范文一:数据库三大范式
第一范式(1NF )及进一步规范化
关系模式需要满足一定的条件,不同程度的条件称做不同的范式。最低要求的条件是元组的每个分量必须是不可分的数据项,这叫做第一范式,简称1NF ,是最基本的规范化,在第一范式的基础上进一步增加一些条件,则为第二范式。以此类推,还有第三范式,Boyce-Codd 范式,等等。函数依赖X→Y不仅给出了对关系的值的限制,而且给出了数据库中应该存储的某种联系:从X 的值应该知道与之联系的惟一Y 值。若X 不含码,则有麻烦了。码是一个元组区别于其他元组的依据,同时也是一个元组赖以存在的条件。在一个关系中,不可能存在两个不同的元组在码属性上取值相同,也不可能存在码或码的一部分为空值的元组。若某关系模式的属性间有函数依赖X→Y,而X 又不包含码,那么在具有相同X 值的所有元组中,某个特定的Y 值就会重复出现,这是数据冗余,随之而来的是更新异常问题; 某个X 值与某个特定的Y 值相联系,这是数据库中应存储的信息,但由于X 不含码,这种X 与Y 相联系的信息可能因为码或码的一部分为空值而不能作为一个合法的元组在数据库中存在,这是插入异常或删除异常问题。第二范式、第三范式和Boyce-Codd 范式就是不同程度地限制关系模式中X 不包含码的函数依赖X→Y的存在。
(二)第二范式(2NF )
若关系模式R∈1NF,且每一个非主属性完全函数依赖于码,则R∈2NF。
2NF 就是不允许关系模式的属性之间有这样的函数依赖X→Y,其中X 是码的真子集,Y 是非主属性。即不允许有非主属性对码的部分函数依赖。
(三)第三范式(3NF )
若关系模式R∈2NF,且每一个非主属性都不传递依赖于码,则R∈3NF。3NF 就是不允许关系模式的属性之间有这样的非平凡函数依赖X→Y,其中X 不包含码,Y 是非主属性。X 不包含码有两种情况,一种情况X 是码的真子集,这是2NF 不允许的,另一种情况X 不是码的真子集,这是3NF 不允许的。
(四)Boyce-Codd 范式(BCNF )
若关系模式R∈1NF,且对于每一个非平凡的函数依赖X→Y,都有X 包含码,则R∈BCNF。BCNF 是3NF 的进一步规范化,即限制条件更严格。3NF 不允许有X 不包含码,Y 是非主属性的非平凡函数依赖X→Y。BCNF 则不管Y 是主属性还是非主属性,只要X 不包含码,就不允许有X→Y这样的非平凡函数依赖。因此,若R∈BCNF,则必然R∈3NF。然而,BCNF 又是概念上更加简单的一种范式,判断一个关系模式是否属于BCNF ,只要考察每个非平凡函数依赖X→Y的决定因素X 是否包含码就行了。1NF ,2NF ,3NF ,BCNF 的相互关系
是:BCNF’3NF’2NF’1NF在函数依赖的范畴内,BCNF 达到了最高的规范化程度。
一、部分依赖归子集;完全依赖随键码——用于建立2NF
例:关系R(A,B,C,D,E,F,G)上存在函数依赖,A->BCD,E->F,AE->G,AE->BCD,AE->F
分析以上依赖可以看出,AE 是键码(AE->BCD)。因为AE 是键码,A 是主属性,A->BCD,所以BCD 是部分依赖于AE
根据部分依赖归子集的方法,因为A 是AE 的真子集,所以A 与BCD 归在一起构成一个关系模式。R1(A,B,C,D)
同理对于AE->F,有E->F所以AE->F是部分依赖,非主属性F 所依赖的真子集是E ,所以E 和F 可以归在一个关系模式中R2(E,F)
AE->G是完全函数依赖,完全依赖随键码,所以AEG 归在一个关系模式中R3(A,E,G)
因此R(A,B,C,D,E,F,G)可以分解为符合2NF 的关系模式如下:
R1(A,B,C,D)
R2(E,F)
R3(A,E,G)
二、基本依赖为基础,中间属性做桥梁——用于建立3NF
例:关系R(A,B,C,D,E)上存在函数依赖,AB->C,C->D,D->E
显然中间桥梁是C->D,他构成了传递依赖链,因此,R 可以分解为R1(A,B,C),R2(C,D)。分解后在R1,R2中都不存在传递依赖。
