在进行数据库设计时，我们在进行概念设计后，可以得出E-R图。
 
在接下来的逻辑设计中，我们需要把设计好的E-R图转换为数据库的关系模式。不同类别（1:1，1：m，n：m）的联系有不同的转换方法，以下使用下图为例子介绍这些方法。
 
 
一对一联系的转换：
 
第一种：将联系转换成一个独立的关系模式，关系模式的名称取联系的名称，关系模式的属性包括该联系所关联的两个实体的码及联系的属性，关系的码取自任意一方实体的码。
 
如上图书本与课程有着1:1关系，转换后联系的关系模式为（主码红色标注）：
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 选择（书本号，课程号，选书人名字）
 或
 选择（课程号，书本号，选书人名字）
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第二种：将联系归并到关联的两个实体的任意一方，给待归并的一方实体属性集中增加另一方实体的码和该联系的属性即可，归并后的实体码保持不变。
 
如上图书本与课程有着1:1关系，转换后只需修改书本或课程关系模式为（主码红色标注）：
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 书本（书本号，书本名，页数，课程号，选书人名字）
 或
 课程（课程号，课程名，学分，书本号，选书人名字）
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一对多联系的转换：
 
第一种：将联系转换成一个独立的关系模式，关系模式的名称取联系的名称，关系模式的属性取该联系所关联的两个实体的码及联系的属性，关系的码是多方实体的码。
 
如上图教师与课程有着1:*关系，转换后联系的关系模式为（主码红色标注）：
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 任课（课程号，教师号，时间）
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第二种：将联系归并到关联的两个实体的多方，给待归并的多方实体属性集中增加一方实体的码和该联系的属性即可，归并后的多方实体码保持不变。
 
如上图教师与课程有着1:*关系，转换后只需修改课程（多方）关系模式为（主码红色标注）：
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 课程（课程号，课程名，学分，教师号，时间）
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多对多联系的转换：
 
只有一种：关系模式的名称取联系的名称，关系模式的属性取该联系所关联的两个多方实体的码及联系的属性，关系的码是多方实体的码构成的属性组。
 
如上图学生与课程有着*:*关系，转换后联系的关系模式为（主码红色标注）：
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 选修（学号，课程号，成绩）
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总结：在转换时，如果把联系转换成一个独立的关系模式，则
 
一对一选择任意一方实体的码作为联系的主码
一对多选择多方实体的码作为联系的主码
多对多选择两方实体的码作为联系的主码
 
除此之外，一对一可以将联系归并到实体的任意一方、一对多可以将联系归并到实体的多方，多对多只能转换成一个独立的关系模式。

常规实体类型的映射
 
常规实体类型的特征
 强实体，有简单属性，有复合属性，无多值属性
 
映射方法
 
为E-R图中的每个常规(强)实体类型E，创建一个关系模式E 
  
实体类型E的简单属性，直接放入关系模式E
实体类型E的复合属性，只把其简单成员属性放入关系模式E
 
如果实体类型E有多个候选键，选择其中一个，作为关系模式E的主键，其他的作为备用键
实体类型E的每一个实体实例，对应关系模式E的一个元组
 
二元多对多联系类型的映射
 
映射方法
 
为E-R图中二元一对多联系的每个参与实体类型E1和E2，创建关系模式E1和E2
使用一个新的关系模式R来表示两个参与实体之间的多对多联系 
  
主键为两个参与实体的主键的并集
创建2个外键约束，参照引用相应的参与实体
联系的描述性属性，放入到这个新添加的关系模式R中
 
 
二元一对多联系类型的映射
 
第一种映射方法：外键方法
 
为E-R图中二元一对多联系的每个参与实体类型E1和E2，创建关系模式E1和E2
选中参与联系的多方实体所对应的关系模式，为其添加一个外键（是参与联系的一方实体的主键）
联系的属性，也一同放入多方实体
多方是子实体，一方是父实体
 
 
 
