moaminsharifi/fa-wiki-spell-checker huggingface dataset:
نخستین میکروسوییچ توسط فردی به نام "پیتر مک‌گل" در سال ۱۹۳۲ میلادی در فریپورت، ایلینوی ابداع شد. مک‌گل در آن زمان یکی از کارمندان شرکت باتری‌سازی برگس بود. او در سال ۱۹۳۷ یک شرکت با عنوان میکروسوییچ بنیان نهاد. از آن زمان تا کنون نام تجاری میکروسوییچ برای اشاره به این نوع از سوییچ‌ها رایج شده‌است و شرکت‌های زیاد دیگری هم به تولید آن می‌پردازند.
کاربرد میکروسوییچ‌ها بسیار گسترده و مختلف است، از کاربردهای رایج میکروسوییچ‌ها می‌توان به اینترلاک درهای دستگاه مایکروویو، کلیدهای تشخیص طبقه و ایمنی در آسانسورها، دستگاه‌های سکه‌ای، یا تشخیص جمع‌شدگی کاغذ در دستگاه‌های کپی اشاره کرد. هرچند میکروسوییچ‌هایی وجود دارند که می‌توانند موتورهای کوچک، لامپ‌ها و سیم‌پیچ‌ها را مستقیم قطع و وصل کنند اما معمولاً جریان نامی میکروسوییچ‌ها در حد مدارهای فرمان است.
در رمزنگاری، مدهای کاری رویه‌هایی هستند که استفاده مکرر و امن از رمزگذاری قطعه‌ای تحت یک تک کلید را ممکن می‌سازند. یک رمزنگاری قطعه‌ای به خودی خود تنها رمزگذاری یک تک قطعه داده از طول قطعه رمز را اجازه می‌دهد. وقتیکه یک پیغام با طول متغیر را به سمت هدف ارسال می‌کنیم، داده ابتدا باید به قطعه‌های مجزای رمزگذاری تقسیم شود. معمولا، آخرین قطعه باید با استفاده از طرح افزونگی‌گذاریPadding بسط داده شود تا به اندازه طول قطعه رمزگذاری برسد. یک مد کاری رمزگذاری هر کدام از این قطعه‌ها توضیح می‌دهد، و به‌طور کلی از تصادفی‌سازی استفاده می‌کند که برای انجام کاملاً امن این کار، مبتنی بر یک ارزش ورودی افزوده، که معمولاً بردار اولیه خوانده می‌شود، می‌باشد.
مدهای کاری در درجه اول برای رمزنگاری و احراز هویت تعریف شدند. از نظر تاریخی، مدهای رمزنگاری به‌طور گسترده در رابطه با خصوصیات انتشار خطاهایشان تحت سناریوهای مختلف اطلاح داده مورد مطالعه قرار گرفتند. سپس در رابطه با یکپارچگی داده توسعه پیدا کرد. برخی از مدهای امروزی رمزنگاری و احراز هویت را به صورت کارآمدی ترکیب کرده‌اند که به عنوان مدهای رمزنگاری احراز هویت شدهAuthenticated encryption شناخته می‌شوند.
یک بردار مقداردهی اولیه قطعه‌ای از بیت هاست که در بسیاری از مدها برای تصادفی کردن رمزنگاری استفاده می‌شود که موجب تولید متن‌های رمزشده متمایز، بدون نیاز به فرآیند کند تولید مجدد کلید، می‌شود. حتی اگر همان متن آشکار چندین بار رمز شده باشد. یک بردار مقداردهی اولیهInitialization vector (آی‌وی، IV) نیازمندی‌های امنیتی متفاوتی نسبت به کلید دارد، بنابراین آی‌وی معمولاً نیازی ندارد که مخفی باشد. به هر حال، در بسیاری از موارد، این بسیار اهمیت دارد که یک آی‌وی تحت یک کلید مشابه هرگز مجدداً استفاده نشود. برای CBC و CFB، استفاده کردن مجدد از یک آی‌وی برخی از اطلاعات را در مورد اولین قطعه متن آشکار، و درباره هرگونه پیشوند مشترکی که بین دو پیغام به اشتراک گذاشته می‌شود، نشت می‌دهد. برای OFB و CTR، استفاده مجدد از یک آی‌وی امنیت را به‌طور کامل از بین می‌برد. در مود CBC، هچنین آی‌وی بایستی در زمان رمزگذاری غیرقابل پیش‌بینی باشد؛ به‌طور خاص، عمل (سابقا) رایج استفاده مجدد از آخرین قطعه متن رمزشده پیغام به عنوان آی‌وی برای پیغام جدید ناامن است (به‌طور مثال این متد توسط SSL 2.0 استفاده می‌شد). اگر یک مهاجم پیش از آنکه متن آشکار بعدی را مشخص کند؛ آی‌وی را بداند (یا قطعه قبلی متن رمزشده را)، او می‌تواند حدس خود را درباره متن آشکار برخی از قطعه‌ها که با همان کلید قبلاً رمز شده بودند، امتحان کند (این حمله به نام حمله TLS CBC IV شناخته می‌شود).
