Главная / безопасность пк / методы защиты информации
Теоретические основы защиты информации.В настоящее время и у нас в стране, и за рубежом достаточно много публикаций по современным стандартам защиты, средствам и методам защиты. |
G', где указанный доступ разрешен. Определение. В графе доступов G вершины Р и S называются tg-связными, если существует путь в G, соединяющий Р и S, безотносительно ориентации дуг, но такой, что каждое ребро этого пути имеет метку, включающую t или g. Теорема 1. Субъект Р может получить доступа к, объекту X, если существует субъект S, имеющий доступ а, к вершине X такой, что субъекты Р и S связаны произвольно ориентированной дугой, содержащей хотя бы одно из прав t или g Доказательство. Возможны 4 случая. 1. В G есть подграф
Тогда имеем право применить команду "Р take a for X from S" и получим в G' подграф
2. В G есть подграф Тогда имеем право применить команду "S grant а for X to Р" и получим в G' подграф
3. В графе G есть подграф Тогда применяем следующую последовательность разрешенных команд для преобразования графа G:"Р create tg for new object Y"
"Р grant g for Y to S"
"S grant a for X to Y"
"Р takes a for X from Y"
4. В графе G есть подграф Тогда применяем следующую последовательность разрешенных команд для преобразования графа G в граф G' с дугой (Р X). "Р create tg for new object Y"
Далее будем записывать преобразования графов коротко
Теорема доказана. Замечание. Метка с правом а на дуге в рассматриваемых графах не означает, что не может быть других прав. Это сделано для удобства. Теорема. 2. Пусть в системе все объекты являются субъектами. Тогда субъект Р может получить доступ а к субъекту X тогда и только тогда, когда выполняются условия: I. Существует субъект S такой, что в текущем графеG есть дуга. 2. S tg-связна с Р. Доказательство. 1. Достаточность. Доказательство будем вести индукцией по длине n tg-пути, соединяющего S и Р. При n=l утверждение доказано в теореме 1. Пусть длина tg-пути в G, соединяющего S и Р равна n>1. Пусть также есть вершина Q на этом tg-пути, которая смежна с S. Тогда по теореме 1 можно перейти к графу G', в котором . Ясно, что проводимые при этом команды не уничтожают tg-пути, ведущего из Р в Q. При этом длина пути из Р в Q равна (n-1), что позволяет применить предположение индукции. Тогда возможен переход от G' к G", в котором есть дуга . Сквозной переход от G к G’ доказывает достаточность. 2. Необходимость. Пусть для пары вершин Р и X в графе G нет дуги , а после выполнения некоторой последовательности команд в графе G' есть дуга . Если в G нет ни одной вершины S, для которой существует дуга , то для любой команды с преобразования графа G в графе G’ полученном G|-cG’ при помощи с, также нет ни одной |
Дата публикации: 22 Января, 2011
Автор: Грушо А.А. Тимонина Е.Е.
Прочитано: 8108 раз
< | 1 | 50 | 51 | 52 | 53 | 54 | 55 | 56 | 57 | 58 | 59 | 60 | 61 | 62 | 63 | 64 | 65 | 66 | 67 | 68 | 69 | 70 | 71 | 72 | 73 | 74 | 75 | 76 | 77 | 78 | 79 | 80 | 81 | 82 | 83 | > |
Это интересно
Данная статья не может быть рассмотрена как пособие по взлому системы защиты Старфорс, а только и исключительно как рекомендации к улучшению данной защиты и устранению уязвимостей. |
Словосочетание "информационная безопасность" в разных контекстах может иметь различный смысл. |
Методика настройки приложений для безопасной работы в интернете. |
Понятие и классификация. |