数据库范式1NF 2NF 3NF BCNF(实例）

计划范式（范式, 数据库计划范式,数据库的计划范式）是切合某一种级别的相干模式的聚拢。布局数据库必需服从 肯定 的正直。在相干数据库中，这种正直就是范式。相干数据库中 的相干必需满意肯定 的哀求 ，即满意差别 的范式。如今相干数据库有六种范式：第一范式（1NF）、第二范式（2NF）、第三范式（3NF）、第四范式 （4NF）、第五范式（5NF）和第六范式（6NF）。满意最低哀求 的范式是第一范式（1NF）。在第一范式的根本 上进一步满意更多哀求 的称为第二范式 （2NF），别的范式以次类推。一样平常说来，数据库只需满意第三范式（3NF）就行了。下面我们举例先容第一范式（1NF）、第二范式（2NF）和第三范式 （3NF）。 在创建 一个数据库的过程中，范化是将其转化为一些表的过程，这种行动 可以使从数据库得到的结果越发明了。如许也许使数据库发生频频数据，从而导致创建 过剩的表。范化是在识别数据库中的数据元素、相干，以及界说所需的表和各表中的项目这些初始事变 之后的一个细化的过程。 下面是范化的一个例子 Customer Item purchased Purchase price Thomas Shirt $40 Maria Tennis shoes $35 Evelyn Shirt $40 Pajaro Trousers $25 假如上面这个表用于生涯物品的价值 ，而你想要删除此中的一个顾主，这时你就必需同时删除一个价值 。范化就是要办理这个题目，你可以将这个表化为两个表，一 个用于存储每个顾主和他所买物品的信息，另一个用于存储每件产物和其价值 的信息，如许对此中一个表做添加或删除操纵就不会影响另一个表。 相干数据库的几种计划范式先容 1 第一范式（1NF） 在任何一个相干数据库中，第一范式（1NF）是对相干模式的根本 哀求 ，不满意第一范式（1NF）的数据库就不是相干数据库。 所谓第一范式（1NF）是指数据库表的每一列都是不可支解的根本 数据项，同一列中不能有多个值，即实体中的某个属性不能有多个值可能不能有频频的属性。如 果出现频频的属性，就也许必要 界说一个新的实体，新的实体由频频的属性构成 ，新实体与原实体之间为一对多相干。在第一范式（1NF）中表的每一行只包孕一 个实例的信息。譬喻，对付图3-2 中的员工信息表，不能将员工信息都放在一列中表现，也不能将此中的两列或多列在一列中表现；员工信息表的每一行只表示一个员工的信息，一个员工的信息在表 中只出现一次。简而言之，第一范式就是无频频的列。 2 第二范式（2NF） 第二范式（2NF）是在第一范式（1NF）的根本 上成立起来的，即满意第二范式（2NF）必需先满意第一范式（1NF）。第二范式（2NF）哀求 数据库表中的每个实例或行必需可以被惟一区域 分。为实现区分通常必要 为表加上一个列，以存储各个实例的惟一标识。如图3-2 员工信息表中加上了员工编号（emp_id）列，由于每个员工的员工编号是惟一的，因此每个员工可以被惟一区分。这个惟一属性列被称为首关键字或主键、主码。 第二范式（2NF）哀求 实体的属性完备 凭借于首关键字。所谓完备 凭借是指不能存在仅凭借首关键字一部分 的属性，假如存在，那么这个属性和首关键字的这一部 分应当星散出来形成一个新的实体，新实体与原实体之间是一对多的相干。为实现区分通常必要 为表加上一个列，以存储各个实例的惟一标识。简而言之，第二范式 就黑白主属性非部分 凭借于首关键字。 3 第三范式（3NF） 满意第三范式（3NF）必需先满意第二范式（2NF）。简而言之，第三范式（3NF）哀求 一个数据库表中不包孕已在其余表中已包孕的非首关键字信息。例 如，存在一个部分信息表，此中每个部分有部分编号（dept_id）、部分名称、部分简介等信息。那么在图3-2的员工信息表中列出部分编号后就不能再将 部分名称、部分简介等与部分有关的信息再介入员工信息表中。假如不存在部分信息表，则按照第三范式（3NF）也应当构建它，不然就会有大宗的数据冗余。简 而言之，第三范式就是属性不凭借于其余非主属性。 数据库计划三大范式操纵实例阐明 数据库的计划范式是数据库计划所必要 满意的类型，满意这些类型的数据库是简捷 的、结构明了的，同时，不会发生插入（insert）、删除（delete） 和更新（update）操纵非常。反之则是七零八落，不只给数据库的编程职员建造贫穷 ，并且面貌可憎，也许存储了大宗不必要 的冗余信息。 