【高效学数据库】第一范式、第二范式、BCNF范式、第三范式、第四范式概念及举例

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文章目录

1NF
关系数据库设计中易犯的错误
Armstrong公理
正则覆盖
2NF
BCNF
3NF(常用)
多值依赖
4NF(不常用)

1NF

如果某个域中元素被认为是不可分的，则这个域称为是原子的。

非原子域的例子如下：

― 复合属性：名字(first-name second-name)

― 多值属性：电话号码

― 复杂数据类型：面向对象的

如果关系模式R的所有属性的域都是原子的，则R称为属于第一范式（1NF）

关系数据库设计中易犯的错误

关系数据库设计要求我们找到一个“好的”关系模式集合。一个坏的设计可能导致

数据冗余
插入、删除、修改异常

假设，我们用以下模式代替instructor模式和department模式： inst_dept(ID, name, salary, dept_name, building, budget)，如下图所示：

可以看出每个系的dept_name,building,budget数据都要重复一次，这样做浪费空间，并且可能导致数据不一致，更新也较复杂，例如修改dept_name，很多相关元组都要进行修改。

模式分解

可以将关系模式(A,B,C,D)分解为：(A,B)和(B,C,D)，或(A,C,D)和 (A,B,D)，或(A,B,C)和(C,D)，或(A,B)、(B,C)和(C,D)，或 (A,D)和 (B,C,D) 。

例，将关系模式inst_dept分解为：

― instructor(ID,name,dept_name,salary)

― department(dept_name,building,budget)

原模式(R )的所有属性都必须出现在分解后的(R1, R2)中：R=R1∪R2R = R_1 \cup R_2R=R1∪R2

如果R1R_1R1和$ R_2全外连接等于全外连接等于全外连接等于R$，则是一个无损连接分解。

例：

函数依赖

例：

Armstrong公理

Armstrong公理是用来找到闭包的一个理论，先介绍一下什么是函数依赖集的闭包：给定函数依赖集F，存在其他函数依赖被F′F^{\prime}F′逻辑蕴含（例：如果A→B且B→C，则可推出逻辑蕴涵A→C），被F′F^{\prime}F′逻辑蕴含的全体函数依赖的集合称为F的闭包，用F+F^+F+表示F的闭包。

我们可以利用Armstrong公理找出F+F^+F+：

若β⊆α\beta\subseteq\alphaβ⊆α,则α→β\alpha→\betaα→β（自反律）
若α→β\alpha→\betaα→β，则γα→γβ\gamma\alpha→\gamma\betaγα→γβ（增补率）
若α→β\alpha→\betaα→β且β→γ\beta→\gammaβ→γ，则α→γ\alpha→\gammaα→γ（传递率）
若α→β\alpha→\betaα→β与α→γ\alpha→\gammaα→γ成立，则α→βγ\alpha→\beta\gammaα→βγ成立（合并率）
若α→βγ\alpha→\beta\gammaα→βγ 成立，则α→β\alpha→\betaα→β与α→γ\alpha→\gammaα→γ成立（分解率）
若α→β\alpha→\betaα→β与成γβ→δ\gamma\beta→\deltaγβ→δ立，则αγ→δ\alpha\gamma→\deltaαγ→δ成立（伪传递率）

例：

与此对应的还有属性集的闭包，属性集的闭包为某一些属性能推导出的所有属性形成的集合，例：

属性闭包有多种用途：

正则覆盖

F的正则覆盖（记做FcF_cFc）是指与F等价的“极小的”函数依赖集合:

FcF_cFc中任何函数依赖都不包含无关属性
FcF_cFc中函数依赖的左半部都是唯一的

例：α1→β1,α1→β2\alpha_1 → \beta_1,\alpha_1 → \beta_2α1→β1,α1→β2,=>α1→β1β2\alpha_1 → \beta_1\beta_2α1→β1β2

计算正则覆盖的方式如下：

2NF

在满足第一范式后，第二范式要求表中所有的列都必须依赖于主键，且不能只依赖主键的一部分。简而言之，第二范式就是非主属性非部分依赖于主键。

不符合第二范式的例子：

货物类型	货物ID	货物名称	注意事项
瓷碗	1	白色瓷碗	易碎品
瓷碗	2	青花瓷碗	易碎品
瓷碗	3	雕花瓷碗	易碎品
三合板	1	普通三合板	易燃物品，注意防火

在该表中主键为（货物类型，货物ID），货物名称字段完全依赖于这个主键，换句话说，货物的名称完全是取决于这个主键的值的。但“注意事项”这一列，仅依赖于一个主键中”货物类型“这一个属性。根据第二范式规定，既然表中存在一个对主键不是完全依赖的字段，那么我们就可以确定，该表不符合第二范式。

BCNF

通俗点说就是在一个数据库R的关系中，如果关系α\alphaα能推导出β\betaβ，则要么β\betaβ是α\alphaα的子集，要么α\alphaα是R的超码。

BCNF分解算法

找出关系中的函数依赖关系，例如A→B
如果A不是超码或者B不是A的子集，则创建新的关系（A，B），并将B从原表中删除
直到找不出违反BCNF范式的表

例：

将class (course_id, title, dept_name, credits, sec_id, semester, year, building, room_number, capacity, time_slot_id)分解为BCNF范式，函数依赖关系如下:

course_id → title, dept_name, credits
building, room_number → capacity
course_id, sec_id, semester
year → building, room_number, time_slot_id

候选码如下:

{course_id, sec_id, semester, year}

BCNF分解如下:

course_id → title, dept_name, credits，但是course_id 不是超码,我们将class 分解为：

― course(course_id, title, dept_name, credits)

― class-1 (course_id, sec_id, semester, year, building, room_number, capacity, time_slot_id )
course是BCNF，在class-1中，存在依赖building, room_number → capacity ，但是 {building, room_number}不是class-1的超码，将class-1分解为:

― classroom (building, room_number, capacity)

― section (course_id, sec_id, semester, year, building, room_number, time_slot_id)

此时classroom和section是BCNF范式。

但是，BCNF分解不总是保持依赖的，例:

因此，我们并不总能满足这三个设计目标：

无损连接
BCNF
保持依赖

3NF(常用)

因为BCNF不保持依赖，所以需要定义一种较弱的范式，称为第三范式(3NF)，一般来说，数据库只需满足第三范式(3NF)就行了。

第三范式在BCNF范式上多了一个可选择的条件，下列条件中至少一个成立，就属于第三范式：

超码：一个或多个属性的集合，这些属性可以让我们在一个实体集中唯一地标识一个实体

候选码：一个或多个属性的集合，能够唯一标识一个元组，且它的真子集不能唯一标识元组。

主码（主键）：从所有候选码中选择一个，作为主码。例如：学生关系（学号，身份证号，姓名，院系，专业，性别，生日），有两个候选码：【学号】和【身份证号】，我们可以选择学号为主码，也可以选择身份证号为主码（当然，一般还是选择学号为主码）。

属性：上例中：学号、身份证号、姓名。。。都是学生的属性。

主属性：主属性指的是候选码中的属性。上例中的学号、身份证号都可以称为主属性。选课（学号，课程号），此关系的候选码只有一个，为：【学号、课程号】，故主属性有：学号、课程号。

以上三个规则通俗点说就是：在一个数据库R的关系中，如果关系α\alphaα能推导出β\betaβ，则要么β\betaβ是α\alphaα的子集，要么α\alphaα是R的超码，要么从关系α\alphaα中推导出的属性是主属性（包含在候选码中）。

例：

3NF分解算法:

求出所有依赖的正则覆盖
将所有的α\alphaα→β\betaβ组成新的关系Ri=(α,β)R_i=(\alpha,\beta)Ri=(α,β)
遍历所有的关系RiR_iRi

2.1 如果RiR_iRi不包含候选码，则添加随意一个候选码；

2.2 如果RiR_iRi是其他模式的子集，将其删除

3NF示例：

关系模式：cust_banker_branch = (customer_id, employee_id, branch_name, type )

函数依赖：

customer_id, employee_id → branch_name, type
employee_id → branch_name
customer_id, branch_name → employee_id

候选码为(customer_id, employee_id)

计算正则覆盖：

branch_name 在第一个函数依赖中是多余的，没有其他的多余属性，因此，我们得到

FC =― customer_id, employee_id → type ― employee_id→branch_name― customer_id, branch_name → employee_id

通过for循环，我们得到以下子关系模式：

(customer_id, employee_id, type)
(employee_id, branch_name)
(customer_id, branch_name, employee_id)
由于每个关系都包含原关系模式的候选码，分解到此为止

在循环结束后，检查并删除模式。如(employee_id, branch_name)是其他模式的子集，应该删除。
最后，得到3NF分解的子关系模式：

(customer_id, employee_id, type)
(customer_id, branch_name, employee_id)

虽然平时开发中满足第三范式就行了，但是我们还是需要了解一下第三范式的不足:

多值依赖

4NF(不常用)

有时属于BCNF的模式仍然未充分规范化，考虑数据库 classes(course, teacher, book) 定义(c,t,b)∈\in∈classes，意思是教师t 可以教课程c，而b是需用于课程c 的教材,数据库将为每门课程列出能讲授该课程的教师的集合，以及需用的书的集合(不管谁讲授该课),course: teacher =1:n，course: book = 1:n，teacher和book是多值属性，并且teacher和book相互独立,如下图所示:

该表中(course, teacher, book)是唯一的键，因此该关系模式属于BCNF，但是该表存在冗余，例如Sara是能教数据库的新教师，必须插入两条元组

(database, Sara, DB Concepts)
(database, Sara, Ullman)

因此，最好将classes 分解成：

在前面的例子中：

course→→teacher  (→→表示多值决定)
course→→book

对于多值决定的通俗解释就是：给定Y (course)的特定值，则有一个Z (teacher)值的集合和一个W (book)值的集合与之相关联，而这两个集合在某种意义上是相互独立的。

关系模式R关于函数依赖及多值依赖集合D属于4NF当且仅当有形如α→→β\alpha→→\betaα→→β的多值依赖，下列至少一个成立:

β⊆α\beta\subseteq\alphaβ⊆α或β∪α=R\beta\cup\alpha=Rβ∪α=R
α\alphaα是模式R的超码

4NF的通俗解释是：在一个数据库R的关系中，如果关系α\alphaα多值决定β\betaβ，则要么β\betaβ是α\alphaα的子集，要么α\alphaα是R的超码。

4NF的分解算法如下：

找出关系中的多值决定，例如A→→B
如果A不是超码或者B不是A的子集，则创建新的关系（A，B），并将B从原表中删除
直到找不出违反以上两个规则的表

例：

候选码为(A,B,C,G)。R不属于4NF，因为A→→B，A不是R的超码

将R分解为:

R2R_2R2中，CG→→H，而CG不是超码，将R2R_2R2分解为：

至此，完成了4NF的分解。