数据库中如何判断r属于第几范式

『壹』 数据库问题，给出的关系R是第几范式

从数据和常识上分析，有如下函数依赖：
工程号->开工日期，工程号->完工日期， （工程号，材料号）->数量，材料号->价格
可以看出其中的码是（工程号，材料号），存在的问题是非主属性对码的部分函数依赖，因此是第一范式，分解后：
（工程号，开工日期，完工日期）
（工程号，材料号，数量）
（材料号，价格）

『贰』 数据库中第一范式，第二范式，第三范式、、、、是什么，怎么区分

1. 第一范式：一言以蔽之：“第一范式的数据表必须是二维数据表”，第一范式是指数据库的版每一列都是不可分割权的基本数据项，强调列的原子性，试题中某一属性不能拥有几个值。比如数据库的电话号码属性里面不可以有固定电话和移动电话值。 说明：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。

2. 第二范式建立在第一范式的基础上，即满足第二范式一定满足第一范式，第二范式要求数据表每一个实例或者行必须被唯一标识。除满足第一范式外还有两个条件，一是表必须有一个主键；二是没有包含在主键中的列必须完全依赖于主键，而不能只依赖于主键的一部分。每一行的数据只能与其中一列相关，即一行数据只做一件事。只要数据列中出现数据重复，就要把表拆分开来。

3. 第三范式若某一范式是第二范式，且每一个非主属性都不传递依赖于该范式的候选键，则称为第三范式，即不能存在：非主键列 A 依赖于非主键列 B，非主键列 B 依赖于主键的情况。

(2)数据库中如何判断r属于第几范式扩展阅读：

范式是符合某一种级别的关系模式的集合。关系数据库中的关系必须满足一定的要求，满足不同程度要求的为不同范式。

『叁』 数据库关系模式范式的题目应该怎么做

(1)可以这样分析：“→”我们可以理解为决定。候选关键字就是唯一决定(A,B,C,D,E)这个数据集的几个字段，在F中我们不难看出C,E没有谁决定它，所以C,E一定是候选关键字，但是仅有C，E却不能决定A，B，D。这时我们再看F，发现能决定A的只有DC，所以再在候选关键字中加上D，加上D后我们发现B可以被D决定了，同时D当然可以决定D自身，于是R的候选关键字就是DCE
(2)首先R肯定是第一范式，简单理解就是F中A,B,C,D,E都有；其次R也属于第二范式，因为在F中不存在部分函数依赖。就是说，没有像AB→C,B→C这种约束。但是R不属于第三范式，因为在F中很明显有传递依赖（A→D， E→D，BC→D ，D→B），所以R属于第二范式。
(3)将R分解为3NF就是消除传递依赖，很好办，就把上面传递依赖中D换成B（A→B， E→B，BC→B ，B→B），再把其中（BC→B ，B→B）去掉，因为太显然了，就不需要去约束了。所以最后结果为F={A→B，E→B，DC→A }
可以参考的资料：
http://ce.sysu.e.cn/cdbm/news/coures/200908/news_20090807210925_242.html

『肆』 数据库第二范式和第三范式的区别的是什么

第二范式（2NF）和第三范式（3NF）的概念很容易混淆，区分它们的关键点在于，2NF：非主键列是否完全依赖于主键，还是依赖于主键的一部分；3NF：非主键列是直接依赖于主键，还是直接依赖于非主键列。

第二范式（2NF）：首先是 1NF，另外包含两部分内容，一是表必须有一个主键；二是没有包含在主键中的列必须完全依赖于主键，而不能只依赖于主键的一部分。考虑一个订单明细表OrderDetail其属性如下： （OrderID，ProctID，UnitPrice，Discount，Quantity，ProctName）。
因为我们知道在一个订单中可以订购多种产品，所以单单一个OrderID 是不足以成为主键的，主键应该是（OrderID，ProctID）。显而易见 Discount（折扣），Quantity（数量）完全依赖（取决）于主键（OderID，ProctID），而 UnitPrice，ProctName 只依赖于 ProctID。所以 OrderDetail 表不符合 2NF。不符合 2NF的设计容易产生冗余数据。

可以把OrderDetail表拆分为：

• OrderDetail（OrderID，ProctID，Discount，Quantity）

• Proct （ProctID，UnitPrice，ProctName）

来消除原订单表中UnitPrice，ProctName多次重复的情况。
第三范式（3NF）：首先是 2NF，另外非主键列必须直接依赖于主键，不能存在传递依赖。即不能存在：非主键列 A 依赖于非主键列 B，非主键列 B 依赖于主键的情况。考虑一个订单表Order： （OrderID，OrderDate，CustomerID，CustomerName，CustomerAddr，CustomerCity）主键是（OrderID）。
其中OrderDate，CustomerID，CustomerName，CustomerAddr，CustomerCity
等非主键列都完全依赖于主键（OrderID），所以符合 2NF。

不过问题是CustomerName，CustomerAddr，CustomerCity 直接依赖的是
CustomerID（非主键列），而不是直接依赖于主键，它是通过传递才依赖于主键，所以不符合 3NF。
通过拆分Order为Order（OrderID，OrderDate，CustomerID）和Customer（CustomerID，CustomerName，CustomerAddr，CustomerCity）从而达到 3NF。

