資料庫設計-範式解釋

第一範式（1NF）：在關系模式R中的每一個具體關系r中，如果每個屬性值 都是不可再分的最小資料機關，則稱R是第一範式的關系。例：如職工号，姓名，電話号碼組成一個表（一個人可能有一個辦公室電話 和一個家裡電話号碼） 規範成為1NF有三種方法：

一是重複存儲職工号和姓名。這樣，關鍵字隻能是電話号碼。

二是職工号為關鍵字，電話号碼分為機關電話和住宅電話兩個屬性

三是職工号為關鍵字，但強制每條記錄隻能有一個電話号碼。

以上三個方法，第一種方法最不可取，按實際情況選取後兩種情況。

第二範式（2NF）：如果關系模式R（U，F）中的所有非主屬性都完全依賴于任意一個候選關鍵字，則稱關系R 是屬于第二範式的。

例：選課關系 SCI（SNO，CNO，GRADE，CREDIT）其中SNO為學号， CNO為課程号，GRADEGE 為成績，CREDIT 為學分。 由以上條件，關鍵字為組合關鍵字（SNO，CNO）

在應用中使用以上關系模式有以下問題：

a.資料備援，假設同一門課由40個學生選修，學分就 重複40次。

b.更新異常，若調整了某課程的學分，相應的元組CREDIT值都要更新，有可能會出現同一門課學分不同。

c.插入異常，如計劃開新課，由于沒人選修，沒有學号關鍵字，隻能等有人選修才能把課程和學分存入。

d.删除異常，若學生已經結業，從目前資料庫删除選修記錄。某些門課程新生尚未選修，則此門課程及學分記錄無法儲存。

原因：非關鍵字屬性CREDIT僅函數依賴于CNO，也就是CREDIT部分依賴組合關鍵字（SNO，CNO）而不是完全依賴。

解決方法：分成兩個關系模式 SC1（SNO，CNO，GRADE），C2（CNO，CREDIT）。新關系包括兩個關系模式，它們之間通過SC1中的外關鍵字CNO相聯系，需要時再進行自然聯接，恢複了原來的關系

第三範式（3NF）：如果關系模式R（U，F）中的所有非主屬性對任何候選關鍵字都不存在傳遞信賴，則稱關系R是屬于第三範式的。

例：如S1（SNO，SNAME，DNO，DNAME，LOCATION） 各屬性分别代表學号，

姓名，所在系，系名稱，系位址。

關鍵字SNO決定各個屬性。由于是單個關鍵字，沒有部分依賴的問題，肯定是2NF。但這關系肯定有大量的備援，有關學生所在的幾個屬性DNO，DNAME，LOCATION将重複存儲，插入，删除和修改時也将産生類似以上例的情況。

原因：關系中存在傳遞依賴造成的。即SNO -> DNO。 而DNO -> SNO卻不存在，DNO -> LOCATION, 是以關鍵遼 SNO 對 LOCATION 函數決定是通過傳遞依賴 SNO -> LOCATION 實作的。也就是說，SNO不直接決定非主屬性LOCATION。

解決目地：每個關系模式中不能留有傳遞依賴。

解決方法：分為兩個關系 S（SNO，SNAME，DNO），D（DNO，DNAME，LOCATION）

注意：關系S中不能沒有外關鍵字DNO。否則兩個關系之間失去聯系。

BCNF：如果關系模式R（U，F）的所有屬性（包括主屬性和非主屬性）都不傳遞依賴于R的任何候選關鍵字，那麼稱關系R是屬于BCNF的。或是關系模式R，如果每個決定因素都包含關鍵字（而不是被關鍵字所包含），則RCNF的關系模式。

例：配件管理關系模式 WPE（WNO，PNO，ENO，QNT）分别表倉庫号，配件号，職工号，數量。有以下條件

a.一個倉庫有多個職工。

b.一個職工僅在一個倉庫工作。

c.每個倉庫裡一種型号的配件由專人負責，但一個人可以管理幾種配件。

d.同一種型号的配件可以分放在幾個倉庫中。

分析：由以上得 PNO 不能确定QNT，由組合屬性（WNO，PNO）來決定，存在函數依賴（WNO，PNO） -> ENO。由于每個倉庫裡的一種配件由專人負責，而一個人可以管理幾種配件，是以有組合屬性（WNO，PNO）才能确定負責人，有（WNO，PNO）-> ENO。因為 一個職工僅在一個倉庫工作，有ENO -> WNO。由于每個倉庫裡的一種配件由專人負責，而一個職工僅在一個倉庫工作，有 （ENO，PNO）-> QNT。

找一下候選關鍵字，因為（WNO，PNO） -> QNT，（WNO，PNO）-> ENO ，是以 （WNO，PNO）可以決定整個元組，是一個候選關鍵字。根據ENO->WNO，（ENO，PNO）->QNT，故（ENO，PNO）也能決定整個元組，為另一個候選關鍵字。屬性ENO，WNO，PNO 均為主屬性，隻有一個非主屬性QNT。它對任何一個候選關鍵字都是完全函數依賴的，并且是直接依賴，是以該關系模式是3NF。

