一种RBAC的描述逻辑表示方法

第３７卷第３期　２０１０年３月　一计算机科学　Ｖｏ１．３７　Ｎｏ．３　Ｍａｒ　２０１０　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　Ｓｃｉｅｎｃｅ　种ＲＢＡＣ的描述逻辑表示方法　马丽　马世龙　眭跃飞　伊胜伟　（北京航空航天大学计算机学院　北京１００１９１）　（中国科学院计算技术研究所智能信息处理国家重点实验室　北京１００１９０）　摘　要　基于角色的访问控制（ＲＢＡＣ）通过角色来控制用户对资源的访问，极大地简化了安全管理。虽然对ＲＢＡＣ　的研究比较成熟，但由于ＲＢＡＣ目前缺乏形式化的表示，使得ＲＢＡＣ中的一些概念和性质存在不同的理解。描述逻　辑（ＤＬ）是一种基于对象的知识表示的形式化系统，它是一阶逻辑的一个可判定的子集，具有合适定义的语义，并且具　有很强的表示能力。为了给出ＲＢＡＣ的形式化方法，以描述逻辑为工具，ＲＢＡＣ９６模型为基础，提出了ＲＢＡＣ的描述　逻辑ＤＬＲＢＡｃ。用描述逻辑的符号给出了ＲＢＡＣ中主要的元素和关系的形式化定义，并证明了这种描述逻辑表示对于　ＲＢＡＣ模型的忠实性。所提出的ＲＢＡＣ形式化模型可以作为进一步研究ＲＢＡＣ的理论基础。　关键词访问控制，角色，权限，描述逻辑，角色继承　中图法分类号ＴＰ３０９　文献标识码Ａ　Ｒｅｐｒｅｓｅｎｔａｔｉｏｎ　ｆｏｒ　ＲＢＡＣ　Ｍｏｄｅｌ　ｉｎ　Ｄｅｓｃｒｉｐｔｉｏｎ　Ｌｏｇｉｃ　ＭＡ　Ｌｉ　ＭＡ　Ｓｈｉ－ｌｏｎｇ　ＳＵＩ　Ｙｕｅ－ｆｅｉ　ＹＩ　Ｓｈｅｎｇ－ｗｅｉ　（Ｄｅｐａｒｔｍｅｎｔ　ｏｆ　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　Ｓｃｉｅｎｃｅ，Ｂｅｉｊｉｎｇ　Ｕｎｉｖｅｒｓｉｔｙ　ｏｆ　Ａｅｒｏｎａｕｔｉｃｓ　ａｎｄ　Ａｓｔｒｏｎａｕｔｉｃｓ，Ｂｅｉｊｉｎｇ　１００１９１，Ｃｈｉｎａ）　（Ｋｅｙ　Ｌａｂｏｒａｔｏｒｙ　ｏｆ　Ｉｎｔｅｌｌｉｇｅｎｔ　Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　Ｉｎｓｔｉｔｕｔｅ　ｏｆ　ｏｍｐｕｔｉＣｎｇ　Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ。Ｃｈｉｎｅｓｅ　Ａｃａｄｅｍｙ　ｏｆ　Ｓｃｉｅｎｃｅｓ，Ｂｅｉｊｉｎｇ　１００１９０，Ｃｈｉｎａ）　Ａｂｓｔｒａｃｔ　Ｒｏｌｅ－Ｂａｓｅｄ　Ａｃｃｅｓｓ　Ｃｏｎｔｒｏｌ（ＲＢＡＣ）ｃｏｎｔｒｏｌｓ　ｔｈｅ　ｕｓｅｒ’ｓ　ａｃｃｅｓｓ　ｔｏ　ｒｅｓｏｕｒｃｅｓ　ｂｙ　ｉｎｄｉｒｅｃｔｌｙ　ｕｓｉｎｇ　ｒｏｌｅｓ，ｗｈｉｃｈ　ｓｉｍｐｌｉｆｉｅｓ　ｔｈｅ　ｓｅｃｕｒｉｔｙ　ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　ｇｒｅａｔｌｙ．Ａｌｔｈｏｕｇｈ　ｔｈｅ　ｒｅｓｅａｒｃｈ　ｏｆ　ＲＢＡＣ　ｍｏｄｅｌ　ｉｓ　ａ　ｍａｔｕｒｅ　ａｒｅａ，ｔｈｅ　ｌａｃｋ　ｏｆ　ｆｏｒｍａｌｉ—　ｚａｔｉｏｎ　ｏｆ　ＲＢＡＣ　ｒｅｓｕｌｔｓ　ｉｎ　ｕｎｃｅｒｔａｉｎｔｙ　ａｎｄ　ｃｏｎｆｕｓｉｏｎ　ａｂｏｕｔ　ｔｈｅ　ｃｏｎｃｅｐｔｓ　ａｎｄ　ｍｅａｎｉｎｇ　ｏｆ　ＲＢＡＣ．Ｄｅｓｃｒｉｐｔｉｏｎ　Ｌｏｇｉｃ（ＤＬ）　ｉｓ　ａ　ｋｉｎｄ　ｏｆ　ｏｂｊｅｃｔ—ｂａｓｅｄ　ｋｎｏｗｌｅｄｇｅ　ｒｅｐｒｅｓｅｎｔａｔｉｏｎ　ｆｏｒｍａｌｉｓｍ，ａｎｄ　ａｌｓｏ　ａ　ｄｅｃｉｄａｂｌｅ　ｆｒａｇｍｅｎｔ　ｏｆ　ｆｉｒｓｔ－ｏｒｄｅｒ　ｐｒｅｄｉｃａｔｅ　ｌｏ－　ｇｉｃ，ｗｉｔｈ　ｗｅｌｌ—ｄｅｆｉｎｅｄ　ｓｅｍａｎｔｉｃｓ　ａｎｄ　ｐｏｗｅｒｆｕｌ　ｒｅｐｒｅｓｅｎｔａｔｉｏｎ　ｃａｐａｂｉｌｉｔｙ．Ｔｏ　ｇｉｖｅ　ａ　ｆｏｒｍａｌ　ｄｅｓｃｒｉｐｔｉｏｎ　ｏｆ　ＲＢＡＣ，ｔｈｉｓ　ｐａ—　ｐｅｒ　ｔｏｏｋ　ＲＢＡＣ９６　ａｓ　ａ　ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ　ｍｏｄｅｌ　ａｎｄ　ｐｒｏｐｏｓｅｄ　ａ　ｎｅｗ　ｆｃｌｒｍａｌｉｚｅｄ　ｍｅｔｈｏｄ　ｔｏ　ＲＢＡＣ　ｗｉｔｈ　ｄｅｓｃｒｉｐｔｉｏｎ　ｌｏｇｉｃ，ｃａｌｌｅｄ　Ｄ【琅ＢＡｃ，ｗｈｉｃｈ　ｇｉｖｅｓ　ｆｏｒｍａｌ　ｄｅｆｉｎｉｔｉｏｎｓ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｃｏｎｃｅｐｔｓ　ａｎｄ　ｒｅｌａｔｉｏｎｓ　ｏｆ　ＲＢＡＣ．Ｔｈｉｓ　ｐａｐｅｒ　ａｌｓｏ　ｐｒｏｖｅｄ　ｔｈａｔ　ｔｈｅ　ｆｏｒｍａｌ　ｒｅｐｒｅｓｅｎｔａｔｉｏｎ　ｉｓ　ｆａｉｔｈｆｕｌ　ｔｏ　ＲＢＡＣ　ｍｏｄｅ１．Ｂａｓｅｄ　ｏｎ　ｔｈｅ　ｆｏｒｍａｌｉｚｅｄ　ｍｏｄｅｌ。ｗｅ　ｃａｎ　ｆｕｒｔｈｅｒ　ｓｔｕｄｙ　ＲＢＡＣ．　Ｋｅｙｗｏｒｄｓ　Ａｃｃｅｓｓ　ｃｏｎｔｒｏｌ，Ｒｏｌｅ，Ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎ，Ｄｅｓｃｒｉｐｔｉｏｎ　ｌｏｇｉｃ，Ｒｏｌｅ　ｉｎｈｅｒｉｔａｎｃｅ　基于角色的访问控制（Ｒｏｌｅ－ａｓｅｄ　ＡｃｃｅｓＢｓ　Ｃｏｎｔｒｏｌ，　ＲＢＡＣ）Ｅ　。］通过角色控制用户对资源的访问，从而简化安全　看成是用户继承和权限继承，而Ｌｉ等认为角色继承应该是激　活继承、用户继承和权限继承三者的有机结合¨５］。由于这些　管理。ＲＢＡＣ还可以支持多种安全策略，如自主型（ＤＡＣ）和　强制型访问控制（ＭＡＣ）ｃ　。尽管现有的ＲＢＡＣ模型，如　ＲＢＡＣ９６Ｅ　，ＮＩＳＴ　ＲＢＡＣ模型ｌ＿２］（及后来的ＡＮＳＩ　ＲＢＡＣ标　模型对角色继承都没有给出形式化的定义，所有的继承关系　都是隐含表示的，因此在讨论继承的含义时没有统一的解释，　只有在形式化表示的基础上讨论这些问题才有意义。并且，　准［３］）等都对ＲＢＡＣ进行了系统的分析和描述，但由于缺乏　对ＲＢＡＣ形式化的表示，使得ＲＢＡＣ中的一些概念和性质描　述存在很多争议＿５　］。例如ＲＢＡＣ中角色层次是对组织机构　权力分配的一种自然的模型，ＲＢＡＣ９６模型、ＮＩＳＴ　ＲＢＡＣ模　型和ＡＮＳＩ　ＲＢＡＣ标准都把角色层次看成是一种偏序关系，　对ＲＢＡＣ进行形式化的分析有助于验证ＲＢＡＣ的说明是否　能够满足系统的安全需求，还可以比较不同的访问控制模型　和预测不同安全策略下的系统行为＿７］。　描述逻辑（Ｄｅｓｃｒｉｐｔｉｏｎ　Ｌｏｇｉｃ，ＤＬ）Ⅲ８　是一种基于对象的　知识表示的形式化系统，它是一阶逻辑的一个可判定的子集，　但角色层次的含义却没有统一。在ＲＢＡＣ９６模型中角色继　承与会话有关，所以角色继承可以解释为激活继承和权限继　承。ＮＩＳＴ　ＲＢＡＣ模型＿２］和ＡＮＳＩ　ＲＢＡＣ标准Ｅ。］把角色层次　到稿日期：２００９—０４—０９返修日期：２００９—０６—１６　发展规划（９７３）（Ｎｏ．２ＯＯ５ＣＢ３２１９Ｏ２）资助。　具有合适定义的语义，并且具有很强的表示能力。为了给出　一种ＲＢＡＣ的形式化表示方法，本文以描述逻辑为理论基　础，以ＲＢＡＣ９６模型为参考模型，提出了一种基于描述逻辑　本文受国家自然科学基金（６０２７３０１９，６０４９６３２６，６０５７３０６３和６０５７３０６４）和国家重点基础研究　马￣（１９７４－－），女，博士生，主要研究方向为信息安全、服务计算，Ｅ－ｍａｉｌ：ｍａｌｉ＠ｎｌｓｄｅ．ｂｕａａ．ｅｄｕ．ｃｎ；马世龙（１９５３一），男，博士生导师，主要研　究方向为信息安全、服务计算、网格；眭跃飞（１９６３一），男，研究员，主要研究方向为本体、服务计算、信息安全；伊胜伟（１９７７一），男，博士生，主要　研究方向为信息安全、集群计算　・　２９　・　的ＲＢＡＣ形式化方法。　