判断范式
指出下列关系模式是第几范式，说明理由。
⑴R(A,B,C)，其函数依赖集为F={AB→C};
⑵R(A,B,C)，其函数依赖集为F={B→C,AC→B};
⑶R(A,B,C)，其函数依赖集为F={B→C,B→A,
A→BC};
⑷R(A,B,C)，其函数依赖集为F={A→B,A→C};
⑸R(A,B,C,D)，其函数依赖集为F={A→C,AD→B};
答案：
⑴R是BCNF模式。因为F中告诉我们候选键是AB，并且AB和C不存在部分和传递的函数依赖，在A和B中也不存在部分和传递的函数依赖，而且该函数依赖的左部包含了R的候选键AB，所以由定义可知R 是BCNF模式。
⑵R是3NF模式。因为F中告诉我们候选键是AB 和AC，R中所有属性都是主属性，不存在非主属性对候选键的传递函数依赖，所以由定义可知R是3NF模式。
⑶R是BCNF模式。因为F中告诉我们候选键是A 和B，并且由A→BC ，可知A→B ，A→C ，再有F 中有B→C,B→A ，因此C是直接函数依赖于A，而不是传递函数依赖于A。又因为F的每一个函数依赖的左部都包含了一个候选键，在A和B中也不存在部分和传递的函数依赖，所以由定义可知R是BCNF模式。
⑷R(A,B,C) 是BCNF模式。因为F中告诉我们候选键是A，而且F中每一个函数依赖的左部都包含了候选键A，所以由定义可知R是BCNF模式。
⑸R是1NF。因为F中告诉我们候选键是AD，则
B和C是非主属性，又由于A C，因此F中存在非主属性对候选键的部分函数依赖，所以R是1NF模式。
数据库三大范式讲解
数据库三大范式说明 数据库的设计范式是数据库设计所需要满足的规范，满足这些规范的数据库是简洁的、结构明晰的，同时，不会发生插入（insert）、删除（delete）和更新（update）操作异常。反之则是乱七八糟，不仅给数据库的编程人员制造麻烦，而且面目可憎，可能存储了大量不需要的冗余信息。 实质上，设计范式用很形象、很简洁的话语就能说清楚，道明白。本节课将对范式进行通俗地说明，以一个简单论坛的数据库为例来讲解怎样将这些范式应用于实际项目中。 范式说明： 第一范式（1NF）： 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。 很显然，在当前的任何关系数据库管理系统（DBMS）中，傻瓜也不可能做出不符合第一范式的数据库，因为这些DBMS不允许你把数据库表的一列再分成二列或多列。因此，你想在现有的DBMS中设计出不符合第一范式的数据库都是不可能的。 第二范式（2NF）： 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。 假定选课关系表为SelectCourse(学号, 姓名, 年龄, 课程名称, 成绩, 学分)，关键字为组合关键字(学号, 课程名称)，因为存在如下决定关系： (学号, 课程名称) →(姓名, 年龄, 成绩, 学分) 这个数据库表不满足第二范式，因为存在如下决定关系： (课程名称) →(学分) (学号) →(姓名, 年龄) 即存在组合关键字中的字段决定非关键字的情况。 由于不符合2NF，这个选课关系表会存在如下问题： (1) 数据冗余： 同一门课程由n个学生选修，"学分"就重复n-1次；同一个学生选修了m门课程，姓名和年龄就重复了m-1次。 (2) 更新异常： 若调整了某门课程的学分，数据表中所有行的"学分"值都要更新，否则会出现同一门课程学分不同的情况。 (3) 插入异常： 假设要开设一门新的课程，暂时还没有人选修。这样，由于还没有"学号"关键字，课程名称和学分也无法记录入数据库。 (4) 删除异常： 假设一批学生已经完成课程的选修，这些选修记录就应该从数据库表中删除。但是，与此同时，课程名称和学分信息也被删除了。很显然，这也会导致插入异常。 把选课关系表SelectCourse改为如下三个表： 学生：Student(学号, 姓名, 年龄)； 课程：Course(课程名称, 学分)； 选课关系：SelectCourse(学号, 课程名称, 成绩)。 这样的数据库表是符合第二范式的，消除了数据冗余、更新异常、插入异常和删除异常。 另外，所有单关键字的数据库表都符合第二范式，因为不可能存在组合关键字。
第一第二第三范式的区别于联系
