一、關係資料結構及形式化定義
二、函式依賴
三、資料庫三正規化
1nf：一張二維表必須滿足分量是不可分割的資料項。也就是乙個屬性只表達一種資訊，不要用乙個屬性表達多種資訊。
下面這張二維表就不滿足第一正規化。
idname
info1張三
2李四年齡：21
2nf：在滿足1nf後，每個非主屬性完全函式依賴於任何乙個候選碼。
下面這張二維表就不滿足第二正規化。【sno-學號，cno-課程號，sname-學生名字，cname-課程名字】
snocno
sname
cname11
張三語文12
張三數學21
李四語文22
李四數學
對於上面這張二維表，(sno, cno)是候選碼，也是主鍵，所以sno,cno是主屬性，sname和cname是非主屬性。(sno,cno)的值可以唯一確定sname，也可以唯一確定cname，所以(sno,cno)->sname，(sno,cno)->cname。但是我們發現，sno可以唯一確定sname，cno可以唯一確定cname；這就意味著：(sno,cno)->sname，(sno,cno)->cname都是部分函式依賴，所以不滿足第二正規化。
如何解決？看下面：
stu表。
snosname1張三
2李四course表。
cnocname1語文
2數學這樣拆分成兩張表後，sno -> sname，cno -> cname，就滿足了第二正規化。
第二正規化告訴我們：不要把多個實體整到一張表裡，乙個實體對應一張表，就像物件導向中設計類時遵從單一職責原則一樣。
3nf：滿足1nf後，不存在碼x，屬性組y和非組屬性z，使得x->y，y->z成立。
第三正規化中除了包含第二正規化，還進行了更嚴格的約束。
如果在3nf中加入前提：y是x的一部分，那麼3nf就是2nf了。
x = (sno, cno) ，y = sno ，z = sname，那麼就會出現x->y，y->z成立，不滿足3nf。
同理，x = (sno, cno) ，y = cno ，z = cname，那麼就會出現x->y，y->z成立，同樣不滿足3nf。
如果在3nf中加入另外一種前提：y不是x的一部分，那麼又是在約束哪一種情況呢？
下面就是。【sno-學號，sname-學生姓名，sdept-系名，sloc-系的位址】
stu表。
snosname
sdept
sloc1張三
數學系a角落2李四
語文系b角落
sdept表。
sdept
sloc
數學系a角落
語文系b角落
對於stu表而言，sno是主鍵，sdept是外來鍵，sdept和sloc都是非主屬性。sno可唯一確定sdept，sno -> sdept，sdept又可以唯一確定sloc， sdept->sloc，把sno換成x， sdept換成y，sloc換成z，就出現了 x->y，y->z，又不滿足第三正規化了。
那麼如何解決呢？看下面。
stu表。
snosname
sdept1張三
數學系2
李四語文系3張三
語文系sdept表。
sdept
sloc
數學系a角落
語文系b角落
那麼第三正規化告訴了我們什麼：除了乙個實體對應一張表之外，還要求外來鍵不能出現冗餘，能一列搞定的事就不要出現第二列第三列。
資料庫正規化 三正規化
所謂第一正規化 1nf 是指在關係模型中，對域新增的乙個規範要求，所有的域都應該是原子性的，即資料庫表的每一列都是不可分割的原子資料項，而不能是集合，陣列，記錄等非原子資料項。即實體中的某個屬性有多個值時，必須拆分為不同的屬性。在符合第一正規化 1nf 表中的每個域值只能是實體的乙個屬性或乙個屬性的...
資料庫三正規化
資料庫的三正規化 1n 關係r中的屬性都是不可分割的項.2n 在1n的基礎上,每個非主屬性完全函式依賴於碼.3n 在2n的基礎上,每乙個非主屬性既不部分依賴於碼也不傳遞依賴於碼.1n 消除非主屬性對碼的部分函式依賴 2n 消除非主屬性對碼的傳遞函式依賴 3n 消除主屬性對碼的部分和傳遞函式依賴 bc...
資料庫三正規化
1 第一正規化 1nf 無重複的列 所謂第一正規化 1nf 是指資料庫表的每一列都是不可分割的基本資料項，同一列中不能有多個值，即實體中的某個屬性不能有多個值或者不能有重複的屬性。如果出現重複的屬性，就可能需要定義乙個新的實體，新的實體由重複的屬性構成，新實體與原實體之間為一對多關係。在第一正規化 ...