计划范式是不是很难解呢？非也，大学讲义 上给我们一堆数学公式我们固然 看不懂，也记不住。以是我们很多 人就基础不服从范式来计划数据库。 本色上，计划范式用很形象、很简捷 的话语就能阐明白，道明白 。本文将对范式举办普通地阐发 ，并以笔者曾经计划的一个大略 论坛的数据库为例来讲解怎样将这些范式操纵于实际 工程。 　　 范式阐发 第一范式（1NF）：数据库表中的字段都是单一属性的，不可再分。这个单一属性由根本 范例构成 ，包孕整型、实数、字符型、逻辑型、日期型等。 譬喻，如下的数据库表是切合第一范式的： 　　 而如许的数据库表是不切合第一范式的： 很显然，在当前的任何关系数据库管理 体系 （DBMS）中，傻瓜也不也许做出不切合第一范式的数据库，由于这些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中计划出不切合第一范式的数据库都是不也许的。 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 函数凭借（部分 函数凭借指的是存在组合关键字中的某些字段决议 非关键字段的情况），也即全部非关键字段都完备 凭借于恣意一组候选关键字。 假定选课相干表为SelectCourse(学号, 姓名, 岁数 , 课程名称, 后果 , 学分)，关键字为组合关键字(学号, 课程名称)，由于存在如下决议 相干： (学号, 课程名称) → (姓名, 岁数 , 后果 , 学分) 这个数据库表不满意第二范式，由于存在如下决议 相干： (课程名称) → (学分) (学号) → (姓名, 岁数 ) 即存在组合关键字中的字段决议 非关键字的情况。 由于不切合 2NF，这个选课相干表会存在如下题目： (1) 数据冗余： 同一门课程由n个门生选修，"学分"就频频n-1次；同一个门生选修了m门课程，姓名和岁数 就频频了m-1次。 (2) 更新非常： 若调度 了某门课程的学分，数据表中全部行的"学分"值都要更新，不然会出现同一门课程学分差别 的情况。 (3) 插入非常： 假设要开设一门新的课程，临时还没有人选修。如许，由于还没有"学号"关键字，课程名称和学分也无法记实入数据库。 (4) 删除非常： 假设一批门生已经完成课程的选修，这些选修记实就应当从数据库表中删除。但是，与此同时，课程名称和学分信息也被删除了。很显然，这也会导致插入非常。 把选课相干表SelectCourse改为如下三个表： 门生：Student(学号, 姓名, 岁数 )； 课程：Course(课程名称, 学分)； 选课相干：SelectCourse(学号, 课程名称, 后果 )。 如许的数据库表是切合第二范式的， 撤销了数据冗余、更新非常、插入非常和删除非常。 其它，全部单关键字的数据库表都切合第二范式，由于不也许存在组合关键字。 第三范式（3NF）：在第二范式的根本 上，数据表中假如不存在非关键字段对任一候选关键字段的转达 函数凭借则切合第三范式。所谓转达 函数凭借，指的是假如存在"A → B → C"的决议 相干，则C转达 函数凭借于A。因此，满意第三范式的数据库表应当不存在如下凭借相干： 关键字段 → 非关键字段x → 非关键字段y 假定门生相干表为Student(学号, 姓名, 岁数 , 地点学院, 学院地点 , 学院电话)，关键字为单一关键字"学号"，由于存在如下决议 相干： (学号) → (姓名, 岁数 , 地点学院, 学院地点 , 学院电话) 这个数据库是切合 2NF的，但是不切合 3NF，由于存在如下决议 相干： (学号) → (地点学院) → (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"的转达 函数凭借。 它也会存在数据冗余、更新非常、插入非常和删除非常的情况，读者可自行说明得知。 把门生相干表分为如下两个表： 门生：(学号, 姓名, 岁数 , 地点学院)； 学院：(学院, 地点 , 电话)。 如许的数据库表是切合第三范式的，撤销了数据冗余、更新非常、插入非常和删除非常。 鲍依斯-科得范式（BCNF）：在第三范式的根本 上，数据库表中假如不存在任何字段对任一候选关键字段的转达 函数凭借则切合第三范式。 假设客栈管理 相干表为StorehouseManage(客栈ID, 存储物品ID, 管理 员ID, 数量 )，且有一个管理 员只在一个客栈事变 ；一个客栈可以存储多种物品。