关系数据库中的关系必须满足一定的要求。满足不同程度要求的为不同范式。数据库的设计范式是数据库设计所需要满足的规范。只有理解数据库的设计范式，才能设计出高效率、优雅的数据库，否则可能会设计出错误的数据库. 目前，主要有六种范式：第一范式、第二范式、第三范式、BC范式、第四范式和第五范式。满足最低要求的叫第一范式，简称1NF。在第一范式基础上进一步满足一些要求的为第二范式，简称2NF。其余依此类推。 范式可以避免数据冗余，减少数据库的空间，减轻维护数据完整性的麻烦，但是操作困难，因为需要联系多个表才能得到所需要数据，而且范式越高性能就会越差。要权衡是否使用更高范式是比较麻烦的，一般在项目中，用得最多的也就是第三范式，我认为使用到第三范式也就足够了，性能好而且方便管理数据。 函数依赖,如果一个表中某一个字段Y的值是由另外一个字段或一组字段X的值来确定的，就称为Y函数依赖于X。 第一范式(1NF) 定义：如果关系模式R的每个关系r的属性都是不可分的数据项，那么就称R是第一范式的模式。 简单的说，每一个属性都是原子项，不可分割。 1NF是关系模式应具备的最起码的条件，如果数据库设计不能满足第一范式，就不称为关系型数据库。关系数据库设计研究的关系规范化是在1NF之上进行的。 例如(学生信息表)： 学生编号姓名性别联系方式 20080901张三男email:zs@https://www.wendangku.net/doc/ad4712833.html,,phone:88886666 20080902李四女email:ls@https://www.wendangku.net/doc/ad4712833.html,,phone:66668888 以上的表就不符合，第一范式：联系方式字段可以再分，所以变更为正确的是： 学生编号姓名性别电子邮件电话 20080901张三男zs@https://www.wendangku.net/doc/ad4712833.html,88886666
三大研究范式
解读教育研究三大范式 首都师范大学教育学院潘茂明 内容摘要在教育研究的发展进程中，研究范式随着教育本身的发展而发生相应的变革，同时其他相关学科的发展也深刻地影响着它的发展。不可否认，实证主义、批判主义和解释主义这当今教育研究三大范式所着眼于教育的不同角度和层面，它们各自擅长于解决不同的问题。本文通过文献分析三大范式的特点，理顺它们的共性，旨在于使读者能理解并合理使用这三大范式。 关键词实证主义批判主义解释主义 一、前言 从古希腊时期开始的教育研究发展至今，经历了一个由不成熟到成熟、从融于哲学之中到自成体系的风雨历程，在25个世纪的历史长河中，研究范式的发展与革新始终是推动教育研究向前迈进的基础动力，而在教育科学日益分化和融合的今天，对教育研究中最基础的构成——研究范式做一番历史的回顾与未来的展望无疑有着重大的理论与现实意义。 (一)教育研究范式的界定 “范式”的形成，是一门学科成熟的标志，它是由美国科学家库恩提出的，其基本含义即为学科的科学群体所认同，学科的内容和研究要素、过程、方法等须形成基本规范和结构式的框架。教育研究作为一门具体科学研究，它的研究范式即是指教育科学的研究群体对本群体所从事的教育研究活动的基本规范和结构式的框架的共同认识。需明确的是，本文所涉及的教育研究范式是与教育研究活动相关的范式，不包含与具体学科内容有关的方面，仅对教育研究过程、方法意义上的范式进行探讨。 （二）当今三大研究范式 毋庸置疑，自西方教育教育理论经过几百年的历史发展,已取得了丰硕的成果。梳理各个时期的关于教育研究范式的观点有很多，期中最具代表性的是Popkewitz（1984）的教育研究科学研究范式分类：经验分析科学、符号科学与批判科学，这是直接受Hanbermas（1968）的认识兴趣分类的启发的结果。当代一些学者则主张从女性主义、后现代主义、新实用主义、建构主义的视角来研究教育研究范式。Cohan等人建立在人们的“知识的质疑，认识，获得途径，传播方式的研究”这一认识层面上的，等分化出:实证的，规范的，解释的，自然的及批判的这三个进行科学研究的范式。但若从形成比较系统的理论观点及影响范围来看,笔者认为教育研究范式形成至今主要有实证主义、解释主义和批判主义三个占主导地位的研究范式。 二、教育研究三大范式的特点 （一）实证主义研究范式 实证主义哲学的创始人是圣西门的学生兼秘书孔德。孔德不仅建立了实证哲学体系，而且致力于将实证的科学精神贯彻到一切知识领域之中。他主张把自然科学研究方法，诸如观察法、实验法、调查法、比较法等应用到社会科学研究中，认为只有将实证精神贯彻到人类知识的一切领域，才能为社会改造和教育奠定坚实的基础。在实证主义的推动下，从19世纪下半叶开始，教育科学研究领域也开始引入自然科学研究方法。 实证主义把自己的理论看成是统摄一切科学的“科学哲学”，主张用实证方法取代抽象思辨，认为可观察的事实是唯一不证自明的知识。这种以追求自然科学化为特征，以应用为目的的研究范式提出后，得到了广泛的认同和支持。一大批学者投身于教育实验、教育测量，使得传统的哲学——思辩的理论教育学改变为科学的教育学。实证主义研究范式，在本体论上，
数据库范式理解例题