２　ＲＢＡＣ模型　定义５一个ＲＢＡＣ模型，Ｓ为１ｌ元组，Ｓ一（Ｕ，Ｒ，Ｐ，Ｓ，　ＵＡ，ＰＡ，ＲＨ，ｕｓｅｒ，ｒｏｌｅｓ，ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ，Ｃｏｎｓｔｒａｉｎｔｓ）。其中，　（１）Ｕ，Ｒ，Ｐ和Ｓ分别为用户、角色、权限和会话的集合；　（２）ＵＡ　Ｕ×Ｒ，用户一角色分配关系；　（３）ＰＡ　Ｐ×Ｒ，权限到角色的分配关系；　（４）ＲＨＣ＿＿Ｒ×Ｒ，角色层次的偏序关系（也可以用≥表　示）；　１描述逻辑介绍　描述逻辑（Ｄｅｓｃｒｉｐｔｉｏｎ　Ｌｏｇｉｃｓ，ＤＬｓ）是一类通过定义一个　应用领域（世界）的相关概念（ｃｏｎｃｅｐｔｓ），即领域的术语，并用　这些概念说明领域中对象（ｏｂｊｅｃｔｓ）和个体（ｉｎｄｉｖｉｄｕａｌｓ）的性　质（ｐｒｏｐｅｒｔｉｅｓ），即世界的描述，来表示该领域知识的知识表　示形式化语言。它是一阶谓词逻辑的一个可判定子集。但与　一阶逻辑不同的是，描述逻辑系统能提供可判定的推理服务。　描述逻辑的重要特征是它具有很强的表达能力和可判定性，　（５）ｕｓｅｒ，ｒｏｌｅｓ和ｐｅｍｉｒｓｓｉｏｎｓ为函数，其中　它保证推理算法总能停止，并返回正确的结果。本节接下来　简单介绍基本描述逻辑的语法和语义。　基本的描述逻辑语言ＡＬＣ［。］包含如下基本符号：个体常　元ａｏ，ａ　”；原子概念名Ａｏ，Ａ　・・；概念名Ｃ。，Ｃ　・・；角色　ｒ０，ｒ　．．；顶概念Ｔ，底概念上；概念构造子一，ｎ，Ｕ，ｊ；断言　算子［；逻辑连接词：一，一。　定义１概念Ｃ定义如下：　（５．１）ｕｓｅｒ：Ｓ—Ｕ将每个会话ｓ映射为一个用户（在会话　的生命周期中不会改变）；　（５．２）ｒｏｌｅｓ：Ｓ一２　将每个会话Ｓ映射到集合ｒｏｌｅｓ（ｓ）　｛ｒ：　／≥ｒ（（ｕｓｅｒ（ｓ），／）∈ＵＡ）｝（会随时间变化）；　（５．３）每个会话Ｓ都有权限ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ）”一Ｕ　∈　∽　｛　：　≤ｒ（（Ｐ，　）∈ＰＡ）｝；　（６）Ｃｏｎｓｔｒａｉｎｔｓ为约束的集合。　注：１）本文只考虑互斥角色关系，用ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ　Ｃ：：一Ａ　ＩＴ　ｌ＿Ｌ　Ｉ—ＣｌＣ　ｒ］Ｃ２　ｌ　ｊＲ．Ｃ　定义２断言　定义如下：　表示；２）这里的ＲＢＡＣ模型简化了ＲＢＡＣ９６模型，不包含管　理组件。　：：一Ｃ（ｎ）｛Ｒ（ａ，６）ＩＣ１［　Ｉ一　ｌ　一　其中，ｃ为概念，Ｒ为角色，ａ，ｂ为个体常元。　定义３　在一定领域中，一个知识库ＫＢ一（ＴＢｏｘ，　ＡＢｏｘ）由两个部分组成。其中ＴＢｏｘ是一个关于包含断言的　有限集合，亦称为术语公理的集合；ＡＢｏｘ是概念断言和角色　为了和下面的描述逻辑模型区别开，本文接下来用　ＲＢＡＣ状态来对应ＲＢＡＣ模型。　３　ＲＢＡＣ的描述逻辑表示　为了描述ＲＢＡＣ，我们提出ＲＢＡＣ的描述逻辑ＤＬＲＢＡｃ。　令Ｌ为描述逻辑ＤＬｐａ￣ｃ的语言，包含如下符号：　・断言的有限集合。　ＡＬＣ语义将概念解释为一个非空的论域的子集，角色是　该论域上的二元关系。形式上，一个解释　一（Ａ　，・　）由一　个非空集合△　和一个解释函数・　组成，使得对每个原子概　念Ａ，都有Ａ　Ｃ＿Ａ　，对每个原子角色ｒ，都有　ＴＩ—Ａ　；上　一Ｄ；　（—　Ｃ）　一Ｉ－－ＣＩ；　顶概念和底概念：Ｔ，上；　・原子概念名：Ｕ，Ｒ，Ｐ，Ｓ；　原子角色名：ＰＡ，Ｕ＿Ａ，ＲＨ，ｒｏｌｅｓ，ｕｓｅｒ，ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ，　概念构造子：一，ｒ］，Ｖ；　角色构造子：，。，～。　△　×Ａ　。　・解释函数通过如下归纳定义扩展概念描述：　・ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ；　・・・・（ＣｎＤ）　一Ｃ　ｎ１９Ｉ；（ＣＵＤ）　一Ｃ　ＵＤ　；　其中，一，～为一元构造子，分别表示角色的逆和否；。为二元　构造子，表示角色的复合。　给定一个ＲＢＡＣ状态，我们可以扩充语言Ｌ使得Ｌ包含　如下符号：　（１）对每个ｕＥＵ，存在常量符号ｕＥＬ；　（２）每个ｒＥＲ，存在常量符号ｒＥＬ；　（３）对每个ＰＥ　Ｐ，存在常量符号ＰＥ　Ｌ；　（４）对每个ｓＥＳ，存在常量符号ｓＥＬ。　本文接下来用Ｍ表示ＤＬＲＢＡｃ模型，ＫＢ表示ＤＬＲ￣ｃ的知　识库。　３．１　ＤＩ－￣ｃ语法　・（Ｖ　ｒ．Ｃ）　一｛ｘＥＡ　Ｉ　ＶＹ．（ｚ，　）∈，』一　∈ＣＩ｝；　（ｊ　ｒ．Ｃ）　一｛ｘＥＡ　｛　Ｙ．（ｚ，　）∈ｒ』＾ｙＥＣ　｝。　・定义４在解释ｒＦ，一个断言　解释为真，记为Ｉ｝　，　如果　・Ｃ　Ｄｆ，如果　一ＣＵ＿Ｄ；　・ｎ　∈ＣＩ，女Ⅱ果　一Ｃ（ｎ）；　・（ｎ　，６　）∈ｒ』，女口果　一ｒ（ａ，６）；　・ｊ　一Ｉ，ｆＩ，如果　一一　，其中　为断言；　Ｊ｝　蕴涵Ｊ｝　，如果　＝　一　，其中　和　为　・断言。　解释　是知识库ＫＢ的模型，记为Ｉ｝ＫＢ。如果Ｉ是　ＫＢ中每个包含断言和实例断言的模型，则有１）若ＫＢ有模　型，则称ＫＢ是可满足的；２）若断言　对于ＫＢ的每个模型　都是可满足的，则称ＫＢ逻辑蕴含　，记为ＫＢ｝　；３）对概念　定义６在知识库ＫＢ中，概念Ｃ定义如下：　Ｃ：：一ＵｌＲｌｓｌＰｌ—ＣｌＣ几ＤＩ　ＶＲ．Ｃｌ　Ｒ．Ｃ　其中角色Ｒ定义如下：　Ｒ：：一尺Ｈ　ｌ　ＵＡ　Ｊ　ＰＡ　Ｉ　ｕｓｅｒ　Ｉ　ｒｏｌｅｓ　Ｉ　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ　Ｊ　ｍｕ—　ｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ　ｌ　Ｒ—Ｉ～ＲｌＲ。Ｒ　Ｃ，若ＫＢ有一个模型Ｊ使得Ｃ　≠Ｄ，则称Ｃ是可满足的。　本文将在ＡＬＣ及其扩展的语言嘲基础上提出ＲＢＡＣ的　描述逻辑。　定义７　ＫＢ中的断言　定义如下：　：：一Ｕ（“）１Ｒ（ｒ）ＩＰ（ｐ）ｌＳ（ｓ）ｌＵＡ（　，ｒ）１ＰＡ（ｐ，ｒ）Ｉｕｓｅｒ　在ＲＢＡＣ９６模型中没有函数ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ，本文为了表示权限和会话之间的关系，将这种关系用ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ表示。　・３０・　（ｓ，“）Ｉ　ｒｏｌｅｓ（ｓ，ｒ）ｌ　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ，户）ＩＲＨ（ｒ　，ｒ）Ｉ　ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘ—　ｃｌｕｓｉｖｅ（　４）对角色构造子的解释Ｊ可以定义为：对任意Ｒ　和　Ｒ２，有　Ｊ（～Ｒ１）一（△×△）一Ｊ（Ｒ１）一△２一Ｉ（Ｒ１）；　ｊ　ｊ　ＰＡ．ＲＥＰ（公理１）ｌ　ＰＡ一．ＰＥ．Ｒ（公理１　）　Ｉ了ＵＡ．Ｒ［Ｕ（公理２）Ｉ　ＵＡ一．Ｕ［Ｒ（公理２　）　ｌ（一１）ｕｓｅｒ．ＵＥＳ（公理３）Ｉ　ｊ　ｕｓｅｒ－．ＳＥＵ（公理３　）　ｌ　ｒｏｌｅｓ．Ｒ　（公理４）Ｉ　ｊ　ｒｏｌｅｓ一．ＳＥＲ（公理４　）　Ｉ（Ｒ１。Ｒ２）一｛（ｚ，　）∈Ａ。：　ｚ（（　，　）∈Ｒｌ＆（　，　）∈　Ｒ２）｝。　定义１０概念Ｃ的解释Ｃ　定义如下：　１）ＣＩ—Ａ　，如果Ｃ＝Ａ（Ａ为原子概念）；　ｌ　ｊ　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ．Ｐ　（公理５）Ｉ　ｊ　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ一．ｓＥＰ（公　理５　）　ｌ　ｊＲＨ．ＲＥＲ（公理６）Ｉ了ＲＨ一．Ｒ［Ｒ（公理６　）　ｌ　ＲＨ．Ｔｉ　Ｒ　Ｈ．Ｒ（公理７）　ｌ　ＲＨ．（ｊＲ　Ｈ．