三、找违例自成一体,舍其右全集归一;若发现仍有违例,再回首如法炮制——用于建立BCNF
BCNF 违例:违背BC 范式的函数依赖称为BC 范式违例
例:关系R(A,B,C,D,E)的键码是AB, 有函数依赖AB->CDE,ABC->E,C->D
分析上述三个函数依赖可以看出,C->D是BCNF 违例。因为它的决定因素不包含键码。我们作如下分解
违例自成一体,即CD 构成一个关系模式R1(C,D)
舍其右全集归一,即从R 的属性中取掉C->D的右边的属性D ,其左边的属性C 与其他所有属性构成一个新的关系R2(A,B,C,E)
新的关系模式如下:
R1(C,D)
R2(A,B,C,E)
注意:以BCNF 违例为基础进行模式分解,最终得到的属于BCNF 的关系模式都能实现无损连接,但未必能保持函数依赖
逻辑设计例一:假如有关系模式R(A,B,C,D)和函数依赖集S={B->C,B->D}。
(1)找出所有BCNF 违例。
(2)如果该关系模式不是BCNF ,则将它分解为BCNF
(3)找出所有的违背3NF 的依赖
(4)如果该关系不是3NF ,则将它分解为3NF
步骤一:找出R 在S 上的所有非平凡依赖,首先计算封闭集
单属性封闭集:A+=A,B+=BCD,C+=C,D+=D
双属性封闭集:AB+=ABCD,AC+=AC,AD+=AD,BC+=BCD,BD+=BCD,CD+=CD
三属性封闭集:ABC+=ABCD,ABD+=ABCD,BCD+=BCD,ACD+=ACD
四属性封闭集:ABCD+=ABCD
步骤二:根据计算所得的封闭集,找出键码和超键码
键码:AB
超键码:ABC,ABD,ABCD
步骤三:找出所有的非平凡函数依赖
B->C,B->D,AB->C,AB->D,BC->D,BD->C,ABC->D,ABD->C
其中,AB->C,AB->D,ABC->D,ABD->C不是BCNF 违例,因为前两个依赖的决定因素本身就是键码,而后两个依赖的决定因素包含键码。所以,B->C,B->D,BC->D,BD->C是BCNF 违例,因为它们的决定因素都不包含键码。实际上可以看出R 不是2NF ,因为存在部分函数依赖:ABC->D,ABD->C,AB->C,AB->D,B->C,B->D
步骤四:进行BCNF 规范。BCNF 违例自成一体。从以上BCNF 违例中选择B->C自成一体
R1(B,C)
舍其右全集归一,即舍去B->C的右边属性C ,所以得到
R2(A,B,D)
但是在R2中还存在BCNF 违例B->D,因此B->D自成一体,得到R21(B,D),舍其右全集归一得到R22(A,B)
最后得到的关系模式是:R1(B,C),R21(B,D),R22(A,B)
通过关系模式分解,把一个非2NF 的关系模式归范成一个BCNF 。代价是,在实际操作中增加了连接操作。
(3)B->C,B->D,B 不是键码也不是超键码,而C,D 都是键码以外的属性,即是非主属性。所以R 不是3NF 。
逻辑设计例二:有关系R(A,B,C,D)和函数依赖集S={A->B,B->C,C->D,D->A}
(1)找出所有BCNF 违例。
(2)如果该关系模式不是BCNF ,则将它分解为BCNF
(3)找出所有的违背3NF 的依赖
(4)如果该关系不是3NF ,则将它分解为3NF
步骤一:找出R 在S 上的所有非平凡依赖,首先计算封闭集
单属性封闭集:A+=ABCD,B+=ABCD,C+=ABCD,D+=ABCD
双属性封闭集:AB+=ABCD,AC+=ABCD,AD+=ABCD,BC+=ABCD,BD+=ABCD,CD+=ABCD 三属性封闭集:ABC+=ABCD,ABD+=ABCD,BCD+=ABCD,ACD+=ABCD
四属性封闭集:ABCD+=ABCD
步骤二:找出所有非平凡函数依赖
A->B,A->C,A->D,B->A,B->C,B->D,C->A,C->B,C->D,D->A,D->B,D->C
