資料庫中如何判斷r屬於第幾範式

『壹』 資料庫問題，給出的關系R是第幾範式

從數據和常識上分析，有如下函數依賴：
工程號->開工日期，工程號->完工日期， （工程號，材料號）->數量，材料號->價格
可以看出其中的碼是（工程號，材料號），存在的問題是非主屬性對碼的部分函數依賴，因此是第一範式，分解後：
（工程號，開工日期，完工日期）
（工程號，材料號，數量）
（材料號，價格）

『貳』 資料庫中第一範式，第二範式，第三範式、、、、是什麼，怎麼區分

1. 第一範式：一言以蔽之：「第一範式的數據表必須是二維數據表」，第一範式是指資料庫的版每一列都是不可分割權的基本數據項，強調列的原子性，試題中某一屬性不能擁有幾個值。比如資料庫的電話號碼屬性裡面不可以有固定電話和行動電話值。 說明：在任何一個關系資料庫中，第一範式（1NF）是對關系模式的基本要求，不滿足第一範式（1NF）的資料庫就不是關系資料庫。

2. 第二範式建立在第一範式的基礎上，即滿足第二範式一定滿足第一範式，第二範式要求數據表每一個實例或者行必須被唯一標識。除滿足第一範式外還有兩個條件，一是表必須有一個主鍵；二是沒有包含在主鍵中的列必須完全依賴於主鍵，而不能只依賴於主鍵的一部分。每一行的數據只能與其中一列相關，即一行數據只做一件事。只要數據列中出現數據重復，就要把表拆分開來。

3. 第三範式若某一範式是第二範式，且每一個非主屬性都不傳遞依賴於該範式的候選鍵，則稱為第三範式，即不能存在：非主鍵列 A 依賴於非主鍵列 B，非主鍵列 B 依賴於主鍵的情況。

(2)資料庫中如何判斷r屬於第幾範式擴展閱讀：

範式是符合某一種級別的關系模式的集合。關系資料庫中的關系必須滿足一定的要求，滿足不同程度要求的為不同範式。

『叄』 資料庫關系模式範式的題目應該怎麼做

(1)可以這樣分析：「→」我們可以理解為決定。候選關鍵字就是唯一決定(A,B,C,D,E)這個數據集的幾個欄位，在F中我們不難看出C,E沒有誰決定它，所以C,E一定是候選關鍵字，但是僅有C，E卻不能決定A，B，D。這時我們再看F，發現能決定A的只有DC，所以再在候選關鍵字中加上D，加上D後我們發現B可以被D決定了，同時D當然可以決定D自身，於是R的候選關鍵字就是DCE
(2)首先R肯定是第一範式，簡單理解就是F中A,B,C,D,E都有；其次R也屬於第二範式，因為在F中不存在部分函數依賴。就是說，沒有像AB→C,B→C這種約束。但是R不屬於第三範式，因為在F中很明顯有傳遞依賴（A→D， E→D，BC→D ，D→B），所以R屬於第二範式。
(3)將R分解為3NF就是消除傳遞依賴，很好辦，就把上面傳遞依賴中D換成B（A→B， E→B，BC→B ，B→B），再把其中（BC→B ，B→B）去掉，因為太顯然了，就不需要去約束了。所以最後結果為F={A→B，E→B，DC→A }
可以參考的資料：
http://ce.sysu.e.cn/cdbm/news/coures/200908/news_20090807210925_242.html

『肆』 資料庫第二範式和第三範式的區別的是什麼

第二範式（2NF）和第三範式（3NF）的概念很容易混淆，區分它們的關鍵點在於，2NF：非主鍵列是否完全依賴於主鍵，還是依賴於主鍵的一部分；3NF：非主鍵列是直接依賴於主鍵，還是直接依賴於非主鍵列。

