先解釋一下涉及到的一些概念，以教務系統為例
函式依賴：
若在一張表中，在屬性（或屬性組）x的值確定的情況下，必定能確定屬性y的值，那麼就可以說y函式依賴於x，寫作 x → y
例如：1：系名 → 系主任
2：學號 → 系主任
3：(學號，課名） → 分數
像如下的關係就不成立
1：學號 → 課名
2：學號 → 分數
完全函式依賴：
在一張表中，若 x → y，且對於 x 的任何乙個真子集（假如屬性組 x 包含超過乙個屬性的話），x ' → y 不成立，那麼我們稱 y 對於 x 完全函式依賴
例如：1：學號 f→ 姓名
2：（學號，課名） f→ 分數
部分函式依賴：
假如 y 函式依賴於 x，但同時 y 並不完全函式依賴於 x，那麼我們就稱 y 部分函式依賴於 x
例如：1：（學號，課名） p→ 姓名
傳遞函式依賴：
假如 z 函式依賴於 y，且 y 函式依賴於 x （y 不包含於 x，且 x 不函式依賴於 y），那麼我們就稱 z 傳遞依賴於 x
碼：
設 k 為某錶中的乙個屬性或屬性組，若除 k 之外的所有屬性都完全函式依賴於 k（這個「完全」不要漏了），那麼我們稱 k 為候選碼，簡稱為碼。
在實際中我們通常可以理解為：假如當 k 確定的情況下，該錶除 k 之外的所有屬性的值也就隨之確定，那麼 k 就是碼。一張表中可以有超過乙個碼。（實際應用中為了方便，通常選擇其中的乙個碼作為主碼）
對於上表，（學號、課名）這個屬性組就是碼。該表中有且僅有這乙個碼。（假設所有課沒有重名的情況）
主屬性：
包含在任何乙個碼中的屬性成為主屬性
第一正規化（1nf）：
1nf的定義為：符合1nf的關係中的每個屬性都不可再分
第二正規化（2nf）:
2nf在1nf的基礎之上，消除了非主屬性對於碼的部分函式依賴。
判斷方法：
第一步：找出資料表中所有的碼。
第二步：根據第一步所得到的碼，找出所有的主屬性。
第三步：資料表中，除去所有的主屬性，剩下的就都是非主屬性了。
第四步：檢視是否存在非主屬性對碼的部分函式依賴
對於上表，碼只有乙個（學號、課名），則主屬性只有學號和課名，剩餘的屬性都為非主屬性
對於非主屬性姓名來說，存在非主屬性 姓名 對碼（學號，課名）的部分函式依賴，所以上表不滿足第二正規化，將表進行拆分，以滿足第二正規化，結果如下：
第三正規化（3nf） ：
3nf在2nf的基礎之上，消除了非主屬性對於碼的傳遞函式依賴，以上述拆分後的結果為例
對於選課表，主碼為（學號，課名），主屬性為學號和課名，非主屬性只有乙個，為分數，不可能存在傳遞函式依賴，所以選課表的設計，符合3nf的要求。
對於學生表，主碼為學號，主屬性為學號，非主屬性為姓名、系名和系主任。因為 學號 → 系名，同時 系名 → 系主任，所以存在非主屬性系主任對於碼學號的傳遞函式依賴，所以學生表的設計，不符合3nf的要求
將上表進行拆分以滿足第三正規化，結果如下:
bcnf正規化:
在 3nf 的基礎上消除主屬性對於碼的部分與傳遞函式依賴
以如下的結構為例：
顯然滿足3nf，但是存在主屬性倉庫名對於碼（管理員，物品名）的部分函式依賴，所以不滿足bc正規化
資料庫 資料庫正規化
關聯式資料庫的設計規範。不同的規範要求被稱為不同的正規化，越高的正規化資料庫冗餘越小。減少資料庫中資料冗餘的過程 1 第一正規化 1nf 在關係模式r中，當且僅當所有屬性只包含原子值，即每個分量都是不可再分的資料項，則稱r滿足1nf。例如表所示的教師職稱情況關係就不滿足1nf。原因在於，該關係模式中...
資料庫正規化 三正規化
所謂第一正規化 1nf 是指在關係模型中，對域新增的乙個規範要求，所有的域都應該是原子性的，即資料庫表的每一列都是不可分割的原子資料項，而不能是集合，陣列，記錄等非原子資料項。即實體中的某個屬性有多個值時，必須拆分為不同的屬性。在符合第一正規化 1nf 表中的每個域值只能是實體的乙個屬性或乙個屬性的...
資料庫正規化
注 表在定義中被稱為關係,記作r 欄位在定義中被稱作屬性 模式 資料庫中有三種模式,外模式,內模式,模式 粗體是關鍵字的意思 斜體為外來鍵 以前寫下來的，但是用了多年的帳號已經忘了，唯有把文章轉到這裡來了 真暈哦 http blog.csdn.net fantasylu archive 2004 0...