2022年数据库关系模式详细解定义

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1、转 数据库关系模式的范式(详细解说)2007-01-24 10:19 关系模式的范式主要有 4 种范式，1NF，2NF，3NF，BCNF，按从左至右的顺序一种比一种要求更严格。要符合某一种范式必须也满足它前边的所有范式。一般项目的数据库设计达到 3NF就可以了，而且可根据具体情况适当增加冗余，不必教条地遵守所谓规范。简单而言，1NF就是要求一张表里只放相互关联的字段，一个字段里只放一条信息，这只是最基本的要求。至于2NF，3NF，BCNF 虽然描述的内容不同，但表现在数据特点上很相似，就好比在说不要为了向某厂订购一批货记下来，就把的厂的面积、电话等都放在同一张表里，而应该用两张表，以尽量避免浪

2、费数据存储空间。因为和同一个厂可能会交易好几次，但没必要每次交易都记录全部的信息。从范式所允许的函数依赖方面进行比较，四种范式之间的关联如下图所示。以下对每种范式作一一说明。2.3.4.2 第一范式在关系模式 R中的每一个具体关系r 中，如果每个属性值都是不可再分的最小数据单位，则称 R是第一范式的关系。例：如职工号，姓名，电话号码 组成一个表（一个人可能有一个办公室电话和一个 家里电话 号码）规范成为 1NF有三种方法：一是重复存储职工号和姓名。这样，关键字只能是电话号码。二是职工号为关键字，电话号码分为单位电话和住宅电话两个属性三是职工号为关键字，但强制每条记录只能有一个电话号码。以上三个

3、方法，第一种方法最不可取，按实际情况选取后两种情况。名师资料总结-精品资料欢迎下载-名师精心整理-第 1 页，共 6 页 -2.3.4.3 第二范式关系的第二范式(2NF)定义：如果关系模式 R为 1NF，并且 R中的每一个非主属性都完全依赖于R的某个候选关键字，则称 R是第二范式的，简记为 2NF。【例 2.40】设有关系模式 R(学号 S#,课程号 C#,成绩 G,任课教师 TN,教师专长 TS)，基于 R的函数依赖集 F=(S#,C#)G,C#TN,TN TS,判断 R是否为2NF。解：(1)容易看出，关系模式 R是 1NF。因为 R符合关系的定义，R的所有属性值都是不可再分的原子值。R

4、是否为 2NF，应根据 2NF的定义来判断。首先要确定关系模式R中各属性间的函数依赖情况。如果没有直接给出 R的函数依赖集，就要按照语义把它确定下来。在本例中，已直接给出基于R的函数依赖集 F，我们可使用阿氏推理规则并结合下面介绍的方法，进一步确定R中哪些是主属性、哪些是非主属性、侯选关键字由哪些属性构成。方法写出函数依赖集 F 中的各个函数依赖以帮助分析。方法的特点是直接。F=(S#,C#)G，C#TN，TN TS 方法用有向图表示属性间函数依赖，结点表示属性，方框包含若干个结点表示属性组合，有向箭头表示函数依赖。本例的函数依赖图 如图 2.9所示。方法的特点是 直观。名师资料总结-精品资料

5、欢迎下载-名师精心整理-第 2 页，共 6 页 -图 2.9 函数依赖图例子方法把关系模式 R与函数依赖集 F 结合起来，属性组合用下划线(或上划线)表示，函数依赖用有向箭头表示。本例的函数依赖简图 如图 2.10 所示。方法的特点是 简单。图 2.10 函数依赖简图例子用阿氏推理规则由 F 可推出：(S#,C#)S#,C#,G,TN,TS，即属性组合(S#,C#)是 R的候选关键字(R 只有这一个候选键)。(S#,C#)的一个值可惟一标识R中的一个元组(并且没有多余的属性)。在 R中，S#,C#是主属性；其余的属性G,TN,TS为非主属性。借助上面的图，我们可以看到，非主属性G对键是完全依赖