第二範式（2NF）：首先是 1NF，另外包含兩部分內容，一是表必須有一個主鍵；二是沒有包含在主鍵中的列必須完全依賴於主鍵，而不能只依賴於主鍵的一部分。考慮一個訂單明細表OrderDetail其屬性如下： （OrderID，ProctID，UnitPrice，Discount，Quantity，ProctName）。
因為我們知道在一個訂單中可以訂購多種產品，所以單單一個OrderID 是不足以成為主鍵的，主鍵應該是（OrderID，ProctID）。顯而易見 Discount（折扣），Quantity（數量）完全依賴（取決）於主鍵（OderID，ProctID），而 UnitPrice，ProctName 只依賴於 ProctID。所以 OrderDetail 表不符合 2NF。不符合 2NF的設計容易產生冗餘數據。

可以把OrderDetail表拆分為：

• OrderDetail（OrderID，ProctID，Discount，Quantity）

• Proct （ProctID，UnitPrice，ProctName）

來消除原訂單表中UnitPrice，ProctName多次重復的情況。
第三範式（3NF）：首先是 2NF，另外非主鍵列必須直接依賴於主鍵，不能存在傳遞依賴。即不能存在：非主鍵列 A 依賴於非主鍵列 B，非主鍵列 B 依賴於主鍵的情況。考慮一個訂單表Order： （OrderID，OrderDate，CustomerID，CustomerName，CustomerAddr，CustomerCity）主鍵是（OrderID）。
其中OrderDate，CustomerID，CustomerName，CustomerAddr，CustomerCity
等非主鍵列都完全依賴於主鍵（OrderID），所以符合 2NF。

不過問題是CustomerName，CustomerAddr，CustomerCity 直接依賴的是
CustomerID（非主鍵列），而不是直接依賴於主鍵，它是通過傳遞才依賴於主鍵，所以不符合 3NF。
通過拆分Order為Order（OrderID，OrderDate，CustomerID）和Customer（CustomerID，CustomerName，CustomerAddr，CustomerCity）從而達到 3NF。

『伍』 第一範式第二範式第三範式分別是什麼樣的

如果一關系模式r(R)的每個屬性對應的域值都是不可分的(即原子的)，則稱r(R)屬於第一範式， 記為r(R)∈1NF。
第一範式的目標是:將基本數據劃分成稱為實體集或表的邏輯單元，當設計好每個實體後，需要為其指定主碼。
如果一個關系模式r(R)∈1NF,且所有非主屬性都完全函數依賴於r(R)的候選碼，則稱r(R)屬於 第二範式，記為r(R)∈2NF。第二範式的目標是:將只部分依賴於主碼(即依賴於主碼的部分屬性)的數據移到其他表中。
如果一個關系模式r(R)∈2NF,且所有非主屬性都直接函數依賴於r(R)的候選碼(即不存在非主屬性傳遞依賴於候選碼)，則稱r(R)屬於第三範式，記為r(R)∈3NF。第三範式的目標是:去掉表中不依賴於主碼的數據。

『陸』 資料庫：怎樣判斷關系是第幾範式看完懂了

第一範式：簡單說 列不能再分
第二範式：簡單說 建立在第一範式基礎上，消除部分依賴
第三範式：簡單說 建立在第二範式基礎上，消除傳遞依賴。
定義：設X,Y是關系R的兩個屬性集合，存在X→Y，若X』是X的真子集，存在X』→Y，則稱Y部分函數依賴於X。
需要借用知乎劉慰教師的例子用一下，自己也理解了很長時間。
設X,Y,Z是關系R中互不相同的屬性集合，存在X→Y(Y !→X),Y→Z，則稱Z傳遞函數依賴於X。

https://blog.csdn.net/rl529014/article/details/48391465

採用這位大佬的例子
在關系R(學號 ,宿舍, 費用)中，(學號)->(宿舍),宿舍！=學號，(宿舍)->(費用),費用!=宿舍，所以符合傳遞函數的要求
原文鏈接：https://blog.csdn.net/u013164931/article/details/79692402