به عنوان یک مورد خاص، اگر متن‌های آشکار همیشه به اندازه کافی کوچک باشند که در یک قطعه جا شوند (بدون افزونگی‌گذاری)، آنگاه در برخی از مودها (EBC، CBC، PCBC)، استفاده مجدد از آی‌وی تنها دو متن آشکار یکسان را نشت می‌دهد. این مسئله می‌تواند در مواردی مفید باشد که کسی امید دارد بتواند بدون رمزگشایی یا ذخیره کردن یک درهم ساز به‌طور جداگانه، شباهت را تست کند
یک رمز قطعه‌ای بر روی واحدهایی با اندازه ثابت(معروف به اندازه قطعه) عمل می‌کنند، اما پیغام‌ها در اندازه‌های متفاوتی از راه می‌رسند. بنابراین برخی از مدها (برای مثال ECB و CBC) نیازمند این هستند که قطعه آخر پیش از رمزگذاری افزونگی گذاری شود. چندین افزونگی‌گذاری نشان دهنده پایان کار است. ساده‌ترین روش این است که بایت‌های تهی را به متن آشکار اضافه کنیم تا زمانی‌که طولش مضربی از اندازه قطعه شود، اما باید دقت شود که طول اصلی متن آشکار می‌تواند بدست آید. مانند این است که، به‌طور مثال، اگر متن آشکاری یک رشته به سبک C باشد، شامل هیچ بایت تهی نباشد مگر در انتهای آن. متد اصلی DES قدری پیچیده تر از این است. این متد یک تک بیت به دنبال تعداد کافی بیت صفر برای پر کردن قطعه اضافه می‌کند؛ اگر پیغام در انتهای قطعه تمام شود، یک قطعه افزونگی‌گذاری کامل اضافه خواهد شد. پیچیده ترین‌ها طرح‌های CBC ویژه هستند از جمله سرقت متن رمزشده یا پایان دهی قطعه باقی مانده، که هیچ متن رمزشده اضافی در هزینه برخی از پیچیدگی‌های اضافی ایجاد نمی‌کند. بروس اشنایر و نیلز فرگوسن ۲ امکان را پیشنهاد دادند، هر دو ساده: الحاق یک بایت با ارزش ۱۲۸ (هگزادسیمال ۸۰) به دنبال تعداد کافی بایت‌های صفر که برای پر کردن قطعه آخر مورد نیاز است، یا بسط دادن قطعه آخر با n بایت که ارزش همگی n باشد.
مدهای CFB، OFB و CTR برای کار کردن با پیغام‌هایی که طولشان مضربی از اندازه قطعه نیست، نیازی به تدابیر ویژه‌ای ندارند، زیرا این مدها به وسیله XOR کردن متن آشکار با خروجی قطعه رمز عمل می‌کنند. آخرین قسمت قطعه متن آشکار XOR شده که با اولین چند بایت آخرین قطعه جریان کلیدKeystream، یک قطعه متن رمزشده نهایی را تولید می‌کند که با آخرین قسمت قطعه متن آشکار هم اندازه‌است. این خصوصیت رمزگذاری جریانی آن‌ها را برای برنامه‌های کاربردی ای که مستلزم برابری اندازه داده متن رمزشده رمزگذاری و داده متن آشکار اصلی هستند، و برنامه‌های کاربردی ای که داده را در جایی که اضافه کردن بایت‌های افزونگی ناخوشایند است، به صورت جریانی انتقال می‌دهند، مناسب کرده‌است.
ساده‌ترین مود رمزنگاری مود رمزنامه الکترونیکی (ای‌سی‌بی، ECB) است. پیغام به قطعه‌ها شکسته می‌شود و هر قطعه به‌طور جداگانه رمزگذاری می‌شود.
نقطه ضعف این متد این است که قطعه‌های یکسان متن آشکار به قطعه‌های رمز شده یکسانی تبدیل می‌شوند. ؛ بنابراین، الگوی داده‌ای را به خوبی پنهان نمی‌کند. در برخی موارد، محرمانه بودن پیام‌های مهم را فراهم نمی‌کند. از این رو این متد برای استفاده در پروتکل‌های رمزنگاری به هیج وجه توصیه نمی‌شود.
یک مثال خوب از اینکه کدام ای‌سی‌بی تا چه درجه‌ای الگوری داده‌ای متن آشکار را در متن رمزشده باقی می‌گذارد را می‌توان هنگامی مشاهده کرد که مد ای‌سی‌بی برای رمزگذاری یک عکس بیت مپی استفاده می‌شود که در آن از رنگ‌های مختلفی استفاده شده‌است. در حالیکه هر پیکسل منحصربفرد رمزگذاری می‌شود، کل تصویر به شکل الگویی از پیکسلهای رنگی در تصویر اصلی در نسخه رمزگذاری شده قابل تشخیص باقی می‌مانند.
مد ای‌سی‌بی همچنین می‌تواند پروتکل‌هایی بدون حفظ صحت را فراهم کند که بیشتر به حمله تکرار حساس هستند، چراکه هر قطعه دقیقا به طریق یکسانی رمزگشایی می‌شود. به‌طور مثال، بازی ویدئویی آنلاین «دنیای فانتزی ستاره: انفجار آبی» از بلوفیش در مد ای‌سی‌بی استفاده می‌کند. پیش از آنکه کلید جابجا شود سیستم به روش‌های بسیار ساده‌ای شکسته شده بود، متقلبان بسته پیغام رمزشده «غول کشته شد» را، هرکدام به صورت یک قطعه رمزشده بلوفیش، برای بدست آوردن سریع و غیرمشروع امتیاز مرتبا تکرار می‌کردند.
