Évaluation et optimisation de requêtes

Transcription

17/09/2015
Architecture ANSI/SPARC
ASSIGNMENT(ENO,PNO,ENOM,PNAME)
Évaluation et optimisation de
requêtes
Traitements
vue
externe
Représentation
logique
•Traitement de requêtes SQL
•Algèbre relationnelle
•Optimisation de requêtes
Représentation
physique
UPMC - UFR 919 Ingéniérie - Cours Bases de donnnés (3I009)
Algèbre relationnelle -1
vue
externe
tables
SGBD
index,
données
vue
externe
EMP(ENO: string, ENOM: string, EMPLOI: string)
PROJ(PNO: string, PNOM: string, BUDGET: int)
WORKS(ENO: string, PNO: string, RESP: string, DUR: int)
Stocke les relations dans des fichiers, avec
des index sur certains attributs.
UPMC - UFR 919 Ingéniérie - Cours Bases de données (BD-LI341)
Traitement de requêtes
Introduction aux BD-2
Problème général
Comment évaluer une requête SQL efficacement ?
Requête déclarative (SQL)
Nécessite des
connaissances
Le nom et le titre des employés qui travaillent dans des
projets avec un budget > 250 et plus que 2 employés:
Compilateur/Optimiseur
Générateur
de plans
Estimation
de coûts
Plan d'exécution « optimal »
(accès physique aux données)
Exécution
SELECT
FROM
WHERE
AND
AND
AND
DISTINCT Ename, Title
Emp, Project, Works
Budget > 250
Emp.Eno=Works.Eno
Project.Pno=Works.Pno
Project.Pno IN (SELECT Pno
FROM Works
GROUP BY Pno
HAVING COUNT(*) > 2)
1
17/09/2015
Problème
Requête SQL = expression déclarative
Plan d’exécution = programme impératif
Évaluation et optimisation de
requêtes
Boucles, tests, …
Opérations sur des tables et des index : algèbre
Génération de tables et index temporaires
Problème : Comment trouver un plan d’exécution
Correct : il fait ce que la requête “dit”
Efficace : il le fait vite!
Problème complexe car de nombreux plans possibles (encore plus si la
BD est répartie)
Langages d'Interrogation Relationnels
SQL :
langage « pratique » pour la programmation
Calcul relationnel :
formules logiques qui décrivent le « sens » formel
d'une requête SQL.
Algèbre :
composition d’opérations qui décrit une exécution
possible d'une requête SQL / calcul
Expression relationnelle (ex. R) : retourne un
ensemble de n-uplets (ex. le contenu de R)
« algèbre » : on reste dans l’espace des expr. rel.
•Traitement de requêtes SQL
•Algèbre relationnelle
•Optimisation de requêtes
Algèbres relationnelles
Algèbre ensembliste : opérateurs sur des
ensembles de n-uplets (relations)
Algèbre physique : opérateurs implantés dans
un SGBD
Pour un opérateur logique il existe
généralement plusieurs opérateurs physiques
qui l'implantent (choix d'opérateurs)
Certains opérateurs physiques n'ont pas
d'opérateur équivalent au niveau des ensembles
(tri, group-by, ...) ou alors il faut considérer une
algèbre étendue
Algèbre  calcul, algèbre étendue  SQL
2
17/09/2015
Algèbre relationnelle
(ensemblistes)
Opérateurs de l'algèbre relationnelle
Opérateurs de base :
sélection
projection
produit cartésien
opérations ensemblistes: union, différence
renommage
Opérateurs unaires :
<Opérateur><parametres> <Opérande> → <Résultat>
Opérateurs binaires :
<Opérande> <Opérateur><parametres> <Opérande> → <Résultat>
Langage fermé : les opérandes et les résultats sont toujours
des relations (ensembles de n-uplets) → composition
d’opérations
Opérateurs dérivés :
intersection
jointure
division
Sélection
Sélection d’un sous-ensemble de la relation opérande :
σF(R)
R est une expression relationnelle
F est une formule logique sans quantificateur composée de
opérandes: constantes et attributs
opérateurs de comparaison :<, >, =, ≠, ≤, ≥
opérateurs logiques : ∧, ∨ , ¬
Résultat : sous-ensemble des n-uplets de R qui satisfont la
formule F
En SQL ?