AB->C,AB->D,AC->B,AC->D,AD->B,AD->C,BC->A,BC->D,BD->A,BD->C,CD->A,CD->B ABC->D,ABD->C,BCD->A,ACD->B
步骤三:找出键码和超键码
键码:A,B,C,D
超键码:AB,AC,AD,BC,BD,CD,ABC,ABD,BCD,ACD,ABCD
根据以上结果分析,R 是3NF 也是BCNF
3NF 要求不存在每个非主属性对于键码的部分依赖或传递依赖
练习:对于
1.R(A,B,C,D)和函数依赖集S={AB->C,BC->D,CD->A,AD->B}
2.R(A,B,C,D,E)和函数依赖集S={AB->C,DE->C,B->D}
3.R(A,B,C,D,E)和函数依赖集S={AB->C,C->D,D->B,D->E}
(1)找出所有BCNF 违例。
(2)如果该关系模式不是BCNF ,则将它分解为BCNF
范文二:数据库三大范式
数据库设计的三大范式
为了建立冗余较小、结构合理的数据库,设计数据库时必须遵循一定的规则。在关系型数据库中这种规则就称为范式。范式是符合某一种设计要求的总结。要想设计一个结构合理的关系型数据库,必须满足一定的范式。
在实际开发中最为常见的设计范式有三个:
1(第一范式
第一范式是最基本的范式。如果数据库表中的所有字段值都是不可分解的原子值,就说明该数据库表满足了第一范式。 第一范式的合理遵循需要根据系统的实际需求来定。比如某些数据库系统中需要用到“地址”这个属性,本来直接将“地址”属性设计成一个数据库表的字段就行。但是如果系统经常会访问“地址”属性中的“城市”部分,
那么就非要将“地址”这个属性重新拆分为省份、城市、详细地址等多个部分进行存储,这样在对地址中某一部分操作的时候将非常方便。这样设计才算满足了数据库的第一范式,如下表所示。
用户信息表
编姓性年联系电话 省城详细号 名 别 龄 份 市 地址
张男 河开朝阳1 26 0378-23459876
红南 封 区新
欣 华路
23
号
李女 广广白云2 32 0751-65432584
四州 东 区天
平 明路
148
号
刘男 河郑二七3 21 0371-87659852
志南 州 区大
国 学路
198
号
郭女 河郑新郑4 27 0371-62556789
小南 州 市薛
明 店北
街
218
号 上表所示的用户信息遵循了第一范式的要求,这样在对用户使用城市进行分类的时候就非常方便,也提高了数据库的性能。
2(第二范式
第二范式在第一范式的基础之上更进一层。第二范式需要确保数据库表中的每一列都和主键相关,而不能只与主键的某一部分相关(主要针对联合主键而言)。也就是说在一个数据库表中,一个表中只能保存一种数
据,不可以把多种数据保存在同一张数据库表中。
比如要设计一个订单信息表,因为订单中可能会有多种商品,所以要将订单编号和商品编号作为数据库表的联合主键,如下表所示。
订单信息表
订单商品商品数量 单位 商品价格 编号 编号 名称
挖掘台 001 1 1 1200000
机 ,
冲击个 230, 002 2 8
钻
铲车 辆 003 3 2 980000
, 这样就产生一个问题:这个表中是以订单编号和商品编号作为联合主键。这样在该表中商品名称、单位、商品价格等信息不与该表的主键相关,而仅仅是与商品编号相关。所以在这里违反了第二范式的设计原则。
而如果把这个订单信息表进行拆分,把商品信息分离到另一个表中,就非常完美了。如下面这两个所示。
订单信息表 订单编号 商品编号 数量 001 1 1
002 2 8
003 3 2
商品信息表
商品编号 商品名称 单位 商品价格
挖掘机 台 1 1200000
,
冲击钻 个 230, 2
铲车 辆 3 980000
, 这样设计,在很大程度上减小了数据库的冗余。如果要获取订单的商品信息,使用商品编号到商品信息表中查询即可。
3(第三范式
第三范式在第二范式的基础上更进一层。第三范式需要确保数据表中的每一列数据都和主键直接相关,而不能间接相关。