范式分解 主属性：包含在任一候选关键字中的属性称主属性。 非主属性：不包含在主码中的属性称为非主属性。 函数依赖： 是指关系中一个或一组属性的值可以决定其它属性的值。函数依赖正象一个函数y = f(x) 一样，x的值给定后，y的值也就唯一地确定了。 如果属性集合Y中每个属性的值构成的集合唯一地决定了属性集合X中每个属性的值构成的集合，则属性集合X函数依赖于属性集合Y，计为：Y→X。属性集合Y中的属性有时也称作函数依赖Y→X的决定因素（determinant）。例：身份证号→姓名。 部分函数依赖： 设X,Y是关系R的两个属性集合，存在X→Y，若X’是X的真子集，存在X’→Y，则称Y部分函数依赖于X。 完全函数依赖： 在R(U)中，如果Y函数依赖于X,并且对于X的任何一个真子集
X'，都有Y不函数依赖于X'，则称Y对X完全函数依赖。否则称Y对X部分函数依赖。 【例】； 举个例子就明白了。假设一个学生有几个属性 SNO 学号SNAME 姓名SDEPT系 SAGE 年龄CNO 班级号G 成绩 对于(SNO,SNAME,SDEPT,SAGE,CNO,G)来说，G完全依赖于(SNO, CNO), 因为(SNO,CNO)可以决定G，而SNO和CNO都不能单独决定G。 而SAGE部分函数依赖于(SNO,CNO),因为(SNO,CNO)可以决定SAGE，而单独的SNO也可以决定SAGE。 传递函数依赖： 设R（U）是属性集U上的关系，x、y、z是U的子集，在R（U）中，若x→y，但y→x，若y→z，则x→z，称z传递函数依赖于x，记作X→TZ。 如果X->Y, Y->Z, 则称Z对X传递函数依赖。 计算X+ （属性的闭包）算法： a.初始化，令X+ = X; b.在F中依次查找每个没有被标记的函数依赖，若“左边属
数据库三范式
数据库三范式 1.1 第一范式（1NF）无重复的列 所谓第一范式（1NF）是指数据库表的每一列都是不可分割的基本数据项，同一列中不能有多个值，即实体中的某个属性不能有多个值或者不能有重复的属性。如果出现重复的属性，就可能需要定义一个新的实体，新的实体由重复的属性构成，新实体与原实体之间为一对多关系。在第一范式（1NF）中表的每一行只包含一个实例的信息。简而言之，第一范式就是无重复的列。 说明：在任何一个关系数据库中，第一范式（1NF）是对关系模式的基本要求，不满足第一范式（1NF）的数据库就不是关系数据库。 1.2 第二范式（2NF）属性完全依赖于主键[消除部分子函数依赖] 第二范式（2NF）是在第一范式（1NF）的基础上建立起来的，即满足第二范式（2NF）必须先满足第一范式（1NF）。第二范式（2NF）要求数据库表中的每个实例或行必须可以被惟一地区分。为实现区分通常需要为表加上一个列，以存储各个实例的惟一标识。例如员工信息表中加上了员工编号（emp_id）列，因为每个员工的员工编号是惟一的，因此每个员工可以被惟一区分。这个惟一属性列被称为主关键字或主键、主码。 第二范式（2NF）要求实体的属性完全依赖于主关键字。所谓完全依赖是指不能存在仅依赖主关键字一部分的属性，如果存在，那么这个属性和主关键字的这一部分应该分离出来形成一个新的实体，新实体与原实体之间是一对多的关系。为实现区分通常需要为表加上一个列，以存储各个实例的惟一标识。简而言之，第二范式就是属性完全依赖于主键。 1.3 第三范式（3NF）属性不依赖于其它非主属性[消除传递依赖] 满足第三范式（3NF）必须先满足第二范式（2NF）。简而言之，第三范式（3NF）要求一个数据库表中不包含已在其它表中已包含的非主关键字信息。例如，存在一个部门信息表，其中每个部门有部门编号（dept_id）、部门名称、部门简介等信息。那么在的员工信息表中列出部门编号后就不能再将部门名称、部门简介等与部门有关的信息再加入员工信息表中。如果不存在部门信息表，则根据第三范式（3NF）也应该构建它，否则就会有大量的数据冗余。简而言之，第三范式就是属性不依赖于其它非主属性。 II、范式应用实例剖析 下面以一个学校的学生系统为例分析说明，这几个范式的应用。首先第一范式（1NF）：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。在当前的任何关系数据库管理系统（DBMS）中，傻瓜也不可能做出不符合第一范式的数据库，因为这些DBMS不允许你把数据库表的一列再分成二列或多列。因此，你想在现有的DBMS 中设计出不符合第一范式的数据库都是不可能的。 首先我们确定一下要设计的内容包括那些。学号、学生姓名、年龄、性别、课程、
数据库中三个范式的理解