IBM مد عمل زنجیره رمز-قطعه (CBC) را در سال ۱۹۷۶ اختراع کرد. در مد CBC، هر قطعه از متن آشکار را با قطعه رمزشده مقدم که قبلاً رمز شده‌است XOR می‌کند. به این صورت، هر قطعه رمزشده به تمام قطعات متن آشکاری که تا آن نقطه تولید شده‌اند وابسته‌است. برای منحصربفرد کردن هر پیغام، یک بردار اولیه باید در قطعه اول استفاده شود.
اگر قطعه اول اندیس ۱ داشته باشد، فرمول ریاضی رمزگذاری CBC این گونه‌است:
در حالیکه فرمول ریاضی برای رمزگشایی CBC این گونه‌است:
CBC متداول‌ترین مد عملی است که استفاده می‌شود. بزرگ‌ترین مشکلاتش این است که رمزگذاری ترتیبی است (به عنوان مثال نمی‌تواند موازی انجام شود)، و این که پیغام باید به مضربی از اندازه قطعه رمزشده افزونگی شود. راهی برای مواجه با مسئله آخری پیش می‌گیرند استفاده از روشی با نام سرقت متن رمزشدهCiphertext stealing شناخته می‌شود. توجه داشته باشید که تغییر تنها یک بیت در متن آشکار یا بردار اولیه بر روی تمام قطعه‌های متن رمزشده بعدی تأثیر می‌گذارد.
رمزگشایی با بردار اولیه نادرست اولین قطعه متن آشکار را خراب می‌کند اما قطعه‌های بعدی متن آشکار صحیح خواهند بود. این به این خاطر است که یک قطعه متن آشکار می‌تواند توسط دو قطعه مجاور متن رمزشده بازیابی شود. در نتیجه، رمزگشایی می‌تواند موازی انجام شود. توجه داشته باشید که تغییر تنها یک بیت از متن رمزشده موجب خراب شدن تمام قطعات مربوط به متن آشکار شود، و بیت مربوط به قطعه بعدی متن آشکار را معکوس می‌کند اما باقی قطعه‌های دست نخورده باقی می‌مانند.
مد انتشار زنجیره رمز-قطعه یا زنجیره رمز-قطعه متن آشکار طراحی شد تا موجب تغییرات کوچکی در متن رمزشده برای انتشار نامحدود در هنگام رمزگشایی، همچنین در هنگام رمزگذاری شود.
الگوریتم رمزگذاری و رمزگشایی در ادامه آمده‌است:
مهم‌ترین پروتکل‌هایی که PCBC در آن استفاده می‌شود نسخه ۴ پروتکل Kerberos و پروتکل WASTE است اما در موارد دیگر چندان رایج نیست. در پیغامی که با مد PCBC رمزگذاری شود، اگر دو قطعه متن رمزشده مجاور تغییر کنند، بر روی رمزگشایی سایر قطعه تأثیری نخواهد داشت. به همین دلیل از PCBC در نسخه ۵ پروتکل Kerberos استفاده نشده‌است.
مد بازخورد رمز (CFB) بسیار شبیه CBC است، یک قطعه رمزگذاری را به یک رمزگذاری جریانیStream cipher خود-همگام‌ساز تبدیل می‌کند. عملگر نیز بسیار شبیه‌است، در واقع رمزگذاری CFB را به عنوان رمزگذاری CBC برعکس می‌شناسد:
در بالا ساده‌ترین روش استفاده از CFB توضیح داده شد که مانند دیگر مدهای رمزنگاری مانند CBC شامل خود-همگام‌سازی نیست. اگر کل یک قطعه از متن رمزشده گم شود هم CBC و هم CFB می‌توانند همگام شوند، اما اگر تنها یک بایت یا بیت گم شود دائما رمزگشایی را دور می‌اندازد! برای اینکه با گم شدن تنها یک بایت یا بیت قادر به همگام‌سازی باشد، یک تک بایت یا بیت باید در یک زمان رمزگذاری شوند. CFB هنگامی می‌تواند به این شکل استفاده شود که با یک ثبات چرخشیShift register به عنوان ورودی برای قطعه رمز ترکیب شود.
لوسیفر نام شیطان پیش از رانده‌شدن از بهشت بود. ولی در معانی زیر نیز کاربر دارد:
یک دیواره آتش لایه کاربرد شکلی از دیواره آتش (فایروال) است که ورودی خروجی یا دسترس پذیری از، به یا به وسیله یک برنامه کاربردی یا سرویس را کنترل می‌نماید. فایروال(دیواره آتش)؛ از طریق نظارت و مسدود نمودن بالقوهٔ ورودی و خروجی یا فراخوانی‌های سیستم خدمات که سیاست پیکربندی فایروال را برآورده نمی‌کنند(از آنها تبعیت نمی‌کنند)، عمل می‌نماید.
