 ,6#87:9<; =?>A@B@DCM>NEG9O7:9PH IQ=LK�C�>9P/R"$#&%S9OTU> 1 K 5 KVE*T 0-3 9W)&X+ 02143 5 ,Y9OTU> 1 K 5 KVE*T 0Z3 9Y7:9W; =?>A@B@DC�>FEG967:9�H IJ=LK�C�>9�/ estvraie.

– L’interprétationdeF1[ F2. \ F,.. .estl’interprétationhabituelle: F1[ F2 estvraiesi

F1 estvraieou F2 estvraie.

Note: La disjonctionet la quantificationuniversellepeuventêtreexpriméesenutilisantla

negation:

1. F1 [ F2 ] \^,_\ F1 `a\ F2),

2. (b x) F ] ( \a x) \ F.

Inter prétation d’une Requête

Requête: cedgfihjdlkmhRnononohjdqp rts u oùF estuneformuleaveclesvariableslibres

dgfihvdkwhononRn�hvdFp .

Le résultatdel’interprétationd’unerequêteestensembledesp -uplets(unerelation!)xzy fih y kmhRnonRnVh y pl{ telsque s | x d8fJ| y fihvdk}| y kmhRnononohjdqp~| y p{ estvraie.

– c�d r?s �2�4� ��O�U�l�6�J� �V��U�-� ��h:�� S�A�&� y �F��hjd&�*u retournetouslesacteursdufilm ’Jules

et Jim’ deTruffaut: c x � ��n�� Q�L� y � � {-h x �� n�� o�Sp��o�t{�u .– c�d rw�-��s �2�4� �O�Dh � � �?�A�B� y �N� � hvdl��u retournetouslesacteursqui ont tournéavec

Truffaut.

Algèbre relationnellevsCalcul relationnel sain

L’algèbrerelationnelleet le calculrelationnelsainont le mêmepouvoir d’expression.

Théorême1 : Touterequêteexprimabledansl’algèbrerelationnelleestexprimabledansle calculrelationnel.

Formule saine: Formuledontle résultatestfini (le nbde � -upletsqui satisfontlaformuleestfini).

Exempledeformulenonsaine: e¡£¢v¤¥g¦6¡l§�¨ . Le resultatcontienttouslesnupletsqui nesontpasdansla relation¥ .

Deux solutions: interdirelesformulesnon-saineou interprétationparrapportaudomaineactif dela basededonnées(exemple: touteslesconstantesdans© qui nesontpasdans¥ ).

Théorême2 : Touterequêtedu calculrelationnelsainestexprimableenalgèbrerelationnelle.

Calcul relationneldomaine/ª -uplet

Le calculrelationnelprécédentestappelécalcul relationneldomaine.

Pourobtenirle calcul relationnel « -uplet, on remplace:

– x1,x2,.. . ,xn (où xi estunevariabledomaine)parla variable« -uplett.

– L’attribut A derangi (xi dansle calculdomaine)estnotét.A (voir exemples

ci-dessous).

Theorême3 : Le calculrelationnel« -upletsaina le mêmepouvoir d’expressionque

l’algèbrerelationnelle.

ExemplesdeRequêtes

QuelquesRequêtes

1. Qui dirigeMetropolis?

2. AdresseetnumérodetéléphoneduStudio?

3. Sallesoù onpeutvoir un film deTruffaut?

4. Adressesdescinémasmontrantunfilm deTruffaut?

5. Quelsfilms deTruffautnepassentpasencemoment?

Requête1: Qui a dirigé le film Metr opolis?

select Metteur-en-Scene

from Films

where Titre = ’Metropolis’;

Calcul relationnel ¬ -uplet

¯® ° ±8²�²w±g³ ´_±gµ

_ ¶ ±8µ ± · ¸L¹�º »½¼o® ¾�¿ ® ° ¸?²�´À± Á Â ±8²M´�ÃÅÄ Ã�¹Æ¸M»�ÂÈÇ

Calcul relationneldomaine

ÊÉ · ¼(Ë ® ¾ ¸L¹�º »½¼ Â ±~²M´�ÃÅÄ Ã�¹�¸�» ÂÆÌ É Ì ® ¾qÇ

Requête2: Adr esseet numéro de téléphonedu Studio?

Calcul relationnel Í -uplet

Î¯Ï Ð ÑÓÒÀÔ¯ÕÖÕ¯ÔÀ×ØÏ Ð Ù Ú Ô8ÒÜÛ_

Ô£Ý Þ ß à�Ô8Ù áoÏ â ãÏ Ð àSä ÔgÚ å æ ç è�Ù ÑÓàiÛéçëê

Îìå Ñ ×jí î Þïß à�Ô8Ù á ç èMÙ ÑÓàðÛ ç ×6å Ñ ×jí î âqê

Requête3: Sallesoù on peut voir un film deTruffaut ?

