【BYQ】数据库第5讲：数据库设计理论
数据库设计理论及方法
2.1 数据库设计的理论依据如何评价一个数据库设计得是否合理？人们总结出衡量数据库的理论标准——就是关系数据库的规范化理论，它也是指导数据库设计的理论依据。
数据库设计完后，就得到关系模式的集合，为了评价一个关系模式集合的优劣，常常使用范式（Normal Form）来进行描述。
可以把范式理解为符合某一种级别标准的关系模式的集合。
目前专家们提出了第一范式到第五范式的概念，本章只讨论前三个范式及第三范式的改进形式BCNF（Boyce Codd Normal Form）范式。
用R(U,F)来描述一个关系，其中：R：关系名；U：关系中所有属性的集合；F：关系中所有函数依赖的集合。
函数依赖：如由学号能唯一确定一个学生的姓名，则称“学号”决定“姓名”，也称：“姓名”函数依赖于“学号” 。
记作：学号→姓名，即学号是决定因素。
第一范式所谓第一范式(1NF)：是指关系（数据表）的每一属性（列）都是不可分割的基本数据项,同一列不能有多个含义。
1NF是关系数据库的基本规则，不满足1NF的要求，就不能称其为关系数据库。
第一范式表达了以下三个意思：(1) 一个表中不能存在两个含义重复的属性。
如：员工信息表中有员工编号、工作证编号及其它属性，而员工编号、工作证编号都是唯一区分员工记录的属性，且取值相同，保留一个即可。
(2)一个表中的一列不能是其他列计算的结果。
例：商品信息表中的最高售价=建议售价+浮动价格例商品信息表中，“建议售价”只能代表一个币种的价格，不可能既表示人民币价格又表示美元价格。
如果一定要标出两个币种的价格，可以将“建议售价”分解为两列：“人民币售价”和“美元售价”。
第二范式(2NF)：第二范式:是指非主属性完全函数依赖于主码（主键）的属性组。
2NF是在1NF的基础上制定的，即设计数据库时，在考虑第二范式的规定时首先要满足第一范式的要求。
例如关系模式S-L-C(学号,课程号,系,住处,成绩)，并且每个系的学生住在同一个地方，即系决定住处。
数据库设计与范式理论
数据库设计与范式理论数据库设计是指在数据库系统中按照一定的规范和要求，对数据进行组织、设计和管理的过程。
范式理论是建立在关系模型基础上，用于规范化数据库中数据的一套理论原则。
本文将介绍数据库设计以及范式理论的基本概念和应用。
一、数据库设计的概述数据库设计是数据库开发过程中的重要一环，它直接影响着数据库的性能、数据的完整性和安全性等方面。
一个合理的数据库设计可以提高系统的性能和可靠性。
1. 数据库设计的步骤数据库设计通常包括以下几个步骤：- 需求分析：明确数据库的需求，包括数据类型、数据量、数据关系等。
- 概念设计：根据需求分析结果，设计数据库的概念结构，主要包括实体、属性和关系等。
- 逻辑设计：将概念设计转化为逻辑模型，通常使用ER图或UML 类图表示。
- 物理设计：将逻辑模型转化为物理模型，确定数据存储结构和索引等细节。
- 实施与维护：根据物理设计结果，创建数据库，进行数据导入、备份和恢复等操作。
2. 数据库设计的原则数据库设计应遵循以下原则：- 数据库的一致性：确保数据库中的数据不重复、不冗余。
- 数据库的完整性：保证数据的完整性，防止数据丢失或损坏。
- 数据库的性能：优化数据库查询和更新操作，提高系统性能。
- 数据库的安全性：采取措施保护数据库免受未授权访问和数据泄露的风险。
二、范式理论的基本概念范式理论是数据结构中的一个重要理论框架，主要用于规范化数据库中的数据。
下面介绍数据库设计中常用的三个范式：第一范式(1NF)、第二范式(2NF)和第三范式(3NF)。
1. 第一范式(1NF)第一范式要求数据库表中的每个字段具有原子性，即每个字段不可再分。
同时，每个字段在表中的位置也是固定的。
2. 第二范式(2NF)第二范式要求数据库表中的每个非主键字段完全依赖于主键，即非主键字段不能部分依赖于主键。
如果存在部分依赖，需要将其拆分为多个表。
3. 第三范式(3NF)第三范式要求数据库表中的每个非主键字段不依赖于其他非主键字段，即非主键字段之间不存在传递依赖关系。
数据库应用的设计原理与实现
数据库应用的设计原理与实现数据库是组织文件的一种技术，它可以存储和管理数据，将数据组织成表格的形式，方便存取、处理和分析。
在软件开发领域，数据库是十分重要的一环，因为它能够提供数据共享、数据保护、数据完整性和安全性的保障。
数据库应用的设计过程中，需要遵循一定的原则和方法，以确保数据库能够满足需求、易于维护和扩展。
一、数据库设计原则数据库设计的原则主要包括三个方面：范式原则、数据完整性原则和安全性原则。
1.范式原则范式原则是数据库设计的核心原则之一，指的是根据数据关系的特征来定义表格结构，以实现约束和减少数据冗余。
范式一般被分为五个级别，即第一范式（1NF）、第二范式（2NF）、第三范式（3NF）、巴斯-科德规范化（BCNF）和第四范式（4NF）。
范式越高，则数据库存储的数据越规范，但是会增加数据库表格之间的关系，访问数据的效率会降低。
因此，在设计数据库时需要根据实际情况选取合适的范式。
2.数据完整性原则数据完整性原则是保证数据库中数据准确性、可靠性和一致性的重要机制。
数据能否准确无误地插入、修改和删除是数据完整性的关键点，与此有关的主要有三个方面：实体完整性、域完整性和参照完整性。
实体完整性保证表格中每一行的唯一性，域完整性保证表格中每一列的数据类型和取值范围的准确性，参照完整性保证表格之间关联数据的一致性。
3.安全性原则安全性原则是指在数据库设计中应该考虑保护数据的安全，防止未授权的访问和恶意破坏。
安全性原则包括两个方面：用户权限管理和数据备份与恢复。
用户权限管理是指给用户分配合适的权限，以避免未经授权的访问和操作；数据备份与恢复是指备份数据库以防止数据丢失或被破坏，并在数据丢失时能够及时恢复。
二、数据库设计方法数据库设计的方法主要有四种：实体关系建模、数据流建模、面向对象建模和关系模型转换。
1.实体关系建模实体关系建模（Entity-Relationship Modeling）是应用最广泛的数据库设计方法之一。
第5章 关系数据库设计理论 重点PPT课件
定义5.7：设由关系模式R(U, F)，U为属性全集即U=A1A2…An，X 为U的子集，F是U上的一个函数依赖集，则所有基于F能推导出的由X函 数决定的属性集合称为属性集X关于函数依赖集F的闭包，记作X+，即
X+={ Ai | X→Ai能由F根据Armstrong公理推导出 }
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引理5.2：设F是关系模式R(U, F)的函数依 赖集，U为属性全集即U=A1A2…An，X、Y为U 的子集，则X→Y能由F根据Armstrong公理导 出的充分必要条件是Y X+。
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函数依赖不是指关系模式R的某个或某些关系满足定义中的约束条 件，而是指R的一切关系都要满足定义中的约束条件。关系模式中属性 或属性组之间的函数依赖取决于属性的语义的理解，即这些属性如何相 互关联。所以，函数依赖的主要作用是通过在其属性上指定总是必须保 持的约束，来进一步来描述关系模式R。
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定义5.2: 在关系模式R(U)中，X, Y是U的 子集，若X→Y，且不存在X'X，使X'→Y，则 称 X→Y 是 完 全 函 数 依 赖 （ full functional dependency），记作
于 是 ， 判 断 X→Y 能 否 由 F 根 据 Armstrong 公理导出的NP完全问题，就转化为求出X+，判 定Y是否为X+的子集的问题。
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5.2.5函数依赖集的等价、覆盖和最小依赖集
定义5.8：设F和G是关系模式R(U)上的两个函数依 赖集，如果F+ = G+，则称F和G等价，也可称F覆盖 (Cover)G，或G覆盖F。 定义5.9：如果函数依赖集F满足下列条件：
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5.2.4 函数依赖的推理规则
数据库设计第五章(高教版)含课后答案
第5章数据库设计与ER模型5.1 基本内容分析5.1.1 本章重要概念（1）DBS生存期及其7个阶段的任务和工作，DBD过程的输入和输出。
（2）概念设计的重要性、主要步骤。
逻辑设计阶段的主要步骤。
（3）ER模型的基本元素，属性的分类，联系的元数、连通词、基数。
采用ER方法的概念设计步骤。
（4）ER模型到关系模型的转换规则。
采用ER方法的逻辑设计步骤。
（5）ER模型的扩充：弱实体，超类和子类。
5.1.2 本章的重点篇幅（1）教材中P193-194的转换规则和实例。
（2）教材中P196-200的四个ER模型实例。
5.1.3 对ER模型的理解ER模型是人们认识客观世界的一种方法、工具。
ER模型具有客观性和主观性两重含义。
ER模型是在客观事物或系统的基础上形成的，在某种程度上反映了客观现实，反映了用户的需求，因此ER模型具有客观性。