Exemple de sélection
EMP
ENO
E1
E2
E3
E4
E5
E6
E7
E8
ENAME
TITLE
J. Doe
M. Smith
A. Lee
J. Miller
B. Casey
L. Chu
R. Davis
J. Jones
Elect. Eng.
Syst. Anal.
Mech. Eng.
Programmer
Syst. Anal.
Elect. Eng.
Mech. Eng.
Syst. Anal.
σ TITLE='Elect. Eng.'(EMP)
ENO ENAME
E1
E6
J. Doe
L. Chu
TITLE
Elect. Eng
Elect. Eng.
3
17/09/2015
Projection
Exemple de projection
PROJ
Projection sur un ensemble d’attributs d'une relation
π
A1,…,An(R)
R est une expr. relationnelle
{A1,…, An} est un sous-ensemble des attributs de R
PNO
PNAME
ΠPNO,BUDGET(PROJ)
BUDGET
P1
P2
Instrumentation
Database Develop.
150000
135000
P3
CAD/CAM
250000
P4
P5
Maintenance
CAD/CAM
310000
500000
PNO
BUDGET
P1
150000
P2
135000
P3
P4
P5
250000
310000
500000
ΠPNAME(PROJ)
Résultat : ensemble de n-uplets de R sans les attributs
(colonnes) qui ne se trouvent pas dans {A1,…, An}
En SQL ?
Deux sémantiques :
• Ensembliste : élimination des n-uplets doublons
• SQL : avec doublons => distinct.
PNAME
Instrumentation
Database Develop.
CAD/CAM
Maintenance
Exemple de produit cartésien
Produit cartésien
EMP × PAY
EMP
Produit cartésien entre deux tables :
R×S
R est une table de degré k1 , cardinalité n1
S est une table de degré k2 , cardinalité n2
ENAME
EMP.TITLE
E1
J. Doe
Elect. Eng.
Elect. Eng.
55000
J. Doe
Elect. Eng
M. Smith Syst. Anal.
A. Lee
Mech. Eng.
E1
E1
E1
J. Doe
J. Doe
J. Doe
Elect. Eng.
Elect. Eng.
Elect. Eng.
Syst. Anal.
Mech. Eng.
Programmer
70000
45000
60000
E4
J. Miller
E5
E6
E7
B. Casey Syst. Anal.
L. Chu
Elect. Eng.
R. Davis Mech. Eng.
E2
E2
M. Smith
M. Smith
Syst. Anal.
Syst. Anal.
Elect. Eng.
Syst. Anal.
55000
70000
E8
J. Jones
E2
E2
E3
E3
M. Smith
M. Smith
A. Lee
A. Lee
Syst. Anal.
Syst. Anal.
Mech. Eng.
Mech. Eng.
Mech. Eng.
Programmer
Elect. Eng.
Syst. Anal.
45000
60000
55000
70000
E3
A. Lee
Mech. Eng. Mech. Eng.
45000
E3
A. Lee
Mech. Eng. Programmer
60000
E8
E8
J. Jones
J. Jones
Syst. Anal.
Syst. Anal.
Elect. Eng.
Syst. Anal.
55000
70000
E8
E8
J. Jones
J. Jones
Syst. Anal.
Syst. Anal.
Mech. Eng.
Programmer
45000
60000
E1
E2
E3
Résultat : relation de degré (k1+ k2) et contient (n1* n2) nuplets, où chaque n-uplet est la concaténation d'un n-uplet
de R avec un n-uplet de S.
En SQL ?
ENO
ENO
ENAME
SALARY
TITLE
Programmer
Syst. Anal.
PAY
TITLE
PAY.TITLE
Clé ?
SALARY
Elect. Eng.
Syst. Anal.
55000
70000
Mech. Eng.
