数据库三种范式
数据库设计的基本原则是
数据库设计的基本原则是数据库设计的基本原则是确保数据的完整性、一致性、可靠性和可扩展性。
一个好的数据库设计应该能够满足用户需求，并且能够有效地存储和检索数据。
以下是数据库设计的一些基本原则：1. 数据库范式化- 第一范式（1NF）：确保每个属性都是原子的，不可再分。
- 第二范式（2NF）：确保非主键属性完全依赖于主键。
- 第三范式（3NF）：确保非主键属性不依赖于其他非主键属性。
2. 数据库冗余最小化- 避免在多个表中存储相同的数据，通过建立关联来实现数据共享和一致性。
- 使用外键来建立表之间的关系，避免重复数据。
3. 数据库安全性- 设置适当的访问权限和角色，限制用户对敏感数据的访问。
- 使用加密算法对敏感信息进行加密存储，确保数据在传输和存储过程中的安全。
4. 数据库备份与恢复- 定期备份数据库以防止意外数据丢失。
- 建立有效的恢复机制，以便在需要时能够快速恢复数据库。
5. 数据库索引优化- 根据查询需求创建适当的索引，以提高查询性能。
- 避免创建过多的索引，因为过多的索引会增加写操作的开销。
6. 数据库性能优化- 使用合适的数据类型和字段长度来减少存储空间和提高查询效率。
- 优化查询语句，避免全表扫描和不必要的连接操作。
- 定期进行数据库性能监控和调优，以保持数据库的高性能。
7. 数据库一致性与完整性- 使用约束来确保数据的一致性和完整性，如主键、外键、唯一约束等。
- 设置触发器来处理复杂的业务规则和数据验证。
8. 数据库可扩展性- 设计合理的表结构以支持未来业务需求的扩展。
- 考虑使用分区表或分布式数据库来提高系统的可扩展性。
9. 数据库文档化- 记录数据库设计和架构，包括表结构、关系图、索引等信息。
- 编写清晰详细的数据库文档，方便后续维护和开发人员理解数据库结构。
10. 数据库规范化与反规范化- 根据实际需求进行规范化或反规范化处理，平衡数据存储和查询性能的需求。
总结：数据库设计的基本原则包括范式化、冗余最小化、安全性、备份与恢复、索引优化、性能优化、一致性与完整性、可扩展性和文档化。
数据库范式 通俗讲解
数据库范式通俗讲解
数据库范式是一种设计数据库表结构的方法，旨在消除数据冗余并提高数据存储的效率。
通俗来讲，数据库范式就是一种规范，它告诉我们如何把数据存储在数据库中，以便更好地组织和管理数据。
数据库范式通常分为不同的级别，即第一范式（1NF）、第二范式（2NF）、第三范式（3NF）等。
每个级别都有其特定的规则和要求，用于确保数据库表的结构合理且数据不会重复存储。
第一范式要求每个数据表中的每一列都是不可再分的原子值，不可再分的意思是不能再分解为更小的数据单元。
这样可以避免数据冗余和复杂的数据结构。
第二范式要求数据表中的非主键列完全依赖于主键，即非主键列必须完全依赖于主键，而不是部分依赖。
这样可以确保数据表中的数据结构更加清晰和简洁。
第三范式要求数据表中的每一列都与主键直接相关，而不是与其他非主键列相关。
这样可以进一步减少数据冗余，提高数据的一
致性和完整性。
总的来说，数据库范式的目标是通过合理的数据表设计，减少数据冗余，提高数据存储和检索的效率，确保数据的一致性和完整性。
然而，有时候过度范式化也可能导致查询性能下降，因此在实际应用中需要根据具体情况进行权衡和调整。
数据库范式第一第二第三范式的区别
数据库范式第一第二第三范式的区别
主要是针对数据库来说。
第一范式、第二范式都是针对数据表的，而第三范式针对的则是数据库中的数据模型了。
比如说，在关系型数据库里面，第三范式又称为实体完整性规范化（ Entity Completeness Normatification），即将数据库中的每个数据项，按照某种方法进行组织和存储。
例如，关系型数据库的第一范式，又叫做完全范式，是指所有的表，其字段都具备相同类型的数据值。
在实际应用中，通常使用第一范式设计的数据库管理系统比较简单，因此大多数的数据库开发人员习惯于这样设计他们的系统。
但由于很少考虑用户的特殊需求，致使许多第一范式设计的系统不能满足用户的需要。