但ER模型又不等同于客观事物的本身，它往往反映事物的某一方面，至于选取哪个方面或哪些属性，如何表达则决定于观察者本身的目的与状态，从这个意义上说，ER模型又具有主观性。
ER模型的设计过程，基本上是两大步：·先设计实体类型（此时不要涉及到“联系”）；·再设计联系类型（考虑实体间的联系）。
具体设计时，有时“实体”与“联系”两者之间的界线是模糊的。
数据库设计者的任务就是要把现实世界中的数据以及数据间的联系抽象出来，用“实体”与“联系”来表示。
另外，设计者应注意，ER模型应该充分反映用户需求，ER模型要得到用户的认可才能确定下来。
5.2 教材中习题5的解答5.1名词解释（1）·软件工程：研究如何用科学知识、工程方面的纪律指导软件开发的过程，以提高软件质量和开发效率，降低开发成本，这样的一门学科称为“软件工程”。
·软件生存期：软件生存期是指从软件的规划、研制、实现、投入运行后的维护，直到它被新的软件所取代而停止使用的整个期间。
软件生存期通常分为六个阶段：规划阶段，需求分析阶段，设计阶段，程序编制阶段，调试阶段，运行维护阶段。
数据库设计概述、设计原则、设计思路
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数据库系统原理及应用教程课后答案苗雪兰第5讲
2．基于3NF的数据库设计方法
基于3NF的数据库设计方法是由S·Atre提出的结构 化设计方法，其基本思想是在需求分析的基础上， 确定数据库模式中的全部属性和属性间的依赖关系， 将它们组织在一个单一的关系模式中，然后再分析 模式中不符合3NF的约束条件，将其进行投影分解， 规范成若干个3NF关系模式的集合。
2．概念结构设计阶段
概念设计是把用户的信息要求统一到一个整体逻辑 结构中，此结构能够表达用户的要求，是一个独立 于任何DBMS软件和硬件的概念模型。
3．逻辑结构设计阶段
逻辑设计是将上一步所得到的概念模型转换为某个 DBMS所支持的数据模型，并对其进行优化。
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现有应用 、未来应 用
数据分析
转换规范，规范 化理论DBMS要 求
需求分析的结果是否准确的反映了用户的实际 要求，将直接影响到后面各个阶段的设计，并 影响到设计结果是否合理和实用。
经验证明，由于设计要求的不正确或误解，直 到系统测试阶段才发现许多错误，则纠正起来 要付出很大代价。
因此，必须高度重视系统的需求分析。
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6.2.1 需求分析的任务 从数据库设计的角度来看，需求分析的任务是：
用户的行为总是使数据库的内容发生变化，所以行为 设计是动态的，行为设计又称为动态模型设计。
6.1.1.3 数据库设计的特点
在70年代末80年代初，人们为了研究数据库设计方法 学的便利，曾主张将结构设计和行为设计两者分离， 随着数据库设计方法学的成熟和结构化分析、设计方 法的普遍使用，人们主张将两者作一体化的考虑，这 样可以缩短数据库的设计周期，提高数据库的设计效 率。
第5章 关系数据库的设计理论
5.2.2 依赖的逻辑蕴涵
• 定义 设F是在关系模式R上成立的函数依赖 的集合，X→Y是一个函数依赖。如果对于 R的每个满足F的关系r也满足X→Y，那么 称F逻辑蕴涵X→Y，记为F ⊨X→Y。 • 定义 设F是函数依赖集，被F逻辑蕴涵的函 数依赖全体构成的集合，称为函数依赖集F 的闭包（closure），记为F+。即 F+= ｛ X→Y |F⊨X→Y｝
Sdept
Mname
关系模式Student<U, F>中存在的问题
1. 数据冗余太大
2. 更新异常（Update Anomalies）
3. 插入异常（Insertion Anomalies）
4. 删除异常（Deletion Anomalies）
数据依赖对关系模式的影响（续）
结论：
Student关系模式不是一个好的模式。
其他
5.1.1 数据依赖
• 关系模式R（U, D, DOM, F）
简化为一个三元组：
R（U, F）
• 当且仅当U上的一个关系r满足F时，r称为关系模
式 R（U, F）的一个关系
5.1.2 数据依赖对关系模式的影响
[例]建立一个描述学生信息的数据库，该数据库涉 及的对象包括学生的学号( Sno)、所在系( Sdept)、 系主任姓名(Mname)、课程名(Cname)和成绩 (Grade)。
2．函数依赖的3种基本情形
(1)平凡与非平凡函数依赖
在关系模式R(U)中，对于U的子集X和Y，
如果X→Y，但Y X，则称X→Y是非平凡的函数依赖 若X→Y，但Y X, 则称X→Y是平凡的函数依赖
【例5-3】在关系SC(Sno, Cno, Grade)中，
数据库的设计步骤
数据库的设计步骤数据库的设计是构建一个有效和高效的数据库系统的关键步骤。
一个好的数据库设计可以确保数据的完整性、一致性和可扩展性，提高数据的访问和管理效率。
下面将介绍数据库的设计步骤，以帮助读者理解和应用数据库设计的基本原则。
1.需求分析在设计数据库之前，需要进行需求分析，了解用户的需求和系统的功能。
这包括确定数据的种类和属性，以及数据之间的关系和约束。
需求分析是设计数据库的基础，它将决定数据库的结构和功能。
2.概念设计概念设计是将需求分析得到的概念模型转化为数据库的逻辑结构。
在概念设计阶段，设计人员需要确定实体、属性和关系，并建立实体间的联系。
这可以通过E-R图来表示，以便更好地理解和沟通数据库结构。
3.逻辑设计逻辑设计是将概念模型转化为数据库管理系统可以理解和处理的数据结构。
在逻辑设计阶段，需要选择合适的数据模型和数据库管理系统，并将概念模型转化为数据库表的结构。
这包括确定表的字段、数据类型、约束和索引等。
4.物理设计物理设计是将逻辑模型转化为物理存储结构的过程。
在物理设计阶段，需要确定数据存储的方式、存储介质和存储布局。
这包括确定存储设备、文件组织方式、数据分区和索引策略等。
5.实施和测试在设计完成后，需要将数据库模型实施到数据库管理系统中，并进行测试和调试。
这包括创建数据库表、定义索引和约束，以及导入和验证数据。
在测试阶段，需要验证数据库的正确性、完整性和性能。
6.运维和优化数据库设计不是一次性的工作，需要进行持续的运维和优化。
这包括监控数据库的性能和可用性，定期备份和恢复数据，以及优化数据库的查询和操作性能。
运维和优化是保证数据库系统高效运行的关键。
通过以上的设计步骤，可以确保数据库的有效和高效运行。
数据库设计是一个复杂而重要的过程，需要综合考虑用户需求、系统功能和数据特性。
合理的数据库设计可以提高数据的访问和管理效率，降低系统的维护成本，提高系统的可靠性和可扩展性。
因此，在设计数据库时，应该充分考虑用户需求和系统要求，遵循设计原则和规范，并不断进行优化和改进。
数据库设计的理论及SQL实现
详细描述：考虑到未来可能增加新的功能或数据，设计时应预留一定的扩展空间 ，如增加新的数据表或字段。
案例一：学生信息管理系统数据库设计
总结词：性能优化
详细描述：针对常用的查询和更新操作，进行性能优化，如建立索引、优化查询语句等。
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面向对象数据库设计理论通过定义类、对象和关 系等概念来组织数据，提供更灵活的数据表示和 操作方式。
3
面向对象数据库设计理论适用于需要复杂数据结 构和行为的应用程序，如仿真、游戏和多媒体等。
面向对象数据库设计理论
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面向对象数据库设计理论基于对象模型，将数据 和操作封装在对象中，支持继承、封装和多态等 面向对象特性。
可用性原则
确保数据库的可用性和可靠性，提供稳定、高效的数据访问服务，以 满足应用程序的需求。
数据库设计的基本原则
规范化原则
通过将数据结构分解为较小的、较简单的部分，并按照一定的规则和 约束条件进行组织，以提高数据的结构化和规范化程度。
安全性原则
确保只有经过授权的用户才能访问数据库中的敏感数据，并采取必要 的安全措施来保护数据的机密性和完整性。
03
SQL语言基础
03
SQL语言基础
SQL语言概述
结构化查询语言
01
用于管理关系数据库的标准编程语言。
特点
02
高效、易用、灵活、功能强大。
应用领域
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数据查询、数据操作、数据定义、事务管理等。
SQL语言概述
结构化查询语言
01
用于管理关系数据库的标准编程语言。
特点
02
高效、易用、灵活、功能强大。
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关系型数据库设计理论强调规 范化，通过将数据分解为较小 的、较简单的表来减少数据冗 余和异常。
数据库设计理念
数据库设计理念数据库设计理念是指在进行数据库设计时所需要遵循和考虑的原则和思想，以保证数据库的高效性、稳定性和可维护性。
下面将从以下几个方面去阐述数据库设计的理念。
首先，数据库设计的理念应包括逻辑设计和物理设计两个层面。