Calcul relationnel ñ -uplet

òôó õ÷ö øúùÓû�ü ý þ ÿ��}ÿ�� ý�Fø� ��ûAÿGó�� ø�� ü Bÿ��ó õ�� ø��Åû ��õ�� ø��Åû!��õ û"�#�Rû%$&�

_û�ù

_' �}û.ù�û ()� �!$+*,* ý$-�#(.�0/

ò1 þ ÿ��&2-�3�!4Wý5�6�74��Vø��8�Dû9�}ÿ:� ý�Nø8 �7�0��ûUÿ�;4��Vø<��Åû=4>2?�@�;�A�� ø�� ü BÿB�Vø<��Åû=4C(>� �D$+*E*ïý$-��(F4Wý5�G�A�A�0/

Requête4: Adr essesdescinémasmontrant un Truffaut ?

select L.Adresse

from Films F, Lieu L, Pariscope P

where F.Metteur-en-Scene = ’Truffaut’

and P.Titre = F.Titre

and L.Cinema = P.Cinema;

Calcul relationnel H -uplet

IDJLKNM O=PRQ!S3S Q T U�V�W XZY�[�U�\ ]�^F_ S=U�W�[�` a bcP!]8S d7e0fgQcUhY�[i` j ]�Q%k U�Jc[A`W K Q"l#lmQ%k&P

_p d�Q%nqQ r sut P!k+v,v�bk-l#sw`W K�t ]�l8PRQ r YgK�t ]�l�PxQ ` YgKzy ]:nqQ%_ b r JLKzy ]:nqQ%_ b{[0|

Requête4: Adr essesdescinémasmontrant un Truffaut ?

}D~ � ��)�7��;��@��q��~5�6�� F� �=��7�:�8� �!�+�,��~�-�”��~5�G�A�A�

� ~�D�8� �7��+�c��:�q�=�� 3�i� ¡ ��%� ��:�q�=��~¢��m�@��m�£�¢�A�0¤

Requête5: Quelsfilms deTruffaut ne passentpas?

select Titre

from Films F

where F.Metteur en Scene = ’Truffaut’

and not exists ( select *

from Pariscope P

where P.Titre = F.Titre )

Calcul relationnel ¥ -uplet

¦3§ ¨�© ª�«8¬R ® ¯�° ª�±F² ³=¯h§�´�µ § ¨ ¶«�«mo·&¬_%¸

_¹ º %¸q » ¼5© ¬!·+½,½�¾·-«#¼.´Aµ¯�¿ À�Á�´�¯:Â ¾c¬!ª8³ º7Ã0Ä c¯hÁ�´�µ Ág¨Å© ª�«8¬R » § ¨�© ª<«�¬x!´0Æ

Requête5: Quelsfilms deTruffaut ne passentpas?

Ç3È É�Ê�Ë�Ì�ÍÏÎ Ð�ÑFÒ Ó=ÊhÈ Ô:Õ�Ö ×!Ø+Ù,Ù�ÚØ-Û”ÔZÌ�ÍiÜ Ê�Ý ËLÞ�ÔZß Í�à Ú×DÐ�Ó á�â�ã+äÊ�ÞLÔZÈ ÔZß Í0å

ouÇ3È É�Ê�Ë�Ì�ÍÏÎ Ð�ÑFÒ Ó=ÊhÈ Ô:Õ�Ö ×!Ø+Ù,Ù�ÚØ-Û

”ÔZÌ�ÍiÜ Êçæ�ÞLÔZß ÍAÝ à Ú×DÐ8Ó á7â�ã+äcÊ�ÞLÔZÈ ÔZß Í�å

Principe

– SQL(StructuredQueryLanguage)estle LangagedeRequêtesstandardpourles

SGBDrelationnels

– Expressiond’unerequêteparunbloc SELECTFROM WHERE

SELECT è listedesattributsaprojeteréFROM è listedesrelationsargumentséWHERE è conditionssurunou plusieursattributsé

– Danslesrequêtessimples,la correspondanceavecl’algèbrerelationnelleestfacileà

mettreenévidence.

Historique

SQL86 - SQL89 ou SQL1 La référencedebase:

– Requêtescompiléespuisexécutéesdepuisunprogrammed’application.

– Typesdedonnéessimples(entiers,réels,chaînesdecaractèresdetaille fixe)

– Opérationsensemblistesrestreintes(UNION).

SQL91 ou SQL2 Standardactuel:

– Requêtesdynamiques:exécutiondifféréeou immédiate

– Typesdedonnéesplusriches(intervalles,dates,chaînesdecaractèresdetaillevariable)

– Différentstypesdejointures:jointurenaturelle,jointureexterne

– Opérationsensemblistes:différence(EXCEPT),intersection(INTERSECT)

– Renommagedesattributsdansla clauseSELECT

SQL3 (encours): SQLdevient un langagedeprogrammation:

– Extensionsorientées-objet

– Opérateurdefermeturetransitive (recursion)

– ...