فایروال نرم‌افزاری معمولاً به منظور کنترل کلیهٔ ترافیک (ارتباطات) شبکه‌ای بر روی لایهٔ OSI تا لایهٔ کاربردی ساخته می‌شود و بر خلاف یک فایروال شبکه‌ای حالتمند (stateful) که بدون داشتن نرم‌افزار قادر به کنترل ترافیک شبکه در خصوص یک برنامه یا یک نرم‌افزار خاص نیست، می‌تواند برنامه‌های کاربردی و سرویس‌ها را به‌طور خاص کنترل نماید. دو دستهٔ اصلی فایروال‌های نرم‌افزاری عبارتند از
یک فایروال لایهٔ نرم‌افزاری مبتنی بر شبکه یک فایروال شبکه کامپیوتری است که در لایهٔ کاربردی یک پشتهٔ پروتکل عمل می‌کند؛ و هم چنین به عنوان یک فایروال مبتنی بر بر پروکسی یا فایروال پروکسی معکوس شناخته می‌شود. فایروال‌های کاربردی مختص به یک نوع خاص از ترافیک شبکه ممکن است بر اساس عنوان آن سرویس نام‌گذاری گردند. این فایروال‌ها می‌توانند از طریق یک نرم‌افزار در حال اجرا بر روی یک میزبان یا قطعهٔ مستقل سخت افزارشبکه پیاده‌سازی گردند.
همچنین قادر به برداشتن رمزگذاری از سرویس دهنده‌ها، مسدود نمودن ورودی/خروجی برنامهٔ کاربردی از نفوذهای شناسایی شده یا ارتباطات ناهنجار، مدیریت یا بهبود احراز هویت یا مسدود نمودن محتواهای مغایر با سیاست‌ها هستند.
ژان اسپافورد از دانشگاه پوردو، بیل چشیک از آزمایشگاه‌های AT&T و مارکوس رافورم، نسل سومی از فایروال‌ها که با عنوان فایروال‌های لایه کاربردی شناخته می‌شوند را توصیف نمودند. کار مارکوس رافررم در زمینهٔ تکنولوژی منجر به تولید اولین محصول تجاری گردید. این محصول توسط DES و با نام DES SEAL به بازار عرضه شود.TIS تحت یک قراردا گسترده‌ترDARPA، گیت کیت (ابزار) فایروال(FWTK) را بسط کرده و آن را در اوا اکتبر ۱۹۹۳تحت لیسانس به‌طور رایگان در دسترس قرار داد. اهداف انتشار رایگان FWTK نه استفادهٔ تجاری بلکه محقق ساختن سه مورد زیر است:
فایروال‌های کاربدری مبتنی بر میزبان(host):یک فایروال کاربردی مبتنی بر میزبان قابلیت نظارت و کنترل بر هر گونه ورودی و خروجی برنامه‌های یا فراخوانی‌های سیستم خدمات از، یا توسط یک برنامهٔ کاربردی را داراست. این عمل به وسیله بررسی اطلاعات عبوری از طریق فراخوانی‌های سیتم، در عوض یک پشتهٔ شبکه‌ای ویا علاوه بر آن صورت می‌پذیرد. فایروال‌های کاربردی از طریق تعیین ضرورت قبول هرگونه اتصال داده شده به وسیلهٔ یک فرایند عمل می‌کنند. عملکرد فایروال‌های کاربردی بیشتر شبیه به یک غفیلتر بستهٔ اطلاعاتی می‌باشد. اما فیلترهای کاربردی به جای اعمال اتصالات فیلترینگ بر یک مبنای فرایندی، قوانین فیلترینگ (اجازه/انسداد) را بر یک مبنای پورتی اعمال می‌نمایند. به‌طور کلی نشانه‌های ورودی به منظور تعریف قوانین برای فرایندهایی که هنوز اتصالی دریافت نکرده‌اند به کار گرفته می‌شوند. به ندرت می‌توان فایروال‌های برنامه‌های کاربردی‌ترکیب نشده با یک فیلتر بسته‌ای را یافت. فایروال‌های برنامه‌های کاربردی علاوه بر این اتصالات را از طریق بررسی ID ی فرایند بسته‌های اطلاعاتی در مقابل یک مجموعهٔ قوانین برای فرایند موضعی درگیر در انتقال اطلاعات، فیلتر می‌نمایند. با توجه به تنوع نرم‌افزارهای موجود، فایروال‌های کاربردی تنها مجموعه قوانین پیچیده تری برلی سرویس‌های استانداردی از قبیل سرویس‌های اشتراک داراست. این مجموعهٔ قوانین هر فرایند تأثیر فیلترینگ هر بستگی متحمل که ممکن است با سایر فرایندها رخ دهد را محدود ساخته و هم چنین قابلیت پشتیبانی در برابر تغییر و اصلاح فرایند از طریق سو استفاده‌هایی نظیر سوءاستفاده از فساد حافظه را ندارند. به دلیل وجود همین محدودیت هاست که فایروال‌های نرم‌افزاری کم‌کم جای خود را به نسل جدیدی از فایروال‌ها که برای پشتیبانی از سرویس‌های آسیب‌پذیر بر کنترل دسترسی اجباری مک (ابهام‌زدایی) تکیه دارند.