部分参与的时候使用null值进行合并
 
 
第二种映射方法：添加关联关系法
 二元多对多特例
 
二元一对一联系类型的映射
 
第一种映射方法：外键方法
 同二元一对多，任选一方合并外键
 
第二种映射方法：合并关系方法
 为E-R图中二元一对一联系的两个参与实体类型E1和E2，创建关系模式E，包含了这两者的全部属性和联系的属性
 
第三种映射方法：添加关联关系法
 二元一对多特例
 
强实体/弱实体的映射
 
映射方法
 
 
为弱实体集A创建关系模式A
 关系模式A的属性由所有的弱实体集属性加上所依赖的强实体集的主键构成
 关系模式A的主键由强实体集B的主键加上弱实体集A的分辨符构成
 
 
在关系模式A 上建立外键约束
 外键约束具有“级联删除”规则
 
 
多值属性的映射
 
映射方法
 
将包含多值属性M实体集R转换为两个关系R1和R2
 
R1包括该实体集中除了多值属性以外的所有属性
R2包含两组属性 
  
实体集R的主码构成R2的主键
多值属性M本身（此时已经转换为单值了！）
 
 
R2的主键R1主键加单值属性M
 外键约束具有“级联删除”规则（cascade），适用于update和delete
 
复杂属性的映射
 
映射方法
 先考虑多值属性，然后复合属性
 
n元联系类型的映射
 
映射方法
 
为E-R图中n元联系的每个参与实体类型E1，E2，…En，创建关系模式E1，E2，…En
为创建一个新的关系模式R，表示这个n元联系 
  
把所有参与实体的主键作为关系模式R的外键
关系模式R的主键通常由所有参与n元联系的实体的主键的并集构成 
    
如果有一个实体类型E的基数约束是1，那么R的主键就不包括这样的外键属性
 
n元联系的描述性属性也应该加入到关系模式R中
 
 
关联实体的映射
 
映射方法
 
为关联实体创建一个关系模式R
 
如果关联实体还没有分配主键 
  
把所有参与实体的主键的并集作为关联实体对应的关系模式R的主键
把所有参与实体的主键作为关联实体对应的关系模式R的外键
 
如果关联实体已经分配了主键 
  
关联实体的主键可以作为其所对应的关系模式R的主键
把所有参与实体的主键作为关联实体对应的关系模式R的外键
 
 
递归联系类型的映射
 
一对多递归联系
 
 多对多递归联系
 
 
聚集（Aggregation）的映射
 
直接使用定义该聚集的联系集所创建出来的关系模式当作二元联系即可
 
超类/子类联系类型的映射
 
第一种方法
 
为高层实体集创建一个模式；
为每个低层实体集创建一个关系模式： 
  
属性包括对应于低层实体集的每个属性
属性包括对应于高层实体集主码的每个属性
 
高层实体集的主码属性同时也是所有低层实体集的主码属性
在低层实体集上建立外码约束，其主码属性参照创建自高层实体集的关系的主码
 
第二种方法
 
如果概化是不相交且完全的 ：
 不存在同时属于两个同级的低层实体集的实体，高层实体集的任何实体都是某个低层实体集的成员
 
不需要为高层实体集创建任何关系模式
只需要为每个低层实体集创建一个关系模式 
  
属性包括对应于低层实体集的每个属性
属性同时包括对应于高层实体集的每个属性
 
将高层实体集的主码作为低层实体集的主码
 
 
 
不好用还是别用了
 

 

以下内容都是从百度知道中收集而来，希望能对大家有用
 
关于闭包易懂的理解方法
 
闭包就是由一个属性直接或间接推导出的所有属性的集合，例如： 

f={a->b,b->c,a->d,e->f}
 
由a可直接得到b和d，间接得到c，则a的闭包就是{a,b,c,d}
 
 
 
以下是写的比较科学规范的顶一记求解方法
 
设X和Y均为关系R的属性集的子集，F是R上的函数依赖集，若对R的任一属性集B，一旦X→B，必有B⊆Y，且对R的任一满足以上条件的属性集Y1 ，必有Y⊆Y1，此时称Y为属性集X在函数依赖集F下的闭包，记作X＋。 
 
计算关系R的属性集X的闭包的步骤如下：
 
 第一步：设最终将成为闭包的属性集是Y，把Y初始化为X； 
 
第二步：检查F中的每一个函数依赖A→B，如果属性集A中所有属性均在Y中，而B中有的属性不在Y中，则将其加入到Y中； 
 
第三步：重复第二步，直到没有属性可以添加到属性集Y中为止。 最后得到的Y就是X＋。
 
 
 
 例1,设关系R(A,B,C,D,E,G)有函数依赖集 F={AB→C,BC→AD,D→E,CG→B}，求AB的闭包。
 
 解：首先从AB出发，令X={A,B}，由于函数依赖AB→C左边的所有属性都在X中，所以可以把右边的C添加到X中，这时X={A,B,C}。
 
其次考虑函数依赖BC→AD，左边B、C均在X中，右边D不在X中，将其添加到X中，此时X={A,B,C,D}。
 
再考虑函数依赖D→E，同理可将E添加到X中，此时X={A,B,C,D,E}。
 
 上述方法再不能向X中添加属性，所以得到{A,B}＋={A,B,C,D,E}。
 
 
 