『伍』 第一范式第二范式第三范式分别是什么样的

如果一关系模式r(R)的每个属性对应的域值都是不可分的(即原子的)，则称r(R)属于第一范式， 记为r(R)∈1NF。
第一范式的目标是:将基本数据划分成称为实体集或表的逻辑单元，当设计好每个实体后，需要为其指定主码。
如果一个关系模式r(R)∈1NF,且所有非主属性都完全函数依赖于r(R)的候选码，则称r(R)属于 第二范式，记为r(R)∈2NF。第二范式的目标是:将只部分依赖于主码(即依赖于主码的部分属性)的数据移到其他表中。
如果一个关系模式r(R)∈2NF,且所有非主属性都直接函数依赖于r(R)的候选码(即不存在非主属性传递依赖于候选码)，则称r(R)属于第三范式，记为r(R)∈3NF。第三范式的目标是:去掉表中不依赖于主码的数据。

『陆』 数据库：怎样判断关系是第几范式看完懂了

第一范式：简单说 列不能再分
第二范式：简单说 建立在第一范式基础上，消除部分依赖
第三范式：简单说 建立在第二范式基础上，消除传递依赖。
定义：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。
需要借用知乎刘慰教师的例子用一下，自己也理解了很长时间。
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。

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

采用这位大佬的例子
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
原文链接：https://blog.csdn.net/u013164931/article/details/79692402

『柒』 数据库中的三大范式是什么

数据库中三大范式的定义如下：

1、第一范式：

当关系模式R的所有属性都不能在分解为更基本的数据单位时，称R是满足第一范式的，简记为1NF。满足第一范式是关系模式规范化的最低要求，否则，将有很多基本操作在这样的关系模式中实现不了。

2、第二范式：

如果关系模式R满足第一范式，并且R得所有非主属性都完全依赖于R的每一个候选关键属性，称R满足第二范式，简记为2NF。

3、第三范式：

设R是一个满足第一范式条件的关系模式，X是R的任意属性集，如果X非传递依赖于R的任意一个候选关键字，称R满足第三范式，简记为3NF。

(7)数据库中如何判断r属于第几范式扩展阅读：

数据库中引入范式概念的目的：

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。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。

一个关系模式接着分解可以得到不同关系模式集合，也就是说分解方法不是惟一的。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问，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。

参考资料来源：网络-数据库范式

『捌』 数据库中第一二三四范式应该怎样去理解

第一范式（）：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

很少有人做到很符合以上几个范式的，一般说来，第一范式大家都可以遵守，完全遵守第二第三范式的人很少了，遵守的人一定就是设计数据库的高手了，BCNF的范式出现机会较少，而且会破坏完整性，你可以在做设计之时不考虑它，当然在ORACLE中可通过触发器解决其缺点。

『玖』 怎么判断属于几范式啊

1、第一范式（1NF）：数据库表中的字段都是单一属性的，不可再分。这个单一属性由基本类型构成，包括整型、实数、字符型、逻辑型、日期型等。

2、第二范式（2NF）：数据库表中不存在非关键字段对任一候选关键字段的部分函数依赖，也即所有非关键字段都完全依赖于任意一组候选关键字。

3、第三范式（3NF）：在第二范式的基础上，数据表中如果不存在非关键字段对任一候选关键字段的传递函数依赖则符合第三范式。

所谓传递函数依赖，指的是如果存在"A → B → C"的决定关系，则C传递函数依赖于A。因此，满足第三范式的数据库表应该不存在如下依赖关系：

关键字段 → 非关键字段x → 非关键字段y

4、鲍依斯-科得范式（BCNF）：在第三范式的基础上，数据库表中如果不存在任何字段对任一候选关键字段的传递函数依赖则符合第三范式。

(9)数据库中如何判断r属于第几范式扩展阅读

目前关系数据库有六种范式：第一范式（1NF）、第二范式（2NF）、第三范式（3NF）、Boyce-Codd范式（BCNF）、第四范式（4NF）和第五范式（5NF）。

满足最低要求的范式是第一范式（1NF）。在第一范式的基础上进一步满足更多要求的称为第二范式（2NF），其余范式以次类推。

下面我们举例介绍第一范式（1NF）、第二范式（2NF）和第三范式（3NF）。

在创建一个数据库的过程中，范化是将其转化为一些表的过程，这种方法可以使从数据库得到的结果更加明确。这样可能使数据库产生重复数据，从而导致创建多余的表。

范化是在识别数据库中的数据元素、关系以及定义所需的表和各表中的项目等这些初始工作之后的一个细化的过程。

下面是范化的一个例子：

Customer Item purchased Purchase price

Thomas Shirt $40

Maria Tennis shoes $35

Evelyn Shirt $40

Pajaro Trousers $25

如果上面这个表用于保存物品的价格，而你想要删除其中的一个顾客，这时你就必须同时删除一个价格。

范化就是要解决这个问题，你可以将这个表化为两个表，这样对其中一个表做添加或删除操作就不会影响另一个表。

参考资料

网络-范式

『拾』 一道数据库的题，判断范式。最好有步骤。

存在传递函数依赖（C→B，B→A）所以不是第三范式。并且每个非主属性完全函数依赖于主码（C，E），非主属性对主码没有部分函数依赖，所以R属于第二范式