逻辑设计是从用户的角度出发，通过确定实体、属性和关系等概念来描述和规划数据的结构和关系，建立数据模型。
而物理设计则是根据逻辑设计的结果，将数据模型映射到具体的数据库系统中，确定数据存储的方式和数据存取的方法。
其次，数据库设计的理念应该符合数据库设计的范式理论。
范式理论是指对关系数据库的设计进行分解和规范化的理论，它可以确保数据的一致性和完整性。
数据库设计者应该通过分析和优化数据的结构，将数据分解为更小的关系，以减少数据冗余和数据依赖，提高数据的存取和查询效率。
再次，数据库设计的理念应该注重数据的安全性和权限控制。
在设计数据库时，需要确定哪些用户有权限对数据库进行操作，并对用户的操作进行权限控制和数据保护。
同时，还需要考虑对敏感数据进行加密和数据备份的策略，以防止数据的丢失或泄露。
然后，数据库设计的理念应该注重数据的性能和可扩展性。
在设计数据库时，需要考虑数据的访问频率和数据的存取方式，以优化数据库的性能和响应时间。
另外，还应该考虑数据库的扩展性，即在数据量增加时，数据库系统应能够支持更多的数据存储和查询需求。
最后，数据库设计的理念应该注重数据库的维护和优化。
在数据库设计完成后，需要定期对数据库进行性能调优和容量规划，以确保数据库的稳定性和可维护性。
此外，还需要建立合适的数据备份和恢复机制，以应对数据的灾难性损失。
综上所述，数据库设计的理念应该包括逻辑设计和物理设计两个层面，符合范式理论，注重数据的安全性和权限控制，关注数据的性能和可扩展性，以及数据库的维护和优化。
这些理念可以帮助数据库设计者建立高效、稳定和可维护的数据库系统，满足用户对数据存储和查询的需求。
数据库原理及设计知识点总结
数据库原理及设计知识点总结嘿，朋友们！今天咱来聊聊数据库原理及设计那些事儿，可有意思啦！你想想看，数据库就像是一个超级大的仓库，里面存放着各种各样的数据宝贝。
而数据库原理呢，就是告诉我们怎么把这个仓库建得结结实实，让数据能舒舒服服地待在里面。
比如说吧，就像盖房子得先打牢地基一样，数据库设计也得有个好的架构。
要是架构不合理，那可就麻烦啦，就像房子歪歪扭扭随时可能倒掉。
关系模型，这可是数据库里的大明星呀！它把数据之间的关系整得明明白白的，就像我们人与人之间的关系网一样。
通过各种关联，能快速找到我们想要的数据，这多厉害呀！还有那索引，就像是一本书的目录，能让我们快速定位到需要的信息，不用在茫茫数据中瞎找。
你说要是没有目录，在一本超级厚的书里找个小知识点，那得找到啥时候呀！数据的完整性约束呢，就像是给数据套上了小枷锁，保证数据的准确性和一致性。
可不能让乱七八糟的数据混进来呀，那不是乱套了嘛！在设计数据库的时候，可得好好考虑字段的类型和长度。
这就好比你去买衣服，得选合适尺码的呀，太大了松松垮垮，太小了又穿不进去，得刚刚好才行。
再说说数据库的操作，增删改查，这可是我们经常要干的事儿。
就像我们每天要吃饭睡觉一样平常。
增加新数据，就像给仓库里添新宝贝；删除数据，就像清理掉不需要的杂物；修改数据，就像给宝贝们换换样子；查询数据，那就是找到我们心仪的宝贝啦！哎呀呀，数据库原理及设计真的很重要呢！你想想，如果一个公司的数据库乱七八糟的，那他们的业务还能顺利开展吗？肯定不行呀！所以呀，我们可得好好掌握这些知识，把数据库这个大仓库管理得井井有条。
总之呢，数据库原理及设计就像是一门神奇的艺术，让数据在其中欢快地跳跃，为我们的生活和工作提供强大的支持。
大家可不要小瞧它哦，好好去探索其中的奥秘吧！相信你一定会有很多收获的，加油哦！。
数据库原理与设计第5章 数据库设计
3. 在顶层数据流图的基础上进一步细化。形成第一层数据流图， 继续分解，可得到第二层数据流图。如此细化直到清晰地表 达整个数据加工系统的真实情况。
数据库原理与设计
数据库原理与设计
需求分析的方法
① 亲自参与业务活动，了解业务处理的基本情况。 ② 请专人介绍。 ③ 通过与用户座谈、询问等方式来解决疑问。 ④ 设计调查表请用户填写。 ⑤ 查阅记录。 ⑥ 学习文件。 ⑦ 使用旧系统。
数据库原理与设计
数据流图与数据字典
数据流是数据在系统内的传输途径，数据流图从数据传递和 加工的角度，以图形的方式刻画数据流从输入到输出的变换过 程。数据流图是结构化系统分析的主要工具，它去掉了具体的 组织机构、工作场所、物质流等，仅反映信息和数据存储、流 动、使用以及加工的情况。 数据字典是各类数据描述的集合。通常包括数据项、数据结 构、数据流、数据存储、处理过程和外部实体等6个部分。数 据字典通过对数据项和数据结构的定义来描述数据流、数据存 储的逻辑内容。
数据库原理与设计
视图集成
❖ 依据不同的局部应用数据流图设计的分E-R图，进行视图 集成，将所有的分E-R图综合成一个系统的总E-R图。一般说 来，视图的集成可以有两种方式。 ① 多个分E-R图一次集成。 ② 逐步集成，用累加的方式一次集成两个分E-R图。 其中第1种方法比较复杂，实现起来难度较大。第2种方法每 次只集成两个分E-R图，可以降低复杂度。 ❖ 视图集成时需要进行分E-R图的合并、修改、重构，解决 各分E-R图之间的冲突，消除不必要的冗余，形成基本E-R图。
数据库原理与设计
数据库上课-第五讲-SQL语言-2(简单查询)PPT课件
两种方法： 将所有的列在SELECT子
句中列出(可以改变列的 显示顺序)； 使用*符号，*表示所有 属性，按照表定义时的 顺序显示所有属性
2020/11/9
[例3.3] 查询所有班级的全 部信息。
SELECT classNo, className, classNum, grade, institute
2020/11/9
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[例3.15]
在学生Student表中查询所有姓王且全名为3个汉 字的同学学号和姓名
SELECT studentNo, studentName FROM Student
WHERE studentName LIKE '王__'
注意：在中文SQL-Server中，如果匹配字符串为汉 字，则一个下划线代表一个汉字；如果是西文，则 一个下划线代表一个字符。
紧跟在\符号后的%不是通配符，而是普通的用户要查询的符号
2020/11/9
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1.2.6 逻辑查询
SQL提供AND、OR和NOT逻辑运算符分别实现逻辑与、逻辑或和逻 辑非运算
[例3.19] 在选课Score表中查询选修了“001”、“005”或 “003”课程的同学学号、课程号和相应成绩
SELECT studentNo, courseNo, score FROM Score WHERE courseNo='001' OR courseNo='005' OR courseNo='003'
SELECT studentNo, studentName FROM Student WHERE nation LIKE '蒙古族'
注意：如果匹配字符串中不 含有%和_，则LIKE与比较 运算符“=”的查询结果一样
数据库课程设计目录
目录
1.第一章系统概述 (1)
1.1.1SQL Server 2005的简介 (1)
2.第二章需求分析 (2)
2.1需求分析 (2)
2.1.1系统的目标 (2)
2.1.2系统分析的过程 (2)
2.2.1功能需求 (2)
2.2.2功能处理及要求 (2)
2.3.1安全性和完整性要求 (3)
3.第三章概念设计 (4)
3.1概念结构设计概述 (4)
3.1.1局部E-R图与总体E-R图 (4)
4.第四章逻辑设计 (6)
4.1.1将E-R图转换为关系模型 (6)
4.1.2模型优化 (6)
4.1.3系统功能模块图 (6)
5.第五章物理设计 (8)
5.1物理设计所要完成的任务和目标 (8)
5.1.2数据存储方面 (8)
5.2系统功能模块 (8)
5.2.1读者基本信息的查询和更新模块 (8)
5.2.2图书基本信息的查询和更新模块 (9)
6.第六章建立数据库 (10)
6.1.1建立数据库 (10)
6.1.2建立数据表 (10)
6.2.1建立视图 (12)
6.2.2建立索引 (13)
6.3.1建立触发器 (13)
6.3.2数据入库 (16)
6.4数据库运行过程当中的截图 (16)
6.4.1数据库所创建的六张表格 (16)
6.4.2部分触发器功能的验证 (17)
6.5.1部分存储功能的验证 (19)
7.第七章总结和体会 (21)
8.附录1存储过程的建立的SQL语句 (22)。
MySQL数据库的设计
MySQL数据库的设计
什么是数据库设计？
数据库设计就是将数据库中的数据实体及这些数据实体之间的关系进行规划和结构化的过程..
下面的数据库模型图就反应了四个数据实体之间的关系.
数据库的设计很重要
糟糕的数据库设计表现在以下两个方面：
•效率低下
•更新和检索数据时会出现很多问题
良好的数据库设计表现在以下几个方面：
•效率高
•便于进一步扩展
•可以使应用程序的开发变的更容易
设计数据库的步骤
•需求分析阶段：分析客户的业务和数据处理需求
•概要设计阶段：绘制数据库的E-R图，用于项目团队内部、设计人员和客户之间进行沟通，确认需求信息的正确性和完整性.
•详细设计阶段：将E-R图转换为多张表，进行逻辑设计，确认各个表的主外键.。
数据库设计理论
数据库的设计理论第一节,关系模式的设计问题一概念：1. 关系模型：用二维表来表示实体集,用外键来表示实体间的联系,这样的数据模型,叫做关系数据模型;关系模型包含内涵和外延两个方面：外延：就是关系或实例、或当前值;它与时间有关,随时间的变化而变化;主要是由于元组的插入、删除、修改等操作引起的内涵：内涵是与时间独立的,它包括关系属性、以及域的一些定义和说明;还有数据的各种完整性约束;数据的完整性约束分为静态约束和动态约束;静态约束包括数据之间的联系称为数据依赖,主键的设计和各种限制;动态约束主要定义如插入、删除和修改等操作的影响;通常我们称内涵为关系模式;2. 关系模式：是对一个关系的描述,二维表的表头那一行称为关系模式,又称为表的框架或记录类型;关系模式的定义包括：模式名、属性名、值域名和模式的主键;关系模式仅仅是对数据特征的描述;关系模式的一般形式为R U , D , DOM , FR 是关系名;U 是全部属性的集合;D 是属性域的集合;DOM 是U 和D 之间的映射关系,关系运算的安全限制;F 是属性间的各种约束关系,也称为数据依赖;关系模式可以表示为：关系模式属性名1,属性名2 ,……,属性名n示例：学生学号,姓名,年龄,性别,籍贯;当且仅当U 上的一个关系r 满足 F 时,r 就称为关系模式RU,F上的一个关系,R是关系的型,r 是关系的值,每个值称为R 的一个关系;关系数据库模式：一个数据库是由多个关系构成的;一个关系数据库对应多个不同的关系模式,关系数据库模式是一个数据库中所有的关系模式的集合;它规定了数据库的全局逻辑结构;关系数据库模式可以表示为：S = { Ri < Ui , Di , DOM , Fi > | i = 1,2,…, n }3. 关系子模式关系子模式是用户所用到的那部分数据的描述;外模式是关系子模式的集合;4. 存储模式存储模式及内模式;关系数据库理论的主要内容：1数据依赖; 数据依赖起着核心的作用;2范式;3模式的设计方法;如何设计一个合理的数据库模式：1与实际问题相结合;泛关系模式：把现实问题的所有属性组成一个关系模式泛关系：泛关系模式的实例称为泛关系;泛关系模式中存在的问题：a 数据冗余b 更新异常,c 插入异常d 删除异常;2数据库设计理论：借助近代代数工具,把抽象的数据理论同实际问题结合起来;理论基础：数据依赖数据的相关性;二, 关系模式及其评价;1 . 关系数据库设计的核心：关系模式的设计;2 . 关系模式的设计：按照一定的原则,从数量众多的而又互相关联的数据中构造出一组即能较好的反映现实世界,而又有良好的操作性能的关系模式;3. 关系模式的优劣、评价、改进：冗余度高修改困难插入问题删除问题这些问题的产生原因是：属性间的约束关系太强,即数据间的依赖关系太强;解决的方法：将关系模式分解为一组较理想的关系模式;第二节函数依赖一,函数依赖Functional Dependency函数依赖是数据依赖的一种,反映属性或属性之间的依存、互相制约的关系,既反映现实世界的约束关系;二, 函数依赖的定义设R U 是属性U 上的一个关系模式,X 和Y 均为U = { A1,A2 ,…An} 的子集,r 为R 的任一关系,如果对于r 中的任意两个元组u 和v ,只要有UX = VX , 就有UY = VY ,则称X 函数决定Y ,或称Y 函数依赖于X,记作：X →Y ;三, 函数依赖的语义范畴：1. 语义：数据所反映的现实世界事务本质的联系;2．根据语义来确定函数依赖型的存在与否;3．函数依赖反映属性之间的一般规律,必须在关系模式F 的任何一个关系r 都满足约束条件;回顾概念键：由一个或多个属性组成;设R U 为一个关系模式,F 为R 的函数依赖集,X 为属性集U的子集;1超键：能唯一标识元组的属性集;如果X →U ∈ F ,则X 是R 的超键;2候选键：不含有多余属性的超键a X 是R 的超键;b 且不存在X 的真子集Y ,使得Y →U ∈F+则称X 是R 的候选键3主键：用户选作元组标识的一个候选键;4主属性：包含任何一个候选键的属性;5非主属性：不包含任何一个候选键的属性;6外键：如果关系R 的某一个属性组不是该关系本身的候选键,而是另一个关系的候选键,则称该属性组是R的外来关键码,或称为外键外码;如何确定候选码1如果有属性不在函数依赖集中出现,那么它必定包含在候选码中;2如果有属性不在函数依赖集中任何函数依赖的右边出现,那么它必定包含在候选码中;3如果该属性或属性组能唯一标识元组,则它就是候选码;根据对数据库的语义描述,确定其中候选码,同时还可以写出该关系模式的函数依赖集;四, 函数依赖的关系属性间的关系决定函数依赖关系;设X 和Y 都是U 的子集：1 X 和Y 的联系是1 ：1 则X →Y , Y →X .2 X 和Y 的联系是M ：1 M > 1 则X →Y .3X 和Y 的联系是M ：N M ,N > 1 则,X、Y之间不存在函数依赖;五函数依赖图：FD 图;六完全函数依赖和部分函数依赖在R U 中,如果X →Y ,并且对于X 的任何真子集X ` ,都不存在X` →Y ,则称Y 完全依赖于X ,记作X →Y 箭头上加个F 表示FULL 完全函数依赖否则,如果X →Y ,且X 中存在一个真子集X`, 使得X` →Y ,则Y 部分函数依赖X ;X →Y 箭头上面加一个P,表示PART,部分函数依赖七平凡函数依赖和非平凡函数依赖设X , Y 均为某关系的属性集,并且X →Y ,若Y 包含于X ,则称X →Y 为平凡函数依赖Y 是X 的子集;若Y 不包含于X ,则称X →Y 为非平凡函数依赖Y不是X的子集第三节函数依赖的蕴涵与公理体系一,函数依赖的逻辑蕴含定义：设有关系模式R U ,及其函数依赖集F,如果对于R 的任何一个满足F 的关系r ,函数依赖X →Y 都成立,则称 F 逻辑蕴含X →Y 或称X →Y 可以由F 推出,记作：例题：关系模式R = A, B, C ,函数依赖集 F = { A→B , B→C }则 F 逻辑蕴含A→C记作：二,F 闭包定义：若 F 为关系模式R U 的函数依赖集,我们把 F 以及所有被 F 逻辑蕴含的函数依赖的集合称为 F 的闭包,记作F+ ;F+ = { X→Y | F ╠X→Y }三,Armstrong 公理F1 自反律：若Y 包含于X ,则X →Y Y 是X 的子集F2 增广律：若X→Y为F所蕴含,则XZ→YZ 在R上成立;F3 传递律：若X→Y,Y→Z在R上成立,则X→Z 在R上成立;F4 伪增律：Z是W的子集,X→Y为F所蕴含,则XW→YZ 在R上成立;F5 伪传律：若X→Y,YW→Z为F所蕴含,则XW→Z 在R 上成立;F6 合并律：若X→Y , X→Z 为F所蕴含,则X→YZ 在R 上成立;F7 分解律：若Z 是Y的子集,X→Y为F所蕴含,则X→Z在R上成立;四,属性集的闭包定义：若 F 为关系模式R U 的函数依赖集,X 是U 的子集,则由Armstrong 公理推导出来的所有X →Ai 所形成的属性集{ Ai | i=1,2,…,n } 称为X 关于 F 的闭包记为X + ;属性集闭包的举例：设：R = ABC , F = { A→B, B→C } 当X分别是 A , B , C ,时,求X+解：当X = A 时,X+ = ABC当X = B 时,X+ = BC当X = C 时,X+ = C定理：X →Y 能根据Armstrong 推理规则导出的充要条件是：只要Y 是X+的子集,则X →Y ;只要X →Y ,则Y 一定是X+的子集;定理：Armstrong 公理的完备性定理函数依赖推理规则系统自反律、增广律、传递律是完备的;函数依赖公理体系Armstrong 公理体系由于Armstrong公理的完备性,Armstrong公理及其推论构成了一个完备的逻辑推理体系,称为Armstrong公理体系：A ,一套形式推理规则;B ,利用这些推理规则可以求出给定关系模式的关键字;C ,而且可以从关系模式的一组已知函数依赖出发,求得它蕴含的所有函数依赖;D ,或者对于给定的F 和X →Y ,判断X →Y 是否在F+中;E ,是关系规范化理论的依据;计算X+的算法1）依据：若 F 为关系模式R U 的函数依赖集,X , Z , W 是U的子集,对于任意的Z →W ∈ F , 若Z 是X 的子集,则X→XW2）算法的实现输入：关系模式R 上的子集X ,R 上的函数依赖 F输出：X 关于 F 的闭包X+3算法：a．令X 0 = φ , X+ = X ;b. 如果 X0 ≠ X+ ,置 X0 = X+ ,否则,转到 d ；c．对于f 中的每个未被访问过的函数依赖Y →Z ,若Y 包含于X+ ,则令X+ = X+ ∪Z ,为被访问过的函数依赖设置访问标志,转 b ；d．输出X+结论判定函数依赖X →Y 是否能由 F 导出的问题,可以转化为求X+的闭包,并判定Y 是否是X+子集的问题;即求闭包的问题可以转化为求属性集的问题;判定给定函数依赖X →Y 是否蕴含与函数依赖集 F 算法实现：输入：函数依赖集 F , 函数依赖X →Y输出：若X →Y ∈F+ ,输出真,否则输出假;四,函数依赖的等价和覆盖定义：设 F 和G 是关系模式R U 上的两个函数依赖集,如果F+ = G+ ,则称F 等价于G ,亦称 F 覆盖G 或者G 覆盖F ,记作：F ≡G定理1 , 设 F 和G 是关系模式R U 的两个函数依赖集,那么F+= G+ 的充分必要条件是：定理2, 设 F 和G 是关系模式R U 的两个函数依赖集,那么F+= G+的充分必要条件是定理 3 ,每个函数依赖集 F 都可以被一个右部只有单属性的函数依赖集G 所覆盖;五,最小函数依赖集设 F 是函数依赖集,如果F 满足（1）F中每个函数依赖X→Y的右边均为单个属性;（2）F中的任何一个函数依赖X→A ,其F－X→A 都与 F 不等价;（3）F中的任何一个函数依赖X→A , Z为X的真子集,F －{ X→A } ∪{ Z →A } 都与F 不等价;则称, F 为最小函数依赖集;2是消除右侧冗余;3是消除左侧冗余;因为2,3没有先后顺序,所以,最小函数依赖不是唯一的;第四节关系模式的分解一,关系模式分解的衡量标准1仅具有无损连接性; 不增减信息2仅保持函数的依赖集; 不破坏属性间存在的依赖关系3即具有无损连接性,又保持函数依赖集;二,分解的无损连接性：1．定义：设F 是关系模式R 的函数依赖集σ= { R1 U1 , F1 , R2 U2 , F2 , …, Rk Uk , Fk }是R 的一个分解,或者如果R 满足 F 的任何一个关系均有则分解具有无损连接性;定理：设σ = R1 < U1,F1 > , R2 < U2 , F2 > , …,Rk <Uk , Fk > 为关系模式的一个分解 ,r 为 R 的任何一个关系ri = πui r 则：12 如果 S = mσr 则πuiS = ri(3)mσmσr= mσr结论：分解后的关系作自然联结必包含分解前的关系;即分解不会丢失信息,但可能增加信息; 只有r = mσr 时,分解才具有无损连接性;为什么要进行关系分解一个关系分解后,可以存放原来不能存放的信息通常称为“悬挂”的元组,这是实际所需要的,正是分解的优点;在做自然联结时,这类“悬挂”元组自然丢失了,但不是信息的丢失,而是合理的;检验分解无损联结的算法设关系模式R A1 , A2 , …,AnF 是他的函数依赖集,σ= { R1 , R2 , R3 , …, Rk } 为R 的一个分解;算法1构造初始表构造一个k行n列的初始表,其中每列对应于R的一个属性,每行用于表示分解后的一个模式组成;如果属性Aj 属于关系模式Ri ,则在表的第i 行第j 列置符号aj ,否则,置符号bij .2根据F 中的函数依赖修改表的内容考察 F 中的每一个函数依赖X →Y ,在属性组X 所在的那些列上寻找具有相同符号的行,如果找到这样的两行或更多行,则修改这些行,使这些行上的属性组Y 所在的列上的元素相同;修改规则：如果Y 所在的要修改的行中有一个为aj ,则这些元素均变为aj ,否则,改动为bmj , 其中m 为这些行的最小行号;注意：若某个bij被改动,则该列中凡是与bij相同的符号均作相同的改动;循环的对 F 中的函数依赖进行逐个处理,直到发现表中有一行变为：a1 , a2 , a3 ,…, an 或者不能再被修改为止;（3）断分解是否无损联结如果通过修改,发现表中有一行变为a1,a2 , …, an ,则分解是无损联结的,否则,分解不具有无损联结性;定理：检验分解无损联结的算法,能够正确判定一个分解是否具有无损联结性;定理：设σ= R1 , R2 是模式R 的一个分解, F 是R 的函数依赖集,那么,σ是R 关于F 的的无损分解的充要条件是：R1 ∩R2→R1 －R2 ∈F或者R1 ∩R2 →R2 －R1 ∈F保持函数依赖的分解定义：设 F 是关系模式R 在所有属性集U 上的函数依赖集,Z 是U 的子集,F 在Z 上的一个投影用πz F 表示,定义为：πz F ={ X→Y | X→Y ∈F+ 且 XY 是Z 的子集}设关系模式 R 的一个分解σ = { R1 , R2 , … , Rk }如果 Fi = πRi的并集F1 ∪ F2 ∪… Fk + = F+则,分解保持函数依赖集F关系模式满足的确定条件称为范式;根据满足的约束条件不同,范式可以分为1NF、2NF、3NF、BCNF、4NF、5NF 等;不同的范式,性质不同;关系模式规范化：把一个低一级的关系模式分解为高一级的关系模式的过程;回顾概念1．超键：能唯一标识元组的属性集;2．候选键：不含有多余属性的超键a. X 是R 的超键;b. 且不存在X的真子集Y,使得Y→U ∈F+则称X 是R 的候选键3．主键：用户选作元组标识的一个候选键;4．主属性：包含在任何一个候选键中的属性;5．非主属性：不包含在任何一个候选键中的属性;6．外键：如果关系R的某一个属性组,不是该关系本身的候选关键字,而是另一关系的候选关键字,则称该属性组是R 的外来关键字或外部关键字;完全函数依赖和部分函数依赖在R U 中,如果X →Y ,而且对于X 的任意真子集X’,都不存在X’→Y ,则称Y 完全依赖于X ,否则,如果X →Y , 且存在X 的真子集X’,使得X’→Y 成立,则Y 部分函数依赖于Y ;如何确定关系模式中的候选码1如果有属性不在函数依赖集中出现,那么它必须包含在候选码中;2如果有属性不在函数依赖集中任何函数依赖的右边出现,那么它必定包含在候选码中;3如果该属性或属性组能唯一的标识元组,则它就是候选码;未给出关系模式的函数依赖集,如何确定其中的候选码根据对数据库的语义描述,确定其中的候选码,同时还可以写出该关系模式上的函数依赖集;第一范式：1NF关系模式的所有域为简单域,其元素不可再分,是数据项而不是数据组,这样的关系模式称为第一范式：1NF存在的问题：数据冗余,插入异常,删除异常,修改异常;第二范式：2NF给定关系模式R 及其上的函数依赖集F ,如果R 上的任何一个非主属性都完全依赖于他的每一个候选关键字,则称R 是第二范式：2NF若关系模型H 包含的每个关系模式都是2NF 的,则称该关系模型是2NF 的;存在的问题：可能存在数据冗余,插入异常,删除异常,修改异常;结论：若R ∈1NF ,且R 中所有的候选码为单一属性,则R ∈2NF ;传递函数依赖在R U 中,如果X →Y ,Y →Z ,并且Z 不是Y 的子集,那么称X →Z 传递函数依赖,即Z 传递函数依赖于X >第三范式给定关系模式R 及其上的函数依赖F ,如果R 的任何一个非主属性都不传递函数依赖于他的任何一个候选码,则称R 是第三范式3NF ;若关系模型H 包含的每一个关系模式都是3NF 的,则称该关系模式是3NF 的;定理：一个3NF 的关系模式必定是3NF 的;BCNF 改进了的3NF给定关系模式R 及其上的函数依赖集 F ,如果F 中每一个非平凡函数依赖X →Y 的左部决定因素X 中必含有候选码,则称R 是Boyde /Codd 范式,简称BCNF ;R ∈1NF 若X →Y 且Y 不是X 的子集,X 中必含有候选码; 则R ∈BCNFBCNF 的内涵1非主属性对候选码完全函数依赖;2主属性对不含他的候选码完全函数依赖;3没有属性完全函数依赖于一组非主属性;4主属性不传递函数依赖于任何一个候选码;5主属性不传递函数依赖于任何一个候选码;定理：BCNF 满足3NF ;重叠的候选码一个模式有两个非单属性的候选码,且二者的交集非空,则称这两个候选码是重叠的;若模式中没有重叠的候选码时,则2NF 一定是BCNF ;只有当模式中有重叠的候选码时,3NF 不一定是BCNF ;总结：1NF↓消除了非主属性对候选码的部分函数依赖;2NF↓消除了非主属性对候选码的传递函数依赖;3NF↓消除了主属性对候选码的部分和传递函数依赖;BCNF规范化的基本思想逐步消除不合适的函数依赖,使数据库的各个关系模式达到某种程度上的分离;模式分解的算法模式分解的基本要求：分解后的关系模式与分解前的关系模式等,即分解必须（1）具有无损联结性,（2）保持函数依赖;逐步分解的定理：设F 是关系模式R 的函数依赖集ρ= { R1 , R2 , … , Rk } 是R关于F 的一个无损连接分解;1．若ρ1 = { S1 , S2 , … , Sm } 是 Ri 关于 Fi 的一个无损连接分解,其中 Fi = πRi F ,则ρ2 = { R1,…Ri-1,S1,…,Sm,Ri+1,…,Rk } 是 R 关于 F 的无损分解;2．设ρ3 = { R1,…,Rk,Rk+1,…,Rn } 是 R 的一个分解,其中ρ是ρ3的子集,,则ρ3 也是关于 F 的无损联结分解;面向 BCNF 且具有无损联结的分解算法1 ：输入：关系模式 R ,函数依赖集 F ,输出：R 的一个无损联结的分解,其中每一个子模式都满足F 在其上投影的BCNF .