ExpressionsdeBase

Projection

Soit le schémaderelationCOMMANDES (NUM,CNOM,PNOM,QUANTITE)

REQUÊTE: Informationsur touteslescommandes

SELECT NUM,CNOM,PNOM,QUANTITE

FROM COMMANDES

SELECT *

FROM COMMANDES

Projection: Distinct

REQUÊTE: Produitscommandés

SELECT PNOM

FROM COMMANDES

NOTE: Contrairementà l’algèbrerelationnelle,SQLn’éliminepaslesdupliqués.Pour

lesélimineron utiliseDISTINCT:

SELECT DISTINCT PNOM

FROM COMMANDES

Le DISTINCT peutêtreremplacéparla clauseUNIQUE danscertainssystèmes

Sélection

REQUÊTE: Produitscommandéspar Jean

ALGÈBRE: ê;ë5ì,í�î ïwðRñ5ì,í�î ò=ó�ô6õ5öcì÷óøïúù û ü ü ý þ ÿ � ��SQL:

SELECT PNOM

FROM COMMANDES

WHERE CNOM= ’JEAN’

REQUÊTE: Produitscommandéspar Jeanenquantitésupérieure à 100

SELECT PNOM

FROM COMMANDES

WHERE CNOM= ’JEAN’

AND QUANTITE > 100

Conditions desélectionenSQL : Conditions simples

Lesconditionsdebasesontexpriméesdedeuxfaçons:

1. attribut comparateurvaleur

2. attribut comparateurattribut

où �� est � �� Soit le schémaderelationFOURNITURE (PNOM,FNOM,PRIX)

REQUÊTE: Produitsdeprix supérieurà 200F

SELECT PNOM

FROM FOURNITURE

WHERE PRIX > 2000

Soit le schémaderelationFOURNITURE (PNOM,FNOM,PRIX)

REQUÊTE: Produitsdontle nomestcelui du fournisseur

SELECT PNOM

FROM FOURNITURE

WHERE PNOM= FNOM

Conditions desélectionen SQL : Suite

Le �� ! "�#�$�#�%�&�'�$ estBETWEEN,LIKE, IS NULL, IN

REQUÊTE: Produitsavecun coûtentre 1000Fet 2000F

SELECT PNOM

FROM FOURNITURE

WHERE PRIX BETWEEN1000 AND 2000

NOTE: La condition ( BETWEEN ) AND * estéquivalenteà ( + , * AND

) + , ( .

REQUÊTE: Clientsdontle nomcommencepar "C"

SELECT CNOM

FROM COMMANDES

WHERE CNOMLIKE ’C%’

NOTE: Le littéral qui suit LIKE doit êtreunechaînedecaractèreséventuellementavec

descaractèresjokers(_, %). Pasexprimableavecl’algèbrerelationnelle.

La valeur NULL (*)

La valeurNULL estunevaleur“spéciale”qui représenteunevaleur(information)

inconnue.

1. - . / estinconnu (ni vrai, ni faux)si la valeurde - ou/et / estNULL ( . estl’un

de 0 1�2 143 1�5 146 1870 ).

2. - 9;: / estNULL si la valeurde - ou/et / estNULL ( 9<: estl’un de = 1�> 1@? 1BA ).

Soit le schémaderelationFOURNISSEUR(FNOM,STATUT,VILLE)

REQUÊTE: LesFournisseurs deParis.

SELECT FNOM

FROM FOURNISSEUR

WHERE VILLE = ’Paris’

Onnetrouve paslesfournisseursavecVILLE = NULL !

REQUÊTE: Fournisseurs dontl’adresseestinconnu.

SELECT FNOM

FROM FOURNISSEUR

WHERE VILLE IS NULL

NOTE: Le prédicatIS NULL (ou IS NOT NULL) n’estpasexprimableenalgèbre

relationnelle.

REQUÊTE: Produitsavecun coûtde100F, de200Fou de300F

SELECT PNOM

FROM FOURNITURE

WHERE PRIX IN {100,200,300}

NOTE: La condition C IN DE�FHGIF�J�J�J�FLKNM estéquivalenteà C O E OR C O G OR J�J�J OR

C O K .

Jointur e

Soit le schémaderelations

COMMANDES (NUM,CNOM,PNOM,QUANTITE)

FOURNITURE (PNOM,FNOM,PRIX)

REQUÊTE: Nom,Coût,FournisseurdesProduitscommandéspar Jean

ALGÈBRE:

PRQTSVUXW YZQ\[8]_^VYa`bScUXW dfe�gTSVUXW hji�kmlTn8Soi�dqp r s s t u v w x�y{z d}| r ~ � u �� ~ � w y�y

SELECT COMMANDES.PNOM,PRIX, FNOM

FROM COMMANDES,FOURNITURE

WHERE CNOM= ’JEAN’ AND

COMMANDES.PNOM= FOURNITURE.PNOM

NOTE: Cetterequêteestéquivalenteà unejointurenaturelle.Noterqu’il fauttoujours

expliciter lesattributsdejointure.