什么是范式 简单的说，范式是为了消除重复数据减少冗余数据，从而让数据库内的数据更好的组织，让磁盘空间得到更有效利用的一种标准化标准，满足高等级的范式的先决条件是满足低等级范式。(比如满足2nf一定满足1nf) DEMO 让我们先从一个未经范式化的表看起,表如下： 先对表做一个简单说明，employeeId是员工id,departmentName是部门名称，job代表岗位，jobDescription是岗位说明，skill是员工技能，departmentDescription是部门说明，address是员工住址 对表进行第一范式(1NF) 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∈1NF。 简单的说,第一范式就是每一个属性都不可再分。不符合第一范式则不能称为关系数据库。对于上表，不难看出Address是可以再分的，比如”北京市XX路XX小区XX号”，着显然不符合第一范式，对其应用第一范式则需要将此属性分解到另一个表,如下:
对表进行第二范式(2NF) 若关系模式R∈1NF，并且每一个非主属性都完全函数依赖于R的码，则R∈2NF 简单的说，是表中的属性必须完全依赖于全部主键，所以只有一个主键的表如果符合第一范式，那一定是第二范式，而不是部分主键。这样做的目的是进一步减少插入异常和更新异常。在上表中，departmentDescription是由DepartmentName所决定，但却不能由EmployeeID 决定，故要departmentDescription对主键是部分依赖，对其应用第二范式如下表： 对表进行第三范式(3NF)
关系模式R
数据库范式与关系模式示例
第七章补充讲义一、式举例 例1：已知R，请问R为几式？ BCNF。（25改成15还是BCNF.如：课程号与学号） 例2：已知R，请问R为几式？ 2NF。有部分依赖。
例3：已知R，请问R为几式？ BCNF。 例4：R(X,Y,Z),F={XY->Z},R为几式？ BCNF。 例5：R(X,Y,Z),F={Y->Z，XZ->Y},R为几式？ 3NF。R的候选码为{XZ,XY}，（R中所有属性都是主属性，无传递依赖） 二、求闭包 数据库设计人员在对实际应用问题调查中，得到的结论往往是零散的、不规的（直观问题好办，复杂问题难办了），所以，这对分析数据模型，达到规化设计要求，还有差距，为此，从规数据依赖集合的角度入手，找到正确分析数据模型的方法，以确定关系模式的规化程度。 例1．已知关系模式R(U、F)，其中，U={A,B,C,D,E}; F={AB→ C, B→ D, EC → B , AC→B} ,
求（AB）+F. 解：设X(0)=AB ○1计算X(1),在F中找出左边为AB子集的FD,其结果是：AB→C,B→D ∴X(1)=X(0)UB=ABUCD=ABCD 显然，X(1)≠X(0) ○2计算X(2),在F中找出左边为ABCD子集的FD，其结果是：C→E,AC→B ∴X(2)=X(1)UB=ABCDUBE=ABCDE 显然，X(2)=U 所以，（AB）+ F=ABCDE.（等于U，所以AB是唯一候选关键字） 例2．设有关系模式R(U、F)，其中U={A,B,C,D,E，I};F={A→D,AB→E,B→E,CD→I,E→C},计算（AE）+ 解：令X={AE},X(0)=AE ○1在F中找出左边是AE子集的FD,其结果是：A→D,E→C ∴X(1)=X(0)UB=X(0)UDC=ACDE 显然，X(1)≠X(0) ○2在F中找出左边是ACDE子集的FD，其结果是：CD→I ∴X(2)=X(1)UI=ACDEI 显然，X(2)≠X(1)，但F中未用过的函数依赖的左边属性已含有X(2)的子集，所以不必再计算下去，即（AE）+=ACDEI. 因为，X（3）＝X（2），所以，算法结束。 三、求最小依赖集 最小依赖集是对函数依赖集合进行规的结果，这样才能对一般关系模式进行准确分析。 例1．设函数依赖集F={AB→CE,A→C,GP→B,EP→A，CDE→P,HB→P,D→HG,ABC→PG},求与F等价的最小函数依赖集。 解：○1将F中依赖右部属性单一化：
作文的三种范式
作文写作的三种范式 第一种范式：二者兼顾，辩证统一 两个对立面统一在一起时要注意前提条件 特别注意学习范文中每一段的开头，即过渡句 竞争与人情高三（10）林翔 诚如费孝通所言：“中国社会是一个熟悉的社会，没有陌生人的社会。”中国人常以人情亲疏为界构建起一个又一个圈子，而这种只以人情为先的“圈子情结”却在逐渐伤害一个社会的合理竞争机制，成为社会难以剜去的痼疾。 当下，有多少特权人士倚仗着他们的人情，以圈子为踏板，侵占那些本该通过公平竞争获取的社会资源，直接越过了竞争拼搏的过程。而等到特权人士成长到足以施予他人人情时，便周而复始，以至于成为一个密不可分的利益网络，盘剥资源。长此以往，社会公平必将失衡，而缺乏真正竞争推动的社会又谈何发展？（反面一：只讲人情，损害竞争公平性）那么，这是否意味着竞争与人情不可兼容，在竞争中必须舍弃人情呢？实则不然。一个只遵循胜败之分而抹灭人情的竞争体制，势必会演变成一个残酷的、趋利的筛选机器。而挣扎于其中的人们在单纯利益胜败驱动下，不免会变得勾心斗角、尔虞我诈。