Ｒ）［Ｖ了Ｒ　Ｈ．Ｒ（公理８）　ｆ了Ｒ　Ｈ．（了ＵＡ一．Ｕ）ｒ了ＵＡ一．【，（公理９）　Ｉ　ｒｏｌｅｓ一．Ｓｒ－了ＲＨ．（　ＵＡ一．（ｊｕｓｅｒ－．Ｓ））（公理１Ｏ）　Ｉ　ｒｏｌｅｓＣ￣（…（ｕｓｍ２ｅｒ　））。ＲＨ一（公理１１）　Ｉ　ＲＨ一．（　ＰＡ一．Ｐ）［　ＰＡ一．Ｐ（公理１２）　ｌ　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ￣＿～（ｒｏｌｅｓ—一（ＲＨ一。ＰＡ一））（公理１３）　ｌ　ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．Ｒ　Ｕ—Ｒ（公理１４）Ｉ｜ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘ—　ｃｌｕｓｉｖｅ一．ＲＵ＿Ｒ（公理１４　）　ｌ　ＵＡ一．ｕｎ　ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．（ｊＵＡ一．“）ｉ上（公　理１５）　　ｌｊ　ｒｏｌｅｓ一．ｓ厂］　ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．（　ｒｏｌｅｓ一．ｓ）ｉ上　（公理１６）　Ｉ￣７　ｌ　一伫。　注：１）公理ｌ１是对ＲＢＡＣ状态Ｓ的条件５．２的形式表　示；２）公理１３是对条件５．３的形式表示。　定义８　ＤＬｍ￣ｃ的知识库ＫＢ＝（ＴＢｏｘ，ＡＢｏｘ），其中：　（１）ＴＢｏｘ包含了公理１一公理１６；　（２）．ＡＢｏｓｃ｛Ｕ（“）：“∈【，）Ｕ｛Ｒ（ｒ）：，．∈Ｒ）Ｕ｛Ｐ（户）：ｐＥ　Ｐ｝Ｕ｛Ｓ（ｓ）．ｓＥ　Ｓ）Ｕ｛ＵＡ（ｕ，ｒ）：（ｕ，ｒ）∈ＵＡ）Ｕ　ｆＰＡ（ｐ，ｒ）：　（ｐ，ｒ）∈ＰＡ）Ｕ｛ｕｓｅｒ（ｓ，“）：ｕ∈ｕｓｅｒ（ｓ）｝Ｕ｛ｒｏｌｅｓ（ｓ，，．）：ｒＥ　ｒｏｌｅｓ（ｓ））Ｕ｛ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ，　）：Ｐ∈ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ））Ｕ｛ＲＨ　（／，ｒ）：　ｒ　≤ｒ｝Ｕ｛ｍ“　ｚｚｊ，　ｃｚ“ｓ　（ｒ，，ｒ）：ｊ（ｒ，，ｒ）∈　—　ｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ｝。　３．２　ＤＩ　语义　定义９　ｃ的模型Ｍ为序对（△，Ｄ，满足：　（１）△为非空集合；且　（２）Ｊ为解释，使得对原子概念Ａ，Ｉ（Ａ）　△；对原子角色　Ｐ，　（Ｐ）　△ｘ△，且，满足如下的条件：　１）对任意的原子概念Ａ　且Ａ２，Ａ　≠Ａ　ｉｆｆ　Ｊ（Ａ　）ｎ　Ｉ　（Ａ２）一０；　２）对角色，Ｊ满足如下条件：　ｄｏｒａ（Ｊ（ＵｌＡ））一Ｊ（Ｕ），ｒａｎｇｅ（Ｊ（ＵＡ））一Ｊ（Ｒ）；　ｄｏｒａ（ｆ（ＰＡ））一Ｉ（Ｐ），ｒａｎｇｅ（Ｊ（ＰＡ））一Ｉ（Ｒ）；　ｄｏｍ（Ｉ（ＲＨ））一ｆ（Ｒ），ｒａｎｇｅ（Ｊ（ＲＨ））一Ｉ（Ｒ）；　ｄｏｒａ（Ｉ（ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ））＝ｆ（Ｒ），ｒａｎｇｅ（Ｉ（ｍｕｔｕａｌｌｙ—　ｅｘｃｌｕｓｉｖｅ））一Ｉ（Ｒ）；　３）Ｉ（ｕｓｅｒ），Ｉ（ｒｏｌｅｓ），Ｉ（ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ）为函数，满足如下条　件：　ｄｏｍ（Ｉ（ｕｓｅｒ））一Ｉ（Ｓ），ｒａｎｇｅ（Ｉ（ｕｓｅｒ））一ｆ（【，）；　ｄｏｍ（Ｊ（ｒｏｌｅｓ））一Ｉ（Ｓ），ｒａｎｇｅ（ｆ（ｒｏｌｅｓ））一ｆ（Ｒ）；　ｄｏｍ（Ｉ（ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ））一　（Ｓ），ｒａｎｇｅ（Ｉ（ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ））一Ｉ　（Ｐ）：　２）Ｃｒ一△一Ｄ，，如果Ｃ—＿７Ｄ；　３）Ｃ１一Ｄ｛ｎＤ｛，如果Ｃ＝Ｄ１　ｎＤｚ；　４）ＣＩ一｛ｚ∈△：Ｖｙ（（　，　）∈Ｒ　一ｙＥＤ　）｝，如果Ｃ—　ＶＲ．Ｄ。　定义ｌ１断言　在Ｍ中是可满足的，记为Ｍ｝＝　，如果　１）ＣＪ　Ｄ，，如果￣ｏ＝Ｃ　ＥＤ　＿；２）Ｍ　，如果　＝一　；　３）Ｍ｝　Ｍ｝　，如果　一　。　命题１在模型Ｍ中公理１一公理１６都是可满足的。　证明：（１）对公理１：若要证Ｍ｝ｊＰＡ．Ｒｆ－ｐ即证Ｊ　（３　ＰＡ．Ｒ）　Ｊ（Ｐ）。由ｚ∈Ｉ（ｊ　ＰＡ．Ｒ），可得　∈Ｊ（Ｒ）＾　（ｘ，　）∈Ｊ（ＰＡ），又根据Ｉ（ＰＡ）　Ｉ（Ｐ）×Ｊ（Ｒ），可知Ｘ∈Ｉ　（Ｐ），所以Ｉ（　ＰＡ．Ｒ）　Ｉ（Ｐ）成立，即Ｍ｝　ＰＡ．Ｒ［Ｐ；　若要证Ｍ｝了ＰＡ一．ＰＥＲ，即证Ｊ（ｊＰＡ一．Ｐ）　Ｊ（Ｒ）。　由ｘｆｆ　Ｊ（刍ＰＡ一．Ｐ）可得ｊ　ｙＥ　Ｉ（Ｐ）Ａ（ｚ，　）∈ｊ（ＰＡ一），根　据ＰＡ和ＰＡ一的关系可知ｊ（ＰＡ一）　（Ｒ）×Ｉ（Ｐ），也就是说　∈Ｊ（Ｒ），即Ｉ（　ＰＡ一．Ｐ）　Ｊ（Ｒ）成立，即Ｍ｝　ＰＡ一．Ｐ［　Ｒ。　同理可证公理２一公理５在Ｍ中是可满足的。　（４）对公理６：了Ｒ　Ｈ．Ｒ［Ｒ，公理６　尺Ｈ一．Ｒ［Ｒ和公　理７：ｊＲ　Ｈ．Ｔ　Ｒ　Ｈ．Ｒ：　１）若要证Ｍ１｝　Ｒ　Ｈ．Ｒ［Ｒ即证，（ｊＲ　Ｈ．Ｒ）　Ｉ（Ｒ）。　由ｚ∈Ｊ（ｊＲＨ　Ｒ），可得ｊ　ｙＥ　Ｊ（Ｒ）＾（　，　）∈Ｊ（ＲＨ），又根　据ｊ（ＲＨ）　Ｊ（Ｒ）×Ｉ（Ｒ），可知　∈Ｊ（Ｒ），所以Ｉ（　Ｒ　Ｈ．Ｒ）　Ｊ（Ｒ）成立，即Ｍ　ＲＨ．ＲＥＲ；　２）对公理６　：若要证Ｍ｝］ＲＨ一．ＲＥＲ，即证Ｊ（　Ｒ　．　Ｒ）　三Ｊ（Ｒ）。由ｚ∈　（ｊＲ　．Ｒ）可得ｊｙＥ　Ｊ（Ｒ）＾（　，　）∈Ｊ　（Ｒ旷），根据ＲＨ和Ｒ旷的关系可知Ｉ（Ｒ矿）　Ｊ（Ｒ）×Ｊ（Ｒ），也就是说　∈　（Ｒ），即Ｊ（　ＲＨ一．Ｒ）　ｆ（Ｒ）成　立，即Ｍ｝　ＲＨ一．ＲＵＲ。　３）对公理７：若证Ｍ｝＝（ｊＲＨ　Ｔ一了ＲＨ　Ｒ），即证　（了ＲＨ．Ｔ）一Ｊ（ｊＲ　Ｈ．Ｒ）。　ｚ∈Ｊ（ｊＲ　Ｈ．Ｔ）ｉｆｆ　ｊ　ｙ（ｘ，　）∈Ｊ（ＲＨ），这里　∈△Ｊ，显　然Ｙ可以∈ｆ（Ｒ），即　∈（　ＲＨ．Ｒ），即有Ｍ１　（　ＲＨ　Ｔ［　了ＲＨＲ）。另要证Ｍ】｝（ｊＲ　Ｈ．Ｒ［　Ｒ　Ｈ．Ｔ），即证　｝　（　ＲＨ．Ｒｎ］（ｊＲ　Ｈ．Ｔ）［上）。　ｚ∈ｆ（ｊＲＩ４．Ｒ　ｒ］一（　ＲＨ　Ｔ））．ｆｆ　ｘ∈Ｉ（ｊＲＨ　Ｒ）Ａｘ∈　Ｊ（＿７（ｊＲ　Ｈ．Ｔ））　ｉｆｆ　ｊｙＥ　Ｊ（Ｒ）Ａ（－ｚ，　）∈　（ＲＨ）ＡｘＥ　Ｊ（ＶＲＨ上）　ｉｆｆ　ｊ　ｙｆｆ　Ｊ（Ｒ）＾（　，　）∈Ｊ（ＲＨ）Ａ　Ｖｙ∈０＾（　，　）∈Ｉ　（ＲＨ）　显然，　∈０，这样Ｍ｝（　ＲＨ．ＲＥ　Ｒ　Ｈ．Ｔ），由此可证　｝（ｊＲ　Ｈ．Ｔｉ了Ｒ　Ｈ．Ｒ）。证毕。　（５）对公理８：　ＲＨ．（ｊＲＨ．Ｒ）ｒ－　ＲＨ．Ｒ：　在模型Ｍ中有ＲＨ—Ｊ（ＲＨ），Ｒ—Ｊ（Ｒ），则：ｒＥＩ（Ｒ　Ｈ．　・３１　・　（　Ｒ　Ｈ．Ｒ））ｉｆｆ　ｒＥ｛ｒ　１　ｒ　（（ｒ，／）ＥＲＨ＆ｒ　∈Ｊ（了ＲＨ．　Ｒ））｝　））　ｉｆｆ］／（（ｒ，，ｒ）∈ＲＨ＆（ｓ，／）ＥＩ（－－（ｕｓｅｒ。～ＵＡ）））　ｉｆｆ　ｒＥ｛ｒｌ　／（（ｒ，ｒ　）∈ＲＨ＆（　∈Ｒ）））｝　（（ｒ，　）∈ＲＨ＆　ｉｆｆ（ｓ，ｒ）∈Ｊ（（～（ｕｓｅｒ。～　））。ＲＨ一）　（９）对公理１２：　ＲＨ一．‘（了ＰＡ一．Ｐ）［ｊＰＡ一．Ｐ　ｉｆ　ｒ６｛ｒ｛ｊ／了　（（ｒ，ｒｔ）∈ＲＨ＆（／，　）∈ＲＨ＆　∈Ｒ）｝　在Ｍ中ＲＨ—Ｊ（ＲＨ），尸．Ａ—Ｊ（ＰＡ），Ｐ：　（Ｐ），则　ｒ∈Ｊ（　ＲＨ一．（了ＰＡ一．Ｐ））　显然｛ｒｌ　／　（（ｒ，／）ＥＲＨ＆（／，　）∈ＲＨ＆　∈　ｉｆｆ　ｒＥ｛ｒｌ　ｒｔ（（，，，ｒ）∈ＲＨ＆ｒ　∈Ｊ（ｊＰＡ一．