如果知道如何计算任意属性的闭包，那么就能检验任意函数依赖X→Y是否被函数依赖集F逻辑蕴涵，其步骤如下：
 
 第一步：计算X的闭包X＋； 
 
第二步：判断Y是否被X＋ 所包含，如果Y⊆X＋，说明F逻辑蕴涵函数依赖X→Y；否则说明F不会逻辑蕴涵函数依赖X→Y。
 
 例如: 在例1中得到属性D在{A,B}＋ 中，所以F逻辑蕴涵AB→D。
 
现在判断函数依赖D→A是否被函数依赖集F逻辑蕴涵。
 
计算{D}＋，得到{D}＋={D,E}，由于A不在{D}＋中，所以该函数依赖不蕴涵于给定的函数依赖集F。
 
 
 
如果要求候选码的话就是他的闭包包括了属性集的所有属性就是候选码。但要求其子集都不是超码，既不能推出其所有的属性。

 
 
 
 

1.     为什么要研究数据库关系模式的分解？
 
答：因为现有的模式可能会存在一些数据增删改的弊端，比如说：数据冗余太大，更新异常，插入异常，删除异常。因此为了完善数据库的增删改查的功能，需要寻找一种等价的关系模式，使得以上弊端得以解决。
 
2.     如何实现关系模式的分解？
 
答：以上的这种等价关系需要满足两个条件：1》保持无损连接性。A.解释：在分解之后，n个分解关系通过自然连接（自然连接是在等值连接的基础上去掉相同的列，如果自然连接中找不到等值信息那么自然连接就等价于笛卡尔积）形成的二维表和没分解之前关系的二维表是等价的（元组没有增加也没有减少），则称这种分解形成的关系模式保持无损连接性；B.如何判断无损连接性：2》保持函数依赖性。解释：若分解之后的关系模式中仍然存在和没分解之前属性的函数依赖关系则称保持分解的函数依赖性.
 
1）  B1: 对于分解为多个关系模式的方法如例1（适用于所有情况）：
 
无损分解的测试方法。①输入：关系模式R=（A1，A2...An），F是R上成立的函数依赖集，ρ={R1,R2...Rn}是R的一个分解；②输出：判断ρ相对于F是否具有无损分解特性。无损分解的测试算法如下：  
 
1.       构造一张k行n列的表格，每列对应一个属性Aj（1≤j≤n），每行对应一个模式Rj（1≤i≤k）。如果Aj在Ri中，那么在表格的第i行第j列处填上符号aj，否则填上bij。
 
2.       把表格看成模式R的一个关系，反复检查F中每个FD在表格中是否成立，若不成立，则修改表格中的值，修改方法为：对于F中一个函数依赖X→Y，如果表格中有两行在X值上相等，在Y值上不相等，那么把这两行在Y值上也改成相等的值，如果Y值中一个是aj,那么另一个也改成aj;如果没有aj那么用其中一个bij替换另一个字（尽量把下表ij改成较小的数）。一直到表格不能修改为止，这个过程成为chase（追踪）过程
 
3.       若修改后的最后一直表格中有一方全是a,即a1，a2...an，则称ρ相对于F是无损分解，否则称为损失分解
 
 
 
2）  B2: 对于只分解为二个关系模式的还可以使用例2的方法：
 
关系模式R的一个分解 ρ = { R11,F1>，R22,F2>}如果U1∩U2→ U1－U2属于F+的子集或 U1∩U2 → U2－U1属于F+的子集 ，那么ρ具有无损连接性。
 
此定理可用于一分为二的模式分解无损连接性的判定
 
例2：学生关系S ( Sno,Sname, Ssex, Dept, DeptManager )分解为S(Sno,Sname, Ssex, Sdept) 和D(Dept,DeptManager), D∩S = Dept , D－S = DeptManager, Dept→DeptManager为原关系中的函数依赖，此分解为无损连接的分解。
 
 
 
 
 
3.     关系模式的范式：
 
主要有4种范式，1NF，2NF，3NF，BCNF，按从左至右的顺序一种比一种要求更严格。要符合某一种范式必须也满足它前边的所有范式。一般项目的数据库设计达到3NF就可以了，而且可根据具体情况适当增加冗余，不必教条地遵守所谓规范。
 
简单而言，1NF就是要求一张表里只放相互关联的字段，一个字段里只放一条信息，这只是最基本的要求。
 
1）第一范式：
 
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。
 
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有两种方法：
 
一是职工号为关键字，电话号码分为单位电话和住宅电话两个属性
 
二是职工号为关键字，但强制每条记录只能有一个电话号码。
 
 
 
2）第二范式(2NF)：
 
如果关系模式R为1NF，并且R中的每一个非主属性都完全依赖于R的某个候选关键字，则称R是第二范式的，简记为2NF
 
例. 设有关系模式R(学号S#,课程号C#,成绩G,任课教师TN,教师专长TS)，基于R的函数依赖集F={(S#,C#)→G,C#→TN,TN→TS},判断R是否为2NF。
 