到那时，所有温情、人性也会被利益所轧压，社会也将成为逐利者的狂欢场。（反面二：只顾竞争，忽略人情）因此，真正合理的竞争体制应该是以人为本，而非滥施人情破坏公平，注重合理竞争而不唯利是图、不择手段。（得出论点：应结合二者） 在竞争中不忘人情，在人情中推动竞争。恰如爱因斯坦和玻尔，每每相遇便互不相让、争个面红耳赤，却又能在抛开学术分歧后畅谈几天几夜；又如那针锋相对的伽伐尼和伏打，在唇齿相讥后却是善意地指出对方的失误，甚至在功成名就之时最感谢的亦是对方。（正面事例）那种互相激励、互相促进、亦师亦友的伟大情感，正是伟大成就诞生的催化剂；那种惺惺相惜的人情，纯真得不夹杂一丝功利，化作争论、劝诫，帮助推动了竞争的进程，成就了辉煌。 恰如休谟所言：“高尚的竞争是一切才能的来源。”竞争的重要性不言而谕，而只有饱含人情、不以利益为先的竞争，才是真正具有生命力的。 ①龙应台在《中国人，你为什么不生气》中说：在一个法治上轨道的社会里，人是有权利生气的。……你今天不生气，不站出来说话，明天你——还有我、还有你我的下一代，就要成为沉默的牺牲者、受害人！如果你有种、有良心，你现在就去告诉你的公仆立法委员、告诉卫生署、告诉环保局：你受够了，你很生气！ ②2012网络经典语句：生气是拿别人做错的事来惩罚自己。 为维护正义而怒高三（12）袁小杰 古有冲冠一怒为红颜，这种快意恩仇的情感宣泄方式固然十分畅快，然而这种行为的正义性与合理性却有待商榷。我们所提倡的生气应是在出于我们心中对正义的捍卫和坚守。（提出论点：生气与否应该看事件是否关乎正义。） 当正义被挑衅、道德被亵渎时，我们不能再沉默，而应该在沉默中爆发，挺身而出，表达出我们心中的怒气和不平；而当面对别人无伤大雅的失误时，我们不能揪住不放，甚至大发雷霆，应当以宽容的态度，一笑而过。（辩证观点，一分为二看问题。结合二者时应注意条件设
数据库范式(123BCNF范式)详解
数据库的设计范式是数据库设计所需要满足的规范，满足这些规范的数据库是简洁的、结构明晰的，同时，不会发生插入（insert）、删除（delete）和更新（update）操作异常。反之则是乱七八糟，不仅给数据库的编程人员制造麻烦，而且面目可憎，可能存储了大量不需要的冗余信息。 范式说明 1.1 第一范式（1NF）无重复的列 所谓第一范式（1NF）是指数据库表的每一列都是不可分割的基本数据项，同一列中不能有多个值，即实体中的某个属性不能有多个值或者不能有重复的属性。如果出现重复的属性，就可能需要定义一个新的实体，新的实体由重复的属性构成，新实体与原实体之间为一对多关系。在第一范式（1NF）中表的每一行只包含一个实例的信息。简而言之，第一范式就是无重复的列。 说明：在任何一个关系数据库中，第一范式（1NF）是对关系模式的基本要求，不满足第一范式（1NF）的数据库就不是关系数据库。 例如，如下的数据库表是符合第一范式的： 字段1 字段2 字段3 字段4 而这样的数据库表是不符合第一范式的： 字段1 字段2 字段3 字段4 字段3.1 字段3.2 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。很显然，在当前的任何关系数据库管理系统（DBMS）中，傻瓜也不可能做出不符合第一范式的数据库，因为这些DBMS不允许你把数据库表的一列再分成二列或多列。因此，你想在现有的DBMS中设计出不符合第一范式的数据库都是不可能的。
1.2 第二范式（2NF）属性完全依赖于主键[ 消除部分子函数依赖] 如果关系模式R为第一范式，并且R中每一个非主属性完全函数依赖于R的某个候选键，则称为第二范式模式。 第二范式（2NF）是在第一范式（1NF）的基础上建立起来的，即满足第二范式（2NF）必须先满足第一范式（1NF）。第二范式（2NF）要求数据库表中的每个实例或行必须可以被惟一地区分。为实现区分通常需要为表加上一个列，以存储各个实例的惟一标识。这个惟一属性列被称为主关键字或主键、主码。 例如员工信息表中加上了员工编号（emp_id）列，因为每个员工的员工编号是惟一的，因此每个员工可以被惟一区分。 简而言之，第二范式（2NF）就是非主属性完全依赖于主关键字。 所谓完全依赖是指不能存在仅依赖主关键字一部分的属性（设有函数依赖W→A，若存在XW，有X→A成立，那么称W→A是局部依赖，否则就称W→A是完全函数依赖）。如果存在，那么这个属性和主关键字的这一部分应该分离出来形成一个新的实体，新实体与原实体之间是一对多的关系。 假定选课关系表为SelectCourse(学号, 姓名, 年龄, 课程名称, 成绩, 学分)，关键字为组合关键字(学号, 课程名称)，因为存在如下决定关系： (学号, 课程名称) →(姓名, 年龄, 成绩, 学分) 这个数据库表不满足第二范式，因为存在如下决定关系： (课程名称) →(学分) (学号) →(姓名, 年龄) 即存在组合关键字中的字段决定非关键字的情况。 由于不符合2NF，这个选课关系表会存在如下问题： (1) 数据冗余： 同一门课程由n个学生选修，"学分"就重复n-1次；同一个学生选修了m门课程，姓名和年龄就重复了m-1次。 (2) 更新异常： 若调整了某门课程的学分，数据表中所有行的"学分"值都要更新，否则会出现同一门课程学分不同的情况。