Ｐ）））　ｉｆｆ　ｒ∈｛ｒ『ｊ　ｒｔ（（ｒｔ，ｒ）ＥＲＨ＆３　（（　，／）∈ＰＡ＆Ｐ∈　Ｐ））｝　Ｒ）｝　｛ｒｌ了／（ｒ，ｒｔ）ＥＲＨ＆ｒ　ＥＲ｝，也就是说在模型Ｍ中，　Ｊ（ｊＲＨ（　Ｒ　Ｈ．Ｒ））　Ｊ（ｊＲＨ．Ｒ），即Ｍ｝　ＲＨ．（ｊＲＨ．　Ｒ）［ｊＲＨ．Ｒ。　ｉｆｆ　ｒＥ｛ｒｆ　ｊ　ｒ，ｊ　Ｐ（（ｒ，，ｒ）∈ＲＨ＆（ｐ，／）∈ＰＡ＆Ｐ　Ｅ　Ｐ））　注：公理８也称为ＲＨ的传递性，也可以直接用角色的复　合形式表示：ＲＨ。ＲＨＵＲＨ。　（６）对公理９：３ＲＨ．（３ＵＡ一．Ｕ）［　一．Ｕ　在模型Ｍ中，有ＵＡ—Ｉ（ＵｒＡ），Ｕ—Ｉ（Ｕ），ＲＨ＝Ｊ（ＲＨ）。　ｒＥ（　ＲＨ．（　ＵＡ一．Ｕ））　ｉｆｆ　ｒＥ｛ｒＩ　ｊ　ｒｔ（（ｒ，ｒ　）ＥＲＨ　＆ｒ　Ｅ（ｊＵＡ一．Ｕ）　））　ｉｆｆ　ｒＥ｛ｒＩ　ｊ　ｒｔ（（ｒ，ｒ　）∈ＲＨ＆（ｊ“（（／，“）ＥＩ（ＬｒＡ一）　＆ｕ∈Ｕ））））　ｉｆ　ｒ６｛ｒＩ　ｊ　ｒ，了“（（ｒ，／）∈ＲＨ＆（“，／）ＥＵＡ＆ｕＥ　Ｕ）｝　显然｛ｒｆ了ｒ　了“（（ｒ，ｒ　）∈ＲＨ＆（“，ｒ　）ＥＵＡ＆“Ｅ　Ｕ）｝　｛ｒＩ　ｊ“（（ｒ，“）∈Ｊ（　一）＆ｕ∈（Ｕ）｝，由此可知ｒ６｛ｒｌ　“（（ｒ，“）ＥＩ（ＵＡ一）＆ｕＥＵ）｝，所以有ｊ（　ＲＨ．（　ＵＡ一．　Ｕ））　Ｉ（　ＵＡ一．Ｕ），即Ｍ｝　（Ｒ　Ｈ－（｜ＵＡ—ｕ）ｒ－ｊ　ＵＡ一．　一Ｕ。　注：公理９也称为ＵＡ一继承性，可以表示为ＵＡ。ＲＨ［　ＵＡ。　（７）对公理１Ｏ：　ｒｏｌｅｓ一．Ｓ［了Ｒ　Ｈ．（ｊＵＡ一．（　ｕｓｅｒ一．　Ｓ））　在Ｍ中，ＵＡ—Ｊ（ＵＡ），Ｕ—Ｊ（Ｕ），ＲＨ—Ｊ（ＲＨ），“　ｅｒ—Ｊ　（ｕｓｅｒ），Ｓ＝Ｉ（Ｓ），ｒｏｌｅｓ—ｆ（ｒｏｌｅｓ）。　ｒ６　Ｊ（了ｒｏｌｅｓ一．Ｓ）ｉｆｆ　ｒＥ｛ｒＩ　ｊ　ｓ（（ｒ，ｓ）Ｅ　Ｉ（ｒｏｌｅｓ一）＆ｓ６　Ｓ）｝　ｉｆｆ　ｒＥ｛ｒｌ　５（（ｓ，ｒ）Ｅｒｏｌｅｓ＆ｓ∈Ｓ）｝　根据ｒｏｌｅｓ（ｓ）｛ｒＩ　／≥ｒ（（ｕｓｅｒ（ｓ），ｒｔ）ＥＵＡ）），则由ｒ　∈｛ｒｌ　ｓ（（ｓ，ｒ）∈ｒｏｌｅｓ＆ｓ∈Ｓ）｝，可知　ｒ｛ｒｌ　ｒｔ≥ｒ（（ｕｓｅｒ（ｓ），ｒ　）∈ＵＡ）｝ｉｆｆ　ｒ６｛ｒＩ　ｊ／ｊ　ｕ　ｓ　（（ｒ，ｒｔ）∈ＲＨ＆（　，ｒｔ）ＥＵＡ＆（ｓ，　）Ｅｕｓｅｒ＆ｓ∈Ｓ）｝　ｉｆｆ　ｒＥ｛ｊ　ｒ，（（ｒ，ｒ　）６ＲＨ＆（　“（（“，ｒＩ）∈ＬｒＡ＆　ｓ　（（“，ｓ）∈Ｉ（ｕｓｅｒ一）＆ｓ（Ｓ））））｝　ｉｆｆ　ｒ∈｛　ｒｔ（（ｒ，ｒ　）ＥＲＨ＆（　“（／，“）Ｅ　Ｉ（ＵＡ一）＆　Ｅ（　ｕｓｅｒ一．Ｓ）））｝　ｉｆｆ　ｒＥ｛３　ｒ　（（ｒ，ｒ／∈ＲＨ＆ｒ　∈Ｊ（　ＵＡ一．（ｊｕｓｅｒ一．　Ｓ））））　ｉｆｆ　ｒＥ　Ｉ（ｊＲＨ．（ｊＵＡ一．（｜ｕｓｅｒ－．Ｓ）））　这样，可证Ｍ１＃ｊ　ｒｏｌｅｓ一．Ｓ［　Ｒ　Ｈ．（　ＵＡ一．（　ｕｓｅｒ一．　Ｓ））。　（８）对公理１１：ｒｏｌｅｓ＿￣＿（～（ｕｓｅｒ—一ＵＡ））。ＲＨ一：　证明：对任意ｓ６Ｓ和ｒ∈Ｒ，　（ｓ，ｒ）∈ｒｏｌｅｓ　ｉｆｆ　ｒｔ≥ｒ（（ｕｓｅｒ（ｓ），ｒｔ）∈ＵＡ）　ｉｆｆ　ｊ　ｒ　（（ｒ　，ｒ）ＥＲＨ＆（ｕｓｅｒ（ｓ），ｒｔ）∈ＵｒＡ）　ｉｆｆ　ｊ　ｒｔ（（ｒ　，ｒ）ＥＲＨ＆Ｖｕ（“Ｅ　ｕｓｅｒ（ｓ）一（“，ｒｔ）Ｅ　・　３２　・　显然，．∈｛ｒ　ｊ　Ｐ（（Ｐ，ｒ）∈ＰＡ＆Ｐ∈Ｐ）），这样Ｊ　（ｊＲＨ一．（ｊ　ＰＡ一．Ｐ））　三Ｉ（３　ＰＡ．Ｐ），即　ＲＨ一．　（　ＰＡ一．Ｐ）［　ＰＡ一．Ｐ在Ｍ　中是可满足的。　注：公理１２表示了ＰＡ－继承性．ＰＡ－继承性是指低角色　的权限可以被高角色的权限包含。　（１Ｏ）对公理１３：ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ￣Ｃ（ｒｏｌｅｓ。～　Ｈ一。ｆＡ一））　证明：对任意ｓＥＳ和ＰＥＰ，条件表明　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ，夕）ｉｆｆ　Ｖ　ｒＥ　ｒｏｌｅｓ（ｓ）］ｒ　≤ｒ（（夕，ｒｔ）Ｅ　ＰＡ）　ｉｆｆ　Ｖｒ（（ｓ，ｒ）Ｅ　ｒｏｌｅｓ　一ｊ　ｒ　（ｒ，ｒ　）ＥＲＨ＆（Ｐ，ｒ　）∈　ＰＡ）　ｉｆｆ　Ｖｒ（（ｓ，ｒ）Ｅ　一了／（／，ｒ）ＥＩ（ＲＨ－）＆（ｒｒ，　）∈　Ｉ（ＰＡ一））　ｉｆｆ　Ｖ　ｒ（（ｓ，ｒ）∈ｒｏｌｅｓ　—　（ｒ，　）∈Ｊ（ＲＨ一。ＰＡ一））　ｉｆｆ（ｓ，　）∈Ｉ（～（ｒｏｌｅｓ。～（ＲＨ一。ＰＡ一）））　注：公理１３也称为权限激活公理，反映了权限与激活的　角色之间的对应关系。　（１１）对公理１４：ｊ　ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．Ｒ　Ｕ＿Ｒ和公理１４　：　ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ一．ＲＵＲ，公理１５：　ＵＡ一．ｕｎ　ｍｕｔｕａｌ－　ｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．（ｊＵＡ一．“）Ｅ上，公理１６：ｊ　ｒｏｌｅｓ一．ｓｎ３ｍｕｔｕ—　ａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．（　ｒｏｌｅｓ一．ｓ）ｊ上。　１）若要证ＭＥ（ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．Ｒ　即证ｆ（３　ｍｕｔｕ—　ａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．Ｒ）　三Ｊ（Ｒ）。由ｘＥ　Ｉ（］ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．Ｒ），　可得　ｙＥ　ｆ（Ｒ）＾（　，　）∈Ｉ（ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ），又根据Ｉ　（ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ）￣＿Ｉ（Ｒ）×Ｊ（Ｒ），可知ｚＥ　Ｉ（Ｒ），所以Ｊ　（ｊｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．Ｒ）ＧＪ（Ｒ）成立，即Ｍ＃（ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘ—　ｃｌｕｓｉｖｅ．ＲＣＲ；　同理可证２）Ｍ｝３　ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ一．ＲＣ－Ｒ。　３）若要证明Ｍ｝　ＵＡ．ｕ几ｊｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．　（ｊＵＡ一．“）三三三上，即要证Ｊ（　ＵＡ一．ｕ厂］　ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．　（ｊＵＡ一．“））一０，假设Ｊ（　Ｌ　一．“几ｊ　ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．　（ｊ　ＵＡ一．“））≠０，贝０了ｘＥ　Ａ，使得－ｚＥ，（　ＵＡ一．ｕ厂］　ｍｕ—　ｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．（了ＵＡ一．“）），即ｘＥ　Ｊ（３ＵＡ一．“）且ｘ∈Ｉ　（ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．（　ＵＡ一．“））：　・对ｚ　Ｅ　ｊ（　ＵＡ一．“），可知对ｕ—Ｉ（ｕ），（ｕ，ｚ）Ｅ　Ｉ　（　ｒＡ）；　・对ｚ∈Ｉ（　ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．（　ＵＡ一．“）），可知ｊｙＥ　Ｉ（　ＵＡ一．