Programmer
45000
60000
4
17/09/2015
Union
Différence
Union ensembliste entre deux tables :
R∪S
R et S sont des relations compatibles pour l’union
(même arité et domaines d’attributs)
Résultat : n-uplets qui sont dans R ou dans S
PAY1
Elect. Eng.
Syst. Anal.
Mech. Eng.
SALARY
55000
70000
45000
TITLE
∪
Résultat : n-uplets qui sont dans R, mais pas dans S
PAY1 ∪ PAY2
PAY2
TITLE
Différence ensembliste entre deux tables :
R–S
R et S sont des relations compatibles pour l’union.
TITLE
SALARY
Syst. Anal.
Mech. Eng.
73100
45000
Programmer
60000
=
PAY1
SALARY
Elect. Eng.
Syst. Anal.
Mech. Eng.
55000
70000
45000
Programmer
60000
Syst. Anal.
73100
PAY2
TITLE
SALARY
Elect. Eng.
Syst. Anal.
Mech. Eng.
TITLE
55000
70000
45000
−
PAY1 − PAY2
SALARY
TITLE
Syst. Anal.
Mech. Eng.
73100
45000
Programmer
60000
=
SALARY
Elect. Eng.
Syst. Anal.
55000
70000
Renommage
Renommage de plusieurs attributs d’une table :
ρ A1,…,An →B1,…,Bn (R)
R est une relation
{A1,…, An} est un sous-ensemble des attributs de R
{B1,…, Bn} est un ensemble d’attributs
Exemple de renommage
EMP(ENO, TITLE, ENAME)
ρ TITLE,ENAME → JOB, NOM (EMP) change le schéma de la
relation EMP en EMP (ENO, NOM, JOB)
EMP
Résultat : une relation avec les mêmes n-uplets (le
même contenu) où chaque attribut Ai a été renommé
en Bi
On note aussi RA1→ B1, A2 → B2…
On peut aussi renommer la relation R en S, noté R
S
ENO
EMP
ENAME
TITLE
E1
E2
J. Doe
Elect. Eng
E3
E4
A. Lee
J. Miller
E5
E6
E7
L. Chu
Elect. Eng.
R. Davis Mech. Eng.
E8
J. Jones
Mech. Eng.
Programmer
ENO
ρ TITLE,ENAME → JOB, NOM
Syst. Anal.
NOM
JOB
E1
E2
E3
J. Doe
M. Smith
A. Lee
Elect. Eng
Syst. Anal.
Mech. Eng.
E4
E5
J. Miller
Programmer
E6
E7
E8
L. Chu
R. Davis
J. Jones
Elect. Eng.
Mech. Eng.
Syst. Anal.
5
17/09/2015
Intersection
Opérateurs de l'algèbre relationnelle
Opérateurs de base :
sélection
projection
produit cartésien
opérations ensemblistes: union, différence
renommage
Intersection de deux tables:
R ∩ S= R – (R – S)
R, S sont deux tables compatibles (attributs deux à deux
de même domaine)
Résultat : ensemble de n-uplets qui se trouvent à la fois
dans R et dans S
Opérateurs dérivés :
PAY1
intersection
jointure
division
PAY2
TITLE
SALARY
Elect. Eng.
55000
Syst. Anal.
Mech. Eng.
70000
45000
PAY1 ∩ PAY2
SALARY
TITLE
Syst. Anal.
73100
Mech. Eng.
Programmer
45000
60000
SALARY
=
Mech. Eng.
45000
Types de jointure
Jointure
Jointure entre deux tables R et S :
R ⋈F S = σF(R × S)
θ-jointure (théta-jointure)
la formule F utilise les comparaisons <, >, ≠, ≤, ≥
R et S sont des relations (sans attributs en commun)
F est une formule logique composée d’atomes de la forme
Ai θ Bj où θ ∈{<, >, =, ≠, ≤, ≥}.