算法实现：反复运用逐步分解定理,逐步分解关系模式R 使得每次分解都具有无损联结性;而且每次分解出来的子关系模式都至少有一个具有BCNF范式;1置初值ρ = { R } ,2检查ρ中的关系模式,如果均属 BCNF 则转到第4步;3在ρ中找出不属于BCNF的关系模式 S ,那么 S中必能找出一个函数依赖 X→A ∈F A不包含于X且X不是S的候选码;因此,XA必然不包含 S 的全部属性;把S 分解为{ S1 , S2 } ,设S1 = XA , S2 = S－A ,并以{ S1 , S2 } 代替R 中的S ,返回2;4 终止分解,输出ρ .算法出现的问题：（1）分解结果不是唯一的;（2）分解不保证保持函数依赖;面向 3NF 且保持函数依赖的分解算法2输入：关系模式R 及其上的最小函数依赖集 F .输出：R 的保持函数依赖的分解,其中每个关系模式是关于 F 在其上投影的3NF ;算法实现：1 如果R 中存在一些不在 F 中出现的属性,则将他们单独构成一个关系模式,并从关系模式R 中消去;2 如果F 中有一个函数依赖X →A ,且XA = R ,则R 不用分解,算法终止;3 对F 中的每个函数依赖X →A ,构造一个关系模式XA ; 如果X →A1 , X →A2 , …, X →An 均属于F , 则构造一个关系模式XA1A2…An ;本算法注意,必须是最小函数依赖集 F ,否则出错;面向3NF 既有无损联结性,又保持函数依赖分解算法：输入：关系模式R 及其上的最小函数依赖集 F ;输出：R 的具有无损联结性及保持函数依赖的分解;算法实现：1 按算法2对关系模式R 进行分解,设结果为ρρ = { R1 ,R2 , Rk }2 X 是R 的候选码t =ρu { x } 是 R 的一个分解;3 求t 的最小集合; 当Ri 是Rj 的子集∈t 时,消去Ri定理算法的正确性;设X 是R 的候选码,则t =ρ u{x} 是 R 的一个分解,且所有的关系都满足 3NF ,同时具有无损联结性,和保持函数依赖性 ;由于ρ中全部模式均为 3NF , X 中属性之间不存在传递和部分函数依赖, 即 X 也是 3NF 的, 分解t 也具有无损联结性;由于 X 是 R 的候选码, 验证表中模式 X 所对应的行,经修改后全部由 a 组成;模式设计的原则关系模式R 相对于函数依赖 F 分解成数据库模式ρ = { R1 , R2 ,…,Rk } 一般具有下面 4 个特性;1ρ中的每个关系模式 Ri 上应具有某种范式的性质;如3NF , BCNF2无损联结性;3保持函数依赖集;4最小性,即ρ中模式个数应最少,且模式中属性总数应最少;一个好的模式设计方法应符合下了三条原则;1表达性;2分理性;3最小冗余性;多值依赖函数依赖有效的表达了属性之间的多对一联系,但不能表达属性之间的一对多联系,更不能表达属性之间的多对多之间的联系;定义设R U 是属性U 上的一个关系模式,X , Y , Z 均为U={ A1,A2,…,An } 的子集,并且Z = U－X－Y ,用小些字母x, y, z 分别代表属性集X ,Y ,Z 的值,只要r 为R 的关系,r 中存在元组x , y , z 和x , y2 , z ,那么称多值依赖于X →→Y 在R 中成立;函数依赖是多值依赖的特列;平凡多值依赖和非平凡多值依赖对于属性集U 上的一个多值依赖X→→Y , X , Y 均为U的子集,如果X 包含Y 或者Z = U－X－Y = φ, 则称X→→Y 为平凡多值依赖;若Z = U－X－Y ≠φ, 则称X→→Y 为非平凡多值依赖;函数依赖和多值依赖的区别1函数依赖在小范围内成立,则在大范围内一定成立,多值依赖在小范围成立,在大范围上未必成立;2若函数依赖X →Y 在R U 上成立,则对于任何真子集Y’ ,均有X →Y’也成立对于多值依赖X→→Y 在R U 上成立,都不能断言对于任何真子集Y’均有X→→Y’也成立;第四范式4NF设R 是一个关系模式, D 是R 上的多值依赖集合;如果 D 中成立非平凡多值依赖X →→Y 时,X 必包含R 的候选键,那么,称R 是第四范式;算法四面向4NF 且具有无损联结性的分解输入：关系模式R ,及其函数依赖和多值依赖集 F ;输出：R 相对于 D 的一个无损联结分解,其中每个子关系模式都是4NF ;算法实现1 置初值ρ = { R } ;2检查ρ中的关系模式均属于 4NF 则转 4；3在ρ中找出不属于 4NF 的关系模式 S ,那么 S 中必能找出一个非平凡的多值依赖 X →→ Y , 且 X 不是 S 的候选码 ,因此可以把 S 分解为 { S1 , S2 } ,设 S1 = XY , S2 = S － Y ,并以 { S1 , S2 } 代替ρ中的 S ,返回 2;4终止分解,输出ρ ;总结：1NF↓消除了非主属性对候选码的部分函数依赖2NF↓消除了非主属性对候选码的传递函数依赖;3NF↓消除了主属性对候选码的部分和传递函数依赖BCNF↓消除了非平凡且非函数依赖的多值属性4NF规范化的基本思想逐步消除了不合适的函数依赖,使数据库中的各个关系模式达到某种程度的分离;。
数据库设计的步骤和要点总结
数据库设计的步骤和要点总结数据库设计是构建数据库系统的基础，一个良好设计的数据库可以保证数据的完整性、一致性和高效性。
以下是数据库设计的步骤和要点总结：1. 需求分析- 收集需求：与项目干系人（比如客户、用户、管理者）沟通，收集业务需求。
- 确定数据范围：明确数据库需要处理的数据类型、数据来源和数据用途。
2. 概念设计- 实体-关系模型（ER模型）：识别系统中的实体及其属性，以及实体之间的关系。
- 确定实体和关系的属性：为每个实体和关系指定属性，并区分主键。
3. 逻辑设计- 规范化：避免数据冗余，减少更新异常，确保数据一致性。
- 数据模型选择：根据需求选择合适的数据模型，如关系模型、文档模型等。
- 定义表结构：根据ER模型定义表结构，确定字段类型、约束等。
- 设计索引：根据查询需求设计索引，提高查询效率。
4. 物理设计- 存储结构：确定数据文件的存储方式，如顺序文件、索引文件等。
- 文件组织：设计数据文件的分布，考虑数据的存取效率和存储空间利用率。
- 确定存储分配：为数据库对象（表、索引等）分配存储空间。
5. 数据库实施- 数据迁移：将现有数据迁移到新数据库中。
- 应用程序集成：确保应用程序能够正确地与数据库交互。
- 测试：进行数据库测试，确保满足性能和功能要求。
6. 维护- 监控：定期监控数据库性能，及时发现并解决性能问题。
- 备份与恢复：定期进行数据备份，设计恢复策略以应对数据丢失或损坏的情况。
- 调整：根据实际运行情况调整数据库结构或参数。
7. 安全性设计- 用户权限管理：定义用户的访问权限，确保数据安全。
- 数据加密：对敏感数据进行加密存储。
- 审计与日志：记录所有对数据库的访问和操作，以便于事后审计。
8. 考虑特殊需求- 事务管理：确保数据库系统能够支持事务，保证数据的一致性。
- 并发控制：设计机制以处理多用户同时访问数据库的情况。
- 数据完整性：通过约束（如主键、外键、唯一性约束）确保数据的准确性和可靠性。
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零、数据库设计理论一、引言1. 如何设计数据库模式1) 凭经验设计？2) 什么是好的关系数据库模式？3) 好的关系数据库模式应该包括多少关系模式？4) 每个关系模式应该包含哪些属性？5) 设计数据库模式的理论和方法——规范化2. 学生管理数据库设计实例1) 事实情况(1) 一个系有若干名学生(2) 一个学生只属于一个系(3) 一个系只有一名系主任(4) 一个学生可以选修多门课程(5) 一门课程可由多名学生选修(6) 每个学生学了每门课程有一个成绩2) 属性(1) 学生SNO(2) 系DN(3) 系主任DM(4) 课程CN(5) 成绩G3) 单一关系模式(1) UN(SNO,DN,DM,CN,G)4) 关系键、候选键、主键(1) (SNO,CN)5) 存在的问题(1) 插入异常(2) 删除异常(3) 修改异常(4) 冗余太大6) 模式分解(1) S(SNO,DN)(2) D(DN,DM)(3) SC(SNO,CN,G)3. 关系规范化1) 关系模式的分解2) 用几个结构简单的关系模式→结构复杂的关系模式3) 关系数据库模式：“不好”→“好”二、函数依赖1. 关系模式中的数据依赖1) 描述关系模式的五元组R(U,D,DOM,F)2) F：属性间数据的依赖关系集合3) 描述关系模式的简化三元组R(U,F)2. 函数依赖示例1) 学生关系Student(学号Sno,姓名Sn,所在系Dn)2) 一旦学号确定，姓名和所在系也就唯一地确定下来了3) 属性间的这种依赖关系类似于数学中的函数4) Sno函数决定Sn和Dn5) Sn和Dn函数依赖于Sno6) 记作Sno→Sn，Sno→Dn3. 