NOTE: SELECTCOMMANDES.PNOM,PRIX, FNOM FROM COMMANDES,

FOURNITUREéquivautàunproduitcartésiendesdeuxrelations,suivi d’uneprojection.

REQUÊTE: Fournisseurs qui habitentdeuxà deuxdansla mêmeville

SELECT PREM.FNOM, SECOND.FNOM

FROM FOURNISSEURPREM, FOURNISSEURSECOND

WHERE PREM.VILLE = SECOND.VILLE AND

PREM.FNOM< SECOND.FNOM

La deuxièmeconditionpermet

1. l’élimination despaires(x,x)

2. d’éviterd’obteniraurésultatà la fois (x,y) et (y,x)

NOTE: PREMreprésenteuneinstancedeFOURNISSEUR,SECONDuneautre

instancedeFOURNISSEUR.

Soit le schémaderelationEMPLOYE(EMPNO,ENOM,DEPNO,SAL)

REQUÊTE: NometSalairedesEmployésgagnantplusquel’employédenuméro 12546

ALGÈBRE:

R1:= �j�N�8�X�}�� T�V��f� � � �¡ ¢ � £�£R2:= � �¤�V�X� ¥Z�¤� �\�4�T¦��¨§©�N�8� ��f� � � �¡ ¢ � £«ª �¤� �T�¬�T¦�®§Z�N�8��¯±°X�_§©�N�8� �f² ³I£�£

SELECT E1.ENOM, E1.SAL

FROM EMPLOYEE1, EMPLOYEE2

WHERE E2.EMPNO = 12546 AND

E1.SAL > E2.SAL

TroisValeursde Vérité (*)

Trois valeursdevérité:vrai, faux et inconnu

1. vrai AND inconnu = inconnu

2. faux AND inconnu = faux

3. inconnu AND inconnu = inconnu

4. vrai OR inconnu = vrai

5. faux OR inconnu = inconnu

6. inconnu OR inconnu = inconnu

7. NOT inconnu = inconnu

Exemple(*)

SELECT E1.ENOM

FROMEMPLOYEE1, EMPLOYEE2

WHEREE1.SAL > 20000 OR

E1.SAL <= 20000

Est-cequ’on trouvelesnomsdetouslesemployéss’il y a desemployésavecunsalaire

inconnu?

Jointur esdansSQL2 (*)

OpérationsdeJointur e (*)

SQL2 opération Algèbre

R1CROSSJOINR2 produitcartesien ´ µ ¶ ´ ·R1JOINR2ON R1.A <R2.B théta-jointure ´ µ ¸º¹X»�¼¾½X¿j¹8À�¼ZÁ ´ ·

R1NATURAL JOINR2 jointurenaturelle ´ µ ¸ ´ ·

Jointur e Naturelle: Exemple(*)

SCHEMA:EMPLOYE(EMPNO,ENOM,DEPNO,SAL),DEPT(DEPNO,DNOM)

REQUÊTE: Nomsdesdépartementsaveclesnomsdeleurs employés.

SELECT DNOM, ENOM

FROM DEPT NATURALJOIN EMP

Note: Commedansla définitionalgébrique,l’expression

DEPT NATURALJOIN EMPfait la jointurenaturelle(surl’attribut DEPNO) et

l’attribut DEPNOn’apparaîtqu’uneseulefois dansle schémadu résultat.

Theta-Jointur e: Exemple(*)

REQUÊTE: Nometsalairedesemployésgagnantplusquel’employé12546

SELECT E1.ENOM, E1.SAL

FROM EMPLOYEE1 JOIN EMPLOYEE2 ON E1.SAL > E2.SAL

WHERE E2.EMPNO = 12546

Jointur e Externe (*)

EMP EMPNO DEPNO SAL

Tom 1 10000

Jim 2 20000

Karin 3 15000

DEPT DEPNO DNOM

1 Comm.

2 Adm.

4 Tech.

Jointur e: lesn-upletsqui nepeuventpasêtrejoints sontéliminés:

EMP NATURAL JOIN DEPT

Tom 1 10000 Comm.

Jim 2 20000 Adm.

Jointur e Externe (*)

Jointur e externe: lesn-upletsqui nepeuventpasêtrejoints nesontpaséliminés.

– Ongardetouslesn-upletsdesdeuxrélations:

EMP NATURAL FULL OUTER JOIN DEPT

Tom 1 10000 Comm.

Jim 2 20000 Adm.

Karin 3 15000 NULL

NULL 4 NULL Tech.

– Ongardetouslesn-upletsdela premièrerélation(gauche):

EMP NATURAL LEFT OUTER JOIN DEPT

Tom 1 10000 Comm.

Jim 2 20000 Adm.

Karin 3 15000 NULL

– Ongardetouslesn-upletsdela deuxièmerélation(droite):

EMP NATURAL RIGHT OUTER JOIN DEPT

Tom 1 10000 Comm.

Jim 2 20000 Adm.

NULL 4 NULL Tech.