比如在设计一个订单数据表的时候,可以将客户编号作为一个外键和订单表建立相应
的关系。而不可以在订单表中添加关于客户其它信息(比如姓名、所属公司等)的字段。如下面这两个表所示的设计就是一个满足第三范式的数据库表。
订单信息表
订单订单负责业务订单客户编号 项目 人 员 数量 编号
挖掘刘明 李东1台 001 1
机 明
冲击李刚 霍新8个 002 2
钻 峰
铲车 郭新艾美2辆 003 1
一 丽
客户信息表 客户编客户名所属公联系方式 号 称 司
李聪 五一建1 13253661015
设
刘新明 个体经2 13285746958
营
这样在查询订单信息的时候,就可以使用客户编号来引用客户信息表中的记录,也不必在订单信息表中多次输入客户信息的内容,减小了数据冗余。
范文三:数据库设计三大范式
数据库设计三大范式
为了建立冗余较小、结构合理的数据库,设计数据库时必须遵循一定的规则。在关系型数据库中这种规则就称为范式。范式是符合某一种设计要求的总结。要想设计一个结构合理的关系型数据库,必须满足一定的范式
在实际开发中最为常见的设计范式有三个:
1.第一范式(确保每列保持原子性)
第一范式是最基本的范式。如果数据库表中的所有字段值都是不可分解的原子值,就说明该数据库表满足了第一范式。
实例:如以下订单表,买家地址列并不符合第一范式,需要继续拆分
拆分后
上表所示的订单遵循了第一范式的要求,这样在对用户使用城市进行分类的时候就非常方便,也提高了数据库的性能。
2.第二范式(确保表中的每列都和主键相关)
第二范式在第一范式的基础之上更进一层。第二范式需要确保数据库表中的每一列都和主键相关,而不能只与主键的某一部分相关(主要针对联合主键而言)。也就是说在一个数据库表中,只能保存一种数据,不可以把多种数据保存在同一张数据库表中。
将上述订单表拆分成多张表,拆分后如下图
3.第三范式(确保每列都和主键列直接相关, 而不是间接相关)
第三范式需要确保数据表中的每一列数据都和主键直接相关,而不能间接相关。要求一个关系中不包含已在其它关系已包含的非主关键字信息
上述表中,虽然单价和订购数量可以计算出总价,但是单价是直接和商品相关,并不和订单直接相关,所以不满足第三范式,需要继续拆分
范文四:1-数据库三大范式讲解
2010-4-23
1
数据库的设计范式是数据库设计所需要满足的规范,满足这些规范的数据库是简洁的、
结构明晰的,同时,不会发生插入(insert)、删除(delete)和更新(update)操作异常。反
之则是乱七八糟,不仅给数据库的编程人员制造麻烦,而且面目可憎,可能存储了大量不需
要的冗余信息。
设计范式是不是很难懂呢?非也,大学教材上给我们一堆数学公式我们当然看不懂,也
记不住。所以我们很多人就根本不按照范式来设计数据库。
实质上,设计范式用很形象、很简洁的话语就能说清楚,道明白。本文将对范式进行通
俗地说明,以一个简单论坛的数据库为例来讲解怎样将这些范式应用于实际工程。
范式说明
1NF
数据库表中的字段都是单一属性的,不可再分。这个单一属性由基本类型构成,包括整
型、实数、字符型、逻辑型、日期型等。
很显然,在当前的任何关系数据库管理系统(DBMS)中,傻瓜也不可能做出不符合第一范式的数据库,因为这些DBMS不允许你把数据库表的一列再分成二列或多列。因此,
你想在现有的DBMS中设计出不符合第一范式的数据库都是不可能的。
2NF
数据库表中不存在非关键字段对任一候选关键字段的部分函数依赖(部分函数依赖指的
是存在组合关键字中的某些字段决定非关键字段的情况),也即所有非关键字段都完全依赖
于任意一组候选关键字。
2
假定选课关系表为SelectCourse(学号, 姓名, 年龄, 课程名称, 成绩, 学分),关键字为组合关键字(学号, 课程名称),因为存在如下决定关系:
(学号, 课程名称) ? (姓名, 年龄, 成绩, 学分)
这个数据库表不满足第二范式,因为存在如下决定关系:
(课程名称) ? (学分)