“），即（“，　）∈Ｉ（ＬｒＡ），使得（　，　）∈Ｉ（ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘ—　ｃｌｕｓｉｖｅ）。　显然根据Ｍ的定义，对ｕ，如果（Ｍ，ｚ）∈Ｉ（ＵＡ），则（“，　）　Ｉ（ＵｒＡ），显然（“，　）∈Ｊ（　）与之矛盾，所以Ｊ（］ＵＡ一．“ｒ］　ｊｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．（ｊＵＡ一．“））一０，即证Ｍ＃］ＵＡ一．ｕｎ　ｊ（ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．（　ＵＡ一．“）　上；　・ｄ（Ｐ）一Ｐ；　・ｄ（ＵＡ）一ＵＡ；　・　４）若要证明Ｍ｝＝ｊ　ｒｏｌｅｓ一．５门３ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．　（ｒｏｌｅｓ一．ｓ）ｉ上，即证Ｊ（　ｒｏｌｅｓ一．ｓ［－７ｊｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．　（ＰＡ）一ＰＡ；　・　（ＲＨ）一ＲＨ；　（了ｒｏｌｅｓ一．ｓ））一０，假设Ｉ（　ｒｏｌｅｓ一．５厂］３　ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕ—　ｓｉｒｅ．（ｊ　ｒｏｌｅｓ一．ｓ））≠０，即了．７１７Ｅ　Ａ，使得ｓｔ７Ｅ　Ｊ（（ｒｏｌｅｓ一．ｓ）且　ｚＥＩ（了ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．（　ｒｏｌｅｓ一．ｓ））：　・・ａ（ｕｓｅｒ）　ｕｓｅｒ；　・　（ｒｏｌｅｓ）一ｒｏｌｅｓ；　・ａ（ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ）＝ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ　・ａ（ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ）＝ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ。　对ｚＥ　Ｊ（　ｒｏｌｅｓ一．ｓ），可知对ｓ—Ｊ（ｓ），（ｕｓｅｒ（ｓ），　）ＥＩ　对ｘＥ　Ｊ（　ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．（ｊ　ｒｏｌｅｓ一．ｓ）），可知ｊｙＥ　（ｒｏｌｅｓ）；　・２）对断言　，如果满足Ｓ｝　，则有：　・如果　一（ｕＥＵ），则ａ（ｕＥＵ）一Ｌ，（　）；　如果　一（ｓＥＳ），则ａ（ｓＥＳ）一Ｓ（ｓ）；　Ｉ（ｊ　ｒｏｌｅｓ一．ｓ），即（ｕｓｅｒ（ｓ），　）ＥＩ（ｒｏｌｅｓ），使得（ｚ，　）ＥＩ（ｍｕ—　・ｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ）。　显然根据Ｍ的定义，对任意ｓ，如果（ｕｓｅｒ（ｓ），　）Ｅ　Ｉ　（ｒｏｌｅｓ），则（ｕｓｅｒ（ｓ），　）　Ｉ（ｒｏｌｅｓ），显然（ｕｓｅｒ（ｓ），　）Ｅ　Ｉ（ｒｏｌｅｓ）　与之矛盾，所以Ｉ（３　ｒｏｌｅｓ一．ｓ厂１　ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ．　（　ｒｏｌｅｓ一．ｓ））一０，即证Ｍ｝　ｒｏｌｅｓ一．ｓｎ了ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕ—　ｓｉｚｅ．（ｊ　ｒｏｌｅｓ一．ｓ）　上。证毕。　３．３　Ｊｓ，Ｍ和ＫＢ之间的关系　为了说明用描述逻辑表示Ⅺ　Ｃ的模型与一个ＲＢＡＣ　状态之间的关系，本节提出两种转换　和ｒ，其中　表示　ＲＢＡＣ的描述逻辑模型到ＲＢＡＣ状态的转换，用ｒ表示　ＲＢＡＣ状态到ＲＢＡＣ的描述逻辑模型的转换。　ＲＢＡＣ状态Ｓ可以用断言　表示元素之间以及元素与集　合之间的关系及约束：　：：一　Ｉ　其中，　１）　：：＝ｕＥＵｆ　ｓＥ　Ｓｌ　ｒＥＲＩ　ＰＥＰｌ（　，ｒ）ＥＵＡ　ｌ（　，ｒ）∈　ＰＡｌ（／，ｒ）Ｅｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅｌ（　，ｒ）ＥＲＨＩｕｓｅｒ（ｓ，“）Ｉ　ｒ＿　ｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ，声）｛ｒｏｌｅｓ（ｓ，ｒ）Ｉ＿７　ｌ　Ｏｚ；　２）　：：一ｒｏｌｅｓ（ｓ）　三｛ｒ：　ｒ　≥ｒ（（ｕｓｅｒ（ｓ），ｒ，）ＥＵＡ））ｌ　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ）一｛ｐ：Ｖ　ｒＥｒｏｌｅｓ（ｓ）　ｒｔ≤ｒ（（夕，ｒ　）ＥＰＡ）｝。　定义１２如果断言　在Ｓ中为真，则称　是可满足的，　记为Ｓ｝　这样，我们可以把Ｍ，Ｓ和ＫＢ之间的关系表示出来。这　里把Ｓ到ＫＢ的转换称为　，将每个Ｍ到ＲＢＡＣ的状态Ｓ称　为ｒ，变化过程如图１所示。　图１　Ｓ，ＫＢ和Ｍ之间的转换关系　其中，　将Ｓ中的每个符号和断言转换为ＫＢ中的符号和断　言，ｒ将Ｍ中的每个关系转换为Ｓ中的关系，ｒ一为ｒ的逆转　换，则　，ｒ和ｒ一分别定义如下：　（ａ）令Ｓ为ＲＢＡＣ的状态，Ｓ一（Ｕ，Ｒ，Ｓ，尸，ＵＡ，ＰＡ，　ＲＨ，ｕｓｅｒ，ｒｏｌｅｓ，ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ，ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ），存在一个描　述逻辑语言Ｌ，使得：　１）对Ｓ中的每个符号，有　・　（“）一　对每个ｕＥＵ且ｕＥＬ；　・　（ｒ）一ｒ对每个ｒ∈Ｒ且ｒ∈Ｌ；　・　（ｓ）一ｓ对每个ｓＥＳ且ｓＬ；　・　（Ｕ）一Ｌ厂；　・　（Ｒ）一Ｒ；　・如果　一（ｒＥＲ），贝０　ａ（ｒＥＲ）一Ｒ（ｒ）；　・如果　一（ｐＥＰ），则ａ（ｐＥＰ）一Ｐ（户）；　・女Ⅱ果　一（（“，，．）ＥＬｒＡ），贝０　（（“，ｒ）∈Ｌ　）＝ＵＡ（“，ｒ）；　・女Ⅱ果　一（（户，ｒ）Ｅ　），贝Ⅱｄ（（户，ｒ）∈ＰＡ）＝ＰＡ（ｐ，ｒ）；　・如果　一（（ｒ，，ｒ）ＥＲＨ），则　（（ｒ　，ｒ）ＥＲＨ）一ＲＨ（／，　ｒ）；　・女口果　一（ｒＥｒｏｌｅｓ（ｓ）），贝０　ａ（ｒＥｒｏｌｅｓ（ｓ））一ｒｏｌｅｓ（ｓ，ｒ）；　・如果　一（ｕＥｕｓｅｒ（ｓ）），则ａ（ｕＥｕｓｅｒ（ｓ））：ｕｓｅｒ（ｓ，“）；　・如果　一（户Ｅｐｅｍｒｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ）），贝Ⅱｄ（　∈ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ　（ｓ））＝ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ，　）；　・女口果　一（（ｒ，，ｒ）Ｅｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ），贝０　（（ｒ　，ｒ）Ｅ　ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ）一ｍ“￡拍　Ｚ幻，　ｃＺ　（　，ｒ）；　・如果　一一　，则　（一　）：一　（　）；　・如果０＝０１一　，则ａ（０１一　）＝ａ（０１）一　（　）。　３）对约束断言　，　・如果　一（ｒｏｌｅｓ（ｓ）　｛ｒ：｜／≥ｒ（（ｕｓｅｒ（ｓ），ｒｔ）∈　Ｕ－Ａ）｝），则根据命题１定义ａ（ｒｏｌｅｓ（ｓ）￣＿｛ｒ：了／≥ｒ（（ｕｓｅｒ（ｓ），　ｒ，）ＥＵＡ）｝）一ｒｏｌｅｓ￣（～（ｕｓｅｒ。～ＵＡ））。