Jointur esExternesdansSQL2 (*)

– R1NATURAL FULL OUTERJOINR2: RemplirR1.* etR2.*

– R1NATURAL LEFT OUTERJOINR2: RemplirR2.*

– R1NATURAL RIGHT OUTERJOINR2: RemplirR1.*

avecNULL quandnécessaire.

D’unemanièresimilaireonpeutdéfinir desthéta-jointuresexternes:

– R1 (FULL|LEFT|RIGHT)OUTERJOINR2ON prédicat

ExpressionsEnsemblistes

REQUÊTE: Produitsqui coûtentplusque1000Fou ceuxqui sontcommandéspar Jean

ALGÈBRE:

Â Ã Ä Å Æ ÇÉÈ Ã Ê ËNÌ Í ÎÐÏ�Ï�ÏXÇ Ñ Ò4ÒÓ

Â Ã Ä Å Æ ÇÉÈ Ô Ä Å Æ Õ ÖØ×�ÙÉÚÜÛ8Ö Ç Ò4Ò

SELECT PNOM

FROM FOURNITURE

WHERE PRIX >= 1000

SELECT PNOM

FROM COMMANDES

WHERE CNOM= ’Jean’

NOTE: L’union éliminelesdupliqués.Pourgarderlesdupliquéson utilise l’opération

UNION ALL : le résultatcontientchaquen-uplet Ý Þ ß fois, où Ý et ß estle nombre

d’occurrencesdun-upletdansla premièreet la deuxièmerequête.

Différ ence

La différencenefait paspartiedu standard.

EMPLOYE(EMPNO,ENOM,DEPTNO,SAL)DEPARTEMENT (DEPTNO,DNOM,LOC)

REQUÊTE: Départementssansemployés

ALGÈBRE: àâá{ã¤ä8åâæcçéè}ê ë ì í î ï ë ð ë ñ ï òTó àâá{ã¤ä8åâæVçéèfë ð ì ô¡õ ö ë òSQL:

SELECT DEPTNO

FROM DEPARTEMENT

EXCEPT

SELECT DEPTNO

FROM EMPLOYE

NOTE: La différenceéliminelesdupliqués.Pourgarderlesdupliquésonutilise

l’opérationEXCEPT ALL : le résultatcontientchaquen-uplet ÷ ø ù fois, où ÷ et ù estle

nombred’occurrencesdun-upletdansla premièreet la deuxièmerequête.

Intersection

L’intersectionnefait paspartiedu standard.

EMPLOYE(EMPNO,ENOM,DEPTNO,SAL)

DEPARTEMENT (DEPTNO,DNOM,LOC)

REQUÊTE: Départementsayantdesemployésqui gagnentplusque20000Fet qui se

trouventà Paris

ALGÈBRE:

ú û ü ý þ ÿ � �� ý � ��

ú û ü ý þ ÿ � �� !�

SELECT DEPTNO

FROM DEPARTEMENT

WHERE LOC = ’Paris’

INTERSECT

SELECT DEPTNO

FROM EMPLOYE

WHERE SAL > 20000

NOTE: L’intersectionéliminelesdupliqués.Pourgarderlesdupliquésonutilise

l’opérationINTERSECT ALL : le résultatcontientchaquen-uplet " #%$'&)(+*-,/. fois, où ( et

, estle nombred’occurrencesdu n-upletdansla premièreet la deuxièmerequête.

Imbrication desRequêtesenSQL

Requêtesimbriquéessimples

La Jointures’exprimepardeuxblocsSFWimbriqués

REQUÊTE: Nom,prix et fournisseursdesProduitscommandéspar Jean

ALGÈBRE:

021436587 9:1<;>=@?69BAC3D587 EGFIH436587 JLKNMPO4Q>3RKSEUT V W W X Y Z [ \^]`_ Eba V c d Y eSf c d [ ]g]

SELECT PNOM,PRIX,FNOM

FROM FOURNITURE

WHERE PNOMIN (SELECT PNOM

FROM COMMANDES

WHERE CNOM= ’JEAN’)

SELECT FOURNITURE.PNOM,PRIX,FNOM

FROM FOURNITURE,COMMANDES

WHERE FOURNITURE.PNOM= COMMANDES.PNOM

AND CNOM= ‘‘JEAN’’

La Différences’exprimeaussipardeuxblocsSFWimbriqués

EMPLOYE(EMPNO,ENOM,DEPNO,SAL)

ALGÈBRE:

hji`kml>njo6p qbr s t u v w s x s y w z4{ h2i|k4lCnjo6p�qbs x t }R~ � s z

SELECT DEPTNO

FROM DEPARTEMENT

WHERE DETPNONOT IN (SELECT DISTINCT DEPTNO

FROM EMPLOYE)

SELECT DEPTNO

FROMDEPARTEMENT

EXCEPT

SELECT DISTINCT DEPTNO

FROMEMPLOYE

Requêtesimbriquéesplus complexes: ANY - ALL

REQUÊTE: Fournisseurs desBriquesà uncoûtinférieurau coûtmaximumdesArdoises

SQL : SELECT FNOM

FROM FOURNITURE

WHERE PNOM= ’Brique’

AND PRIX < ANY (SELECT PRIX

FROM FOURNITURE

WHERE PNOM= ’Ardoise’)

NOTE: La condition � � ANY (SELECTF FROM . . . ) estvraiessila comparaison��estvraieaumoinspourunevaleur � du résultatdu bloc (SELECTF FROM . . . ).