『柒』 資料庫中的三大範式是什麼

資料庫中三大範式的定義如下：

1、第一範式：

當關系模式R的所有屬性都不能在分解為更基本的數據單位時，稱R是滿足第一範式的，簡記為1NF。滿足第一範式是關系模式規范化的最低要求，否則，將有很多基本操作在這樣的關系模式中實現不了。

2、第二範式：

如果關系模式R滿足第一範式，並且R得所有非主屬性都完全依賴於R的每一個候選關鍵屬性，稱R滿足第二範式，簡記為2NF。

3、第三範式：

設R是一個滿足第一範式條件的關系模式，X是R的任意屬性集，如果X非傳遞依賴於R的任意一個候選關鍵字，稱R滿足第三範式，簡記為3NF。

(7)資料庫中如何判斷r屬於第幾範式擴展閱讀：

資料庫中引入範式概念的目的：

規范化目的是使結構更合理，消除存儲異常，使數據冗餘盡量小。便於插入、刪除和更新。遵從概念單一化「一事一地」原則，即一個關系模式描述一個實體或實體間的一種聯系。規范的實質就是概念的單一化。

一個關系模式接著分解可以得到不同關系模式集合，也就是說分解方法不是惟一的。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信息為前提來實現。

其根本目標是節省存儲空問，避免數據不一致性，提高對關系的操作效率，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數據查詢。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。

參考資料來源：網路-資料庫範式

『捌』 資料庫中第一二三四範式應該怎樣去理解

第一範式（）：在關系模式R中的每一個具體關系r中，如果每個屬性值 都是不可再分的最小數據單位，則稱R是第一範式的關系。例：如職工號，姓名，電話號碼組成一個表（一個人可能有一個辦公室電話 和一個家裡電話號碼） 規范成為1NF有三種方法：
一是重復存儲職工號和姓名。這樣，關鍵字只能是電話號碼。
二是職工號為關鍵字，電話號碼分為單位電話和住宅電話兩個屬性
三是職工號為關鍵字，但強制每條記錄只能有一個電話號碼。
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。

第二範式（2NF）：如果關系模式R（U，F）中的所有非主屬性都完全依賴於任意一個候選關鍵字，則稱關系R 是屬於第二範式的。
例：選課關系 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系模式有以下問題：
a.數據冗餘，假設同一門課由40個學生選修，學分就 重復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，如計劃開新課，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保存。
原因：非關鍵字屬性CREDIT僅函數依賴於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：分成兩個關系模式 SC1（SNO，CNO，GRADE），C2（CNO，CREDIT）。新關系包括兩個關系模式，它們之間通過SC1中的外關鍵字CNO相聯系，需要時再進行自然聯接，恢復了原來的關系

第三範式（3NF）：如果關系模式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，則稱關系R是屬於第三範式的。
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，系地址。
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。但這關系肯定有大量的冗餘，有關學生所在的幾個屬性DNO，DNAME，LOCATION將重復存儲，插入，刪除和修改時也將產生類似以上例的情況。
原因：關系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 函數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：每個關系模式中不能留有傳遞依賴。
解決方法：分為兩個關系 S（SNO，SNAME，DNO），D（DNO，DNAME，LOCATION）
注意：關系S中不能沒有外關鍵字DNO。否則兩個關系之間失去聯系。

BCNF：如果關系模式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，那麼稱關系R是屬於BCNF的。或是關系模式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的關系模式。
例：配件管理關系模式 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.一個倉庫有多個職工。
b.一個職工僅在一個倉庫工作。
c.每個倉庫里一種型號的配件由專人負責，但一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，存在函數依賴（WNO，PNO） -> ENO。由於每個倉庫里的一種配件由專人負責，而一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 一個職工僅在一個倉庫工作，有ENO -> WNO。由於每個倉庫里的一種配件由專人負責，而一個職工僅在一個倉庫工作，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，是一個候選關鍵字。根據ENO->WNO，（ENO，PNO）->QNT，故（ENO，PNO）也能決定整個元組，為另一個候選關鍵字。屬性ENO，WNO，PNO 均為主屬性，只有一個非主屬性QNT。它對任何一個候選關鍵字都是完全函數依賴的，並且是直接依賴，所以該關系模式是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對另外一個候選關鍵字（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。如一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而無法插入到該關系中去。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：分解後函數依賴的保持性較差。如此例中，由於分解,函數依賴（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里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，分解之後的關系模式降低了部分完整性約束。

