Эко система

Subyekt
Obyekt
S1 S2 S3 S4 S5	O1		O2		O3		O4
	1 2 0 1 4	3 1 0 2 0		0 3 2 3 2		2 2 4 0 0

0: Ruxsat yo‘q; 1: Bajarish; 2: O‘qish; 3: Yozish; 4: To‘la huquq.
1-rasm. Kirishni boshqarish matritsasi.
Kirishni boshqarish matritsasi juda siyrak bo‘lgani uchun, uchun bunday matritsani amalga oshirish hech qachon samarali bo‘lmaydi.
NP-muommolar to‘liq to‘plami juda katta va doimiy ravishda o‘sib bormoqda. Ular orasida Ryukzak muommosi, Hamilton diagrammasi, Daydi savdogar masalasi kabi ko‘plab dolzarb muommolar mavjud. Hozirgacha NP-to‘liq muammolarning hech birini eng yomon holatda biron bir polinom algoritm bilan hal qilib bo‘lmaydi. Boshqacha qilib aytganda, har qanday NP-to‘liq muammoni hal qilish uchun eng yaxshi algoritm eng yomon holatda eksponent vaqt murakkabligiga ega.
Ryukzak muommosi NP-muommolardan biri bo‘lganligi sababli, uni polinomial vaqt ichida hal qilib bo‘lmaydi. Bu orqali, kirishni boshqarish xavfsizligiga erishiladi.
Endi Ryukzak muommosining ta’rifini quyidagicha ko‘rib chiqamiz.
Ta’rif 2.1 [ Ryukzak muommosi]. Musbat butun son C va butun sonlar ketma-ketligi berilgan va unda S ketma-ketlikdan olingan , tenglikni qanoatlantiradigan va shartni bajaradigan x_i
mavjudmi?
Ryukzak masalasining ta’rifi bilan, bu ikkilik vektorni baholashini anglatadi

. (2.1)
Misol uchun berilgan butun son va
vektor uchun bool vektorni (2.1) formula orqali aniqlashimiz mumkin.

Merkle va Hellman kriptosistemasida yuboruvchi o‘zining shaxsiy axborot xabarlarini S(qabul qiluvchiga tegishli) va X xabarlarining ochiq vektorining ichki mahsuloti orqali muvaffaqiyatli yashiradi. Biroq, shaxsiy axborot xabarlari X qabul qilgich tomonidan osongina dekodlanishi mumkin, ammo haqiqiy xabarlarni tinglash uchun x-ni olish juda qiyin.
Merkle va Hellman tomonidan taklif qilingan Ryukzak muammosiga asoslangan ma’lumotni sir saqlash mexanizmi quyida keltirilgan.

1. 
   Musbat butun vektor ) berilgan
   

2. 
   
   
3. 
   Butun musbat e kalit sifatida berilgan
   
4. 
   va
   
5. 
   
   
6. 
   Maxfiy kalit sifatida berilgan.
   
7. 
   Mavjud shifr butun son C qiymati shunday
   

) .

8. 
   Hisoblash C ‘ shunday
   

9. 
   Taklifga ko‘ra S’ vektorining ushbu yozuvlari o‘ta ortib borayotganligi sababli uchun bool vector 1-prosedura bo‘yicha quyidagicha hal qilinishi mumkin.
   

Yuqorida aytib o‘tilganidek, biz dizayner Fi-ning osongina yechiladigan Ryukzak vektorini nisbati bilan s-Ryukzak ichiga aylantirishi mumkinligini ko‘ramiz.
(2.3)
(2.3) formulada, bu S elementlari soxta tasodifiy hisoblanadi, shuning uchun s va d emas, balki s ni biladigan har bir kishi s-ni o‘z ichiga olgan Ryukzak muammosini hal qilishda katta qiyinchiliklarga duch kelishi aniq.
Bundan tashqari, boshqa hech kim osonlikcha yechim topa olmasligi uchun, biz kirishni boshqarish matritsasini psevdo-tasodifga aylantiramiz kirishni boshqarish matritsasining varianti bizning davrimizning xavfsizligi [3-81] bilan taqqoslanadigan va foydali bo‘lishi mumkin.An’anaviy ravishda fayl tizimi 1 dan p gacha raqamlangan turli xil foydalanuvchilarni ushlab turadi va q boshqacha 1 dan q gacha bo‘lgan fayllar.
Har doim foydalanuvchi i tizimga qo‘shilsa, unga mos keladi q imtiyozlari uchun fayllar aniqlanishi kerak (xuddi shunday faylga qo‘shilish uchun).
Kirishni boshqarishga erishish uchun fayl tizimi ushbu kirish imtiyozlariga muvofiq ba’zi bir asosiy qiymatlarni yaratish uchun talab qilinadi,keyinchalik olish uchun jadvallarda, ya’ni foydalanuvchi fayllari kalitlari jadvalida saqlanadi.
Keling, beshta oddiy kirishni boshqarish matritsasini ko‘rib chiqaylik
3-rasmda tasvirlangan foydalanuvchilar va o‘nta fayl. Foydalanuvchilar va fayllarning paydo bo‘lish ketma-ketligi, uchun
misol, quyidagicha: U₁, F₁, F₂ , U₂ , F₃ , F₄ , U₃ , F₅ , F₆ , F₇ , U₄ , F₈ , U₅ , F₉ , F₁₀.
Hujum natijasida kirishni boshqarish sxemasining oson buzilishini oldini olish uchun biz kirish boshqaruvining asl matritsasini psevdo-tasodifiy variant matritsasiga quyidagicha aylantiramiz: