1. 三大範式
首先要明白”範式（NF）”是什麼意思。按照教材中的定義，範式是“符合某一種級别的關系模式的集合，表示一個關系内部各屬性之間的聯系的合理化程度”。資料庫範式也分為1NF，2NF，3NF，BCNF，4NF，5NF。一般在我們設計關系型資料庫的時候，最多考慮到BCNF就夠。符合高一級範式的設計，必定符合低一級範式，例如符合2NF的關系模式，必定符合1NF。
1.1 第一範式
消除一個字段包含多個資料庫值，消除一個記錄包含重複的組（單獨的一列包含多個項目），即可滿足1NF。符合1NF的關系中的每個屬性都不可再分。如下表所示的情況，就不符合1NF的要求。
實際上，1NF是所有關系型資料庫的最基本要求，你在關系型資料庫管理系統（RDBMS），例如SQL Server，Oracle，MySQL中建立資料表的時候，如果資料表的設計不符合這個最基本的要求，那麼操作一定是不能成功的。也就是說，隻要在RDBMS中已經存在的資料表，一定是符合1NF的。
但是僅僅符合1NF的設計，仍然會存在資料備援過大，插入異常，删除異常，修改異常的問題，例如對于表中的設計：
（1）每一名學生的學号、姓名、系名、系主任這些資料重複多次。每個系與對應的系主任的資料也重複多次——資料備援過大 假如學校建立了一個系，但是暫時還沒有招收任何學生（比如3月份就建立了，但要等到8月份才招生），那麼是無法将系名與系主任的資料單獨地添加到資料表中去的——插入異常。
（2）假如将某個系中所有學生相關的記錄都删除，那麼所有系與系主任的資料也就随之消失了（一個系所有學生都沒有了，并不表示這個系就沒有了）。——删除異常
（3）假如李小明轉系到法律系，那麼為了保證資料庫中資料的一緻性，需要修改三條記錄中系與系主任的資料。——修改異常。
（4）正因為僅符合1NF的資料庫設計存在着這樣那樣的問題，我們需要提高設計标準，去掉導緻上述四種問題的因素，使其符合更高一級的範式（2NF），這就是所謂的“規範化”。
1.2 第二範式
消除部分依賴性即可轉化為2NF。部分依賴性表示一個記錄中包括的字段隻依賴于主鍵的一部分。解決部分依賴性的最簡單方法是将複合主鍵分成兩部分，每一部分表示一個單獨的表。其改進是，2NF在1NF的基礎之上，消除了非主屬性對于碼的部分函數依賴。接下來對這句話中涉及到的四個概念——“函數依賴”、“碼”、“非主屬性”、與“部分函數依賴”進行一下解釋。
1.2.1 函數依賴
我們可以這麼了解（但并不是特别嚴格的定義）：若在一張表中，在屬性（或屬性組）X的值确定的情況下，必定能确定屬性Y的值，那麼就可以說Y函數依賴于X，寫作 X → Y。也就是說，在資料表中，不存在任意兩條記錄，它們在X屬性（或屬性組）上的值相同，而在Y屬性上的值不同。這也就是“函數依賴”名字的由來，類似于函數關系 y = f(x)，在x的值确定的情況下，y的值一定是确定的。
例如，對于上例表中的資料，找不到任何一條記錄，它們的學号相同而對應的姓名不同。是以我們可以說姓名函數依賴于學号，寫作 學号 → 姓名。但是反過來，因為可能出現同名的學生，是以有可能不同的兩條學生記錄，它們在姓名上的值相同，但對應的學号不同，是以我們不能說學号函數依賴于姓名。表中其他的函數依賴關系還有如：系名 → 系主任 學号 → 系主任 （學号，課名） → 分數 但以下函數依賴關系則不成立：學号 → 課名 學号 → 分數 課名 → 系主任 （學号，課名） → 姓名。
1.2.2 碼
設 K 為某表中的一個屬性或屬性組，若除 K 之外的所有屬性都完全函數依賴于 K（這個“完全”不要漏了），那麼我們稱 K 為候選碼，簡稱為碼。在實際中我們通常可以了解為：假如當 K 确定的情況下，該表除 K 之外的所有屬性的值也就随之确定，那麼 K 就是碼。一張表中可以有超過一個碼。（實際應用中為了友善，通常選擇其中的一個碼作為主碼）
1.2.3 非主屬性
包含在任何一個碼中的屬性成為主屬性。
1.3 第三範式
消除可傳遞依賴性即可滿足3NF。可傳遞依賴性表示記錄中至少一個值不依賴主鍵，而是依賴于這個記錄中的另一個字段。
符合3NF要求的資料庫設計，基本上解決了資料備援過大，插入異常，修改異常，删除異常的問題。當然，在實際中，往往為了性能上或者應對擴充的需要，經常 做到2NF或者1NF，但是作為資料庫設計人員，至少應該知道，3NF的要求是怎樣的。
1.4 BCNF範式
要了解 BCNF 範式，那麼先看這樣一個問題：
如下：
某公司有若幹個倉庫；
每個倉庫隻能有一名管理者，一名管理者隻能在一個倉庫中工作；
一個倉庫中可以存放多種物品，一種物品也可以存放在不同的倉庫中。每種物品在每個倉庫中都有對應的數量。
那麼關系模式 倉庫（倉庫名，管理者，物品名，數量） 屬于哪一級範式？答：已知函數依賴集：倉庫名 → 管理者，管理者 → 倉庫名，（倉庫名，物品名）→ 數量碼：（管理者，物品名），（倉庫名，物品名）主屬性：倉庫名、管理者、物品名， 非主屬性：數量，不存在非主屬性對碼的部分函數依賴和傳遞函數依賴。此關系模式屬于3NF。基于此關系模式的關系（具體的資料）可能如圖所示：
好，既然此關系模式已經屬于了 3NF，那麼這個關系模式是否存在問題呢？我們來看以下幾種操作：先新增加一個倉庫，但尚未存放任何物品，是否可以為該倉庫指派管理者？——不可以，因為物品名也是主屬性，根據實體完整性的要求，主屬性不能為空。某倉庫被清空後，需要删除所有與這個倉庫相關的物品存放記錄，會帶來什麼問題？——倉庫本身與管理者的資訊也被随之删除了。如果某倉庫更換了管理者，會帶來什麼問題？——這個倉庫有幾條物品存放記錄，就要修改多少次管理者資訊。
從這裡我們可以得出結論，在某些特殊情況下，即使關系模式符合 3NF 的要求，仍然存在着插入異常，修改異常與删除異常的問題，仍然不是 ”好“ 的設計。造成此問題的原因：存在着主屬性對于碼的部分函數依賴與傳遞函數依賴。（在此例中就是存在主屬性【倉庫名】對于碼【（管理者，物品名）】的部分函數依賴。解決辦法就是要在 3NF 的基礎上消除主屬性對于碼的部分與傳遞函數依賴。倉庫（倉庫名，管理者）庫存（倉庫名，物品名，數量）這樣，之前的插入異常，修改異常與删除異常的問題就被解決了。以上就是關于 BCNF 的解釋。
BCNF（Boyce-Codd Normal Form）可以看作更好的3NF。在滿足第二第三範式的情況下，決定項内部也不能部分或傳遞依賴。簡單點看就是：箭頭左邊的必須是碼，不是碼的就不是BCNF。
2. 資料庫設計相關
2.1 資料規範化
關系模式滿足的限制條件稱為範式。範式由低到高分為：1NF、2NF、3NF、BCNF、4NF、5NF。
規範化：就是指把一個低一級的關系模式分解為高一級關系模式的過程。
規範化的基本思想：逐漸消除不合适的函數依賴，使資料庫中的各個關系模式達到某種程度的分離。
函數依賴：通俗的說，就像自變量x确定之後，相應的函數值f(x)也就唯一的确定了一樣。
碼：給定一個碼能完全決定一個元組。一個關系可能有多個碼，選其中一個做為主碼。包含在任一碼中的屬性稱為主屬性。不包含在任何碼中的屬性稱為非主屬性。
第一範式（1NF）：如果關系中所有屬性的值域都是簡單域，其元素（屬性）不可再分，是屬性項不是屬性組，那麼關系模式屬于第一範式。這一限制是關系的基本性質，是以任何關系都必須滿足第一範式。
第二範式（2NF）：如果一個範式屬于1NF，且所有的非主屬性都完全的依賴主屬性，稱為第二範式。可以用分解的方法消除部分依賴的情況，而使關系達到2NF的标準。方法是從現有關系中分解出新的關系表，使每個表中所有的非關鍵字都完全依賴于各自的主關鍵字。
(消除部分依賴)
第三範式（3NF）：如果一個關系屬于2NF，且每個非主屬性不傳遞依賴于主屬性，這種關系是3NF。從2NF中消除傳遞依賴，就是3NF。
(消除部分傳遞依賴)
BC範式（BCNF）：無論2NF還是3NF都沒有涉及主屬性間的函數依賴，是以有時仍會引起一些問題。
定義：如果關系模式屬于1NF，且每一個函數依賴關系中的決定因素都包含碼，則關系滿足BC範式。主屬性對不含他的碼完全函數依賴，沒有屬性完全函數依賴于一組非主屬性。
多值依賴和4NF：第四範式是BC範式的推廣。
定義：關系模式R
2.2 資料庫設計
2.2.1 常用方法：
(1)基于3NF的資料庫設計方法：
在需求分析的基礎上，識别并确認資料庫模式中的全部屬性和屬性間的依賴，将他們組織成一個單一的關系模式，然後再分析模式中不符合3NF的限制條件，用投影和連接配接的辦法将其分解，使其達到3NF。
(2)LRA方法：邏輯記錄存取法。
(3)基于實體聯系（E-R）的資料庫設計方法。
(4)基于視圖概念的資料庫設計方法。
(5)面向對象的關系資料庫設計方法。
通常将資料庫設計分為需求分析、概念結構設計、邏輯結構設計和資料庫實體設計4個階段。
2.2.2 概念結構設計
概念結構設計常用的方法是實體分析法、屬性綜合法。
二進制聯系的類型與定義：二進制聯系指兩個實體之間的聯系。分為一對一、一對多、多對多3種。
（1）一對一聯系：對于實體集A中的每一個實體，實體集B中至多有一個實體與之聯系。
（2）一對多聯系：對于實體集A中的每一個實體，實體集B有n個實體（n>=0）與之聯系，反之對于實體集B中的每一個實體，實體集A至多隻有一個實體與之聯系。則實體集A與實體集B有一對多關系，記為1:n。
（3）多對多聯系：若對于實體集A中的每一個實體，實體集B有n個實體（n>=0）與之聯系。反過來，對于實體集B中的每一個實體，實體集A有m個實體（m>=0）與之聯系。則實體集A與實體集B具有多對多聯系，記為m:n。
消除備援聯系：若出現兩個或兩個以上的聯系表示的是同一概念，則存在着備援的聯系，具有備援聯系的E-R模型轉換為關系模型可能會得到非規範化的關系，是以必須予以消除。
警惕連接配接陷阱：
連接配接陷阱是一種存在語義缺陷的聯系結構，分為扇形陷阱、斷層陷阱、深層扇形陷阱3種資訊。
扇形陷阱：指由一個實體引出的兩種不同類型的扇形聯系，形成雙扇形結構。
2.2.3.資料庫實體設計
利用已确定的邏輯結構及DBMS提供的方法、技術。已較優的存儲結構、資料存儲路徑、合理的資料存儲位置及存儲配置設定，設計一個高效可實作的實體資料庫結構。
3. 模式
資料庫三級模式結構：這是資料庫管理系統内部的系統結構。
3.1 概念模式
隻涉及行的描述，不涉及具體的值。概念模式的一個具體值稱為模式的一個執行個體，同一模式可以有很多執行個體。概念模式反映的是資料庫的結構及其聯系，是以是相對穩定的。而執行個體反映的是資料庫某一時刻的狀态，是以是相對變動的。
概念模式不僅要描述記錄類型，還要描述記錄間的聯系、操作、資料的完整性、安全性。但概念模式不涉及存儲結構、通路技術等細節。
3.2 外模式
也稱使用者模式或子模式。是使用者與資料庫系統的接口，是使用者用到的那部分記錄的描述。由若幹外部記錄組成，使用者使用DML（資料操作語言）操作外模式的外部記錄。
3.3 内模式
也稱存儲模式，是資料庫實體結構和存儲方式的描述，是資料在資料庫内部的表示方式。定義所有内部記錄的類型、索引、檔案的組織方式。記錄的存儲方式是順序存儲、B樹存儲、Hash方法存儲等。
兩級映像：模式/内模式映像、外模式/模式映像。
實體與記錄：實體表示客觀存在，能差別的事物。記錄是字段的有序集合，一般一條記錄描述一個實體。
屬性與字段：屬性描述實體某方面的特性，字段标記實體屬性的命名機關。
碼與記錄碼：碼是唯一能區分實體的屬性或屬性集，記錄碼是唯一辨別檔案中的每條記錄的字段或字段集。
實體集與檔案：實體集是具有共同特性的實體的集合。檔案是同一類記錄的彙集。
實體型與記錄型：實體型是屬性的集合，記錄型是記錄的結構定義。
3.4 資料模型三要素
資料庫結構的基礎是資料模型，是用來描述資料的一組概念和定義。
資料模型三要素是資料結構、資料操作、資料的限制條件。
E-R模型：是實體-聯系模型的簡稱。所采用的3個主要概念是實體、聯系、屬性。
實體：現實世界中可以差別其它對象的物體或事件。
聯系：實體的聯系分為實體内部的聯系和實體與實體之間的聯系。
兩個不同實體之間的聯系：
（1）一對一：指實體集E1中的一個實體最多隻與實體集E2中的一個實體相聯系。（1:1）
（2）一對多：表示實體集E1中的一個實體可與實體集E2中的多個實體相聯系。（1:N）
（3）多對多：表示實體集中E1中的多個實體可與實體集E2中的多個實體相聯系。（M:N）
兩個以上不同實體集的聯系：
兩個以上不同實體集之間存在1：1：1、1：1：N、1：M：N和R：M：N
同一實體集内的二進制聯系：
同一實體集内的各實體之間也存在1：1、1：N和M：N的聯系。
屬性是實體某方面的特性。
派生屬性可以從其它屬性得來，例如：參加工作時間和工作年限，工作年限可以從目前時間和參加工作時間得到，這裡工作年限就是一個派生屬性。
概念模型中最常用的方法是實體-聯系法，簡稱E-R方法。
擴充的E-R模型：
弱實體：這種實體對另一些實體有着很強的依賴關系，即一個實體的存在必須以另一個實體為前提。例如職工與家屬的關系。
特殊化：一個實體集可以按照某種特征區分為幾個子實體。例如：學生實體集可以分為研究所學生、大學生、大專生。我們稱這種過程為特殊化，反之叫普遍化。
層次模型：采用樹形結構表示資料與資料之間的聯系。
網狀模型：采用網狀結構表示資料與資料之間的聯系。
關系模型：在關系模型中以表格結構表達實體集，以及實體集之間的聯系。
關系代數：
笛卡爾積：D1={0，1}、D2={a，b}。D1*D2={0,a}{0,b}{1,a}{1,b}。
關系的3種類型：
基本關系：實際存在的表，是實際存儲資料的邏輯表示。
查詢表：查詢結果對應的表。
視圖表：由基本表或其它視圖表導出的表，由于它本身不獨立存儲在資料庫中。資料庫隻存放它的定義，是以常稱為虛表。
完整性限制：
完整性規則提供了一種手段來保證授權使用者對資料庫操作修改時不會破壞資料的一緻性。
關系的完整性分為3類：
（1）實體完整性：規定基本關系R的主屬性A不能取空值。
（2）參照完整性：在關系模型中實體與實體間的聯系是用關系來描述的。這樣自然就存在着關系與關系間的引用。
（3）使用者定義完整性：反映某一具體應用所涉及的資料必須滿足的語義要求，由應用環境決定。
5種基本的關系代數運算：并、差、廣義笛卡爾積、投影、選擇。
擴充關系運算：交、連接配接、除、廣義投影、外連接配接。
SQL支援三級模式結構：視圖對應外模式，基本表對應模式，存儲檔案對應内模式。
3.4 索引
資料庫中索引與書籍中索引類似，利用索引可以快速查找整本書資訊，無需閱讀整本書。
資料庫索引可以使資料庫程式無需對整個表進行掃描，就可以在其中找到所需資料。
索引分為：
聚集索引和非聚集索引。
聚集索引是指索引表中索引項的順序與表中記錄的實體順序一緻的索引。
視圖建立遵循如下規定：
（1）子查詢不允許有order by和distinct語句。
（2）with check option表示對update、insert、delete操作時保證更新、插入或删除的行滿足視圖定義的謂詞條件（即滿足子查詢中的where後的條件表達式）。
（3）組成視圖的屬性列名或者全部省略或者全部指定。如果省略屬性列名，則隐含視圖由SELECT子查詢目标列的主屬性組成。
SQL的通路控制：資料庫控制是控制使用者的存儲權限,由DBA來決定。
通過GRANT和REVORK将授權通知系統，并存入資料字典。
4. 規範化
規範化：将關系模式從低一級範式轉化成高一級範式的過程。
5NF包含于4NF包含于BCNF包含于3NF包含于2NF包含于1NF。
1NF定義：關系模式R中的每個分量是不可再分的資料項，則關系模式R屬于第一範式。1NF備援度大、引起修改的不一緻性、插入及删除異常。
2NF定義：若關系模式屬于1NF，且每個非主屬性完全依賴于碼，則關系模式屬于2NF。即1NF消除了非主屬性對碼的部分函數依賴。
3NF定義：2NF消除了非主屬性對碼的傳遞函數依賴，則稱3NF。3NF的模式必是2NF的模式。産生備援和異常的兩個重要原因是部分函數依賴和傳遞依賴。
BCNF（巴科斯範式）：即3NF消除了主屬性對碼的部分和傳遞依賴，稱為BCNF。
4NF：4NF是限制關系模式的屬性間不允許有非平凡且非函數依賴的多值依賴。
如果隻考慮函數依賴，BCNF是關系模式最高的規範化程度。如果考慮多值依賴，4NF是關系模式最高的規範化程度。
5. 事務管理
事務有4個特性ACID。
原子性（A）：要麼全做，要麼全不做。
一緻性（C）：一個事務獨立執行的結果，将保持資料的一緻性，即資料不會因為資料的執行而遭受破壞。
隔離性（I）：一個事務的執行不能被其它事物幹擾。
持久性（D）：一個事物一旦送出，對資料庫的改變必須是永久的。
SQL中事物定義語句有3條：
BEGIN TRANSACTION：事務開始。
COMMIT：事務送出。
ROLLBACK：事務復原。
6. 并發控制
并發控制主要技術是封鎖，主要包含：排他鎖（簡稱X鎖或寫鎖）、共享鎖（簡稱S鎖或讀鎖）。
排他鎖：若事務T對資料對象A加上X鎖，則隻允許T讀取和修改A。其它事務不能對A加任何鎖，直到T釋放鎖。
共享鎖：若事務T對資料對象A加上S鎖，則隻允許T讀取A，但不能修改A。其它事務隻能再對A加S鎖。保證其它事務可以讀取A，但在T釋放A上的S鎖前不能修改A。
三級封鎖協定：
一級封鎖協定：事務在修改資料前必須先對其加X鎖，直到事務結束才釋放（結束包括commit或rollback）。一級封鎖協定解決丢失更新的問題。
二級封鎖協定：在一級協定的基礎上，加上事務在讀資料之前必須加S鎖，讀完後即可釋放S鎖。二級封鎖協定解決讀髒資料的問題。因為讀完後即釋放，是以不能保證可重複讀。
三級封鎖協定：在一級協定的基礎上，加上事務在讀資料之前必須加S鎖，直到事務結束時釋放S鎖。除了防止丢失更新、讀髒資料的問題，還進一步防止不可重複讀。
活鎖和死鎖：
活鎖：當事務T1封鎖資料R，事務T2請求資料R于是T2等待。T1釋放了R上的封鎖，系統首先準許了T3的請求，T2繼續等待，之後系統準許了T4的請求……依此類推，T2可能永久等待。這種現象稱為活鎖。
死鎖：是指兩個以上事務分别請求封鎖對方已經封鎖的資料，導緻長期等待而無法繼續進行下去的現象叫死鎖。
并發調用可串行性：
多個事務并發執行，當且僅當其結果與某一次序串行地執行它們時的結果相同，我們稱這種排程是可串行化排程。
給定一個并發排程，當且僅當它是可串行化的才認為是正确排程。
兩段封鎖協定：指所有事務必須分為兩個階段對資料項加鎖和解鎖。
第一階段是獲得封鎖：事務可以獲得任何資料項上的任何類型的鎖，但不能釋放。
第二階段是釋放封鎖：事務可以釋放任何資料項上的任何類型的鎖，但不能申請。
事務是不能嵌套的，因為這違背了事務的原子性。事務是不能嵌套是指當且僅當目前沒有事務在運作時，程式才能執行BEGIN TRANSACTION操作。
通過Resource授權來控制建立新關系的能力，具有Resource授權的使用者在建立新關系後自動獲得該關系上的所有權限。
作者：小潭漁