谁才是数据库开发应用关系模式的王道

　　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。