Résultat : sous-ensemble des n-uplets dans le produit
cartésien R × S qui satisfont la formule F
∩
TITLE
Equi-jointure
la formule F n'utilise que l‘égalité : =
R ⋈R.A=S.B S
Jointure naturelle : R(X,Y), S(X, Y’)
Equi-jointure où on élimine les attributs en communs
R ⋈ S = ΠR.X, R.Y, S.Y’ σF (R × S) = ΠS.X, R.Y, S.Y’ σF (R × S)
la condition de jointure F est R.X = S.X (X représente tous les
attributs en commun entre R et S)
6
17/09/2015
Exemple de jointure naturelle
ENO
EMP
ENO
ENAME
TITLE
E1
E2
E3
J. Doe
Elect. Eng
A. Lee
Mech. Eng.
E4
J. Miller
E5
E6
E7
L. Chu
Elect. Eng.
R. Davis Mech. Eng.
E8
J. Jones
ENO
ENAME
TITLE
SALARY
Programmer
Syst. Anal.
PAY
TITLE
Clé ?
EMP ⋈ PAY
SALARY
Elect. Eng.
Syst. Anal.
55000
70000
Mech. Eng.
Programmer
45000
60000
Exemple de θ−jointure
EMP
ENAME TITLE
12
12
E3
E4
A. Lee
J. Miller
E2
E3
P1
P4
Engineer 48
12
36
E6
A. Lee
Mech. Eng.
L. Chu
Elect. Eng.
12
L. Chu
Elect. Eng.
R. Davis Mech. Eng.
E2
E3
Manager 24
E5
E6
E7
12
24
24
E6
P4
E8
J. Jones
E8
P3
Manager 48
Manager 40
36
12
E8
J. Jones
36
12
J. Doe
M. Smith
Elect. Eng.
Analyst
55000
70000
WORKS
E3
A. Lee
Mech. Eng.
45000
ENO PNO
E4
J. Miller
Programmer 60000
E5
B. Casey
Syst. Anal.
E6
L. Chu
Elect. Eng.
55000
E7
E8
R. Davis
J. Jones
Mech. Eng.
Syst. Anal.
45000
70000
EMP ⋈EMP.ENO=WORKS.ENO ∧ CONTR<DURWORKS
J. Doe
Elect. Eng
E1
E2
70000
CONTR
E1
E2
E1
E2
E2
E3
E3
E4
E5
E6
E7
E7
P1
P1
P2
P3
P4
P2
P2
P4
P3
P5
E8
P3
Mech. Eng.
Programmer
Syst. Anal.
RESP
DUR
Manager
Analyst
Analyst
Consultant
Engineer
Programmer
Manager
Manager
Engineer
Engineer
12
24
6
10
48
18
24
48
36
23
Manager
40
EMP. ENAME TITLE
ENO.
WORKS. PNO RESP DUR CONTR
ENO
Syst. Anal.
Résultat (en français) ?
Contrats et leurs employés embauchés
sur une durée inférieure à la durée de
leur participation au projet.
Division
Exemple de division
Soient les relations R et S tels que le schéma de S
contient tous les attributs de R
R(A1,…,Ak,Ak+1,…,Ak+n) est de degré k+n et
S(A1,…,Ak) de degré k.
La division de R par S :
T(Ak+1,…,Ak+n)= R ÷ S
est la « plus grande » relation de degré n telle que
T× S ⊆ R.
R ÷ S contient les tuples de schéma (Ak+1,…,Ak+n) qui sont associés,
PROJ
EMP
ENO PNO
E1
E2
E2
E3
E3
E4
E5
E6
E7
E8
E3
E3
P1
P1
P2
P1
P4
P2
P2
P4
P3
P3
P2
P3
PNAME
Instrumentation
Instrumentation
Database Develop.
Instrumentation
Maintenance
Instrumentation
Instrumentation
Maintenance
CAD/CAM
CAD/CAM
Database Develop.
CAD/CAM
BUDGET
150000
150000
135000
150000
310000
150000
150000
310000
250000
250000
135000
250000
PNO
PNAME
BUDGET
P1
Instrumentation
150000
P2
Database Develop.
135000
P3
CAD/CAM
250000
P4
Maintenance
310000
EMP÷PROJ
ENO
E3
dans R, à tous les tuples de S.