一個關系分解成多個關系，要使得分解有意義，起碼的要求是分解後不丟失原來的信息。這些信息不僅包括數據本身，而且包括由函數依賴所表示的數據之間的相互制約。進行分解的目標是達到更高一級的規范化程度，但是分解的同時必須考慮兩個問題：無損聯接性和保持函數依賴。有時往往不可能做到既有無損聯接性，又完全保持函數依賴。需要根據需要進行權衡。

1NF直到BCNF的四種範式之間有如下關系：
BCNF包含了3NF包含2NF包含1NF

很少有人做到很符合以上幾個範式的，一般說來，第一範式大家都可以遵守，完全遵守第二第三範式的人很少了，遵守的人一定就是設計資料庫的高手了，BCNF的範式出現機會較少，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。

『玖』 怎麼判斷屬於幾範式啊

1、第一範式（1NF）：資料庫表中的欄位都是單一屬性的，不可再分。這個單一屬性由基本類型構成，包括整型、實數、字元型、邏輯型、日期型等。

2、第二範式（2NF）：資料庫表中不存在非關鍵欄位對任一候選關鍵欄位的部分函數依賴，也即所有非關鍵欄位都完全依賴於任意一組候選關鍵字。

3、第三範式（3NF）：在第二範式的基礎上，數據表中如果不存在非關鍵欄位對任一候選關鍵欄位的傳遞函數依賴則符合第三範式。

所謂傳遞函數依賴，指的是如果存在"A → B → C"的決定關系，則C傳遞函數依賴於A。因此，滿足第三範式的資料庫表應該不存在如下依賴關系：

關鍵欄位 → 非關鍵欄位x → 非關鍵欄位y

4、鮑依斯-科得範式（BCNF）：在第三範式的基礎上，資料庫表中如果不存在任何欄位對任一候選關鍵欄位的傳遞函數依賴則符合第三範式。

(9)資料庫中如何判斷r屬於第幾範式擴展閱讀

目前關系資料庫有六種範式：第一範式（1NF）、第二範式（2NF）、第三範式（3NF）、Boyce-Codd範式（BCNF）、第四範式（4NF）和第五範式（5NF）。

滿足最低要求的範式是第一範式（1NF）。在第一範式的基礎上進一步滿足更多要求的稱為第二範式（2NF），其餘範式以次類推。

下面我們舉例介紹第一範式（1NF）、第二範式（2NF）和第三範式（3NF）。

在創建一個資料庫的過程中，范化是將其轉化為一些表的過程，這種方法可以使從資料庫得到的結果更加明確。這樣可能使資料庫產生重復數據，從而導致創建多餘的表。

范化是在識別資料庫中的數據元素、關系以及定義所需的表和各表中的項目等這些初始工作之後的一個細化的過程。

下面是范化的一個例子：

Customer Item purchased Purchase price

Thomas Shirt $40

Maria Tennis shoes $35

Evelyn Shirt $40

Pajaro Trousers $25

如果上面這個表用於保存物品的價格，而你想要刪除其中的一個顧客，這時你就必須同時刪除一個價格。

范化就是要解決這個問題，你可以將這個表化為兩個表，這樣對其中一個表做添加或刪除操作就不會影響另一個表。

參考資料

網路-範式

『拾』 一道資料庫的題，判斷範式。最好有步驟。

存在傳遞函數依賴（C→B，B→A）所以不是第三範式。並且每個非主屬性完全函數依賴於主碼（C，E），非主屬性對主碼沒有部分函數依賴，所以R屬於第二範式