COMMANDE (NUM,CNOM,PNOM,QUANTITE)

REQUÊTE: Nom,CoûtetFournisseurdesProduitscommandéspar Jean

SELECT PNOM, PRIX, FNOM

FROM FOURNITURE

WHERE PNOM= ANY (SELECT PNOM

FROM COMMANDE

NOTE: LesprédicatsIN et= ANY sontutilisésdefaçonéquivalente.

Soit le schémaderelationCOMMANDE (NUM,CNOM,PNOM,QUANTITE)

REQUÊTE: Clientayantcommandéla pluspetitequantitédeBriques

SELECT CNOM

FROM COMMANDE

WHERE PNOM= ’Brique’ AND

QUANTITE <= ALL (SELECT QUANTITE

FROM COMMANDE

WHERE PNOM= ’Brique’)

NOTE: La condition � � ALL (SELECTF FROM . . . ) estvraiessila comparaison�I��estvraiepourtouteslesvaleurs� du résultatdubloc (SELECTF FROM . . . ).

EMPLOYE(EMPNO,ENOM,DEPNO,SAL)

SELECT DEPTNO

FROM DEPARTEMENT

WHERE DETPNONOT = ALL (SELECT DISTINCT DEPTNO

FROM EMPLOYE)

NOTE: LesprédicatsNOT IN etNOT = ALL sontutilisésdefaçonéquivalente.

Requêtesimbriquéesplus complexes: EXISTS

FOURNISSEUR(FNOM,STATUS,VILLE)FOURNITURE (PNOM,FNOM,PRIX)

REQUÊTE: Fournisseurs qui fournissentaumoinsunproduit

SQL : SELECT FNOM

FROM FOURNISSEUR

WHERE EXISTS (SELECT *

FROM FOURNITURE

WHERE FNOM= FOURNISSEUR.FNOM)

NOTE: La conditionEXISTS(SELECT* FROM . . . ) estvraiessile résultatdubloc(SELECTF FROM . . . ) n’estpasvide.

FOURNISSEUR(FNOM,STATUS,VILLE)

REQUÊTE: Fournisseurs qui nefournissentaucunproduit

SELECT FNOM

FROM FOURNISSEUR

WHERE NOT EXISTS (SELECT *

FROM FOURNITURE

WHERE FNOM= FOURNISSEUR.FNOM)

NOTE: La conditionNOT EXISTS(SELECT* FROM . . . ) estvraiessile résultatdu

bloc (SELECTF FROM . . . ) estvide.

FormesÉquivalentesdeQuantification

Si � estundesopérateursdecomparaison� �� N��– La conditionx � ANY (SELECTRi.y FROM R1, �N�� RnWHEREp) estéquivalente

EXISTS(SELECT* FROM R1, ��N� RnWHEREp AND x � Ri.y)

– La conditionx � ALL (SELECTRi.y FROM R1, ��N� RnWHEREp) estéquivalente

NOT EXISTS(SELECT* FROM R1, ��N� RnWHERE(p) AND NOT (x � Ri.y))

COMMANDE (NUM,CNOM,PNOM,QUANTITE)

REQUÊTE: Nom,prix et fournisseurdesproduitscommandéspar Jean

SELECT PNOM, PRIX, FNOM FROM FOURNITURE

WHERE EXISTS (SELECT * FROM COMMANDE

WHERECNOM= ’JEAN’

AND PNOM= FOURNITURE.PNOM)

SELECT PNOM, PRIX, FNOMFROM FOURNITURE

WHERE PNOM= ANY (SELECT PNOM FROM COMMANDE

REQUÊTE: Fournisseurs qui fournissentaumoinsunproduit avecuncoûtsupérieurau

coûtdesproduitsfournispar Jean

SELECT DISTINCT P1.FNOM

FROM FOURNITUREP1

WHERE NOT EXISTS (SELECT * FROM FOURNITUREP2

WHERE P2.FNOM = ’JEAN’

AND P1.PRIX <= P2.PRIX)

SELECT DISTINCT FNOMFROM FOURNITURE

WHERE PRIX > ALL (SELECT PRIX FROM FOURNITURE

WHEREFNOM= ’JEAN’)

Division

FOURNITURE (FNUM,PNUM,QUANTITE)

PRODUIT (PNUM,PNOM,PRIX)

FOURNISSEUR(FNUM,FNOM,STATUS,VILLE)

REQUÊTE: Fournisseurs qui fournissenttouslesproduits

ALGÈBRE:

SELECT FNOM

FROM FOURNISSEUR

WHERE NOT EXISTS

(SELECT *

FROM PRODUIT

WHERENOT EXISTS

(SELECT *

FROM FOURNITURE

WHEREFOURNITURE.FNUM= FOURNISSEUR.FNUM

AND FOURNITURE.PNUM= PRODUIT.PNUM))

Fonctionsde Calcul

COUNT, SUM, AVG, MIN, MAX

REQUÊTE: NombredeFournisseurs deParis

SELECT COUNT(*) FROM FOURNISSEUR

WHERE VILLE = ’Paris’

REQUÊTE: NombredeFournisseurs qui fournissentactuellementdesproduits

SELECT COUNT(DISTINCT FNOM) FROM FOURNITURE

NOTE: La fonctionCOUNT(*) comptele nombredesª -upletsdu résultatd’unerequête

sanséliminationdesdupliquésni vérificationdesvaleursnulles.Dansle cascontraireon

utilise la clauseCOUNT(UNIQUE . . . ).

REQUÊTE: QuantitétotaledeBriquescommandées

SELECT SUM (QUANTITE)

FROM COMMANDES

WHERE PNOM= ’Brique’

REQUÊTE: CoûtmoyendeBriquesfournies

SELECT AVG (PRIX) SELECT SUM (PRIX)/COUNT(PRIX)

FROM FOURNITURE ou FROMFOURNITURE

WHERE PNOM= ’Brique’ WHEREPNOM= ’Brique’

REQUÊTE: Leprix desbriquesqui sontle pluschères.

SELECT MAX (PRIX)

FROM FOURNITURE

WHERE PNOM= ’Briques’;

REQUÊTE: Fournisseurs desBriquesaucoûtmoyendesBriques

SELECT FNOM

FROM FOURNITURE

WHERE PNOM= ’Brique’ AND

PRIX < (SELECT AVG(PRIX)

FROM FOURNITURE

WHEREPNOM= ’Brique’)

Opérationsd’Agrégation

GROUP BY

REQUÊTE: Nombredefournisseurspar ville

SELECT VILLE, COUNT(FNOM)

FROM FOURNISSEUR

GROUPBY VILLE

LA BASEET LE RESULTAT :

VILLE FNOM

PARIS TOTO

PARIS DUPOND

LYON DURAND

LYON LUCIEN

LYON REMI

VILLE COUNT(FNOM)

PARIS 2

LYON 3

NOTE: La clauseGROUPBY permetdepréciserlesattributsdepartitionnementdesrelationsdeclaréesdansla clauseFROM. Parexempleon regroupelesfournisseursparville.

REQUÊTE: Donnerpourchaqueproduit fourni soncoûtmoyen

SELECT PNOM, AVG (PRIX)

FROM FOURNITURE

GROUPBY PNOM

RÉSULTAT:

PNOM AVG (PRIX)

BRIQUE 10.5

ARDOISE 9.8

NOTE: Lesfonctionsdecalculappliquéesaurésultatderégroupementsontdirectement

indiquéesdansla clauseSELECT. Parexemplele calculdela moyennesefait par

produitobtenuaurésultataprèsle regroupement.

HAVING

REQUÊTE: Produitsfournispar deuxou plusieurs fournisseurs avecuncoûtsupérieur

SELECT PNOM

FROM FOURNITURE

WHERE PRIX > 100

GROUPBY PNOM

HAVING COUNT(*) >= 2

AVANT LA CLAUSEHAVING

PNOM FNOM PRIX

BRIQUE TOTO 105

ARDOISE LUCIEN 110

ARDOISE DURAND 120

APRÈSLA CLAUSEHAVING

PNOM FNOM PRIX

ARDOISE LUCIEN 110

ARDOISE DURAND 120

NOTE: La clauseHAVING permetd’éliminer despartitionnements,commela clause

WHEREéliminedes« -upletsdu résultatd’unerequête.Parexempleongardeles

produitsdontle nombredesfournisseursest ¬ 2. Decettefaçondesconditionsde

sélectionpeuventêtreappliquéesavantle calculd’agrégat (clauseWHERE)maisaussi

après(clauseHAVING).

REQUÊTE: Produitsfourniset leur coûtmoyenpour lesfournisseurs dontle siège està

Paris seulementsi le coûtminimumduproduit estsupérieurà 1000F

SELECT PNOM, AVG(PRIX)

FROM FOURNITURE, FOURNISSEUR

WHERE VILLE = ’Paris’ AND

FOURNITURE.FNOM= FOURNISSEUR.FNOM

GROUPBY PNOM

HAVING MIN(PRIX) > 1000

ORDER BY

Engénéral,le résultatd’unerequêteSQL n’estpastrié. Pourtrier le résultatparrapport

auxvaleursd’un ou deplusieursattributs,onutilise la clauseORDERBY:

SELECT VILLE, FNOM, PNOM

FROMFOURNITURE, FOURNISSEUR

WHEREFOURNITURE.FNOM= FOURNISSEUR.FNOM

ORDERBY VILLE, FNOMDESC

Le résultatesttrié parlesvilles (ASC) et le nomsdesfournisseurdansl’ordre inverse

(DESC).