به منظور نمایش بهتر این مفهوم، برخی نمونه‌های فایروال کاربردی ویژه در این بخش برشمرده شده‌است.
فایروال‌های کاربردی مختلفی در حال حاضر در دسترسند که هم دربرگیرندهٔ نرم‌افزارهای رایگان و منبع باز و هم محصولات تجاری هستند.
سیستم عامل فوق شامل پیاده‌سازی چارچوب TRUSTED BSD MAC است که از FREE BSD گرفته شده‌است. همان‌طور که APP ARMOR برای هدفی مشابه در برخی توزیعات لینوکس مورد استفاده قرار گرفته‌است. فایروال‌های کاربردی قرار گرفته در تنظیمات سیستم عامل اواس ده، پس از نسخهٔ لئوپارد قابلیت این نوع فایروال را تا میزان محدودی از طریق به‌کارگیری برنامه‌های امضاکننده کد CODE SIGNING افزوده شده به فهرست فایروال را فراهم می‌کند. در اکثر بخش‌ها این فایروال کاربردی تنها به مدیریت اتصالات شبکه می‌پردازد به این شکل که با انجام بررسی‌هایی از هدایت شدن اتصالات ورودی به سمت یکی از برنامه‌های موجود در فهرست فایروال و تبعیت آن‌ها از قانون (اجازه/انسداد) تعیین شده برای آن برنامه‌ها اطمینان حاصل می‌کند.
موارد زیر نشان دهندهٔ فهرستی از بسته‌های نرم افزلری امنیتی برای لینوکس هستد که اجازهٔ فیلتر کردن برنامه به برقراری ارتباط سیتم عامل احتمالاً بر یک مبنای کاربردی را می‌دهند.
این دستگاه‌ها به عنوان لوازم سخت‌افزار شبکه به فروش می‌رسند
فایروال‌های کاربردی تخصصی یک مجموعهٔ سرشار از امکانات و ویژگی‌ها را در جهت پشتیبانی و کنترل یک برنامه یا نرم‌افزار خاص ارائه می‌کنند. اکثر فایروال‌های کاربردی تخصصی لوازم شبکه مربوط به نرم‌افزارهای وب هستند.
حملات هکری بزرگ مقیاس به سرویس دهندگان وب مانند سوءاستفاده PHF CGI سال ۱۹۹۶ منجر به تحقیق و بررسی در زمینه مدل‌های امنیتی برا حمایت از برنامه‌های تحت وب گردید.
این مسئله سرآغاز خانواده تکنولوژی فاروال برنامه تحت وب WAF نام برده می‌شود.
در سال ۲۰۰۴ فروشندگان امنیت و مدیریت گستردهٔ ترافیک عمدتاً در فضای لایهٔ شبکه از طریق یک جنبش ترکیب و ادغام ‚ وارد بازار waf شدند.
حرکت کلیدی در این میان ‚ اقدام صورت گرفته توسط fs در جهت دستیابی به سیستم‌های وب ذره بینی و یکپارچه سازی راه حل نرم‌افزاری اخیر ترافیک شیلد traffic schield و سیستم مدیریت ترافیک پیشین بیگ آی پی BIG IP بود.
در همان سال بود که FS به APP SCHIELD دست پیدا کرد و این تکنولوژی را متوقف نمود. تحکیم‌های بیشتر در سال ۲۰۰۶ و با دست یابی PROTEGRITY و خرید سیستم‌های سیتریکس CITRIX از تروس TEROS به وقوع پیوست. تا این زمان بازار WAF تحت سلطه ارائه دهندگان خدمات نیچه NICHE که تمرکز اصلیشان بر روی امنیت لایهٔ کاربردی تحت وب بود‚ قرار داشت. از این نقطه به بعد بازار WAF به شکلی قاطعانه به سمت یکپارچه‌سازی محصولات WAF با تکنولوژی‌های شبکه‌ای گسترده تعادل بارگذاری و سریس دهندگان برنامه‌های کاربردی ‚ فایروال‌های شبکه و غیره هدایت شد و موج سریعی از تغییر علامت تجاری ‚ تغییر نام و تغییر موقعیت WAF آغاز گردید.
فایروال‌های نرم‌افزاری تحت وب توزیع شده که Dwaf نیز نامیده می‌شود. جزئی از فایروال‌ها ی کاربردی تحت وب (WAF) و خانواده تکنولوژی‌های امنیتی برنامه‌های کاربردی تحت وب به‌شمار می‌روند.
فایروال‌های برنامه‌های کاربردی تحت وب مبتنی بر فضای ابر نیز جزئی از فایروال‌های برنامه‌های کاربردی تحت وب (WAF) و خانوادهٔ تکنولوژی امنیتی نرم‌افزارهای تحت وب می‌باشند.
این تکنولوژی از این جهت که وابسته به بسترهای نرم‌افزاری نبوده و نیازمند هیچ گونه تغییر سخت‌افزاری یا نرم‌افزاری در میزبان (host) نمی‌باشد. فناوری منحصربه‌فردی است.