也就是说，在第一范式下设计出来的数据库没办法处理各种各样的事务操作。
如何解决这个问题呢？答案就是采用第二范式。
这里所谓的“第二范式”并非指在实体上增加一个额外的范围，而是指改变第一范式中的某些规定以适应新的情况。
一般地讲，采取第二范式后，可以提高数据库的性能。
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数据库的一二三范式
数据库的一二三范式数据库的一二三范式是关系数据库设计中的重要概念，它们是用来规范数据库表的结构，确保数据的一致性和完整性。
本文将分别介绍一二三范式的定义和应用。
一范式（1NF）：消除重复的数据一范式要求数据库表的每个字段都是原子性的，即不可再分。
也就是说，一个字段不能包含多个值。
如果一个字段需要包含多个值，就需要将其拆分成多个独立的字段。
这样可以避免数据冗余和更新异常。
例如，我们有一个学生表，其中的一个字段是“课程”，如果一个学生选修了多门课程，我们可以将“课程”字段拆分成多个字段，比如“课程1”，“课程2”等。
二范式（2NF）：消除非主属性对主键的部分依赖二范式要求数据库表中的非主属性都完全依赖于主键，而不是依赖于主键的一部分。
如果一个表存在非主属性对主键的部分依赖，就需要将其拆分成多个表，以消除数据冗余和更新异常。
例如，我们有一个订单表，其中的字段有“订单号”、“产品名称”、“产品价格”和“产品数量”。
订单号是主键，产品名称、产品价格和产品数量都依赖于订单号。
但是，产品名称和产品价格之间存在函数依赖关系，即产品名称确定了产品价格。
为了满足二范式，我们可以将产品名称和产品价格拆分成一个独立的表。
三范式（3NF）：消除传递依赖三范式要求数据库表中的非主属性不依赖于其他非主属性，而是直接依赖于主键。
如果一个表存在传递依赖，就需要将其拆分成多个表，以消除数据冗余和更新异常。
例如，我们有一个员工表，其中的字段有“员工号”、“员工姓名”、“部门号”和“部门名称”。
员工号是主键，员工姓名依赖于员工号，部门名称依赖于部门号。
但是，员工姓名和部门名称之间存在传递依赖，即员工号确定了部门号，部门号确定了部门名称。
为了满足三范式，我们可以将部门名称拆分成一个独立的表。
总结：数据库的一二三范式是关系数据库设计中的基本规范，用于规范数据库表的结构，保证数据的一致性和完整性。
一范式消除重复的数据，二范式消除非主属性对主键的部分依赖，三范式消除传递依赖。
数据库-部分函数依赖,传递函数依赖,完全函数依赖,三种范式的区别
数据库-部分函数依赖，传递函数依赖，完全函数依赖，三种范式的区别要讲清楚范式，就先讲讲几个名词的含义吧：部分函数依赖：设X,Y是关系R的两个属性集合，存在X→Y，若X’是X的真子集，存在X’→Y，则称Y部分函数依赖于X。
举个例子：学生基本信息表R中（学号，身份证号，姓名）当然学号属性取值是唯一的，在R关系中，（学号，身份证号）->（姓名），（学号）->（姓名），（身份证号）->（姓名）；所以姓名部分函数依赖与（学号，身份证号）；完全函数依赖：设X,Y是关系R的两个属性集合，X’是X的真子集，存在X→Y，但对每一个X’都有X’!→Y，则称Y完全函数依赖于X。
例子：学生基本信息表R（学号，班级，姓名）假设不同的班级学号有相同的，班级内学号不能相同，在R关系中，（学号，班级）->（姓名），但是（学号）->(姓名)不成立，（班级）->(姓名)不成立，所以姓名完全函数依赖与（学号，班级）；传递函数依赖：设X,Y,Z是关系R中互不相同的属性集合，存在X→Y(Y !→X),Y→Z，则称Z传递函数依赖于X。
例子：在关系R(学号 ,宿舍, 费用)中，(学号)->(宿舍),宿舍！=学号，(宿舍)->(费用),费用!=宿舍，所以符合传递函数的要求；在任何一个关系数据库中，第一范式（1NF）是对关系模式的基本要求，不满足第一范式（1NF）的数据库就不是关系数据库。
所谓第一范式（1NF）是指数据库表的每一列(即每个属性)都是不可分割的基本数据项，同一列中不能有多个值，即实体中的某个属性不能有多个值或者不能有重复的属性。