第三范式2
第一范式（1NF）：在关系模式R中的每一个具体关系r中，如果每个属性值都是不可再分的最小数据单位，则称R是第一范式的关系。例：如职工号，姓名，电话号码组成一个表（一个人可能有一个办公室电话和一个家里电话号码）规范成为1NF有三种方法： 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。
数据库范式与关系模式规范标准示范
第七章补充讲义一、范式举例 例1：已知R，请问R为几范式？ BCNF。（25改成15还是BCNF.如：课程号与学号） 例2：已知R，请问R为几范式？ 2NF。有部分依赖。
例3：已知R，请问R为几范式？ BCNF。 例4：R(X,Y,Z),F={XY->Z},R为几范式？ BCNF。 例5：R(X,Y,Z),F={Y->Z，XZ->Y},R为几范式？ 3NF。R的候选码为{XZ,XY}，（R中所有属性都是主属性，无传递依赖） 二、求闭包 数据库设计人员在对实际应用问题调查中，得到的结论往往是零散的、不规范的（直观问题好办，复杂问题难办了），所以，这对分析数据模型，达到规范化设计要求，还有差距，为此，从规范数据依赖集合的角度入手，找到正确分析数据模型的方法，以确定关系模式的
规范化程度。 例1．已知关系模式R(U、F)，其中，U={A,B,C,D,E}; F={AB→ C, B→ D, EC → B , AC→B} ,求（AB）+F. 解：设X(0)=AB ○1计算X(1),在F中找出左边为AB子集的FD,其结果是：AB→C,B→D ∴X(1)=X(0)UB=ABUCD=ABCD 显然，X(1)≠X(0) ○2计算X(2),在F中找出左边为ABCD子集的FD，其结果是：C→E,AC→B ∴X(2)=X(1)UB=ABCDUBE=ABCDE 显然，X(2)=U 所以，（AB）+ F=ABCDE.（等于U，所以AB是唯一候选关键字） 例2．设有关系模式R(U、F)，其中U={A,B,C,D,E，I};F={A→D,AB→E,B→E,CD→I,E→C},计算（AE）+ 解：令X={AE},X(0)=AE ○1在F中找出左边是AE子集的FD,其结果是：A→D,E→C ∴X(1)=X(0)UB=X(0)UDC=ACDE 显然，X(1)≠X(0) ○2在F中找出左边是ACDE子集的FD，其结果是：CD→I ∴X(2)=X(1)UI=ACDEI 显然，X(2)≠X(1)，但F中未用过的函数依赖的左边属性已含有X(2)的子集，所以不必再计算下去，即（AE）+=ACDEI. 因为，X（3）＝X（2），所以，算法结束。
BCF范式第四范式第五范式
修正的第三范式（BCNF） 1．定义 当下面性质成立时，一个数据库模式中的表T及函数依赖集F被称为符合Boyce-Codd范式（BCNF）：任何F可推导出的函数依赖X->A都在T中，这里A 是不在X中的单一属性，X必须是T的一个超键。当一个数据库模式包含的所有表都符合BCNF时，这个数据库被称为符合BCNF. 2．说明 BCNF是比第三范式更严格一个范式。它要求关系模型中所有的属性（包括主属性和非主属性）都不传递依赖于任何候选关键字。也就是说，当关系型表中功能上互相依赖的那些列的每一列都是一个候选关键字时候，该满足BCNF。 BCNF实际上是在第三范式的基础上，进一步消除了主属性的传递依赖。 3．举例 有这样一个配件管理表 WPE(WNO,PNO,ENO,QNT),其中WNO表示仓库号，PNO表示配件号，ENO表示职工号，QNT表示数量。
有以下约束要求： （1）一个仓库有多名职工； （2）一个职工仅在一个仓库工作； （3）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； （4）同一种型号的配件可以分放在几个仓库中。 分析表中的函数依赖关系，可以得到： （1）ENO->WNO; （2）（WNO，PNO）->QNT （3）（WNO，PNO）->ENO （4）（ENO，PNO）->QNT 可以看到，候选键有：（ENO,PNO）;(WNO,PNO)。 所以，ENO,PNO,WNO均为主属性，QNT为非主属性。 显然，非主属性是直接依赖于候选键的。所以此表满 足第三范式。 而我们观察一下主属性：（WNO,PNO） ->ENO;ENO->WNO。显然WNO对于候选键 （WNO,PNO）存在传递依赖，所以不符合BCNF.