ＲＨ一；　・如果　一（ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ）一｛Ｐ：ＶｒＥ　ｒｏｌｅｓ（５）　／≤ｒ　（（　，ｒｔ）ＥＰＡ））），根据命题１定义ａ（ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ）一｛Ｐ：Ｖ　ｒＥｒｏｌｅｓ（ｓ）　ｒｔ≤ｒ（（ｐ，ｒｔ）ＥＰＡ）｝）＝ｐｅｍｒｉｓｓｉｏｎｓＣ＿（ｒｏｌｅｓ　。～（ＲＨ一。ＰＡ一））　（ｂ）给定模型Ｍ，我们可以定义ＲＢＡＣ的状态Ｓ为ｒ　（Ｍ），其中ｒ为Ｍ到Ｓ的转换，使得　・ｒ（ｊ（“））一“对每个ｕＥＬ；　・ｒ（Ｊ（ｒ））一ｒ对每个ｒ∈Ｌ；　・ｒ（Ｊ（　））一户对每个ＰＥＬ；　・ｒ（Ｊ（ｓ））一ｓ对每个５ＥＬ；　・ｒ（Ｊ（Ｕ））一Ｕ；　・ｒ（Ｊ（Ｒ））一Ｒ；　・ｒ（Ｊ（Ｐ））一Ｐ；　・ｒ（Ｉ（Ｓ））一Ｓｔ　・ｒ（Ｊ（　））一ＵＡ；　・ｒ（Ｊ（ＰＡ））一ＰＡ：　・ｒ（Ｉ（ｕｓｅｒ））一ｕｓｅｒ；　・ｒ（Ｉ（ｒｏｌｅｓ））一ｒｏｌｅｓ￣　・ｒ（Ｉ（ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ））＝ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ；　且对Ｓ中的任意元素ｏｔ和口，ｒ还满足如下的关系：　・如果　∈卢，ｒ（ａＥ　—ｒ（口）Ｅ　ｒ（　；　・对任意口　，ｒ（ａ　—ｒ（ａ）　ｒ（　；　・对任意序对（ａ，　，有ｒ（（ａ，　）一（ｒ（ａ），ｒ（　）。　・　３３　・　这样在Ｍ中，有ｊ（“）Ｅ　Ｊ（Ｕ），则ｒ（Ｉ（“）∈ｊ（Ｕ））一ｒ（Ｉ（“））Ｅ　ｒ（ｊ（Ｕ））一（ｕＥＵ）为Ｓ满足的断言，同理有：　・ｒ（Ｉ（ｒ）∈Ｊ（Ｒ））一（ｒＥＲ）；　（尸ｌＡ）），ｒ～（ｕｓｅｒ）＝Ｉ（ａ（ｕｓｅｒ）），ｒ～（ｒｏｌｅｓ）一ｊ（　（ｒｏｌｅｓ）），ｆ　（ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ）一Ｊ（　（ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ））　且，对断言　，满足Ｓ｝０，则有：　・・ｒ（Ｊ（　）ＥＩ（Ｐ））一（ｐＥＰ）；　・ｒ（ｊ（ｓ）Ｅ　Ｊ（Ｓ））一（ｓＥＳ）；　如果　：（“ＥＵ），根据ｒ一的定义，有ｒ－（ｕＥＵ）＝（Ｉ　（“）Ｅ　Ｊ（Ｕ）），而对Ｉ（ａ（ｕＥＵ））一ｆ（Ｕ（“）），对断言Ｕ（　）要成　立，必须ｆ（　）Ｅ　Ｊ（Ｕ），这样显然有ｒ－（ｕＥＵ）一Ｉ（　（ｕＥＵ）），　且ｒ（（Ｊ（“），ｊ（ｒ））∈Ｊ（Ｌ，Ａ））一ｒ（（Ｊ（“），Ｊ（ｒ）））Ｅ　ｒ（Ｉ（ＵＡ））一　（ｒ（　（“）），ｒ（　（ｒ）））Ｅｒ（　（己五４））一（　，ｒ）ＥＵＡ，同理有：　・ｒ（（Ｊ（“），Ｉ（ｓ））Ｅｊ（ｕｓｅｒ））一（“Ｅｕｓｅｒ（ｓ））；　・ｆ（（Ｊ（　），ｊｒ（，．））ＥＪ（ｒｏｌｅｓ））一（ｒ∈ｒｏｌｅｓ（ｓ））；　・ｒ（（Ｉ（ｓ），Ｊ（　））Ｅ　Ｉ（ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ））＝（　Ｅ　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ　（ｓ））。　（ｃ）定义ｒ一为：给定ＲＢＡＣ状态Ｓ和ＫＢ的模型Ｍ一　（△，Ｄ，有：　・ｒ一（“）一Ｊ（“）对每个ｕＥＵ；　・ｒ一（ｒ）一Ｊ（ｒ）对每个ｒＥＲ；　・ｒ一（户）一，（ｐ）对每个ｐＥＰ；　・ｒ－（ｓ）一ｆ（ｓ）对每个ｓＥＳ；　且　・ｒ一（Ｕ）一　（Ｕ）；　・ｒ一（Ｒ）一Ｊ（Ｒ）；　・ｒ一（Ｐ）一Ｊ（Ｐ）；　・ｒ一（Ｓ）一，（Ｓ）；　・ｒ（ＵＡ）一Ｉ（ＵＡ）；　・ｒ一（ＰＡ）一Ｉ（ＰＡ）；　・ｒ一（ｕｓｅｒ）一Ｉ（ｕｓｅｒ）；　・ｒ一（ｒｏｌｅｓ）＝　（ｒｏｌｅｓ）；　・ｒ－（ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ）一Ｉ（ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ）：　且对Ｓ中的任意元素ａ和口，ｒ－还满足如下的关系：　・女Ⅱ果ａＥｆｌ，ｒ一（ａＥｆｉ）一ｒ一（口）Ｅｒ一（　；　这样，对断言０，如果Ｓ｝　，则有　・如果　一（ｕＥＵ），贝０　ｒ－（ｕＥＵ）一（，（“）Ｅｆ（Ｕ））；　・如果　一（ｒＥＲ），贝０　ｒ一（ｒ∈Ｒ）一（Ｉ（ｒ）Ｅ　Ｊ（Ｒ））；　・如果　一（ｐＥＰ），则ｒ一（夕∈Ｐ）一（ｊ（　）ＥＩ（Ｐ））；　・如果　一（ｓＥＳ），贝０　ｒ一（ｓ∈Ｓ）一（ｊ（ｓ）ＥＩ（Ｓ））；　・血口果　一（“Ｅｕｓｅｒ（ｓ）），贝０　ｒ＿（“Ｅｕｓｅｒ（ｓ））一（（Ｊ（“），Ｉ　（　））ＥＩ（ｕｓｅｒ））；　・女日果　一（ｒＥｒｏｌｅｓ（ｓ）），贝０　ｒ一（ｒＥｒｏｌｅｓ（ｓ））＝（（Ｉ（５），Ｉ　（ｒ））Ｅ　Ｊ（ｒｏｌｅｓ））；　・女口果　一（Ｐ　Ｅ　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ）），贝０　ｒ一（ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ，　））一（（ｆ（ｓ），Ｊ（　））ＥＩ（ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ））；　・如果　一７０ｌ，则ｒ～（一　）：一ｒ（０１）；　・如果０＝０１一　，则ｒ一（　１一　）＝ｒ一（　）一ｒ一（　）。　其中ｕ，ｒ，Ｐ和ｓ为ＫＢ中的个体，Ｕ，Ｐ，Ｓ和Ｒ为概念，ｕｓｅｒ，　ｒｏｌｅｓ和ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ为ＫＢ中的角色。　命题２　ｒ一一Ｉ。ｒ，即对任意ＲＢＡＣ状态Ｓ，有　ｒ一（Ｓ）一　（ｄ（Ｓ））　证明：对任意ＲＢＡＣ状态Ｓ－－－（　，Ｒ，Ｓ，Ｐ，　，ＰＡ，兄　，　ｕｓｅｒ，ｒｏｌｅｓ，ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ，ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ），有，对每个ｕ　Ｅ　Ｕ，ｕＥＬ，ｒ一（“）一ｊ（“）且　（“）一“，可得ｒ－（　）一Ｈａ（ｕ））；　类似地，有ｒ～（ｒ）一Ｈａ（ｒ）），ｒ一（ｓ）一Ｈａ（ｓ）），ｒ一（　）一Ｉ　（　（　）），ｒ一（Ｕ）一ｊ（　（Ｕ）），ｒ一（Ｓ）一Ｉ（　（Ｓ）），ｒ－（Ｒ）一Ｉ（ｄ　（Ｒ）），ｒ一（Ｐ）一Ｊ（ｄ（Ｐ）），ｒ一（ＵｒＡ）一Ｊ（　（ＵＡ）），ｒ一（ＰＡ）一Ｉ（ａ　・３４・　同理可证：　・如果　一（ｒＥＲ），则ｒ一（ｒ∈Ｒ）一Ｉ（ａ（ｒＥＲ））；　・如果　一（　ＥＳ），则　（　∈Ｓ）一Ｉ（ａ（ｓ∈Ｓ））；　・如果　一（ＰＥＰ），则ｒ一（ＰＣＰ）一Ｉ（ａ（ｐＥＰ））；　・女口果　一（“Ｅｕｓｅｒ（ｓ）），贝０　ｒ一（ｕＥｕｓｅｒ（ｓ））一Ｉ（ａ（ｕ∈　ｕｓｅｒ（ｓ）））；　・女口果　一（ｒＥｒｏｌｅｓ（ｓ）），贝０　ｒ一（ｒＥ　ｒｏｌｅｓ（ｓ））一Ｊ（　（ｒＥ　ｒｏｌｅｓ（ｓ）））；　・如果　一（　Ｅｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ）），贝０　ｒ－（ｐＣｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ　（ｓ））一　（　（ＰＥ　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ）））；　・如果　一一　，且ｒ一（　１）一Ｉ（ａ（Ｏ１），则ｒ一（＿７　）一一ｒ一　（０１），对Ｊ（　（一　））一Ｉ（＿－７　（　））＝－７１（　（０１）），则有ｒ一　（一Ｏ１）一ｆ（　（—　Ｏ１））；　・如果　一０１一　，且ｒ－（　）一Ｉ（口（　），ｒ一（　）一Ｉ（　（　），则对ｒ一（０１一Ｏｚ）一ｒ一（０１）一ｒ（ａ２），Ｊ（　（　一　））一Ｉ（ａ　（０１）一　（０２））一Ｉ（ａ（０１））一ｊ（　（０２））一ｒ一（０１）一ｒ一（　）。　