简而言之，第一范式就是无重复的列。
2、第二范式（2NF）第二范式（2NF）是在第一范式（1NF）的基础上建立起来的，即满足第二范式（2NF）必须先满足第一范式（1NF）。
第二范式（2NF）要求数据库表中的每个实例或行必须可以被唯一地区分。
为实现区分通常需要为表加上一个列，以存储各个实例的唯一标识。
简述数据库设计3个范式的含义
数据库设计是指按照特定的规范和要求，对数据库的数据存储和管理进行规划和设计的过程。
数据库设计的三个范式是指数据库设计中的基本规范，其中第一范式（1NF）、第二范式（2NF）和第三范式（3NF）分别规定了数据库中的数据应该满足的标准和要求。
下面我们将简要介绍数据库设计的三个范式的含义。
一、第一范式（1NF）1. 第一范式是指数据库表中的所有字段都是不可再分的最小单元，即每个数据项都是不可再分的，不能再被分割为更小的数据项。
2. 数据库表中的每一列都是单一的值，不可再分。
3. 所有的字段都应该是原子性的，即不能再分。
4. 如果数据库表中的字段不满足第一范式的要求，就需要进行适当的调整和修改，使之满足第一范式的要求。
二、第二范式（2NF）1. 第二范式是指数据库表中的所有非主属性都完全依赖于全部主键。
2. 所谓主属性是指唯一标识一个记录的属性，而非主属性是指与主键相关的其他属性。
3. 如果一个表中的某些字段与主键没有直接关系，而是依赖于其他字段，则需要将这些字段拆分到另一个表中。
4. 通过将非主属性与主键分离，可以避免数据冗余和更新异常。
5. 第二范式要求数据库表中的数据项应该是唯一的，不可再分，且完全依赖于全部主键。
三、第三范式（3NF）1. 第三范式是指数据库表中的所有字段都不依赖于其他非主字段。
2. 也就是说，一个表中的字段之间应该相互独立，不应该存在字段之间的传递依赖关系。
3. 如果一个字段依赖于其他非主字段，则应该将其拆分到另一张表中，以避免数据冗余和更新异常。
4. 第三范式要求数据库表中的字段之间应该是独立的，不应该存在传递依赖关系。
数据库设计的三个范式分别规范了数据库表中数据的原子性、依赖性和独立性。
遵循这些范式可以有效地减少数据冗余和更新异常，提高数据库的数据完整性和稳定性。
在进行数据库设计时，设计人员应该严格遵循这些范式的要求，以确保数据库的高效性和可靠性。
众所周知，数据库设计的三个范式是设计和维护关系型数据库时非常重要的标准和指导原则。
数据库1NF, 2NF, 3NF, 4NF, 5NF, BCNF的定义和区别
1NF, 2NF, 3NF, 4NF, 5NF, BCNF第一范式（1NF）无重复的列基本上现在的关系型数据库都会符合第一范式，不符合的也建立不了。
第二范式（2NF）属性完全依赖于主键要求数据库表中的每个实例或行必须可以被惟一地区分。
为实现区分通常需要为表加上一个列，以存储各个实例的惟一标识。
例如：员工信息表中加上了员工编号（emp_id）列，因为每个员工的员工编号是惟一的，因此每个员工可以被惟一区分。
这个惟一属性列被称为主关键字或主键、主码。
所以员工的其它信息都依赖于员工编号。
所谓完全依赖是指不能存在仅依赖主关键字一部分的属性，如果存在，那么这个属性和主关键字的这一部分应该分离出来形成一个新的实体第三范式（3NF）属性不依赖于其它非主属性要求一个数据库表中不包含已在其它表中已包含的非主关键字信息。
例如，存在一个部门信息表，其中每个部门有部门编号（dept_id）、部门名称、部门简介等信息。
那么在的员工信息表中列出部门编号后就不能再将部门名称、部门简介等与部门有关的信息再加入员工信息表中。
如果不存在部门信息表，则根据第三范式（3NF）也应该构建它，否则就会有大量的数据冗余。
简而言之，第三范式就是属性不依赖于其它非主属性。
修正的第三范式（BCNF）要求关系模型中所有的属性（包括主属性和非主属性）都不传递依赖于任何候选关键字。
也就是说，当关系型表中功能上互相依赖的那些列的每一列都是一个候选关键字时候，该满足BCNF。
BCNF实际上是在第三范式的基础上，进一步消除了主属性的传递依赖。