数据库三大范式详解
数据库三大范式详解 设计关系数据库时，遵从不同的规范要求，设计出合理的关系型数据库，这些不同的规范要求被称为不同的范式，各种范式呈递次规范，越高的范式数据库冗余越小。 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）、巴德斯科范式（BCNF）、第四范式(4NF）和第五范式（5NF，又称完美范式）。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规范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。 第一范式（1NF）无重复的列 所谓第一范式（1NF）是指在关系模型中，对域添加的一个规范要求，所有的域都应该是原子性的，即数据库表的每一列都是不可分割的原子数据项，而不能是集合，数组，记录等非原子数据项。即实体中的某个属性有多个值时，必须拆分为不同的属性。在符合第一范式（1NF）表中的每个域值只能是实体的一个属性或一个属性的一部分。简而言之，第一范式就是无重复的域。 说明：在任何一个关系数据库中，第一范式（1NF）是对关系模式的设计基本要求，一般设计中都必须满足第一范式（1NF）。不过有些关系模型中突破了1NF的限制，这种称为非1NF的关系模型。换句话说，是否必须满足1NF的最低要求，主要依赖于所使用的关系模型。 第二范式（2NF）属性 在1NF的基础上，非码属性必须完全依赖于主键[在1NF基础上消除非主属性对主码的部分函数依赖] 第二范式（2NF）是在第一范式（1NF）的基础上建立起来的，即满足第二范式（2NF）必须先满足第一范式（1NF）。第二范式（2NF）要求数据库表中的每个实例或记录必须可以被唯一地区分。选取一个能区分每个实体的属性或属性组，作为实体的唯一标识。例如在员工表中的身份证号码即可实现每个一员工的区分，该身份证号码即为候选键，任何一个候选键都可以被选作主键。在找不到候选键时，可额外增加属性以实现区分，如果在员工关系中，没有对其身份证号进行存储，而姓名可能会在数据库运行的某个时间重复，无法区分出实体时，设计辟如ID等不重复的编号以实现区分，被添加的编号或ID选作主键。（该主键的添加时在ER设计时添加，不是建库是随意添加） 第二范式（2NF）要求实体的属性完全依赖于主关键字。所谓完全依赖是指不能存在仅依赖主关键字一部分的属性，如果存在，那么这个属性和主关键字的这一部分应该分离出来形成一个新的实体，新实体与原实体之
范式解释
首先要明白”范式（NF）”是什么意思。按照教材中的定义，范式是“符合某一种级别的关系模式的集合，表示一个关系内部各属性之间的联系的合理化程度”。很晦涩吧？实际上你可以把它粗略地理解为一张数据表的表结构所符合的某种设计标准的级别。就像家里装修买建材，最环保的是E0级，其次是E1级，还有E2级等等。数据库范式也分为1NF，2NF，3NF，BCNF，4NF，5NF。一般在我们设计关系型数据库的时候，最多考虑到BCNF就够。符合高一级范式的设计，必定符合低一级范式，例如符合2NF的关系模式，必定符合1NF。 接下来就对每一级范式进行一下解释，首先是第一范式（1NF）。 符合1NF的关系（你可以理解为数据表。“关系”和“关系模式”的区别，类似于面向对象程序设计中”类“与”对象“的区别。”关系“是”关系模式“的一个实例，你可以把”关系”理解为一张带数据的表，而“关系模式”是这张数据表的表结构。1NF的定义为：符合1NF的关系中的每个属性都不可再分。表1所示的情况，就不符合1NF的要求。 表1 实际上，1NF是所有关系型数据库的最基本要求，你在关系型数据库管理系统（RDBMS），例如SQL Server，Oracle，MySQL中创建数据表的时候，如果数据表的设计不符合这个最基本的要求，那么操作一定是不能成功的。也就是说，只要在RDBMS中已经存在的数据表，一定是符合1NF的。如果我们要在RDBMS中表现表中的数据，就得设计为表2的形式： 表2 但是仅仅符合1NF的设计，仍然会存在数据冗余过大，插入异常，删除异常，修改异常的问题，例如对于表3中的设计：
表3 1.每一名学生的学号、姓名、系名、系主任这些数据重复多次。每个系与对应的系主任的 数据也重复多次——数据冗余过大 2.假如学校新建了一个系，但是暂时还没有招收任何学生（比如3月份就新建了，但要等 到8月份才招生），那么是无法将系名与系主任的数据单独地添加到数据表中去的（注１）——插入异常 注１：根据三种关系完整性约束中实体完整性的要求，关系中的码（注２）所包含的任意一个属性都不能为空，所有属性的组合也不能重复。为了满足此要求，图中的表，只能将学号与课名的组合作为码，否则就无法唯一地区分每一条记录。 注２：码：关系中的某个属性或者某几个属性的组合，用于区分每个元组（可以把“元组”理解为一张表中的每条记录，也就是每一行）。 3.假如将某个系中所有学生相关的记录都删除，那么所有系与系主任的数据也就随之消失 了（一个系所有学生都没有了，并不表示这个系就没有了）。——删除异常 4.假如李小明转系到法律系，那么为了保证数据库中数据的一致性，需要修改三条记录中 系与系主任的数据。——修改异常。 正因为仅符合1NF的数据库设计存在着这样那样的问题，我们需要提高设计标准，去掉导致上述四种问题的因素，使其符合更高一级的范式（2NF），这就是所谓的“规范化”。 第二范式（2NF）在关系理论中的严格定义我这里就不多介绍了（因为涉及到的铺垫比较多），只需要了解2NF对1NF进行了哪些改进即可。其改进是，2NF在1NF的基础之上，消除了非主属性对于码的部分函数依赖。接下来对这句话中涉及到的四个概念——“函数依赖”、“码”、“非主属性”、与“部分函数依赖”进行一下解释。 函数依赖
数据库三种范式