这样对Ｓ，ｒ－（Ｓ）一Ｈａ（Ｓ））。证毕。　命题３给定ＤＬＲＢ＾ｃ模型Ｍ＝（△，Ｄ，则ｒ（Ｍ）为ＲＢＡＣ　状态。　根据ｒ的定义，该命题成立。　命题４　给定ＲＢＡＣ的状态Ｓ，则Ｍ—ｒ一（Ｓ）为ＤＬＲ队Ｃ　的模型。　根据命题２和ｒ一的定义，该命题显然成立。　定理１（１）给定模型Ｍ一（△，Ｊ），存在状态Ｓ—ｒ（　，　使得对每个断言　，ＭＥ　当且仅当存在断言　，使得Ｓ＃　；　（２）对任意状态Ｓ，存在模型Ｍ＝ｒ一（Ｓ）使得对任意断言　，Ｓ｝　当且仅当存在断言　，使得Ｍ＃　。　证明：（１）给定模型Ｍ一（Ａ，Ｄ，存在状态Ｓ—ｒ（　使得　对每个断言　，Ｍ｝　表示断言　在Ｍ中是可满足的，Ｓ　Ｅ　表示断言　在Ｓ中成立，则：　（ａ）对ＡＢｏｘ中的断言，如ＵＡ（“，ｒ），Ｍ｝ＵＡ（“，ｒ），则（ｊ　（　），ｊ－（，．））∈Ｊ（　），根据Ｍ的定义，如果　（“）一Ｕ，Ｊ（ｒ）一，．，　Ｊ（ＵＡ）＝ＵＡ，显然（Ｊ（“），Ｉ（ｒ））Ｅｊ（ＵＡ）ｉｆｆ（“，ｒ）ＥｕＡ在Ｓ　中成立，即Ｓ｝（“，ｒ）ＥＵＡ。又根据ｒ的定义，有ｒ（（ｊ（“），Ｉ　（ｒ））ＥＩ（ＵＡ））：（　，ｒ）ＥＵＡ，所以有Ｍ｝ＵＡ（ｕ，ｒ）ｉｆｆ　Ｓ＃　（“，ｒ）∈ＵＡ。同理可证：　Ｍ｝ＰＡ（ｐ，ｒ）ｉｆｆ　Ｓ｝（　，ｒ）∈ＰＡ；　Ｍ＃ｕｓｅｒ（￥，“）ｉｆｆ　Ｓ｝（ｓ，　）∈ｕｓｅｒ；　ＭＥ　ｒｏｌｅｓ（ｓ，ｒ）ｉｆｆ　Ｓ｝（ｓ，ｒ）Ｅｒｏｌｅｓ；　Ｍ＃ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ，　）ｉｆｆ　Ｓ｝（ｓ，ｐ）∈ｐｅｍｒｉｓｓｉｏｎｓ；　ＭＥＲＨ（ｒ　，ｒ）ｉｆｆ　Ｓ　（ｒｔ，ｒ）ＥＲＨ；　Ｍ｝ｍｕｔｕａｌｌｙｅｘｃｌｕｓｉｖｅ（／￣，ｒ）ｉｆｆ　Ｓ｝（　，，－）Ｅ　ｍｕｔｕａｌｌｙ—　ｅｘｃｌｕｓｉｖｅ。　（ｂ）对ＴＢ衄中的断言ｒｏｌｅｓ　（～（ｕｓｅｒ。～ＵＡ））。ＲＨ一　和ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ￣＿～（ｒｏｌｅｓ。～（ＲＨ一。ＰＡ一））。　对断言ｒｏｌｅｓ（ｓ）　｛ｒ：ｊ　ｒ，≥ｒ（（ｕｓｅｒ（ｓ），ｒｔ）ＥＵＡ）｝，则　根据命题１可知：Ｍ｝ｒｏｌｅｓ￣＿（～（ｕｓｅｒ。～ＵＡ））。ＲＨ—ｉｆ　Ｓ｝　还将ＲＢＡＣ中与角色继承有关的ＲＨ继承性、ＵＡ继承性和　ｒｏｌｅｓ（ｓ）　三（ｒ：ｊ　ｒ　≥ｒ（（ｕｓｅｒ（ｓ），ｒ　）∈ＵＡ）｝；　ＰＡ继承性等都定义出来，从而弥补了ＲＢＡＣ模型对这些关　对断言ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（ｓ）＝｛ｐ：Ｖｒｆｆｒｏｌｅｓ（ｓ）　／≤ｒ（（户，／）∈　系只有隐含说明，没有明确表示的缺陷。在表示了ＲＢＡＣ中　ＰＡ）｝，则根据命题１可知：Ｍ｝ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ￣（ｒｏｌｅｓ。～（ＲＨ一。　的关系和约束基础上，还通过定义ＲＢＡＣ状态和ＤＬＲ￣ｃ模型　ＰＡ一））ｉｆｆＳ　ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ（５）一｛Ｐ：Ｖ　ｒ∈ｒｏｌｅｓ（ｓ）　ｒｔ≤　ｒ　之间的转换关系，得出ＤＬＩ　ｃ模型是忠实对应一个ＲＢＡＣ状　（（Ｐ，ｒ　）∈ＰＡ）｝。　态的表示方法，从而为进一步研究ＲＢＡＣ的性质打下基础。　同理可证（２）。这里省略证明过程。证毕。　定理１说明了ＤＬＲ队ｃ可以忠实地表示ＲＢＡＣ中的各种　参考文献　关系。　ｒｌ＿Ｓａｎｄｈｕ　Ｒ，Ｃｏｙｎｅ　Ｅ，Ｆｅｉｎｓｔｅｉｎ　Ｈ，ｅｔ　ａ１．Ｒｏｌｅ－ｂａｓｅｄ　ａｃｃｅｓｓ　ｃｏｎｔｒｏｌ　ｍｏｄｅｌｓ［Ｊ］．ＩＥＥＥ　ｃｏｍｐｕｔｅｒ，１９９６，２９（２）：３８—４７　４相关研究比较　ｒ２］Ｆｅｒｒａｉｏｌｏ　Ｄ，Ｓａｎｄｈｕ　Ｒ，Ｇａｖｒｉｌａ　Ｓ，ｅｔ　ａ１．Ｐｒｏｐｏｓｅｄ　ＮＩＳＴ　ｓｔａｎｄａｒｄ　ｆｏｒ　ｒｏｌｅ－ｂａｓｅｄ　ａｃｃｅｓｓ　ｃｏｎｔｒｏｌ［Ｊ］．ＡＣＭ　Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏｎ　ＩｎｆｏｒｌＴｌａ—　目前已有的用描述逻辑来研究ＲＢＡＣ建模的有Ｚｈａｏ等　ｔｉｏｎ　ａｎｄ　Ｓｙｓｔｅｍ　Ｓｅｃｕｒｉｔｙ，２００１，４（３）：２２４—２７４　提出的表示口　，还有用描述逻辑对ＲＢＡＣ的扩充模型进行的　［３］ＡＮＳＩ　ＩＮＣＩＴＳ　３５９—２００４．Ｒｏｌｅ　Ｂａｓｅｄ　Ａｃｃｅｓｓ　Ｃｏｎｔｒｏｌ［Ｓ］．Ａｍｅｒｉ—　形式化描述［１１，１２］，这些表示在基本ＲＢＡＣ建模方面都有类似　ｃａｎ　Ｎａｔｉｏｎａｌ　Ｓｔａｎｄａｒｄｓ　Ｉｎｓｔｉｔｕｔｅ，２００４　［４］Ｏｓｂｏｍ　Ｓ，Ｓａｎｄｈｕ　Ｒ，Ｍｕｎａｗｅｒ　Ｑ　Ｃｏｎｆｉｇｕｒｉｎｇ　ｒｏｌｅ－ｂａｓｅｄ　ａｃｃｅｓｓ　的表达。　ｃｏｎｔｒｏｌ　ｔｏ　ｅｎｆｏｒｃｅ　ｍａｎｄａｔｏｒｙ　ａｎｄ　ｄｉｓｃｒｅｔｉｏｎａｒｙ　ａｃｃｅｓｓ　ｃｏｎｔｒｏｌ　本文与它们的主要区别如下：　ｐｏｌｉｃｉｅｓ［Ｊ］．ＡＣＭ　Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏｎ　Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　ａｎｄ　Ｓｙｓｔｅｍ　Ｂｅ—　（１）ＤＬＲＨＡｃ和Ｚｈａｏ的ＤＬ方法都包含了ＲＢＡＣ９６模型　ｃｕｒｉｔｙ（ＴＩＳＳＥＣ），２０００，３（２）：８５—１０６　的组件中的Ｕ，Ｒ，Ｐ，Ｓ，ＵＡ，ＰＡ等。由于Ｚｈａｏ的方法中没有　［５］Ｌｉ　Ｎ，Ｂｙｕｎ　Ｊ　Ｗ，Ｂｅｒｔｉｎｏ　Ｅ．Ａ　ｃｒｉｔｉｑｕｅ　ｏｆ　ｔｈｅ　ＡＮｓＩ　ｓｔａｎｄａｒｄ　ｏｎ　对角色层次ＲＨ的表示，直接利用子概念ＲＲ　和ＲＲ　之间的　ｒｏｌｅ－ｂａｓｅｄ　ａｃｃｅｓｓ　ｃｏｎｔｒｏｌ［Ｊ］．ＩＥＥＥ　Ｓｅｃｕｒｉｔｙ　ａｎｄ　Ｐｒｉｖａｃｙ，２００７，５　（６）：４１—４９　包含关系来表示它们实例之间的优势关系。这样做显然存在　［６］Ｆｅｒｒａｉｏｌｏ　Ｄ，Ｋｕｈｎ　Ｒ，Ｓａｎｄｈｕ　Ｒ　ＲＢＡＣ　ｓｔａｎｄａｒｄ　ｒａｔｉｏｎａｌｅ：Ｃｏｍ—　缺陷。首先找不到语义模型来解释这种关系，其次对ＲＢＡｃ　ｍｅｎｔｓ　ｏｎ“Ａ　ｃｒｉｔｉｑｕｅ　ｏｆ　ｔｈｅ　ＡＮＳＩ　ｓｔａｎｄａｒｄ　ｏｎ　ｒｏｌｅ－ｂａｓｅｄ　ａｃｃｅｓｓ　模型中隐含的角色继承无法表示；（２）对于用户和权限的关　ｃｏｎｔｒｏｌ”＿Ｊ］．ＩＥＥＥ　Ｓｅｃｕｒｉｔｙ　ａｎｄ　Ｐｒｉｖａｃｙ，２００７，５（６）：５１—５３　系，在ＲＢＡＣ９６模型中，用户是通过角色的激活来获得权限　［７］ＫｏｃｈＭ，ＭａｎｃｉｎｉＬＶ，Ｐａｒｉｓｉ－ＰｒｅｓｉｃｃｅＦ　Ａｇｒａｐｈ－ｂａｓｅｄｆｏｒｍａｌｉ—　的，如果表示了ｒｏｌｅｓ和ｐｅｒｍｉｓｓｉｏｎｓ，就不需要再用ａｕｔｈｏｒ—　ｓｍ　ｆｏｒ　ＲＢＡＣ［Ｊ］．ＡＣＭ　Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏｎ　Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　ａｎｄ　Ｓｙｓ～　ｔｅｒｎ　Ｓｅｃｕｒｉｔｙ，２００２，５（３）：３３２—３６５　ｉｚｅｄ来表示用户和权限之间的联系，这样Ｚｈａｏ的表示违背了　［８］Ｂａａｄｅｒ　Ｆ，Ｃａｌｖａｎｅｓｅ　Ｄ，ＭｃＧｕｉｎｎｅｓｓ　Ｄ　Ｌ，ｅｔ　ａ１．