分析一下主屬性。因為ENO->WNO，主屬性ENO是WNO的決定因素，但是它本身不是關鍵字，隻是組合關鍵字的一部分。這就造成主屬性WNO對另外一個候選關鍵字（ENO，PNO）的部 分依賴，因為（ENO，PNO）-> ENO但反過來不成立，而P->WNO，故（ENO，PNO）-> WNO 也是傳遞依賴。

雖然沒有非主屬性對候選關鍵遼的傳遞依賴，但存在主屬性對候選關鍵字的傳遞依賴，同樣也會帶來麻煩。如一個新職工配置設定到倉庫工作，但暫時處于實習階段，沒有獨立負責對某些配件的管理任務。由于缺少關鍵字的一部分PNO而無法插入到該關系中去。又如某個人改成不管配件了去負責安全，則在删除配件的同時該職工也會被删除。

解決辦法：分成管理EP（ENO，PNO，QNT），關鍵字是（ENO，PNO）工作EW（ENO，WNO）其關鍵字是ENO

缺點：分解後函數依賴的保持性較差。如此例中，由于分解,函數依賴（WNO，PNO）-> ENO 丢失了, 因而對原來的語義有所破壞。沒有展現出每個倉庫裡一種部件由專人負責。有可能出現 一部件由兩個人或兩個以上的人來同時管理。是以，分解之後的關系模式降低了部分完整性限制。

一個關系分解成多個關系，要使得分解有意義，起碼的要求是分解後不丢失原來的資訊。這些資訊不僅包括資料本身，而且包括由函數依賴所表示的資料之間的互相制約。進行分解的目标是達到更高一級的規範化程度，但是分解的同時必須考慮兩個問題：無損聯接性和保持函數依賴。有時往往不可能做到既有無損聯接性，又完全保持函數依賴。需要根據需要進行權衡。

1NF直到BCNF的四種範式之間有如下關系：

BCNF包含了3NF包含2NF包含1NF

小結：

目地：規範化目的是使結構更合理，消除存儲異常，使資料備援盡量小，便于插入、删除和更新

原則：遵從概念單一化 "一事一地"原則，即一個關系模式描述一個實體或實體間的一種聯系。規範的實質就是概念的單一化。

方法：将關系模式投影分解成兩個或兩個以上的關系模式。

要求：分解後的關系模式集合應當與原關系模式"等價"，即經過自然聯接可以恢複原關系而不丢失資訊，并保持屬性間合理的聯系。

注意：一個關系模式結這分解可以得到不同關系模式集合，也就是說分解方法不是唯一的。最小備援的要求必須以分解後的資料庫能夠表達原來資料庫所有資訊為前提來實作。其根本目标是節省存儲空間，避免資料不一緻性，提高對關系的操作效率，同時滿足應用需求。實際上，并不一定要求全部模式都達到BCNF不可。有時故意保留部分備援可能更友善資料查詢。尤其對于那些更新頻度不高，查詢頻度極高的資料庫系統更是如此。

在關系資料庫中，除了函數依賴之外還有多值依賴，聯接依賴的問題，進而提出了第四範式，第五範式等更高一級的規範化要求。在此，以後再談。

各位朋友，你看過後有何感想，其實，任何一本資料庫基礎理論的書都會講這些東西，考慮到很多網友是半途出家，來做資料庫。特找一本書大抄特抄一把，各位有什麼問題，也别問我了，自已去找一本關系資料庫理論的書去看吧，說不定，對各位大有幫助。說是說以上是基礎理論的東西，請大家想想，你在做資料庫設計的時候有沒有考慮過遵過以上幾個範式呢，有沒有在資料庫設計做得不好之時，想一想，對比以上所講，到底是違反了第幾個範式呢？

我見過的資料庫設計，很少有人做到很符合以上幾個範式的，一般說來，第一範式大家都可以遵守，完全遵守第二第三範式的人很少了，遵守的人一定就是設計資料庫的高手了，BCNF的範式出現機會較少，而且會破壞完整性，你可以在做設計之時不考慮它，當然在ORACLE中可通過觸發器解決其缺點。以後我們共同做設計之時，也希望大家遵守以上幾個範式。

那些資料庫的書介紹的資料庫範式，實在是晦澀難懂，我在這裡給出一個通俗的描述：

1NF：一個table中的列是不可再分的（即列的原子性）

2NF：一個table中的行是可以唯一标示的，（即table中的行是不可以有重複的）

3NF：一個table中列不依賴以另一個table中的非主鍵的列，還是不通俗！巨寒！！

舉個例子吧：有一個部門的table，我們叫它tbl_department, 它有這麼幾列（dept_id(pk),dept_name,dept_memo...） 有一個員工table，我們叫它tbl_employee,在這個table中有一列dept_id(fk)描述關于部門的資訊，若tbl_employee要滿足3NF，則在tbl_employee中就不得再有除dept_id列的其它有關部門資訊的列！

一般資料庫的設計滿足3NF即可！（個人覺得應該盡可能的滿足3NF，一家之言^_^）

BCNF：通常認為BCNF是修正的第三範式，它比3NF又進一步！

4NF：

5NF：将一個table盡可能的分割成小的塊，以排除在table中所有備援的資料

參考資料：http://soft.zdnet.com.cn