函数依赖的定义1) X,Y是R的两个属性集合(子集)2) 当任何时刻R中的任意两个元组中的X属性值相同时，则它们的Y属性值也相同3) R中不存在两个元组，它们在X上的属性值相同，而在Y上的属性值不同4) X函数决定Y5) Y函数依赖于X6) 记作X→Y7) X叫做决定因素(决定属性集)4. 函数依赖与属性间的联系类型有关1) 一对一联系：X←→Y2) 多对一联系：X→Y3) 多对多联系：不存在依赖关系4) 可从属性间的联系类型来分析属性间的函数依赖5. R(U,F)的实例1) U={Sno,Dn,Dm,Cn,G}2) F={Sno→Dn,Dn→Dm,(Sno,Cn)→G}三、几种函数依赖1. 平凡函数依赖1) 当属性集合Y是属性集合X的子集时(Y⊆X)2) 存在函数依赖X→Y3) 一组属性函数决定它的所有子集2. 非平凡函数依赖1) Y不是X的子集(Y !⊆ X)2) 但X→Y3. 完全函数依赖1) 定义(1) X’是X的真子集(2) X必须是组合属性(3) X→Y(4) 对每一个X’都有X’ !→Y(5) 则函数X完全函数决定Y(6) Y完全(Full)函数依赖于X(7) X f→Y2) 例子(1) SC(SNO,CNO,G)(2) (SNO,CNO)→G(3) SNO !→G(4) CNO !→G(5) (SNO,CNO) f→G4. 部分函数依赖1) 定义(1) X’是X的真子集(2) X→Y(3) 存在一个X’，有X’→Y(4) Y不完全依赖于X(5) Y对X的函数依赖是部分(Part)的(6) X p→Y2) 例子(1) UN(SNO,CN,G,DN,DM)(2) (SNO,CN)→DN(3) SNO→DN(4) (SNO,CN) p→DN5. 传递函数依赖1) 定义(1) X,Y,Z是R互不相同的属性集合(2) X→Y（但Y !→X）(3) Y→Z(4) 则称属性集合Z传递(Transfer)函数依赖于X(5) X t→Z2) 例子(1) UN(SNO,CN,G,DN,DM)(2) SNO→DN（DN !→SNO）(3) DN→DM(4) SNO t→DM四、关系键的形式化定义1. 定义1) 关系模式R(A1,A2,…,A n)2) X是属性的集合，X⊆{A1,A2,…,A n}3) 若X f→{A1,A2,…,A n}，即全体属性完全函数依赖于X4) 则X是R的候选关系键(候选键)2. 关系键的性质1) 唯一性2) 最小性3) 每个关系必有键4) 全键：整个属性组合是关系键3. 属性键1) 主属性(键属性)(1) 包含在任何一个候选键中的属性2) 非主属性(非键属性)(1) 不包含在任何候选键中的属性4. 例子1) S(SNO,SN,AGE,SEX,DEPT)(1) 若姓名不重名(2) SNO,SN是主属性(3) AGE,SEX,DEPT是非主属性2) SC(SNO,CNO,G)(1) SNO,CNO是主属性(2) G是非主属性3) PW A(演奏者P,作品W,听众A)(1) 之间为多对多关系，无函数依赖(2) 全属性集(P,W,A)是键、主键、全键(3) P,W,A都是主属性五、规范化过程1. 范式(NF, Normal Formula)1) 定义(1) 符合某种级别的关系模式的集合(2) 如果一个关系满足某个特定的约束值，则称它属于某种特定的范式2) 各级范式的要求(1) 第一范式：关系满足只包含原子值的约束(2) 第二范式：每个非主属性都完全函数依赖于R的每个键(3) 第三范式：每个非主属性都不传递依赖于R的任何键(4) BC范式：R中每个决定因数都是候选键(5) 第四范式(6) 第五范式3) 各级范式的关系(1) 5NF⊂4NF⊂BCNF⊂3NF⊂2NF⊂1NF(2) 如果关系满足某个范式要求，也会满足级别较低的所有范式的要求(3) 较高层次的范式比较低层次的范式具有更合乎要求4) 规范化(1) 将一个低一级范式的关系模式(2) 通过投影运算(3) 转化为若干个高一级范式的关系模式的集合(4) 的过程2. 第一范式(1NF)1) 定义(1) 若关系模式R的所有属性都是不可分的基本数据项(2) 则R∈1NF2) 说明(1) 1NF是关系模式的最起码要求(2) 若R∉1NF，则R不是关系数据库3) 例子(1) UN(Sno,Cn,Dn,Dm,G)(2) (Sno,Cn)为关系键、候选键、主键(3) 函数依赖关系1. (SNO,CN) f→G2. Sno→Dn3. (SNO,CN) p→DN4. Sno→Dm5. (SNO,CN) p→DM6. Dn→Dm7. Sno t→Dm(4) 存在的问题1. 插入异常2. 删除异常3. 冗余太大4. 修改异常3. 第二范式(2NF)1) 定义(1) 在关系模式R∈1NF的基础上(2) 且每个非主属性都完全依赖于R的每个关系键(3) 则R∈2NF2) 例子(1) S(SNO,SN,AGE,SEX,DEPT)∈1NF(2) 如果姓名SN无重名(3) ∵SNO→(SN,AGE,SEX,DEPT)(4) SN→(SNO,AGE,SEX,DEPT)(5) SNO,SN分别为候选键(6) AGE,SEX,DEPT是非主属性(7) AGE,SEX,DEPT完全依赖于每个键(8) ∴S∈2NF3) 注意(1) 如果关系R的全体属性都是R的主属性，那么R∈2NF。
Why？(2) 如果关系R的所有键仅含有一个属性，那么R∈2NF。
Why？(3) 从1NF中消除非主属性对键的部分函数依赖，则可获得2NF关系4) 2NF的规范化(1) 设定R(A1,A2,…,A n)∉2NF(2) 意味着{A1,A2,…,A n}含有不相交的子集X和Y，X是主属性，Y是非主属性，且X p→Y(3) Z表示R中既不属于X又不属于Y的那些属性集合，则R(X,Y,Z)(4) ∵X p→Y,将X表示为X’X”(5) X’→Y(6) 可用两个投影R1(X’,Y)和R2(X,Z)代替R(X,Y,Z)，无损连接性(7) R1为完全函数依赖的属性集合，R2为去掉Y后的R(8) R1(X’,Y)∈2NF(9) 若R2(X,Z)∉2NF,对其再进行投影分解5) 例子1(1) UN(SNO,CN,G,DN,DM)∈1NF(2) (SNO,CN)是唯一主键(3) 非主属性对键的函数依赖有1. (SNO,CN) f→G2. (SNO,CN) p→DN(1) ∵SNO→DN3. (SNO,CN) p→DM(1) ∵SNO t→DM(4) ∵存在非主属性对键的部分依赖关系，∴UN∉2NF(5) 采用投影分解运算来提高关系模式的范式等级(6) 投影成两个关系1. SD(SNO,DN,DM)2. SC(SNO,CN,G)(7) SC∈2NF,SD∈2NF(8) 三个问题的解决1. 插入异常有所改善2. 删除异常仍然存在3. 冗余得到改善6) 例子2(1) R(Sno,Cno,Grade,Tname,Taddress)(2) F:(Sno,Cno)→Grade,Cno→(Tname,Taddress)(3) 关系键1. (Sno,Cno)(4) 存在部分依赖(5) 有异常情况(6) 分解为1. R1(Cno,Tname,Taddress) ∈2NF2. R2(Sno,Cno,Grade) ∈2NF4. 第三范式(3NF) 1) 定义(1) 若R∈2NF(2) 且每个非主属性都不传递依赖于R的任何键(3) 则R∈3NF2) 说明(1) 每个非主属性既不部分依赖，也不传递依赖于R的任何键(2) 从1NF→2NF：消除非主属性对键的部分函数依赖(3) 从2NF→3NF：消除非主属性对键的传递函数依赖3) 3NF规范化方法1(1) R(X,Y,Z,W)(2) W包括既不属于X,Y，也不属于Z的其余属性(3) 若X→Y,Y !→X,Y→Z，则X t→Z(4) 投影为R1(Y,Z)和R2(X,Y,W)(5) R1为包含属性集Z的直接函数依赖，(6) R2为去掉Z的其余属性(7) 则R1(Y,Z)∈3NF(8) 若R2(X,Y,W)还不属于3NF，继续进行投影分解4) 3NF规范化方法2(1) 先求出F的最小函数依赖集(2) 将左部相同的函数依赖合并起来(3) 将每个函数依赖X→Y都构造模式XY(4) 若分解后的模式集中无候选键，则将候选键也构造为一个模式5) 例子1(1) UN(SNO,CN,G,DN,DM)(2) SC(SNO,CN,G) ∈2NF ∈3NF(3) SD(SNO,DN,DM) ∈2NF ∉3NF(4) 方法11. 投影分解(1) D(DN,DM) ∈3NF(2) SD(SNO,DN) ∈3NF(3) SC(SNO,CN,G) ∈3NF2. 三种弊病的解决程度：均解决3. 分析(1) 保持了原来的两个完全依赖关系SNO→DN,DN→DM（函数依赖保持性）(2) 具有无损连接性(5) 方法21. 投影分解(1) SD(SNO,DN)(2) SM(SNO,DM)(3) SC(SNO,CN,G)2. 三种弊病的解决程度：均存在3. 