Ｄｅｓｃｒｉｐｔｉｏｎ　Ｌｏｇｉｃ　ＲＢＡＣ９６的本意。而在ＤＬＲＢＡｃ表示中没有对用户的直接授　Ｈａｎｄｂｏｏｋ［Ｍ］．Ｃａｍｂｒｉｄｇｅ　Ｕｎｉｖｅｒｓｉｔｙ　Ｐｒｅｓｓ，２００２　权，而是用权限激活约束公理（公理１３）来表示角色间接授　［９］Ｂａａｄｅｒ　Ｆ，Ｋｆｉｓｔｅｒｓ　Ｒ，Ｗｏｈｅｒ　Ｆ．Ｅｘｔｅｎｓｉｏｎｓ　ｔｏ　Ｄｅｓｃｒｉｐｔｉｏｎ　Ｌｏｇｉｃｓ　权，这样更忠实于ＲＢＡＣ９６模型的本意。　［Ｍ］．Ｃａｍｂｒｉｄｇｅ　Ｕｎｉｖｅｒｓｉｔｙ　Ｐｒｅｓｓ，２００２：２２６—２６８　［１Ｏ］Ｚｈａｏ　Ｃ，Ｈｅｉｌｉｌｉ　Ｎ，Ｌｉｕ　Ｓ，ｅｔ　ａ１．Ｒｅｐｒｅｓｅｎｔａｔｉｏｎ　ａｎｄ　ｒｅａｓｏｎｉｎｇ　ｏｎ　从以上分析可以看出，本文对基本ＲＢＡＣ模型的形式化　ＲＢＡＣ：ａ　ｄｅｓｃｒｉｐｔｉｏｎ　ｌｏｇｉｃ　ａｐｐｒｏａｃｈ［Ｃ］∥Ｈｕｎｇ　Ｄ　Ｖ，Ｗｉｒｓｉｎｇ　表示体现了ＲＢＡＣ模型的特点，即用户不是直接被授予权　Ｍ，ｅｄＳ．Ｉ（ＴＡｃ２ｏｏ５，Ｉ　Ｎ　３７２２．Ｂｅｒｌｉｎ：Ｓｐｒｉｎｇｅｒ，２００５：３８１—３９３　限，而是通过激活他所在的角色，间接获得该角色所分配的权　［１１］Ｊｉ　Ｇ，Ｔａｎｇ　Ｙ，Ｊｉａｎｇ　Ｙ，ｅｔ　ａ１．Ａ　ｄｅｓｃｒｉｐｔｉｏｎ　ｌｏｇｉｃ　ａｐｐｒｏａｃｈ　ｔｏ　ｒｅ～　限，并且补充了ＲＢＡＣ模型中的继承性定义。　ｐｒｅｓｅｎｔ　ａｎｄ　ｅｘｔｅｎｄ　ＲＢＡＣ　ｍｏｄｅｌ［Ｃ］？，１ｓｔ　Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　Ｓｙｍｐｏ～　结束语根据ＲＢＡＣ的特点，结合基本描述逻辑语言　ｓｌｕｍ　ｏｎ　Ｐｅｒｖａｓｉｖｅ　Ｃｏｍｐｕｔｉｎｇ　ａｎｄ　Ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎｓ．２００６：１５１—１５６　［１２］Ｙｕ　Ｈ，Ｘｉｅ　Ｑ，Ｃｈｅ　Ｈ．Ｄｅｓｃｒｉｐｔｉｏｎ　Ｌｏｇｉｃ　Ｂａｓｅｄ　ｏＣｎｆｌｉｃｔ　Ｄｅｔｅｃｔｉｏｎ　ＡＬＣ及其扩展语言，对基本的ＲＢＡＣ模型进行了形式化描　Ｍｅｔｈｏｄｓ　ｆｏｒ　ＲＢ－ＲＢＡＣ　Ｍｏｄｅｌ［Ｊ］．Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ　Ｊｏｕｒｎａｌ　ｏｆ　Ｃｏｍ－　述。这种描述不但表示出了基本ＲＢＡＣ模型中的各种关系，　ｐｕｔｅｒ　Ｓｃｉｅｎｃｅ　ａｎｄ　Ｎｅｔｗｏｒｋ　Ｓｅｃｕｒｉｔｙ，２００６，６（１Ａ）：１２０－１２５　（上接第２８页）　ｃｕｒｉｔｙ，２００６，９（４）：３９１　４２０　Ｌ３６ｊ　Ｓｅａｍｏｎｓ　Ｋ　Ｅ，Ｗｉｎｓｌｅｔｔ　Ｍ，Ｙｕ　Ｔ，ｅｔ　ａ１．Ｒｅｑｕｉｒｅｍｅｎｔｓ　ｆｏｒ　Ｐｏｌｉｃｙ　［４２］Ｓｕｎ　Ｙ，Ｈａｎ　ｚ，Ｌｉｕ　Ｋ　Ｊ　Ｒ．Ｄｅｆｅｎｓｅ　ｏｆ　Ｔｒｕｓｔ　Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　Ｖｕｌ～　Ｌａｎｇｕａｇｅｓ　ｆｏｒ　Ｔｒｕｓｔ　Ｎｅｇｏｔｉａｔｉｏｎ［ｃ］∥Ｐｒｏｅ．ｏｆ　ｔｈｅ　３ｒｄ　ＩＥＥＥ　ｎｅｒａｂｉｌｉｔｉｅｓ　ｉｎ　Ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｅｄ　Ｎｅｔｗｏｒｋｓ｜Ｊ１．ＩＥＥＥ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ　Ｉｎｔ’１　Ｗｏｒｋｓｈｏｐ　ｏｎ　Ｐｏｌｉｃｉｅｓ　ｆｏｒ　Ｄｉｓｔｒｉｈｕｔｅｄ　Ｓｙｓｔｅｍｓ　ａｎｄ　Ｎｅｔ—　Ｍａｇａｚｉｎｅ，２００８，４６（２）：ｌ１２—１１９　ｗｏｒｋｓ．２００２：６８—７９　［４３］廖振松，金海，李赤松，等．自动信任协商及其发展趋势［Ｊ］．软件　［３７］Ｂｅｒｔｉｎｏ　Ｅ，Ｆｅｒｒａｒｉ　Ｅ，Ｓｑｕｉｅｃｉａｒｉｎｉ　Ａ　Ｃ．Ｔｒｕｓｔ　Ｎｅｇｏｔｉａｔｉｏｎｓ：Ｃｏｎ—　学报，２００６，ｌ７（９）：１９３３—１９４８　ｃｅｐｔｓ，Ｓｙｓｔｅｍｓ　ａｎｄ　Ｌａｎｇｕａｇｅｓ［Ｊ］．Ｃｏｍｐｕｔｉｎｇ　ｉｎ　Ｓｃｉｅｎｃｅ　８Ｌ　Ｅｎ—　　ｌ４４｝Ｌｉｉｍａｔａｉｎｅｎ　Ｓ　Ｕｓａｂｉｌｉｔｙ　ｏｆ　Ｄｅｃｅｎｔｒａｌｉｚｅｄ　Ａｕｔｈｏｒｉｚａｔｉｏｎ　Ｓｙｓ～　ｇｉｎｅｅｒｉｎｇ，２００４，６（４）：２７—３４　ｔｅｎｒｓ　Ａ　ｏＣｍｐａｒａｔｉｖｅ　Ｓｔｕｄｙ［ｃ］∥Ｐｒｏｅ．ｏｆ　ｔｈｅ　３８ｔｈ　Ｈａｗａｉｉ　Ｉｎ～　Ｌ３８Ｊ　Ｈｅｒｚｂｅｒｇ　Ａ，Ｍａｓｓ　Ｙ，Ｍｉｈａｅｌｉ　Ｊ，ｅｔ　ａ１．Ａｃｃｅｓｓ　Ｃｏｎｔｒｏ１　Ｍｅｅｔｓ　ｔｅｒｎａｔｉｏｎａ１　Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ　ｏｎ　Ｓｙｓｔｅｍ　Ｓｃｉｅｎｃｅｓ（ＨｌＣＳＳ’０５）．２００５：　Ｐｕｂｌｉｃ　Ｋｅｙ　Ｉｎｆｒａｓｔｒｕｃｔｕｒｅ，ｏｒ：Ａｓｓｉｇｎｉｎｇ　Ｒｏｌｅｓ　ｔｏ　Ｓｔｒａｎｇｅｒｓ［Ｃ］∥　１８６　１８６ｂ　Ｐｒｏｃ．ｏｆ　ｔｈｅ　２１ｔｈ　ＩＥＥＥ　Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ　ｏｎ　Ｓｅｃｕｒｉｔｙ　ａｎｄ　Ｐｒｉｖａｃｙ　［４５］Ｋｉｎａｔｅｄｅｒ　Ｍ，Ｂａｓｃｈｎｙ　Ｅ，Ｒｏｔｈｅｒｍｅｌ　Ｋ．Ｔｏｗａｒｄｓ　ａ　Ｇｅｎｅｒｉｃ　（ＳＰ’００）．２０００　２－１４　Ｔｒｕｓｔ　Ｍｏｄｅｌ　Ｃｏｍｐａｒｉｓｏｎ　ｏｆ　Ｖａｒｉｏｕｓ　Ｔｒｕｓｔ　Ｕｐｄａｔｅ　Ａｌｇｏｒｉｔｈｍｓ　［３９］Ｖｉｌｊａｎｅｎ　Ｌ．Ｔｏｗａｒｄｓ　ａｎ　Ｏｎｔｏｌｏｇｙ　ｏｆ　Ｔｒｕｓｔ［Ｃ］∥ＬＮＣ￣Ｓ　３５９２．　［Ｃ］∥Ｐｒｏｃ．ｏｆ　ｔｈｅ　ｉＴｒｕｓｔ　２００５．ＬＮＣＳ　３４７７．２００５：１７７—１９２　２００５：ｌ７５—１８４　［４６］Ｆｕｌｌａｍ　Ｋ　Ｋ，Ｓａｂａｔｅｒ－Ｍｉｒ　Ｊ，Ｂａｒｂｅｒ　Ｋ　Ｓ　Ａ　Ｄｅｓｉｇｎ　Ｆｏｕｎｄａｔｉｏｎ　［４Ｏ］Ｌｉ　Ｎ，Ｍｉｔｃｈｅｌｌ　Ｊ　Ｃ　Ｂｅｙｏｎｄ　Ｐｒｏｏｆ－ｏｆ－Ｃｏｍｐｌｉａｎｃｅ：Ｓｅｃｕｒｉｔｙ　Ａｎａｌｙ—　ｆｏｒ　ａ　Ｔｒｕｓｔ—Ｍｏｄｅｌｉｎｇ　Ｅｘｐｅｒｉｍｅｎｔａｌ　Ｔｅｓｔ　Ｂｅｄ［ｃ］∥ＬＮＡＩ　３５７７．　ｓｉｓ　ｉｎ　Ｔｒｕｓｔ　Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ［Ｊ］．Ｊｏｕｒｎａｌ　ｏｆ　ｔｈｅ　ＡＣＭ，２００５，５２（３）：　２００５：９５－１０９　４７４—５１４　ｒ４７］Ｈａｓｓａｎ　Ｊ，Ｓｉｒｉｓｅｎａ　Ｈ，Ｌａｎｄｆｅｌｄｔ珏Ｔｒｕｓｔ—ｂａｓｅｄ　Ｆａｓｔ　Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａ—　［４１］Ｌｉ　Ｎ，Ｔｒｉｐｕｎｉｔａｒａ　Ｍ　Ｖ．Ｓｅｃｕｒｉｔｙ　Ａｎａｌｙｓｉｓ　ｉｎ　Ｒｏｌｅ－ｂａｓｅｄ　Ａｃｃｅｓｓ　ｔｉｏｎ　ｆｏｒ　Ｍｕｌｔｉｏｗｎｅｒ　Ｗｉｒｅｌｅｓｓ　Ｎｅｔｗｏｒｋｓ［Ｊ］．ＩＥＥＥ　Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏＣｎｔｒｏｌ　ｌＪ］．ＡＣＭ　Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏｎ　Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　ａｎｄ　Ｓｙｓｔｅｍ　Ｓｅ—　ｏｎ　Ｍｏｂｉｌｅ　Ｃｏｍｐｕｔｉｎｇ，２００８，７（２）：２４７—２６１　・　３５　・