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
数据管理经历了 (人工管理 )， (文件系统 ) ， (数据库系统 ) 三个阶段。
2.数据库保护问题包括： ( 安全性) 、(完整性)、(故障恢复)和(并发控制)等多方面。
3.SQL是 (关系数据库语言)（或结构化查询语言） 。
4.关系规范化理论是设计 逻辑结构 的指南和工具。
5.SQL语言是一种 ( 通用的 ) ， ( 功能极强的关系数据库 )语言。我觉得这个填空要求不明确啊
6.关系代数中专门的关系运算包括：（选择）、(投影)、(连接)和 ( 除运算 ) 。
7.关系模式的定义主要包括( 关系名)，(关系的属性名)，(属性的域)，(属性向域的映象)，(属性间的依赖关系） 。这个我们课本上么有的，看楼上的挺有道理的，应该没错吧。
8.关系数据库中基于数学上的两类运算是 （ 关系代数 ） （ 关系演算 ） 。
9.数据库的逻辑模型设计阶段，任务是将（ E-R图（或概念模型）） 转换成关系模型。
10.数据库保护包括数据的 （泄露 ） （更改） （破坏） 。差一个空，不知道咯。
11.数据的完整性是 （ 实体完整性 ） （ 参照完整性 ） （ 用户定义完整性 ） 。
12.SQL语言提供（数据库定义） （ 数据 *** 纵 ） （数据控制）等功能。
13.关系中主码的取值必须唯一且非空，这条规则是 （ 实体 ） 完整性规则。
14.视图是一个虚表，它是从 （基本表 ）中导出的表。在数据库中只存放那个使用的（ 命令 ） ，不存放视图的（ 数据 ）。
15.SQL语言中，修改表结构的语句是 （ALTER TABLE ） 。
16.在关系数据模型中，两个关系R1与R2之间存在1：M的联系，可以通过在一个关系R2中的
在相关联的另一个关系R1中检索相对应的记录。
17.关系模式是关系的 （ 型 ） ，相当于 （ 关系的描述 ） 。
18.当数据库破坏后，如果事先保存了 （日志文件） 和数据库的副本，就有可能恢复数据库。
19.关系数据库中，二维表称为一个 （ 关系） ，表的一行称为（元组） ，表的一列称为 （属
性） 。
20.关系代数运算中，基本的运算有 （ 选择 ），（投影 ） ， （并 ），（ 差） ，（ 笛卡尔积 ） 。
21.关系数据库数据 *** 作的处理单位是 （字段） ，层次和网状数据库数据 *** 作的处理单位是记 录。
22.安全性控制的一般方法 （ 用户标识与鉴别）（存取控制）（强制存取控制）（视图机制）（审计）（数据加密 ）。这个课本上么有，在网上搜的，答案应该正确滴。
23.数据恢复是利用 (冗余) 数据重建已破坏的数据。
24设有关系SC(sno,cname,grade)，各属性的含义分别为学号、课程名、成绩。若要将所有学生的“数据库系统”课程的成绩增加5分，能正确完成该 *** 作的SQL语句是
(update SC
set grade=grade+5
where cname“数据库系统” )
好好看哟
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