7
17/09/2015
Expression de la division
R
X
Y
x1
x2
x3
x4
x1
x3
x2
x3
x4
x1
x2
x3
y1
y1
y1
y1
y2
y2
y3
y3
y3
y4
y4
y4
S
Emp (Eno, Ename, Title, City)
Pay(Title, Salary)
Project(Pno, Pname, Budget, City)
Works(Eno, Pno, Resp, Dur)
X
x1
x2
x3
T1 ← ΠY(R)
T2 ← ΠY((S × T1) − R)
T ← T1 − T2
T
Requêtes algébriques
Villes où il y a des employés ou des projets?
П City(Emp) ∪ П City(Project)
Y
Villes où il y a des projets mais pas d'employés?
y1
y4
П City(Project) − П City(Emp)
Arbre algébrique
Requêtes algébriques
Emp (Eno, Ename, Title, City) Project(Pno, Pname, Budget, City)
Pay(Title, Salary)
Noms des projets de budget > 225?
Comme toute expression algébrique, peut se représenter
sous forme d’arbre.
Utile pour manipuler les requêtes (optimisation, vues)
Exemple
П Pname, Budget(Project ⋈ σEno=‘E1’ (Works)))
П Pname(σBudget>225 (Project))
Noms et budgets des projets où travaille l'employé E1?
П Pname, Budget
П Pname, Budget(Project ⋈ (σEno=‘E1’ (Works)))
П Pname, Budget(σProject.Pno=Works.Pno (Project × σ Eno=‘E1’ (Works)))
Employés qui travaillent dans chaque projet?
σ Eno=‘E1’
П Eno, Pno(Works) ÷ П Pno(Project)
Project
Works
8
17/09/2015
Conclusion : algèbre relationnelle
L’algèbre relationnelle définit un ensemble d’opérations pour
interroger une BD relationnelle
Les opérations peuvent être composées pour former des
requêtes complexes
Avantage : facilite l’implantation d’un moteur de requêtes
Inconvénient : sémantique “opérationnelle”
Calcul de n-uplets et algèbre
Théorème: Le calcul relationnel sûr et l'algèbre
relationnelle ont une puissance d'expression
équivalente (complétude relationnelle)
Autrement : toutes les requêtes qu'on peut exprimer en
utilisant l'algèbre relationnelle (sélection, projection,
jointure, ...) peuvent être exprimées dans le calcul
relationnel sûr et vice-versa.
L’algèbre « cache » la sémantique formelle (ensembliste) du
modèle relationnel  calcul relationnel
Traduction: sélection, projection,
jointure
Deux tables :
R(Α,Β,C)
Traduction de la division
R(A,B,C,D) ÷ S(C,D) s’exprime par la requête suivante :
S(C,D)
ΠA,B ( R )
≡ { t.A, t.B | R(t) }
ΠΒ(σΑ=3(R)) ≡ { t.B | R(t) ∧ t.A = 3 }
R S ≡ { t.A, t.B, t.C, u.D | R(t) ∧ S(u) ∧ t.C = u.C }
ΠC ( R ) - ΠC ( S ) ≡ { t.C | R(t) ∧ ¬∃u (S(u) ∧ t.C = u.C)
R÷S = { x.A, x.B | R(x) ∧
∀u ( S(u) → ∃v ( R(v) ∧
v.A = x.A ∧ v.B = x.B ∧
v.C = u.C ∧ v.D = u.D ) ) }
Remarque : F → G est équivalent à ¬ F ∨ G
9
17/09/2015
Requêtes algébriques (suite)
Emp (Eno, Ename, Title, City) Project(Pno, Pname, Budget, City)
Pay(Title, Salary)
1.
2.
3.
4.
5.
6.
Projets ayant au moins deux employés?
Projets ayant exactement deux employés ?
Couples d’employé (même nom, même ville) ?
Quel grade (title) est le mieux payé ?
Quels sont les projets où tous les grades sont représentés ?
Quels employés n’habitent pas la(es) ville(s) où ils
travaillent ?
10

Évaluation et optimisation de requêtes

Transcription

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