解：(1) 容易看出，关系模式R是1NF。因为R符合关系的定义，R的所有属性值都是不可再分的原子值。
 
R是否为2NF，应根据2NF的定义来判断。                                          
 
首先要确定关系模式R中各属性间的函数依赖情况。如果没有直接给出R的函数依赖集，就要按照语义把它确定下来。在本例中，已直接给出基于R的函数依赖集F，我们可使用阿氏推理规则并结合下面介绍的方法，进一步确定R中哪些是主属性、哪些是非主属性、侯选关键字由哪些属性构成。
 
写出函数依赖集F中的各个函数依赖以帮助分析
 
 用阿氏推理规则由F可推出：(S#,C#)→{S#,C#,G,TN,TS}，即属性组合(S#,C#)是R的候选关键字(R只有这一个候选键)。(S#,C#)的一个值可惟一标识R中的一个元组(并且没有多余的属性)。
 
在R中，S#,C#是主属性；其余的属性G,TN,TS为非主属性。
 
非主属性G对键是完全依赖：(S#,C#)→G。但非主属性TN,TS对键是部分依赖(他们仅依赖于键的真子集C#)。由于R中存在非主属性对候选键的部分依赖，所以关系模式R不是2NF。
 
R中存在非主属性对候选键的部分依赖，将会引起数据冗余、数据操作异常等问题。可以把关系R无损联接地分解成两个2NF的关系模式：
 
ρ={R1,R2}，R1={S#.C#,G},R2={C#,TN,TS}。
 
 
 
3）第三范式(3NF)：
 
如果关系模式R为2NF，并且R中的每一个非主属性都不传递依赖于R的某个候选关键字，则称R是第三范式的，简记为3NF。
 
例续上例（R(学号S#,课程号C#,成绩G,任课教师TN,教师专长TS)），判断关系模式R1={S#.C#,G},R2={C#,TN,TS} 是否为3NF。
 
解：
 
(1) 在关系模式R1={S#,C#,G}，候选关键字是(S#,C#)，主属性是S#,C#，非主属性是G，函数依赖为(S#,C#)→G。  由于R1中不存在非主属性对候选关键字的传递依赖，所以关系模式R1是3NF。
 
(2) 在关系模式R2={C#,TN,TS}，候选关键字是C#，主属性是C#，非主属性是TN,TS，函数依赖为C#→TN，TN→TS。由于R2中存在非主属性对候选关键字的传递依赖C#TS，所以关系模式R2不是3NF。
 
可以把关系R2无损联接地分解成两个3NF的关系模式：
 
ρ={R3,R4}，R3={C#,TN},R4={TN,TS}。
 
 
 
4）Boyce-Codd范式(BCNF)：
 
如果关系模式R为1NF，并且R中的每一个函数依赖X→Y(YÏX),必有X是R的超关键字，则称R是Boyce-Codd范式的，简记为BCNF。
 
从BCNF的定义中，可以明显地得出如下结论：
 
(1) 所有非主属性对键是完全函数依赖；
 
(2) 所有主属性对不包含它的键是完全函数依赖；
 
(3)没有属性完全函数依赖于非键的任何属性组合。
 
与2NF,3NF的定义不同，BCNF的定义直接建立在1NF的基础上。但实质上BCNF是3NF的改进形式。3NF仅考虑了非主属性对键的依赖情况，BCNF把主属性对键的依赖情况也包括进去。BCNF要求满足的条件比3NF所要求的更高。如果关系模式R是BCNF的，那么R必定是3NF，反之，则不一定成立。
 
续前例（学号S#,课程号C#,成绩G,任课教师TN,教师专长TS）,判断两个3NF关系模式R3={C#,TN},R4={TN,TS}是否为BCNF。
 
解：在关系模式R3中有函数依赖C#→TN，决定因素C#是R3的键；
 
在关系模式R4中有函数依赖TN→TS，决定因素TN是R4的键；
 
     R3,R4都满足BCNF的定义，所以，这两个关系模式都是BCNF。
 
 
 
4.     总结
 
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。 
 
 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。 
 
 第三范式（3NF）：在第二范式的基础上，数据表中如果不存在非关键字段对任一候选关键字段的传递函数依赖则符合第三范式。所谓传递函数依赖，指的是如果存在"A → B → C"的决定关系，则C传递函数依赖于A。因此，满足第三范式的数据库表应该不存在如下依赖关系：  关键字段 → 非关键字段x → 非关键字段y 
 
BCNF: 在3NF的基础上不存在关键字段决定关键字段的情况。
 
 
 
1、第一范式（1NF）：一个关系模式R的所有属性都是不可分的基本数据项。 
 
2、第二范式（2NF）：关系模式R属于第一范式，且每个非主属性都完全函数依赖于键码。 
 
3、第三范式（3NF）：关系模式R属于第一范式，且每个非主属性都不传递依赖于键码。 
 
4、 BC范式（BCNF）：关系模式R属于第一范式，且每个属性都不传递依赖于键码。