第四范式（4NF）当一个表中的非主属性互相独立时（3NF），这些非主属性不应该有多值。
若有多值就违反了第四范式。
定义比较抽象，可以参照下面的例子理解。
CUSTOMERID PHONE CELL10008828-123414908888888810008838-1234149099999999由于PHONE和CELL是互相独立的，而有些用户又有两个和多个值。
第一第二范式第三范式关系
第一第二范式第三范式关系关系数据库是现代应用开发中常用的数据存储和管理方式，而范式化是一种设计数据库的方法。
在关系数据库中，范式分为第一范式（1NF）、第二范式（2NF）和第三范式（3NF）。
本文将介绍三个范式的概念、原则和关系，以帮助读者更好地理解和运用范式化方法。
第一范式是关系数据库设计中的基本要求，它要求每个数据列都是原子的，不可再分。
具体来说，每个表的每个字段都只能有一个单一值，不能包含多个值或重复的分组。
这样可以确保数据的唯一性和一致性，方便数据的查询和管理。
例如，一个学生信息表应该将学生姓名、学号、性别等信息分开存储，而不是将它们合并在一个字段中。
第二范式在第一范式的基础上进一步规范了关系数据库的设计。
第二范式要求每个非主键字段都完全依赖于主键，即非主键字段必须和主键直接相关，而不能和其他非主键字段相关。
这种规范化可以避免数据的冗余和更新异常。
举个例子，一个订单表中，订单号是主键，订单日期和客户名称完全依赖于订单号，而不是互相依赖。
第三范式在第二范式的基础上进一步规范了数据库的设计。
第三范式要求所有非主键字段都不传递依赖于主键，即非主键字段之间不能相互依赖。
这样可以消除数据冗余和处理更新异常的可能性。
例如，一个员工表中，员工编号是主键，部门号和部门名称之间存在函数依赖关系，因此应该将它们分开存储，而不是将部门名称作为员工表的字段。
范式化的好处是可以提高数据的一致性、完整性和可维护性，减少数据冗余和更新异常的可能性。
但过度范式化也可能导致查询性能下降，因此在实际应用中需要权衡范式化和性能的关系。
一般来说，高频查询的字段可以冗余存储，以提高查询性能，但需要注意保持数据的一致性。
在数据库设计过程中，应该根据实际需求选择合适的范式化级别。
如果数据结构相对简单，可以选择较高的范式化级别；如果数据结构复杂，可以适当冗余存储以提高查询性能。
同时，还可以使用索引、优化查询语句等方法来提高数据库的性能。
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数据库的三个范式
第一范式：关系模式中，每个属性不可再分。
属性原子性
第二范式：非主属性完全依赖于主属性，即消除非主属性对主属性的部分函数依赖关系。
第三范式：非主属性对主属性不存在传递函数依赖关系。
BNCF范式：在第三范式的基础上，消除主属性之间的部分函数依赖
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。
例：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。
例：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。
原因：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。
解决方法：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。
例：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）-> ENO。
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。
注意：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。
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