数据库的三个范式 第一范式：关系模式中，每个属性不可再分。属性原子性 第二范式：非主属性完全依赖于主属性，即消除非主属性对主属性的部分函数依赖关系。第三范式：非主属性对主属性不存在传递函数依赖关系。 BNCF范式：在第三范式的基础上，消除主属性之间的部分函数依赖 关系数据库设计之时是要遵守一定的规则的。尤其是数据库设计范式现简单介绍1NF（第一范式），2NF（第二范式），3NF（第三范式）和BCNF，另有第四范式和第五范式留到以后再介绍。在你设计数据库之时，若能符合这几个范式，你就是数据库设计的高手。 第一范式（1NF）：在关系模式R中的每一个具体关系r中，如果每个属性值都是不可再分的最小数据单位，则称R是第一范式的关系。例：如职工号，姓名，电话号码组成一个表（一个人可能有一个办公室电话和一个家里电话号码）规范成为1NF有三种方法： 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。
关于关系数据库模式分解与范式的总结
1.关系模式设计不规范会带来一系列的问题 数据冗余 更新异常 插入异常 删除异常 因此需要一个标准的模式来解决这些问题，引入模式分解来解决存在问题。 2.无损连接的概念比较好懂，就是要保证模式分解后仍然可以根据分解后的关系回退回分解前。这可以保证分解过程没有丢失信息，不会破坏和更改已经存在的。 而检验无损连接的方法分为两种： ①当R分解为两个关系模式R1和R2时，有一种简便的方法可以测试无损连接性 p＝{R1,R2} p是无损连接的分解当且仅当下面之一满足 （R1 ∩R2）→（R1－R2） （R1 ∩R2）→（R2－R1） 其中R1 ∩R2指模式的交，返回公共属性 R2－R1表示模式的差集，返回属于R2但不属于R1的属性集 也可以理解为R1∩R2的结果是R的超码，即该结果可以推出全部R属性。 ②当R分解为多个关系模式时，可以使用chase算法：
举个栗子 R(A,B,C,D,E) R1(A,D), R2(A,B), R3(B,E), R4(C,D,E), R5(A,E) F={A→C, B→C, C→D, DE→C, CE→A} 判断R分解为p＝{R1,R2,R3,R4,R5}是否是无损连接的分解？第一步，构造初始表。
第二步，处理表 A→C：将b23，b53改为b13 B→C：将b33改为b13 C→D：将b24，b34，b54改为a4 DE→C：将第3行和第5行的C改为a3 CE→A：将第3行和第4行的A改为a1 处理后BE行将全变为a，证明为无损连接。 3.函数依赖（FD）的表现形式是x→y,可以根据函数的概念理解,当x属性的值相同时，可以断定y也一定相同。在实际关系模式中，x与y会存在逻辑上的相关性，如一个学号会对应一个姓名。要理解函数依赖是关系模式的内涵，保持函数依赖才能保持关系模式中存在的关系。 举个栗子： R(city, street, zip), F={(city,street)→zip, zip→city} 分解为p={R1(street,zip),R2(city,zip)} 在R1中插入（’a’,’100081’）和（’a’,’100082’）
论哲学思维的三种范式
论哲学思维的三种范式 王南 内容提要 根据对于理性之根源的设定,可以把全部哲学思维划分为三种范式:世界论范式、意识论范式和人类学范式。前两种范式是人类学范式的抽象,而人类学范式是前两种范式的真理。人类学范式的真义在于把哲学理解为一种对于人类生活的反思,其方法则为一种广义的反思平衡法。由此不仅改变了哲学的提问方式,亦改变了哲学问题的解决方式。这一范式为马克思所开创,在20世纪则逐渐成为一种主导性的范式。自觉地回归这一范式,对于现今中国的马克思主义哲学和传统哲学的发展,都有着重要的意义。 一 首先需要找出区分不同哲学思维范式的标准。一种哲学思维范式既然是思考哲学问题的基本进路,那末,要区分哲学思维范式,便须找出哲学思维的最基本特征。一般而言,哲学思维的最基本特征可以说是一种理性的终极关怀。任何哲学在最终都不可避免地要指向一个目标,那就是澄明人生的最终意义,为人们指明安身立命之本。此即所谓终极关怀。在此意义上,所有的哲学在最终都可归结为广义的伦理学。但探究人生的终极意义、终极价值的却并不仅仅是哲学,艺术与宗教亦指向此一目标。黑格尔把哲学、宗教、艺术同列为绝对精神的三种样态,是很有道理的。因而我们须找出哲学不同于艺术与宗教之处。可先将哲学、宗教与艺术区别开来。哲学、宗教不同于艺术之处在于二者对于终极实在的探求,即通过阐明终极实在而阐明终极意义,将终极意义建立在终极实在的基础之上。但哲学对于终极实在的探讨又不同于宗教。宗教是通过信仰而达到终极实在的,而哲学则是通过知识而达于终极实在的。一种哲学能否达于终极实在是一回事,但哲学总是以追求终极知识的方式去追求终极实在的。这样,哲学不同于宗教、艺术之处便是它是以求知识的方式去探求终极实在,从而指明终极价值的。而知识的显著特征则是其论证性、公共性。你要断言一个命题为真,便必须通过论证,诉诸人们共同认定的知识标准(这方面当以科学为典范)。而诉诸共同标准的论证,便是人们通常所说的理性活动。这里所说的理性活动是指哲学思维自身,而不是哲学家们所主张的观点。一种哲学可以是非理性主义的,但其哲学主张却必定要通过理性的方式表达,否则,便不是哲学,而只是文学。卡尔那普说形而上学家是蹩脚的诗人,但他忘了说诗人也是蹩脚的形而上学家。因此,我们可以说,理性乃是所有哲学思维的一般前提。进而,哲学思维范式的区别也就必然根源于不同范式对于理性之根据、根源的设定。知识源于主体与客体的对待,或者说自我与外部世界的对待。这样,关于理性之根源便有三种可能的回答:①源于世界自身,是所谓的世界理性、宇宙理性、上帝理性等等客观理性;②源于主体、自我、自我意识等等主观理性;③