分析(1) 分解可恢复(2) 具有无损连接性(3) 只用了原先的一个完全依赖SNO→DN(4) 没用另一个完全依赖DN→DM，未保持原函数依赖(5) 却使用了原隐含的传递依赖SNO→DM(6) 方法31. 投影分解(1) SM(SNO,DM)(2) D(DN,DM)(3) SC(SNO,CN,G)2. 三种弊病的解决程度：不是无损分解3. 分析(1) 分解为不可恢复(2) 只用了一个完全依赖DN→DM(3) 未用另一个完全依赖SNO→DN(4) 却使用了传递依赖SNO→DM6) 例子2(1) R(ABCDE),A→B,C→D(2) 关系键1. ACE(3) 分解为1. {AB，CD，ACE}7) 例子3(1) R1(Cno,Tname,Taddress)(2) F: Cno→Tname, Tname→Taddress(3) 关系键：1. Cno(4) 存在传递依赖1. Cno→Taddress(5) 存在数据冗余(6) 分解为1. R11(Cno,Tname) ∈3NF2. R12(Tname,Taddress) ∈3NF8) 3NF分解小结(1) 既具有无损连接性(2) 又保持函数依赖性5. Boyce-Codd范式(BCNF)1) 3NF的不完善性(1) 3NF排除了非主属性对键的部分函数依赖和传递函数依赖(2) 把能够分离的属性尽可能地分解为单独的关系(3) 但3NF没有限制有些主属性对键具有的函数依赖(4) 例子1. SCG(SNO,SN,CN,G)2. 假设SN没有重名3. 关系键(1) (SNO,CN)(2) (SN,CN)4. 函数依赖(1) SNO←→SN1. SNO→SN2. SN→SNO(2) (SNO,CN)→G(3) (SN,CN)→G5. 主属性(1) SNO,SN,CN6. 非主属性(1) G7. 非主属性G不传递依赖于任何键8. ∴SCG∈3NF9. 但存在主属性对键的部分依赖(1) (SNO,CN) p→SN1. ∵SNO→SN(2) (SN,CN) p→SNO1. ∵SN→SNO10. ∴SCG有冗余，会修改异常(1) 改SNO2) BCNF定义(1) 若R∈1NF(2) 如果对于R的每个函数依赖X→Y，X必含有候选键(3) R中的每个(决定因素)决定属性集X都是候选键(4) 则R∈BCNF3) 说明(1) 在满足BCNF的关系中，除候选键之外没有其他的决定因素(决定属性集)(2) 满足BCNF的关系将消除任何属性(主属性或非主属性)对键的部分依赖或传递依赖(3) 属于BCNF的关系必然属于3NF，但属于3NF的关系却不一定属于BCNF4) BCNF的规范化(1) 若R∉BCNF(2) R表示为R(X,Y,Z)(3) X,Y,Z是属性的集合，X→Y，X不是键(4) 用R的投影R1(X,Y)和R2(X,Z)代替R(X,Y,Z)(5) R1为包含一个非键的直接函数依赖的属性集合(6) R2为去掉Y的其他属性集合(7) 最坏可用二元关系结束投影5) 例子1(1) SCG(SNO,SN,CN,G)(2) 关系键1. (SNO,CN)2. (SN,CN)(3) 主属性1. SNO,SN,CN(4) 非主属性1. G(5) 函数依赖关系1. SN←→SNO2. (SNO,CN)→G3. (SN,CN)→G4. (SNO,CN) p→SNO5. (SNO,CN) p→SN(6) SCG∈3NF(7) SCG∉BCNF(8) 存在异常(9) 规范化1. S(SNO,SN)2. SC(SNO,CN,G) 或SC(SN,CN,G)3. S∈BCNF4. SC∈BCNF(10) 消除异常6) 例子2(1) 问题1. R(Bno,Bname,Author)2. 一个书号只有一个书名3. 不同书号可以有相同书名4. 每本书可以有多个作业合写5. 每个参与编著的书名应该互不相同(2) 函数依赖有1. Bno→Bname2. (Author,Bname)→Bno(3) 关系键有1. (Bname,Author)2. (Bno,Author)(4) ∈3NF1. 没有非主属性(5) 但不属于BCNF1. (Bname,Author) t→Bname(6) 存在的问题1. 一本书由多个作者合写时，书号和书名多次重复存储(7) 分解为1. (Bno,Bname) ∈BCNF2. (Bno,Author) ∈BCNF(8) 分解结果1. 无损分解2. 但丢失函数依赖7) BCNF小结(1) 能保证是无损分解，但不能保证保持函数依赖(2) BCNF在概念上要比3NF简单1. 3NF涉及到：主键、传递函数、完全依赖2. BCNF没有涉及3. 3NF规范化的过程：1NF→2NF→3NF4. BCNF规范化的过程：1NF→BCNF(3) 3NF和BCNF是在函数依赖条件下对关系模式分解所能达到的分离程度所进行的测度1. 若数据库模式中的所有关系模式都属于BCNF，就已经彻底分离了函数依赖2. 3NF可能存在主属性对键的部分依赖和传递依赖3. 当关系具有几个（重叠）的候选键时，应3NF→BCNF6. **多值依赖与第四范式1) 讲课表(1) 描述1. 每门课由多个教师讲授2. 每门课使用一套（多本）参考书3. 每个教师可讲授多门课程4. 每本参考书可供多门课程使用(2) 实例(3) 关系键1. 全键（C,T,B）(4) 达到BCNF(5) 存在的问题1. 插入麻烦2. 删除麻烦3. 数据冗余2) 多值依赖MVD(1) 定义1. 设R(U)是属性集U上的一个关系模式2. X、Y、Z是U的子集，且Z=U-X-Y3. R中多值依赖X→→Y成立，4. 当且仅当对R的任一关系r，给定一对(x,z)值，有一组Y值，5. 这组Y值仅决定于x值而与z值无关6. 若Z为空，则X→→Y为平凡的多值依赖7. **第五范式1)六、关系模式的规范化1. 规范化小结1) 对关系的最基本要求是满足1NF，但存在多种弊病，应该进行规范化2) 规范化的基本思想是逐步消除数据依赖中的不合适部分，使得数据库模式中的各个关系模式达到某种程度的分离3) 让一个关系只描述一个实体或实体间的联系4) 规范化实质上是概念的单一化，用一个关系表示一个实体2. 关系模式规范化的步骤1) 对1NF关系进行投影，消去非主属性对键的部分函数依赖，产生一组2NF关系2) 对2NF关系进行投影，消去非主属性对键的传递函数依赖，产生一组3NF关系3) 对3NF关系进行投影，消去决定因素不是键的函数依赖，产生一组BCNF关系(1) 消除主属性对键的部分依赖(2) 消除主属性对键的传递依赖(3) 消除主属性对非主属性的依赖3. 关系模式的分解1) 规范化准则：取原始关系的投影，消去决定因素不是候选键的函数依赖2) 通过投影分解运算，把低一级范式的关系模式分离为若干个高一级范式的关系模式3) 规范化的投影分解不是唯一的4) 要求分解“既保持函数依赖”，又具有“无损连接性”4. 例子1：求关系键和最高范式5. 例子2：关系规范化1) 学生成绩登记表2) 函数依赖关系(1) 学号→(姓名，性别，专业，年级)(2) 课号→(课名，学分，学时，师号)(3) (学号，课号)→成绩(4) 师号→教师3) UN(学号,姓名,性别,专业,年级,课程成绩)∉1NF4) 消去重复组(1) 学生(学号,姓名,性别,专业,年级,课号,课名,学分,学时,教师,师号,成绩)(2) 关键字(学号,课号)(3) ∈1NF5) 消去部分函数依赖(1) 部分依赖1. (学号,课号) p→(姓名,性别,专业,年级)2. (学号,课号) p→(课名,学分,学时,师号,教师)(2) 消去部分依赖1. (学号)→(姓名,性别,专业,年级)2. (课号)→(课名,学分,学时,师号,教师)3. (学号,课号)→成绩(3) 投影成三个子关系模式1. 学生(学号,姓名,性别,专业,年级)2. 课程(课号,课名,学分,学时,师号,教师)3. 成绩(学号,课号,成绩)(4) ∈2NF6) 消去传递函数依赖(1) 传递依赖1. 课号→师号2. 师号→教师3. 课号 t→教师(2) 消去传递依赖1. (课号)→(课名,学分,学时,师号)2. (师号→教师)(3) 投影成两个子关系模式1. 课程(课号,课名,学分,学时,师号)2. 教师(师号,教师)(4) ∈3NF(5) 也∈BCNF7) 最后投影结果(1) 学生(学号,姓名,性别,专业,年级)(2) 课程(课号,课名,学分,学时,师号)(3) 教师(师号,教师)(4) 成绩(学号,课号,成绩)6. 例子3：关系规范化7. 例子4：关系规范化七、函数依赖的公理系统1. 函数依赖的基本性质1) 叠加性(合并性)(1) 若X→Y，X→Z(2) 则X→YZ2) 分配性(分解性)(1) 若X→YZ(2) 则X→Y，X→Z3) 扩张性(1) 若X→Y，W→Z(2) 则XW→YZ4) 投影性(1) 若Y是X的子集(2) 则X→Y(3) 一组属性函数决定它的所有子集(4) 即为平凡函数依赖2. 闭包1)3. 极小函数依赖集1)4. 无损连接性1)5. 保持函数依赖1)6. 模式分解算法1)。