6、：(S#,C#)G。但非主属性 TN,TS对键是部分依赖(他们仅依赖于键的真子集C#)。由于 R中存在非主属性对候选键的部分依赖，所以关系模式 R不是 2NF。R中存在非主属性对候选键的部分依赖，将会引起数据冗余、数据操作异常等问题。可以把关系R无损联接地分解成两个2NF的关系模式：=R1,R2，R1=S#.C#,G,R2=C#,TN,TS。【例 2.41】选课关系SCI（SNO，CNO，GRADE，CREDIT）其中 SNO 为学号，CNO为课程号，GRADEGE 为成绩，CREDIT 为学分。名师资料总结-精品资料欢迎下载-名师精心整理-第 3 页，共 6 页 -由以上条件，关键字为组合关

7、键字（SNO，CNO）在应用中使用以上关系模式有以下问题：a.数据冗余，假设同一门课由40 个学生选修，学分就重复 40 次。b.更新异常，若调整了某课程的学分，相应的元组CREDIT值都要更新，有可能会出现同一门课学分不同。c.插入异常，如计划开新课，由于没人选修，没有学号关键字，只能等有人选修才能把课程和学分存入。d.删除异常，若学生已经结业，从当前数据库删除选修记录,就会可能连课程号及学分完全从数据库中删除，则此门课程及学分记录无法保存。原因：非关键字属性CREDIT 仅函数依赖于 CNO，也就是 CREDIT部分依赖组合关键字（SNO，CNO）而不是完全依赖。解决方法：分成两个关系模式

8、SC1（SNO，CNO，GRADE），C2（CNO，CREDIT）。新关系包括两个关系模式，它们之间通过 SC1中的外关键字 CNO 相联系，需要时再进行自然联接，恢复了原来的关系2.3.4.4 第三范式关系的第三范式(3NF)定义：如果关系模式 R为 2NF，并且 R中的每一个非主属性都不传递依赖于R的某个候选关键字，则称R是第三范式的，简记为3NF。【例 2.42】续上例 2.40（R(学号 S#,课程号 C#,成绩 G,任课教师 TN,教师专长 TS)），判断关系模式 R1=S#.C#,G,R2=C#,TN,TS 是否为 3NF。解：(1)在关系模式 R1=S#,C#,G，候选关键字是(

9、S#,C#)，主属性是 S#,C#，非主属性是 G，函数依赖为(S#,C#)G。由于 R1中不存在非主属性对候选关键字的传递依赖，所以关系模式R1是 3NF。(2)在关系模式 R2=C#,TN,TS，候选关键字是C#，主属性是 C#，非主属性是 TN,TS，函数依赖为 C#TN，TN TS。由于 R2中存在非主属性对候选关键字的传递依赖 C#TS，所以关系模式 R2不是 3NF。可以把关系 R2无损联接地分解成两个3NF的关系模式：=R3,R4，R3=C#,TN,R4=TN,TS。【例 2.43】如（SNO，SNAME，DNO，DNAME，LOCATION）各属性分别代表学号，姓名，所在系，系

10、名称，系地址。判断关系模式 S1是否为 3NF。关键字 SNO 决定各个属性。由于是单个关键字，没有部分依赖的问题，是 2NF。名师资料总结-精品资料欢迎下载-名师精心整理-第 4 页，共 6 页 -但这关系有大量的冗余，有关学生所在的几个属性DNO，DNAME，LOCATION将重复存储，插入，删除和修改时也将产生类似以上例的情况。原因：关系中存在 传递依赖 造成的。关键字SNO 对LOCATION 函数决定是通过传递依赖:SNO-DNO，及 DNO-LOCATION 实现的。也就是说，SNO 不直接决定非主属性LOCATION，不是 3NF。解决目地：每个关系模式中不能留有传递依赖。解决方

11、法：分为两个关系S（SNO，SNAME，DNO），D（DNO，DNAME，LOCATION）注意：关系 S中不能没有外关键字DNO。否则两个关系之间失去联系。2.3.4.5 Boyce-Codd范式关系的 Boyce-Codd范式(BCNF)定义：如果关系模式 R为 1NF，并且 R中的每一个函数依赖XY(Y?X),必有 X是 R的超关键字，则称 R是 Boyce-Codd 范式的，简记为 BCNF。从 BCNF 的定义中，可以明显地得出如下结论：(1)所有非主属性对键是完全函数依赖；(2)所有主属性对不包含它的键是完全函数依赖；(3)没有属性完全函数依赖于非键的任何属性组合。与 2NF,3N

12、F的定义不同，BCNF 的定义直接建立在1NF的基础上。但实质上BCNF 是 3NF的改进形式。3NF仅考虑了非主属性对键的依赖情况，BCNF 把主属性对键的依赖情况也包括进去。BCNF 要求满足的条件比3NF所要求的 更高。如果关系模式 R是 BCNF 的，那么 R必定是 3NF，反之，则不一定成立。【例 2.43】续前例 2.42（学号 S#,课程号 C#,成绩 G,任课教师 TN,教师专长 TS）,判断两个 3NF关系模式 R3=C#,TN,R4=TN,TS是否为 BCNF。解：在关系模式 R3中有函数依赖 C#TN，决定因素 C#是 R3的键；在关系模式 R4中有函数依赖 TN TS，

13、决定因素 TN是 R4的键；R3,R4都满足 BCNF 的定义，所以，这两个关系模式都是BCNF。【例 2.44】配件管理关系模式WPE（WNO，PNO，ENO，QNT）分别表仓库号，配件号，职工号，数量。有以下条件a.一个仓库有多个职工。b.一个职工仅在一个仓库工作。c.每个仓库里一种型号的配件由专人负责，但一个人可以管理几种配件。d.同一种型号的配件可以分放在几个仓库中。名师资料总结-精品资料欢迎下载-名师精心整理-第 5 页，共 6 页 -分析：由以上得PNO 不能确定 QNT，由组合属性（WNO，PNO）来决定，存在函数依赖（WNO，PNO）-ENO。由于每个仓库里的一种配件由专人负责

14、，而一个人可以管理几种配件，所以有组合属性（WNO，PNO）才能确定负责人，有（WNO，PNO）-ENO。因为一个职工仅在一个仓库工作，有ENO-WNO。由于每个仓库里的一种配件由专人负责，而一个职工仅在一个仓库工作，有（ENO，PNO）-QNT。找一下候选关键字，因为（WNO，PNO）-QNT，（WNO，PNO）-ENO，因此（WNO，PNO）可以决定整个元组，是一个候选关键字。根据 ENO-WNO，（ENO，PNO）-QNT，故（ENO，PNO）也能决定整个元组，为另一个候选关键字。属性ENO，WNO，PNO 均为主属性，只有一个非主属性QNT。它对任何一个候选关键字都是完全函数依赖的，并

15、且是直接依赖，所以该关系模式是3NF。分析一下主属性。因为ENO-WNO，主属性 ENO 是 WNO 的决定因素，但是它本身不是关键字，只是组合关键字的一部分。这就造成主属性WNO 对另外一个候选关键字（ENO，PNO）的部分依赖，因为（ENO，PNO）-ENO 但反过来不成立，而 P-WNO，故（ENO，PNO）-WNO 也是传递依赖。虽然没有非主属性对候选关键辽的传递依赖，但存在主属性对候选关键字的传递依赖，同样也会带来麻烦。如一个新职工分配到仓库工作，但暂时处于实习阶段，没有独立负责对某些配件的管理任务。由于缺少关键字的一部分PNO 而无法插入到该关系中去。又如某个人改成不管配件了去负责安全，则在删除配件的同时该职工也会被删除。解决办法：分成管理 EP（ENO，PNO，QNT），关键字是（ENO，PNO）工作 EW（ENO，WNO）其关键字是 ENO 缺点：分解后函数依赖的保持性较差。如此例中，由于分解,函数依赖（WNO，PNO）-ENO 丢失了,因而对原来的语义有所破坏。没有体现出每个仓库里一种部件由专人负责。有可能出现一部件由两个人或两个以上的人来同时管理。因此，分解之后的关系模式降低了部分完整性约束。名师资料总结-精品资料欢迎下载-名师精心整理-第 6 页，共 6 页 -