这个数据库表中存在如下决议 相干： (客栈ID, 存储物品ID) →(管理 员ID, 数量 ) (管理 员ID, 存储物品ID) → (客栈ID, 数量 ) 以是，(客栈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 ，它是切合第三范式的。但是，由于存在如下决议 相干： (客栈ID) → (管理 员ID) (管理 员ID) → (客栈ID) 即存在关键字段决议 关键字段的情况，以是其不切合 BCNF范式。它会出现如下非常情况： (1) 删除非常： 当客栈被清空后，全部 "存储物品ID"和"数量 "信息被删除的同时，"客栈ID"和"管理 员ID"信息也被删除了。 (2) 插入非常： 当客栈没有存储任何物品时，无法给客栈分派管理 员。 (3) 更新非常： 假如客栈换了管理 员，则表中全部行的管理 员ID都要批改。 把客栈管理 相干表解析为二个相干表： 客栈管理 ：StorehouseManage(客栈ID, 管理 员ID)； 客栈：Storehouse(客栈ID, 存储物品ID, 数量 )。 如许的数据库表是切合 BCNF范式的，撤销了删除非常、插入非常和更新非常。 　　 范式操纵 我们来逐渐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，联系所在 （2） 帖子：发帖问题，发帖内容，中兴问题，中兴内容 第一次我们将数据库计划为仅仅存在表： 　　 这个数据库表切合第一范式，但是没有任何一组候选关键字能决议 数据库表的整行，唯一的关键字段用户名也不能完备 决议 所有元组。我们必要 增进"发帖ID"、"中兴ID"字段，即将表批改为： 如许数据表中的关键字(用户名，发帖ID，中兴ID)能决议 整行： (用户名,发帖ID,中兴ID) → (email,主页,电话,联系所在,发帖问题,发帖内容,中兴问题,中兴内容) 但是，如许的计划不切合第二范式，由于存在如下决议 相干： (用户名) → (email,主页,电话,联系所在) (发帖ID) → (发帖问题,发帖内容) (中兴ID) → (中兴问题,中兴内容) 即非关键字段部分 函数凭借于候选关键字段，很明明 ，这个计划会导致大宗的数据冗余和操纵非常。 我们将数据库表解析为（带下划线的为关键字）： （1） 用户信息：用户名，email，主页，电话，联系所在 （2） 帖子信息：发帖ID，问题，内容 （3） 中兴信息：中兴ID，问题，内容 （4） 发贴：用户名，发帖ID （5） 中兴：发帖ID，中兴ID 如许的计划是满意第1、2、3范式和BCNF范式哀求 的，但是如许的计划是不是最好的呢？ 不肯定 。 观察 可知，第4项"发帖"中的"用户名"和"发帖ID"之间是1：N的相干，因此我们可以把"发帖"归并到第2项的"帖子信息"中；第5项"中兴"中的" 发帖ID"和"中兴ID"之间也是1：N的相干，因此我们可以把"中兴"归并到第3项的"中兴信息"中。如许可以肯定 量地镌汰 数据冗余，新的计划为： （1） 用户信息：用户名，email，主页，电话，联系所在 （2） 帖子信息：用户名，发帖ID，问题，内容 （3） 中兴信息：发帖ID，中兴ID，问题，内容 数据库表1显然满意全部范式的哀求 ； 数据库表2中存在非关键字段"问题"、"内容"对关键字段"发帖ID"的部分 函数凭借，即不满意第二范式的哀求 ，但是这一计划并不会导致数据冗余和操纵非常； 数据库表3中也存在非关键字段"问题"、"内容"对关键字段"中兴ID"的部分 函数凭借，也不满意第二范式的哀求 ，但是与数据库表2雷同，这一计划也不会导致数据冗余和操纵非常。 由此可以看出，并不肯定 要强行满意范式的哀求 ，对付 1：N相干，当1的一边归并到N的那边 后，N的那边 就不再满意第二范式了，但是这种计划反而比拟 好！ 对付 M：N的相干，不能将M一边或N一边归并到另一边去，如许会导致不切合范式哀求 ，同时导致操纵非常和数据冗余。对付 1：1的相干，我们可以将左边的1可能右边的1归并到另一边去，计划导致不切合范式哀求 ，但是并不会导致操纵非常和数据冗余。 　　 结论 满意范式哀求 的数据库计划是结构清楚 的，同时可停止数据冗余和操纵非常。这并意味着不切合范式哀求 的计划肯定 是过错的，在数据库表中存在1：1或1：N相干这种较出格的情况下，归并导致的不切合范式哀求 反而是公道的。 在我们计划数据库的时间，肯定 要时候思量 范式的哀求 。 转自