RécursiondansSQL3 (*)

Enfants (*)

Soit le schémaderelationENFANT (NOMPAR,NOMENF)

REQUÊTE: LesenfantsdeCharlemagne

SELECT NOMENF

FROMENFANT

WHERENOMPAR=’Charlemagne’ ;

Descendants(*)

Soit le schémaderelationENFANT (NOMPAR,NOMENF).

REQUÊTE: LesdescendantsdeCharlemagne

WITH RECURSIVE DESCENDANT(NOMANC,NOMDESC)AS

(SELECT NOMPAR,NOMENFFROMENFANT)

(SELECT R1.NOMANC, R2.NOMDESC

FROMDESCENDANTR1, DESCENDANTR2

WHERER1.NOMDESC=R2.NOMANC)

SELECT NOMDESCFROMDESCENDANT

WHERENOMANC=’Charlemagne’ ;

Misesà jour avecSQL

Création de Tables

On créeunetableavecla commandeCREATE TABLE :

CREATE TABLE Produit(pnom VARCHAR(20),

prix INTEGER,

PRIMARY KEY (pnom));

CREATE TABLE Fournisseur(fnom VARCHAR(20) PRIMARY KEY,

ville VARCHAR(16));

CREATE TABLE Fourniture (pnom VARCHAR(20) NOT NULL,

fnom VARCHAR(20) NOT NULL,

FOREIGN KEY (pnom) REFERENCESProduit,

FOREIGN KEY (fnom) REFERENCESFournisseur);

Destruction deTables

On détruitunetableavecla commandeDROP TABLE :

DROPTABLE Fourniture;

DROPTABLE Produit;

DROPTABLE Fournisseur;

Insertion de n-uplets

On insèredansunetableavecla commandeINSERT dontvoici la syntaxe.

INSERT INT O ® ¯G° ±�²³° ´�²�µ�µNµ¶²³° ·¹¸ VALUES ¯»º¼±�²½º�´�²�µNµ�µ¾º�·¹¸Doncondonnedeuxlistes: cellesdesattributs(les ° ¿ ) dela tableet celledesvaleurs

respectivesdechaqueattribut (les º�¿ ).1. Bienentendu,chaque° ¿ doit êtreunattribut de ®2. Lesattributsnon-indiquésrestentàNULL ouà leurvaleurpardéfaut.

3. Ondoit toujoursindiquerunevaleurpourunattribut déclaréNOT NULL

Insertion : exemples

Insertiond’uneligne dansProduit:

INSERT INT O Produit (pnom,prix)

VALUES (’Ojax’, 15)

Insertiondedeuxfournisseurs:

INSERT INT O Fournisseur(fnom,ville)

VALUES (’BHV’, ’Paris’), (’Casto’, ’Paris’)

Il estpossibled’insérerplusieurslignesenutilisantSELECT

INSERT INT O NomsProd (pnom)

SELECT DISTINCT pnomFROM Produit

Modification

Onmodifieunetableavecla commandeUPDATE dontvoici la syntaxe.

UPDATE À SET Á Â6Ã Ä�Â�ÅÆÁ Ç Ã Ä�Ç�Å�ÈNÈ�È¶ÅÆÁ É Ã Ä�ÉWHERE condition

Contrairementà INSERT, UPDATE s’appliqueà unensembledelignes.

1. Onénumèrelesattributsquel’on veutmodifier.

2. On indiqueà chaquefois la nouvelle valeur.

3. La clauseWHERE conditionpermetdespécifierleslignesauxquelless’appliquela

miseà jour. Elle estidentiqueauWHERE du SELECT

Bienentendu,onnepeutpasvioler lescontraintessurla table.

Modification : exemples

Miseà jour du prix d’Ojax:

UPDATE ProduitSET prix=17

WHERE pnom= ’Ojax’

Augmenterlesprix detouslesproduitsfournisparBHV par20%:

UPDATE ProduitSET prix = prix*1.2

WHERE pnomin (SELECT pnom

FROM Fourniture

WHERE fnom= ’BHV’ )

Destruction

Ondétruituneouplusieurslignesdansunetableavecla commandeDELETE

DELETE FROM ÊWHERE condition

C’estla plussimpledescommandesdemise-à-jourpuisqueelles’appliqueàdeslignes

etpasàdesattributs.Commeprécédemment,la clauseWHERE conditionest

indentiqueauWHERE duSELECT

Destruction: exemples

Destructiondesproduitsfournit parle BHV :

DELETE FROM Produit

WHERE pnomin (SELECT pnom

FROM Fourniture

WHERE fnom= ’BHV)

Destructiondu BHV :

DELETE FROM Fournisseur

WHERE fnom= ’BHV’

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