(学号) ? (姓名, 年龄)
即存在组合关键字中的字段决定非关键字的情况。
由于不符合2NF,这个选课关系表会存在如下问题:
(1) 数据冗余:
同一门课程由n个学生选修,"学分"就重复n-1次;同一个学生选修了m门课程,姓名和年龄就重复了m-1次。
(2) 更新异常:
若调整了某门课程的学分,数据表中所有行的"学分"值都要更新,否则会出现同一门课
程学分不同的情况。
(3) 插入异常:
假设要开设一门新的课程,暂时还没有人选修。这样,由于还没有"学号"关键字,课程名称和学分也无法记录入数据库。
(4) 删除异常:
假设一批学生已经完成课程的选修,这些选修记录就应该从数据库表中删除。但是,与
此同时,课程名称和学分信息也被删除了。很显然,这也会导致插入异常。
把选课关系表SelectCourse改为如下三个表:
学生:Student(学号, 姓名, 年龄);
课程:Course(课程名称, 学分);
选课关系:SelectCourse(学号, 课程名称, 成绩)。
这样的数据库表是符合第二范式的,消除了数据冗余、更新异常、插入异常和删除异常。
另外,所有单关键字的数据库表都符合第二范式,因为不可能存在组合关键字。
3
3NF
在第二范式的基础上,数据表中如果不存在非关键字段对任一候选关键字段的传递函数
依赖则符合第三范式。所谓传递函数依赖,指的是如果存在"A ? B ? C"的决定关系,则C传递函数依赖于A。因此,满足第三范式的数据库表应该不存在如下依赖关系:
关键字段 ? 非关键字段x ? 非关键字段y
假定学生关系表为Student(学号, 姓名, 年龄, 所在学院, 学院地点, 学院电话),关键字为单一关键字"学号",因为存在如下决定关系:
(学号) ? (姓名, 年龄, 所在学院, 学院地点, 学院电话)
这个数据库是符合2NF的,但是不符合3NF,因为存在如下决定关系:
(学号) ? (所在学院) ? (学院地点, 学院电话)
即存在非关键字段"学院地点"、"学院电话"对关键字段"学号"的传递函数依赖。
它也会存在数据冗余、更新异常、插入异常和删除异常的情况,读者可自行分析得知。
把学生关系表分为如下两个表:
学生:(学号, 姓名, 年龄, 所在学院);
学院:(学院, 地点, 电话)。
这样的数据库表是符合第三范式的,消除了数据冗余、更新异常、插入异常和删除异常。
-BCNF
在第三范式的基础上,数据库表中如果不存在任何字段对任一候选关键字段的传递函数
依赖则符合第三范式。
假设仓库管理关系表为StorehouseManage(仓库ID, 存储物品ID, 管理员ID, 数量),且有一个管理员只在一个仓库工作;一个仓库可以存储多种物品。这个数据库表中存在如下
决定关系:
(仓库ID, 存储物品ID) ?(管理员ID, 数量)
(管理员ID, 存储物品ID) ? (仓库ID, 数量)
所以,(仓库ID, 存储物品ID)和(管理员ID, 存储物品ID)都是StorehouseManage的候选关键字,表中的唯一非关键字段为数量,它是符合第三范式的。但是,由于存在如下决定
4
关系:
(仓库ID) ? (管理员ID)
(管理员ID) ? (仓库ID)
即存在关键字段决定关键字段的情况,所以其不符合BCNF范式。它会出现如下异常情况:
(1) 删除异常:
当仓库被清空后,所有"存储物品ID"和"数量"信息被删除的同时,"仓库ID"和"管理员
ID"信息也被删除了。
(2) 插入异常:
当仓库没有存储任何物品时,无法给仓库分配管理员。
(3) 更新异常:
如果仓库换了管理员,则表中所有行的管理员ID都要修改。
把仓库管理关系表分解为二个关系表:
仓库管理:StorehouseManage(仓库ID, 管理员ID);
仓库:Storehouse(仓库ID, 存储物品ID, 数量)。
这样的数据库表是符合BCNF范式的,消除了删除异常、插入异常和更新异常。
范式应用
我们来逐步搞定一个论坛的数据库,有如下信息:
(1) 用户:用户名,email,主页,电话,联系地址
(2) 帖子:发帖标题,发帖内容,回复标题,回复内容
第一次我们将数据库设计为仅仅存在表:
这样数据表中的关键字(用户名,发帖ID,回复ID)能决定整行:
(用户名,发帖ID,回复ID) ? (email,主页,电话,联系地址,发帖标题,发帖内容,回复标题,
回复内容)
5
但是,这样的设计不符合第二范式,因为存在如下决定关系:
(用户名) ? (email,主页,电话,联系地址)
(发帖ID) ? (发帖标题,发帖内容)
(回复ID) ? (回复标题,回复内容)
即非关键字段部分函数依赖于候选关键字段,很明显,这个设计会导致大量的数据冗余
和操作异常。
我们将数据库表分解为(带下划线的为关键字):
(1) 用户信息:用户名,email,主页,电话,联系地址
(2) 帖子信息:发帖ID,标题,内容
(3) 回复信息:回复ID,标题,内容
(4) 发贴:用户名,发帖ID
(5) 回复:发帖ID,回复ID
这样的设计是满足第1、2、3范式和BCNF范式要求的,但是这样的设计是不是最好
的呢?不一定。
观察可知,第4项"发帖"中的"用户名"和"发帖ID"之间是1:N的关系,因此我们可以把"发帖"合并到第2项的"帖子信息"中;第5项"回复"中的"发帖ID"和"回复ID"之间也是1:
N的关系,因此我们可以把"回复"合并到第3项的"回复信息"中。这样可以一定量地减少数据冗余,新的设计为:
(1) 用户信息:用户名,email,主页,电话,联系地址
(2) 帖子信息:用户名,发帖ID,标题,内容
(3) 回复信息:发帖ID,回复ID,标题,内容
数据库表1显然满足所有范式的要求;
数据库表2中存在非关键字段"标题"、"内容"对关键字段"发帖ID"的部分函数依赖,即不满足第二范式的要求,但是这一设计并不会导致数据冗余和操作异常;
数据库表3中也存在非关键字段"标题"、"内容"对关键字段"回复ID"的部分函数依赖,也不满足第二范式的要求,但是与数据库表2相似,这一设计也不会导致数据冗余和操作异
常。
由此可以看出,并不一定要强行满足范式的要求,对于1:N关系,当1的一边合并到N的那边后,N的那边就不再满足第二范式了,但是这种设计反而比较好!
6
对于M:N的关系,不能将M一边或N一边合并到另一边去,这样会导致不符合范式
要求,同时导致操作异常和数据冗余。
对于1:1的关系,我们可以将左边的1或者右边的1合并到另一边去,设计导致不符
合范式要求,但是并不会导致操作异常和数据冗余。
结论
满足范式要求的数据库设计是结构清晰的,同时可避免数据冗余和操作异常。这并意味
着不符合范式要求的设计一定是错误的,在数据库表中存在1:1或1:N关系这种较特殊的情况下,合并导致的不符合范式要求反而是合理的。
本篇文章来源于:开发学院 http://edu.codepub.com 原文链接:http://edu.codepub.com/2009/1215/18752_2.php
第一范式(1NF):
如果关系模式R的每个关系都是r的属性值不可分割的原子值,则称关系R是第一范式的模式.
第二范式(2NF):
1):局部依赖 对于依赖关系 W->A (A依赖于W),如果存在X归属于W,且X->A(A依赖于X),那么称W->A是局部依赖;否则称W->A是完全依赖.
7
2):二范式定义:
如果关系模式R满足第一范式,且每个非主属性完全依赖于侯选键,则称R满足第二范式
8
第三范式(3NF):
1):传递依赖:如果X->Y,Y->A,且Y不依赖X和A不是Y的子集,那么称X->A是传递依赖.(A传递依赖于X)
2):三范式定义:
如果关系模式R是1NF,且每个非主属性都不依赖于R的侯选键,那么称R满足第三范式.
不满足第三范式的情况:
关系模式R2(cno,tname,taddr)是2NF模式,如果在R2中存在cno->tname,tname->taddr,那么cno->taddr就是个传递依赖,及不满足第三范式.
