数据库设计范式Word下载.docx
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例如,如下的数据库表是符合第一范式的:
字段1
字段2
字段3
字段4
而这样的数据库表是不符合第一范式的:
字段3.1
字段3.2
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"
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。
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"
,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"
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):
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"
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。
数据库设计范式深入浅出[转]
关系数据库设计之时是要遵守一定的规则的。
尤其是数据库设计范式现简单介绍1NF(第一范式),2NF(第二范式),3NF(第三范式)和BCNF,另有第四范式和第五范式留到以后再介绍。
在你设计数据库之时,若能符合这几个范式,你就是数据库设计的高手。
第一范式(1NF):
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。
以上三个方法,第一种方法最不可取,按实际情况选取后两种情况。
第二范式(2NF):
如果关系模式R(U,F)中的所有非主属性都完全依赖于任意一个候选关键字,则称关系R是属于第二范式的。
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。
由以上条件,关键字为组合关键字(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。
某些门课程新生尚未选修,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
第三范式(3NF):
如果关系模式R(U,F)中的所有非主属性对任何候选关键字都不存在传递信赖,则称关系R是属于第三范式的。
如S1(SNO,SNAME,DNO,DNAME,LOCATION)各属性分别代表学号,
姓名,所在系,系名称,系地址。
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,肯定是2NF。
但这关系肯定有大量的冗余,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。
关系中存在传递依赖造成的。
即SNO->
DNO。
而DNO->
SNO却不存在,DNO->
LOCATION,因此关键辽SNO对LOCATION函数决定是通过传递依赖SNO->
LOCATION实现的。
也就是说,SNO不直接决定非主属性LOCATION。
解决目地:
每个关系模式中不能留有传递依赖。
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。
BCNF:
如果关系模式R(U,F)的所有属性(包括主属性和非主属性)都不传递依赖于R的任何候选关键字,那么称关系R是属于BCNF的。
或是关系模式R,如果每个决定因素都包含关键字(而不是被关键字所包含),则RCNF的关系模式。
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。
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,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)->
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。
一个关系分解成多个关系,要使得分解有意义,起码的要求是分解后不丢失原来的信息。
这些信息不仅包括数据本身,而且包括由函数依赖所表示的数据之间的相互制约。
进行分解的目标是达到更高一级的规范化程度,但是分解的同时必须考虑两个问题:
无损联接性和保持函数依赖。
有时往往不可能做到既有无损联接性,又完全保持函数依赖。
需要根据需要进行权衡。
1NF直到BCNF的四种范式之间有如下关系:
BCNF包含了3NF包含2NF包含1NF
小结:
目地:
规范化目的是使结构更合理,消除存储异常,使数据冗余尽量小,便于插入、删除和更新
原则:
遵从概念单一化"
一事一地"
原则,即一个关系模式描述一个实体或实体间的一种联系。
规范的实质就是概念的单一化。
方法:
将关系模式投影分解成两个或两个以上的关系模式。
要求:
分解后的关系模式集合应当与原关系模式"
等价"
,即经过自然联接可以恢复原关系而不丢失信息,并保持属性间合理的联系。
一个关系模式结这分解可以得到不同关系模式集合,也就是说分解方法不是唯一的。
最小冗余的要求必须以分解后的数据库能够表达原来数据库所有信息为前提来实现。
其根本目标是节省存储空间,避免数据不一致性,提高对关系的操作效率,同时满足应用需求。
实际上,并不一定要求全部模式都达到BCNF不可。
有时故意保留部分冗余可能更方便数据查询。
尤其对于那些更新频度不高,查询频度极高的数据库系统更是如此。
在关系数据库中,除了函数依赖之外还有多值依赖,联接依赖的问题,从而提出了第四范式,第五范式等更高一级的规范化要求。
在此,以后再谈。
各位朋友,你看过后有何感想,其实,任何一本数据库基础理论的书都会讲这些东西,考虑到很多网友是半途出家,来做数据库。
特找一本书大抄特抄一把,各位有什么问题,也别问我了,自已去找一本关系数据库理论的书去看吧,说不定,对各位大有帮助。
说是说以上是基础理论的东西,请大家想想,你在做数据库设计的时候有没有考虑过遵过以上几个范式呢,有没有在数据库设计做得不好之时,想一想,对比以上所讲,到底是违反了第几个范式呢?
我见过的数据库设计,很少有人做到很符合以上几个范式的,一般说来,第一范式大家都可以遵守,完全遵守第二第三范式的人很少了,遵守的人一定就是设计数据库的高手了,BCNF的范式出现机会较少,而且会破坏完整性,你可以在做设计之时不考虑它,当然在ORACLE中可通过触发器解决其缺点。
以后我们共同做设计之时,也希望大家遵守以上几个范式。
1相关的设计规范:
1.1采用有意义的字段名
尽可能地把字段描述的清楚些。
当然,也别做过头了,比如CustomerShippingAddressStreetLine1虽然很富有说明性,但没人愿意键入这么长的名字,具体尺度就在你的把握中。
每个单词的首个字母要求用大写!
!
不要用下划线来连接每个单词.
1.2遵守3NF标准3NF规定:
A.表内的每一个值都只能被表达一次。
B.表内的每一行都应该被唯一的标识(有唯一键)。
C.表内不应该存储依赖于其他键的非键信息。
1.3小心保留词
要保证你的字段名没有和保留词、数据库系统或者常用访问方法冲突,比如,写的一个ODBC连接程序里有个表,其中就用了DESC作为说明字段名。
后果可想而知!
DESC是DESCENDING缩写后的保留词。
表里的一个SELECT*语句倒是能用,但我得到的却是一大堆毫无用处的信息。
1.4保持字段名和类型的一致性
在命名字段并为其指定数据类型的时候一定要保证一致性。
假如字段在某个表中叫做“AgreeMentNumber”,你就别在另一个表里把名字改成“ref1”。
假如数据类型在一个表里是整数,那在另一个表里可就别变成字符型了。
记住,你干完自己的活了,其他人还要用你的数据库呢。
第一范式:
(第一范式是通过把重复的组放到每个独立的表中,把这些表通过一对多关联联系起来这种方式来消除重复组的。
)
第二范式:
(第二范式处理冗余数据的删除问题。
当某张表中的信息依赖于该表中其它的不是主键部分的列的时候,通常会违反第二范式。
第三范式:
(第三范式规则查找以消除没有直接依赖于第一范式和第二范式形成的表的主键的属性。
我们为没有与表的主键关联的所有信息建立了一张新表。
每张新表保存了来自源表的信息和它们所依赖的主键。
第四范式:
第五范式:
第五范式将表分割成尽可能小的块,为了排除在表中所有的冗余.
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