什么是范式问题

范式（数据库设计范式，数据库的设计范式）是符合某一种级别的关系模式的集合。构造数据库必须遵循一定的规则。在关系数据库中，这种规则就是范式。关系数据库中的关系必须满足一定的要求，即满足不同的范式。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。一般说来，数据库只需满足第三范式（3NF）就行了。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。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。定义：如果一个关系模式R的所有属性都是不可分的基本数据项，则R属于1NF。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（部分函数依赖指的是存在组合关键字中的某些字段决定非关键字段的情况），也即所有非关键字段都完全依赖于任意一组候选关键字。

数据库三大范式最简单的解释如下：

第一范式（1NF）：属性不可分割，即每个属性都是不可分割的原子项。（实体的属性即表中的列）。

第二范式（2NF）：满足第一范式；且不存在部分依赖，即非主属性必须完全依赖于主属性。（主属性即主键；完全依赖是针对于联合主键的情况，非主键列不能只依赖于主键的一部分）。

第三范式（3NF）：满足第二范式；且不存在传递依赖，即非主属性不能与非主属性之间有依赖关系，非主属性必须直接依赖于主属性，不能间接依赖主属性。（A -> B，B ->C，A -> C）。

数据库管理系统是数据库系统的核心组成部分，主要完成对数据库的 *** 作与管理功能，实现数据库对象的创建、数据库存储数据的查询、添加、修改与删除 *** 作和数据库的用户管理、权限管理等。它的安全直接关系到整个数据库系统的安全，其防护手段主要有：

（1）使用正版数据库管理系统并及时安装相关补丁。

（2）做好用户账户管理，禁用默认超级管理员账户或者为超级管理员账户设置复杂密码；为应用程序分别分配专用账户进行访问；设置用户登录时间及登录失败次数限制， 防止暴力破解用户密码。

（3）分配用户访问权限时，坚持最小权限分配原则，并限制用户只能访问特定数据库，不能同时访问其他数据库。

（4）修改数据库默认访问端口，使用防火墙屏蔽掉对 外开放的其他端口，禁止一切外部的端口探测行为。

（5）对数据库内存储的重要数据、敏感数据进行加密存储，防止数据库备份或数据文件被盗而造成数据泄露。

（6）设置好数据库的备份策略，保证数据库被破坏后能迅速恢复。

（7）对数据库内的系统存储过程进行合理管理，禁用掉不必要的存储过程，防止利用存储过程进行数据库探测与攻击。

（8）启用数据库审核功能，对数据库进行全面的事件跟踪和日志记录。

BCNF范式在3NF基础上消除对主码子集的依赖。

以仓库管理关系表为例：仓库号，存储物品号，管理员号，数量。首先该表满足第三范式，也就是说一个管理员只在一个仓库工作，一个仓库能够存储多种物品。表中存在有如下依赖关系：

(仓库号，存储物品号)——>(管理员号，数量)

(管理员号，存储物品号)——>(仓库号，数量)

由以上依赖关系可以得知(仓库号，存储物品号)和(管理员号，存储物品号)为表关系中的候选码。

表中唯一非关键字段为数量，它是符合第三范式的。但是，由于存在如下决定关系：

(仓库号)——>(管理员号)

(管理员号)——>(仓库号)

即存在关键字段决定关键字段的情况，因此其不符合BCNF。

解决方法：把仓库管理关系表分解为两个关系表仓库管理表(仓库号，管理员号)和仓库表(仓库号，存储物品号，数量)，这样这个数据库表是符合BCNF的，并消除了删除异常、插入异常和更新异常。

扩展资料：

巴斯-科德范式（BCNF）是第三范式（3NF）的一个子集，即满足巴斯-科德范式（BCNF）必须满足第三范式（3NF）。通常情况下，巴斯-科德范式被认为没有新的设计规范加入，只是对第二范式与第三范式中设计规范要求更强，因而被认为是修正第三范式。

也就是说，它事实上是对第三范式的修正，使数据库冗余度更小。这也是BCNF不被称为第四范式的原因。某些书上，根据范式要求的递增性将其称之为第四范式是不规范，也是更让人不容易理解的地方。而真正的第四范式，则是在设计规范中添加了对多值及依赖的要求。

参考资料来源：百度百科-数据库范式

数据库中的范式问题．理论和时间要结合．

第一范式：当且仅当一个关系变量的所有的合法的值中，每一个元组的每个属性只含有

一个值时，该关系变量属于1 N F。

第二范式：（假定只有一个候选码，且该候选码是主码）当且仅当一个关系变量属于

1 N F，且该关系变量的每一个非码属性都完全函数依赖于主码时，该关系变量属于2 N F。

第三范式（假定关系变量只有一个候选码，且该候选码是主码）：当且仅当一个关系变

量属于2 N F且该关系变量的所有非码属性都不传递依赖于主码时，该关系变量属于3 N F。

注意：“不传递依赖”蕴涵不互相依赖，从这个意义上说，该术语的解释和本节开始的

解释一样。

多值依赖： R是一个关系变量， A、B和C是R的属性的子集。那么我们说B多值依赖于A

—符号如下：A→→B（读做“A多值决定B”，或简单地称为“ A双箭头B”）—当且仅当

对于每一个可能的合法R值，B值的集合对于给定的一组（ A值，C值）只依赖于A的值，而与

C的值无关。

很容易看出—参见[ 1 2 1 3 ]—对于给定的变量R{A,B,C}，多值依赖A→→B存在，当且

仅当多值依赖A→→C也存在。这样M V D总是成对的一起出现。因此通常用一种语句来表示它

们：A→→B|C。例如：C O U R S E→→T E A C H E R | T E X T。

在前面我们已经提到，多值依赖是一般化的函数依赖，在这种意义上讲每一个F D都是

M V D。更精确地说，一个F D就是一个只有一个依赖值（右边的）与一个给定的决定值相符合

的M V D。因此，如果A→B，那么一定A→→B。

第四范式：只要存在R的属性的子集A和B，满足非平凡的多值依赖，并且R的所有属

性也都函数依赖于A，这样的关系变量R满足4 N F。

换句话说，在R中的唯一的非平凡的依赖（函数依赖或多值依赖）是K→→X形式（例如：

一个超码K对另一个属性X的函数依赖）。同样，如果R是B C N F，并且R中的所有非平凡的多值

依赖事实上都是“非码函数依赖（ FDs out of key）”，则R是4 N F的。因此特别要注意的是，

4 N F包含了B C N F。

第五范式：一个关系变量R是第五范式—也称为投影-连接范式（ P J / N F）—当且仅当

R的每一个非平凡的连接依赖都被R的候选码所蕴涵。

注意：下面解释一下对于一个J D“被候选码所蕴涵”的含义。

关系变量S P J并不是5 N F；它满足一个特定的连接依赖，即3 D约束。这显然没有被其唯一

的候选码（这个候选码是其所有的属性值的组合）所蕴涵。可以表示其区别如下：关系变量

S P J并不是5 N F，因为（ a）它是可以被3分解的；（b）可3分解性并没有为其{ S #，P #，J # }是

一个候选码的事实所蕴涵。相反， 3分解后，由于三个投影S P、P J和J S根本不包括任何（非平

凡的）连接依赖，因此它们都是5 N F。

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