9
消除方法:分解关系模式R2
10
范文五:数据库三大范式讲解
数据库三大范式说明
数据库的设计范式是数据库设计所需要满足的规范,满足这些规范的数据库是简洁的、结构明晰的,同时,不会发生插入(insert)、删除(delete)和更新(update)操作异常。反之则是乱七八糟,不仅给数据库的编程人员制造麻烦,而且面目可憎,可能存储了大量不需要的冗余信息。
实质上,设计范式用很形象、很简洁的话语就能说清楚,道明白。本节课将对范式进行通俗地说明,以一个简单论坛的数据库为例来讲解怎样将这些范式应用于实际项目中。
范式说明:
第一范式(1NF):
数据库表中的字段都是单一属性的,不可再分。这个单一属性由基本类型构成,包括整型、实数、字符型、逻辑型、日期型等。
很显然,在当前的任何关系数据库管理系统(DBMS)中,傻瓜也不可能做出不符合第一范式的数据库,因为这些DBMS不允许你把数据库表的一列再分成二列或多列。因此,你想在现有的DBMS中设计出不符合第一范式的数据库都是不可能的。 第二范式(2NF):
数据库表中不存在非关键字段对任一候选关键字段的部分函数依赖(部分函数依赖指的是存在组合关键字中的某些字段决定非关键字段的情况),也即所有非关键字段都完全依赖
1
于任意一组候选关键字。
假定选课关系表为SelectCourse(学号, 姓名, 年龄, 课程名称, 成绩, 学分),关键字为组合关键字(学号, 课程名称),因为存在如下决定关系:
(学号, 课程名称) ? (姓名, 年龄, 成绩, 学分)
这个数据库表不满足第二范式,因为存在如下决定关系:
(课程名称) ? (学分)
(学号) ? (姓名, 年龄)
即存在组合关键字中的字段决定非关键字的情况。
由于不符合2NF,这个选课关系表会存在如下问题:
(1) 数据冗余:
同一门课程由n个学生选修,"学分"就重复n-1次;同一个学生选修了m门课程,姓名和年龄就重复了m-1次。
(2) 更新异常:
若调整了某门课程的学分,数据表中所有行的"学分"值都要更新,否则会出现同一门课程学分不同的情况。
(3) 插入异常:
假设要开设一门新的课程,暂时还没有人选修。这样,由于还没有"学号"关键字,课程名称和学分也无法记录入数据库。
(4) 删除异常:
假设一批学生已经完成课程的选修,这些选修记录就应该从数据库表中删除。但是,与此同时,课程名称和学分信息也被删除了。很显然,这也会导致插入异常。
把选课关系表SelectCourse改为如下三个表:
学生:Student(学号, 姓名, 年龄);
课程:Course(课程名称, 学分);
选课关系:SelectCourse(学号, 课程名称, 成绩)。
这样的数据库表是符合第二范式的,消除了数据冗余、更新异常、插入异常和删除异常。
另外,所有单关键字的数据库表都符合第二范式,因为不可能存在组合关键字。
2
第三范式(3NF):
在第二范式的基础上,数据表中如果不存在非关键字段对任一候选关键字段的传递函数依赖则符合第三范式。所谓传递函数依赖,指的是如果存在"A ? B ? C"的决定关系,则C传递函数依赖于A。因此,满足第三范式的数据库表应该不存在如下依赖关系:
关键字段 ? 非关键字段x ? 非关键字段y
假定学生关系表为Student(学号, 姓名, 年龄, 所在学院, 学院地点, 学院电话),关键字为单一关键字"学号",因为存在如下决定关系:
(学号) ? (姓名, 年龄, 所在学院, 学院地点, 学院电话)
这个数据库是符合2NF的,但是不符合3NF,因为存在如下决定关系:
(学号) ? (所在学院) ? (学院地点, 学院电话)
即存在非关键字段"学院地点"、"学院电话"对关键字段"学号"的传递函数依赖。
它也会存在数据冗余、更新异常、插入异常和删除异常的情况,读者可自行分析得知。
把学生关系表分为如下两个表:
学生:(学号, 姓名, 年龄, 所在学院);
学院:(学院, 地点, 电话)。
这样的数据库表是符合第三范式的,消除了数据冗余、更新异常、插入异常和删除异常。 鲍依斯-科得范式(BCNF):
假设仓库管理关系表为StorehouseManage(仓库ID, 存储物品ID, 管理员ID, 数量),且有一个管理员只在一个仓库工作;一个仓库可以存储多种物品。这个数据库表中存在如下决定关系:
(仓库ID, 存储物品ID) ?(管理员ID, 数量)
(管理员ID, 存储物品ID) ? (仓库ID, 数量)
所以,(仓库ID, 存储物品ID)和(管理员ID, 存储物品ID)都是StorehouseManage的候选关键字,表中的唯一非关键字段为数量,它是符合第三范式的。但是,由于存在如下决定关系:
(仓库ID) ? (管理员ID)
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(管理员ID) ? (仓库ID)
即存在关键字段决定关键字段的情况,所以其不符合BCNF范式。它会出现如下异常
情况:
(1) 删除异常:
当仓库被清空后,所有"存储物品ID"和"数量"信息被删除的同时,"仓库ID"和"管理员
ID"信息也被删除了。
(2) 插入异常:
当仓库没有存储任何物品时,无法给仓库分配管理员。
(3) 更新异常:
如果仓库换了管理员,则表中所有行的管理员ID都要修改。
把仓库管理关系表分解为二个关系表:
仓库管理:StorehouseManage(仓库ID, 管理员ID);
仓库:Storehouse(仓库ID, 存储物品ID, 数量)。
这样的数据库表是符合BCNF范式的,消除了删除异常、插入异常和更新异常。
范式应用
范式案例一
我们来逐步搞定一个论坛的数据库,有如下信息:
(1) 用户:用户名,email,主页,电话,联系地址
(2) 帖子:发帖标题,发帖内容,回复标题,回复内容
第一次我们将数据库设计为仅仅存在表:
4
这样数据表中的关键字(用户名,发帖ID,回复ID)能决定整行:
(用户名,发帖ID,回复ID) ? (email,主页,电话,联系地址,发帖标题,发帖内容,回复标题,回复内容)
但是,这样的设计不符合第二范式,因为存在如下决定关系:
(用户名) ? (email,主页,电话,联系地址)
(发帖ID) ? (发帖标题,发帖内容)
(回复ID) ? (回复标题,回复内容)
即非关键字段部分函数依赖于候选关键字段,很明显,这个设计会导致大量的数据冗余和操作异常。
我们将数据库表分解为(带下划线的为关键字):
(1) 用户信息:用户名,email,主页,电话,联系地址
(2) 帖子信息:发帖ID,标题,内容
(3) 回复信息:回复ID,标题,内容
(4) 发贴:用户名,发帖ID
(5) 回复:发帖ID,回复ID
这样的设计是满足第1、2、3范式和BCNF范式要求的,但是这样的设计是不是最好的呢,不一定。
观察可知,第4项"发帖"中的"用户名"和"发帖ID"之间是1:N的关系,因此我们可以把"发帖"合并到第2项的"帖子信息"中;第5项"回复"中的"发帖ID"和"回复ID"之间也是1:N的关系,因此我们可以把"回复"合并到第3项的"回复信息"中。这样可以一定量地减少数据冗余,新的设计为:
(1) 用户信息:用户名,email,主页,电话,联系地址
(2) 帖子信息:用户名,发帖ID,标题,内容
(3) 回复信息:发帖ID,回复ID,标题,内容
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数据库表1显然满足所有范式的要求;
数据库表2中存在非关键字段"标题"、"内容"对关键字段"发帖ID"的部分函数依赖,即不满足第二范式的要求,但是这一设计并不会导致数据冗余和操作异常;
数据库表3中也存在非关键字段"标题"、"内容"对关键字段"回复ID"的部分函数依赖,也不满足第二范式的要求,但是与数据库表2相似,这一设计也不会导致数据冗余和操作异常。
由此可以看出,并不一定要强行满足范式的要求,对于1:N关系,当1的一边合并到N的那边后,N的那边就不再满足第二范式了,但是这种设计反而比较好~
对于M:N的关系,不能将M一边或N一边合并到另一边去,这样会导致不符合范式要求,同时导致操作异常和数据冗余。
对于1:1的关系,我们可以将左边的1或者右边的1合并到另一边去,设计导致不符合范式要求,但是并不会导致操作异常和数据冗余。
结论
满足范式要求的数据库设计是结构清晰的,同时可避免数据冗余和操作异常。这并意味着不符合范式要求的设计一定是错误的,在数据库表中存在1:1或1:N关系这种较特殊的情况下,合并导致的不符合范式要求反而是合理的。
范式案例二
第一范式(1NF):
如果关系模式R的每个关系都是r的属性值不可分割的原子值,则称关系R是第一范式的模式.
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第二范式(2NF):
1)局部依赖 对于依赖关系 W->A (A依赖于W),如果存在X归属于W,且X->A(A依赖于X),那么称W->A是局部依赖;否则称W->A是完全依赖.
2)二范式定义:
如果关系模式R满足第一范式,且每个非主属性完全依赖于侯选键,则称R满足第二范式
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第三范式(3NF):
1):传递依赖:如果X->Y,Y->A,那么称X->A是传递依赖.(A传递依赖于X)
2):三范式定义:
如果关系模式R是1NF,且每个非主属性都不依赖于R的侯选键,那么称R满足第三范式.
不满足第三范式的情况:
关系模式R2(cno,tname,taddr)是2NF模式,如果在R2中存在cno->tname,tname->taddr,那么cno->taddr就是个传递依赖,及不满足第三范式.
消除方法:分解关系模式R2
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