第一正規化：關係模式中，每個屬性不可再分。屬性原子性
第二正規化：非主屬性完全依賴於主屬性，即消除非主屬性對主屬性的部分函式依賴關係。
第三正規化：非主屬性對主屬性不存在傳遞函式依賴關係。
bncf正規化：在第三正規化的基礎上，消除主屬性之間的部分函式依賴
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（乙個人可能有多個**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候選關鍵字，則稱關係r 是屬於第二正規化的。
例：選課關係 sc（sid，cid，grade，credit）其中sid為學號， cid為課程號，grade為成績，credit為學分。 由以上條件，關鍵字為組合關鍵字（sid，cid）
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cid，也就是credit部分依賴組合關鍵字（sid，cid）而不是完全依賴。
解決方法：分成兩個關係模式sc（sid，cid，grade），c（cid，credit）。新關係包括兩個關係模式，它們之間通過sc中的外關鍵字cid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依賴，則稱關係r是屬於第三正規化的。
例：如s（sid，sname，did，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sid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did，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sid -> did。 而did ->sid卻不存在，did -> location, 因此關鍵字sid對location函式決定是通過傳遞依賴did->location 實現的。也就是說，sid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（sid，sname，did），d（dno，dname，location）
注意：關係s中必須有外關鍵字did。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中，每個決定因素都包含關鍵字（而不是被關鍵字所包含）。
例：配件管理關係模式 wpe（wid，pid，eid，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：
1. pid不能確定qnt，由組合屬性（wid，pid）來決定，存在函式依賴（wid，pid）-> qnt。
2. 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（wid，pid）-> eid。
3. 乙個職工僅在乙個倉庫工作，有eid -> wid。
4. 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（eid，pid）-> qnt。
找一下候選關鍵字。因為（wid，pid）-> qnt，（wid，pid）-> eid，因此（wid，pid）可以決定整個元組，是乙個候選關鍵字。根據eid -> wid，（eid，pid）-> qnt，故（eid，pid）也能決定整個元組，為另乙個候選關鍵字。屬性eid，eid，pid 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eid -> wid，主屬性eid是wid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wid對另外乙個候選關鍵字（eid，pid）的部分依賴，因為（eid，pid）-> eid但反過來不成立，而pid -> wid，故（eid，pid）-> wid 也是傳遞依賴。
雖然沒有非主屬性對候選關鍵字的傳遞依賴，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pid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（eid，pid，qnt），關鍵字是（eid，pid）和工作ew（eid，wid）其關鍵字是eid
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（wid，pid）-> eid 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：
目的：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：乙個關係模式接著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。
另，資料庫系統概數第六版中，8.31：
在設計關聯式資料庫時，為什麼我們會選擇非bcnf設計？
回答： bcnf並不總是保持依賴關係。因此，我們可能希望選擇另一種正常形式（特別是3nf），以便在更新過程中更輕鬆地檢查依賴項。這樣可以避免聯接來檢查依賴關係並提高系統效能。
整理自：
資料庫正規化區別
概念 1 實體 entity 就是實際應用中要用資料描述的事物，一般是名詞。2 字段 fields 就是一項資料，也就是我們平常所說的 列 4 鍵 key 可唯一標識一條記錄的乙個欄位或字段集，有時翻譯為 碼 5 主鍵 primary key 用於唯一標識乙個表中的一條記錄的鍵。每個主鍵應該具有下列...
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...