關聯式資料庫設計之時是要遵守一定的規則的。尤其是資料庫設計正規化 現簡單介紹1nf（第一正規化），2nf（第二正規化），3nf（第三正規化）和bcnf，另有第四正規化和第五正規化留到以後再介紹。 在你設計資料庫之時，若能符合這幾個正規化，你就是資料庫設計的高手。
第一正規化（1nf）：在關係模式r中的每乙個具體關係r中，如果每個屬性值 都是不可再分的最小資料單位，則稱r是第一正規化的關係。例：如職工號，姓名，**號碼組成乙個表（乙個人可能有乙個辦公室** 和乙個家裡**號碼） 規範成為1nf有三種方法：
一是重複儲存職工號和姓名。這樣，關鍵字只能是**號碼。
二是職工號為關鍵字，**號碼分為單位**和住宅**兩個屬性
三是職工號為關鍵字，但強制每條記錄只能有乙個**號碼。
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。
第二正規化（2nf）：如果關係模式r（u，f）中的所有非主屬性都完全依賴於任意乙個候選關鍵字，則稱關係r 是屬於第二正規化的。
例：選課關係 sci（sno，cno，grade，credit）其中sno為學號， cno為課程號，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係模式有以下問題：
a.資料冗餘，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，如計畫開新課，由於沒人選修，沒有學號關鍵字，只能等有人選修才能把課程和學分存入。
d.刪除異常，若學生已經結業，從當前資料庫刪除選修記錄。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僅函式依賴於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：分成兩個關係模式 sc1（sno，cno，grade），c2（cno，credit）。新關係包括兩個關係模式，它們之間通過sc1中的外關鍵字cno相聯絡，需要時再進行自然聯接，恢復了原來的關係
第三正規化（3nf）：如果關係模式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，則稱關係r是屬於第三正規化的。
例：如s1（sno，sname，dno，dname，location） 各屬性分別代表學號，
姓名，所在系，系名稱，系位址。
關鍵字sno決定各個屬性。由於是單個關鍵字，沒有部分依賴的問題，肯定是2nf。但這關係肯定有大量的冗餘，有關學生所在的幾個屬性dno，dname，location將重複儲存，插入，刪除和修改時也將產生類似以上例的情況。
原因：關係中存在傳遞依賴造成的。即sno -> dno。 而dno -> sno卻不存在，dno -> location, 因此關鍵遼 sno 對 location 函式決定是通過傳遞依賴 sno -> location 實現的。也就是說，sno不直接決定非主屬性location。
解決目地：每個關係模式中不能留有傳遞依賴。
解決方法：分為兩個關係 s（sno，sname，dno），d（dno，dname，location）
注意：關係s中不能沒有外關鍵字dno。否則兩個關係之間失去聯絡。
bcnf：如果關係模式r（u，f）的所有屬性（包括主屬性和非主屬性）都不傳遞依賴於r的任何候選關鍵字，那麼稱關係r是屬於bcnf的。或是關係模式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的關係模式。
例：配件管理關係模式 wpe（wno，pno，eno，qnt）分別表倉庫號，配件號，職工號，數量。有以下條件
a.乙個倉庫有多個職工。
b.乙個職工僅在乙個倉庫工作。
c.每個倉庫裡一種型號的配件由專人負責，但乙個人可以管理幾種配件。
d.同一種型號的配件可以分放在幾個倉庫中。
分析：由以上得 pno 不能確定qnt，由組合屬性（wno，pno）來決定，存在函式依賴（wno，pno） -> eno。由於每個倉庫裡的一種配件由專人負責，而乙個人可以管理幾種配件，所以有組合屬性（wno，pno）才能確定負責人，有（wno，pno）-> eno。因為 乙個職工僅在乙個倉庫工作，有eno -> wno。由於每個倉庫裡的一種配件由專人負責，而乙個職工僅在乙個倉庫工作，有 （eno，pno）-> qnt。
找一下候選關鍵字，因為（wno，pno） -> qnt，（wno，pno）-> eno ，因此 （wno，pno）可以決定整個元組，是乙個候選關鍵字。根據eno->wno，（eno，pno）->qnt，故（eno，pno）也能決定整個元組，為另乙個候選關鍵字。屬性eno，wno，pno 均為主屬性，只有乙個非主屬性qnt。它對任何乙個候選關鍵字都是完全函式依賴的，並且是直接依賴，所以該關係模式是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，只是組合關鍵字的一部分。這就造成主屬性wno對另外乙個候選關鍵字（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。如乙個新職工分配到倉庫工作，但暫時處於實習階段，沒有獨立負責對某些配件的管理任務。由於缺少關鍵字的一部分pno而無法插入到該關係中去。又如某個人改成不管配件了去負責安全，則在刪除配件的同時該職工也會被刪除。
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：分解後函式依賴的保持性較差。如此例中，由於分解,函式依賴（wno，pno）-> eno 丟失了, 因而對原來的語義有所破壞。沒有體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。因此，分解之後的關係模式降低了部分完整性約束。
乙個關係分解成多個關係，要使得分解有意義，起碼的要求是分解後不丟失原來的資訊。這些資訊不僅包括資料本身，而且包括由函式依賴所表示的資料之間的相互制約。進行分解的目標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式依賴。有時往往不可能做到既有無損聯接性，又完全保持函式依賴。需要根據需要進行權衡。
1nf直到bcnf的四種正規化之間有如下關係：
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，消除儲存異常，使資料冗餘盡量小，便於插入、刪除和更新
原則：遵從概念單一化 "一事一地"原則，即乙個關係模式描述乙個實體或實體間的一種聯絡。規範的實質就是概念的單一化。
方法：將關係模式投影分解成兩個或兩個以上的關係模式。
要求：分解後的關係模式集合應當與原關係模式"等價"，即經過自然聯接可以恢復原關係而不丟失資訊，並保持屬性間合理的聯絡。
注意：乙個關係模式結這分解可以得到不同關係模式集合，也就是說分解方法不是唯一的。最小冗餘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現。其根本目標是節省儲存空間，避免資料不一致性，提高對關係的操作效率，同時滿足應用需求。實際上，並不一定要求全部模式都達到bcnf不可。有時故意保留部分冗餘可能更方便資料查詢。尤其對於那些更新頻度不高，查詢頻度極高的資料庫系統更是如此。
在關聯式資料庫中，除了函式依賴之外還有多值依賴，聯接依賴的問題，從而提出了第四正規化，第五正規化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，也別問我了，自已去找一本關聯式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正規化呢，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正規化呢？
我見過的資料庫設計，很少有人做到很符合以上幾個正規化的，一般說來，第一正規化大家都可以遵守，完全遵守第二第三正規化的人很少了，遵守的人一定就是設計資料庫的高手了，bcnf的正規化出現機會較少，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正規化。
資料庫 資料庫正規化
關聯式資料庫的設計規範。不同的規範要求被稱為不同的正規化，越高的正規化資料庫冗餘越小。減少資料庫中資料冗餘的過程 1 第一正規化 1nf 在關係模式r中，當且僅當所有屬性只包含原子值，即每個分量都是不可再分的資料項，則稱r滿足1nf。例如表所示的教師職稱情況關係就不滿足1nf。原因在於，該關係模式中...
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...
資料庫正規化
注 表在定義中被稱為關係,記作r 欄位在定義中被稱作屬性 模式 資料庫中有三種模式,外模式,內模式,模式 粗體是關鍵字的意思 斜體為外來鍵 以前寫下來的，但是用了多年的帳號已經忘了，唯有把文章轉到這裡來了 真暈哦 http blog.csdn.net fantasylu archive 2004 0...