تمامی ارائه دهندگان به جز یک مورد نیازمند یک تغییر pns می‌باشند؛ که در آن کلیهٔ ترافیک وب از طریق waf یعنی جاییکه در آن فرایند بازرسی و خنثی سازی تهدیدات صورت می‌پذیرد‚ هدایت می‌گردد.
Waf مبتنی بر فضای ابر نوعاً هماهنگ متمرکز هستند بدین معنی که اطلاعات ردیابی تهدید در میان تمامی متصرفان سریس به اشتراک گذاشته شده‌است. نتیجهٔ این همکاری بهبود نرخ و سرعت ردیابی می‌باشد.
سایبر شیلد(xyber schield)
تنها waf مبتنی بر فضای ابر است که مستلزم یک تغییر pns نمی‌باد اما در عوض متکی بر یک اسکریپت K4 ای موضعی و ارتباط ثابت با سرویس سراسری در ۵۵ نقطه می‌باشد.
یک waf مبتنی بر فضای ابر را که ویژگی‌های پیشرفته نظیر کنترل سرعت و قواعد دلخواه را به هم آویخته‌است‚ عرضه خواهد کرد که این مسئله قابلیت مقابله با حملات DDOS ولایهٔ ۷را در اختیار آن قرار می‌دهد.
آدمیان کرومانیون مردمانی بودند که در عصر پارینه‌سنگی زبرین در اروپا می‌زیستند."Cro-Magnon." Encyclopædia Britannica. Encyclopaedia Britannica Ultimate Reference Suite. Chicago: Encyclopædia Britannica, 2010. آنها حدود چهل هزار سال پیش - همزمان با پایان عصر یخبندان - از آفریقا به اروپا مهاجرت کردند و با آدمیان نئاندرتال زیستگاه مشترک یافتند.
کرومانیون‌ها در ابزارسازی و فن شکار از هم‌قاره‌ای‌های نئاندرتال خود برتر بودند و مهارت‌های زبانی و فرهنگ پیشرفته‌تری داشتند. گمان می‌رود که مسبب اصلی نابودی نسل نئاندرتال‌ها هم ایشان بوده‌اند.
آدمیان کرومانیون از نظر ظاهر و ریخت بسیار همانند مردم امروز بودند؛ از این رو دانشمندان ترجیح می‌دهند آنها را انسان امروزین اولیه بنامند.
غار یا پناهگاه صخره‌ای کرومانیون – جایی که نخستین سنگواره انسان کرومانیون کشف شد – نزدیک روستای له ایزیه (Les Eyzies) در شهرستان دوردونی فرانسه قرار دارد. در سال ۱۸۶۸ کارگران راه‌آهن در حین کار در منطقه تصادفاً غار و استخوان‌های درون آن را پیدا کردند. خبر این کشف که به دولتمردان رسید، زمین‌شناس جوانی به نام لویی لارته را فرستادند تا محل را بررسی کند.
لارته در انتهای غار استخوان‌های پنج انسان را یافت؛ دو زن، یک مرد و یک نوزاد که به نظر می‌رسید همزمان مرده و با هم دفن شده‌اند. علاوه بر آن خرده‌های استخوان، تزئیناتی برساخته از صدف و دندان حیوانات و ابزارهای سنگی و استخوانی، پراکنده بر کف غار دیده می‌شد.Smithsonian National Museum of Natural History
یکی از جمجمه‌ها به ویژه توجه لارته را برانگیخت؛ جمجمه‌ای تقریباً کامل از آنِ مردی میانسال که به خوبی ویژگی‌های کلی چهره کرومانیون‌ها را نمایان می‌کرد: پیشانی بلند و صاف، چشمخانه‌های کشیده، چانه برآمده و کاسه سر بزرگ و حجیم.efossils: Cro-Magnon 1
وضعیت سنگواره‌های غار از شرایط دشوار زندگی در آن دوران حکایت داشت؛ استخوان صورت مرد میانسال در اثر عفونت قارچی سوراخ شده و در مهره‌های گردنی افراد دیگر عارضه هم‌آمیختگی (fused vertebrae) ناشی از ضربه شدید دیده می‌شود. یکی از زنان نیز دچار شکستگی سر شده و مدتی پس از آن زنده مانده‌است. این‌ها نشان می‌دهد که کرومانیون‌ها از افراد زخمی و آسیب‌دیده گروه خود نگهداری می‌کرده‌اند.
در رمزنگاری، حملهٔ راه‌اندازی سرد یا در مقیاس کوچکتر، حملهٔ راه‌اندازی مجدد صفحه نوعی از جمله کانال یک‌طرفه می‌باشد که در آن شخص حمله‌کننده با دسترسی فیزیکی به یک کامپیوتر قادر به بازیافتن کلید رمز از سیستم عامل در حال اجرا بعد از استفاده از cold report برای راه‌اندازی مجدد ماشین.
این حمله به مقدار پسماند داده‌های DRAM و SRAM برای بازیابی محتوای حافظه‌ای که به صورت قابل خواندن از چند ثانیه تا چند دقیقه پس از قطع منبع انرژی باقی می‌ماند، بستگی دارد.
برای اجرای این حمله، ماشین راه‌اندازی سرد شده‌است، راه‌اندازی سرد، اشاره به وقتی دارد که منبع انرژی به صورت چرخه‌ای بدون این که به کامپیوتر اجازهٔ خاموش شدن کامل را بدهد، قطع و وصل می‌شود، و یا، در صورت امکان، فشار دادن دکمهٔ reset می‌باشد. سپس یک سیستم عامل سبک وزن به صورت بلافاصله بوت می‌شود، (مثلاً از یک فلش)، و محتوای پیش‌راه‌انداز حافظه (pre-boot memory) در یک فایل نسخه بردای می‌شود. به‌طور متناوب، تکه‌های حافظه از سیستم اولیه پاک شده و سریعاً در یک ماشین دیگر که تحت کنترل فرد حمله‌کننده‌است جایگزین می‌شود که این ماشین بعداً برای دسترسی به حافظه بوت خواهد شد. سپس تحلیل‌ها و بررسی‌های بیشتر می‌تواند در اطلاعات نسخه برداری شده از حافظه به منظور پیدا کردن داده‌های حساس مختلف مانند کلیدهای مشمول در آن انجام گیرد (بسیاری از ابزارها هم‌اکنون این کار را به صورت خودکار انجام می‌دهند). ثابت شده‌است که این حمله در مقابل طرح full disk encryption فروشنده‌های مختلف و سیستم عامل‌های گوناگون بسیار مؤثر می‌باشد، حتی وقتی که یک (Trusted Platform Module) TPM رمزپرداز امن مورد استفاده قرار گرفته باشد و این به این دلیل می‌باشد که مشکل اساساً به سخت‌افزار مرتبط می‌باشد (در واقع به یک حافظهٔ ناامن) و نه به یک ایدهٔ نرم‌افزاری. از آن‌جایی که تمرکز تحقیقات اخیر بر روی رمزنگاری دیسک می‌باشد، هر دادهٔ حساسی که در حافظه نگهداری می‌شود در مقابل حمله آسیب‌پذیر می‌باشد.
پنچرهٔ زمانی برای یک حمله می‌تواند به وسیلهٔ خنک‌سازی قطعه‌های حافظه تا چند ساعت هم بسط داده شود. علاوه بر این، همین که یک بیت در حافظه در طول مدت ناپدید شود، می‌تواند بازسازی گردد، همان‌طور هم اگر که آن‌ها در یک طریقهٔ قابل پیش‌بینی ناپدید گردند
در مورد برنامه‌های رمز نگاری دیسک سخت که می‌توانند به منظور اجازه دادن به سیستم عامل برای بوت شدن بدون یک pre-boot PIN شکل گرفته باشد یا کلیدهای سخت‌افزاری موجودند. (برای مثال BitLocker در حالت ساده اش که از TPM بدون PIN با احراز هویت ۲ مرحله‌ای یا کلید USB استفاده می‌کند) در مورد قاب زمانی برای یک حمله هیچ گونه محدودیتی وجود ندارد.
این تنها حمله‌ای نیست که به کلیدهای رمزنگاری اجازهٔ خوانده شدن از از حافظه را می‌دهد، برای مثال، یک DMA attack به حافظهٔ فیزیکی اجازهٔ دسترسی از طریق کانال 1394 DMAرا می‌دهد. در صورتی که این موضوع به صورت یک تهدید خود نمایی کند مایکروسافت تغییراتی را در تنظیمات پیش‌فرض ویندوز برای جلوگیری از این مورد اعمال می‌کند.
بسیاری از سیستم‌های رمزنگاری‌های دیسک سخت، کلیدهای رمزنگاری کش شده در خودشان را به عنوان دیسک‌های رمزنگاری شده‌ای که پیاده‌سازی شده‌اند بازنویسی می‌کنند. بنابر این، اطمینان از این که همهٔ دیسک‌های رمزنگاری شده هنگامی که کامپیوتر در حالتی است که امکان دزدیده شدن وجود دارد، پیاده‌سازی شده‌اند (ایمن اند)، ممکن است این خطر را رفع کند و همچنین نشانگر بهترین حالت آن باشد.
تنظیمات پیش‌فرض بیت لوکر از یک TPM بدون bootPIN یا کلید خارجی استفاده می‌کند. در این تنظیمات، کلید رمزنگاری دیسک، از شفافیت TPM در طول مراحل متوالی بالا آمدن سیستم عامل، بدون هیچ گونه دخالت کاربر؛ بازیابی می‌شود.
در نتیجه حملهٔ راه‌اندازی سرد می‌تواند هنوز در برابر ماشین‌هایی با این پیکربندی اجرا شود، حتی جایی که خاموش باشد و ظاهراً با تنها کلیدش در TPM امن شده باشد، همین که ماشین بتواند قبل از آغاز یک حمله به سادگی روشن شود.
تصدیق هویت ۲ مرحله‌ای، مانند pre-boot PIN و/یا USB قابل پاک شدن شامل یک کلید راه‌اندازی به همراه یک TPM می‌شود، که می‌تواند برای کار پیرامون این آسیب‌پذیری در پیاده‌سازی پیش‌فرض بیت لاکر استفاده شود. در این حالت؛ یک PIN یا کلید راه‌اندازی وقتی که ماشین روشن می‌شود یا وقتی که در حالت هایبرنت کار می‌کند (حالت قطع منبع انرژی) مورد نیاز است. نتیجه چنین خواهد بود که همین که کامپیوتر برای چند دقیقه خاموش شود، داده‌های درون RAM دیگر بدون کلید محرمانه قابل دسترسی نخواهد بود؛ این حمله تنها در صورتی می‌تواند کامل شود که وسیله مادامی که روشن است به دست گرفته شود. هیچ حفاظت اضافه‌ای در طول حالت sleep (حالت کم مصرف انرژی) پیشنهاد نشده‌است؛ بدین صورت که کلید نوعاً در حافظه با رمزنگاری کامل دیسک باقی می‌ماند و لازم به مجدداً وارد کردن آن به هنگامهٔ ادامهٔ کار سیستم نمی‌باشد.
خاموش کردن یک کامپیوتر باعث تعدادی از بسته‌های نرم‌افزاری معروف رمزنگاری برای پیاده‌سازی داده‌های رمز شده و پاک کردن کلیدهای رمزنگاری از حافظه می‌گردد. هنگامی که یک ماشین خاموش می‌شود یا منبع انرژی خود را از دست می‌دهد در حالی که رمزنگاری هنوز پایان نپذیرفته‌است (اتفاقاتی مانند فقدان اتفاقی منبع انرژی) داده‌ها ممکن است از چند ده ثانیه تا چندین دقیقه قابل خواندن باقی بمانند که این مدت زمان به حافظهٔ RAM فیزیکی در ماشین بستگی خواهد داشت. اطمینان از این که کامپیوتر به هنگامهٔ احتمال سرقت خاموش است می‌تواند از مقدار خطرات بکاهد.
برای سیستم‌هایی که از ویژگی‌های خواب زمستانی سیستم (hibernation feature (ACPI state S4),) استفاده می‌کنند، در سیستم رمزنگاری باید هم همهٔ دیسک‌های رمزنگاری شده را به هنگامهٔ ورود به حالت خواب زمستانی پیاده‌سازی شود و هم فایل یا قسمت خواب زمستانی نیاز به رمزنگاری به عنوان قسمتی از سیستم رمزنگاری دیسک خواهد داشت.
در طرف دیگر؛ حالت sleep به صورت کلی ناامن می‌باشد، به دلیل باقی‌ماندن کلید رمزنگاری به صورت آسیب‌پذیر در حافظهٔ کامپیوتر، اجازه دادن به کامپیوتر برای خواندن داده‌های رمزنگاری شده بعد از بیرون آمدن از این حالت یا از ازسرخوانی محتویات حافظه.
پیکر بندی یک سیستم عامل برای خاموش کردن یا هایبرنت شدن در هنگام بلااستفاده ماندن، در عوض استفاده از حالت sleep می‌تواند مقدار خطرات را کاهش دهد.
یک روش کاهش دیگر استفاده از سخت‌افزار و یک سیستم عامل است که هر دو با "TCG Platform Reset Attack Mitigation Specification", مطابقت داشته باشند. یک واکنش صنعتی به این حملهٔ خاص.
این خصوصیات bios را مجبور به بازنویسی حافظه در طول POST در صورت خاموش نشدن کامل و صریح کامپیوتر خواهد کرد.
هر چند این اندازه‌ها هنوز می‌تواند با پاک کردن عناصر حافظه از سیستم و خواندن مجدد آن در یک سیستم دیگر تحت کنترل حمله‌کننده که این اندازه‌ها را حمایت نمی‌کند مورد دستکاری قرار داده شود (همانطوری‌که در صفحهٔ اصلی شرح داده شد)
اگر چه محدود کردن اختیارات ابزارهای بوت در بایوس ممکن است اندکی کم‌تر نسبت بوت کردن یک سیستم عامل دیگر آسان باشد، بسیاری از biosها کاربر را به بوت کردن دستگاه بعد از فشار دادن یک دکمهٔ خاص در طول مدت زمان بوت کردن وامی‌دارند. اختیارات دستگاه بوت محدود از تکه‌های حافظه در مقابل پاک شدن از سیستم و بازخوانی آن بر روی یک سیستم ثانی جلوگیری نخواهند کرد، به علاوه بیشتر چیپ ست‌هایی که به تنظیمات بایوس اجازهٔ reset شدن را به هنگامهٔ در دسترس بودن فیزیکی مین بورد می‌دهند، اجازه تنظیمات بوت پیش‌فرض را برای به حالت اولیه برگرداندن آن می‌دهند، حتی هنگامی که آن‌ها به وسیلهٔ یک پسورد مورد محافظت قرار گرفته باشند.
هسته‌های مرکزی مانند TRESOR (در لینوکس)، ارائه شده در USENIX Security 2011، شالودهٔ سیستم عامل را اصلاح می‌کند، بنابراین ثبات‌های واحد مرکزی پردازش (CPU) یا در مورد لینوکس و TRESORs, x86 debug registers، می‌تواند به جای RAM برای ذخیرهٔ کلید رمزنگاری مورد استفاده قرار گیرد، کلیدهایی که در اینجا ذخیره می‌شوند نمی‌توانند به آسانی از منطقهٔ کاربر قابل خواندن باشند و هنگامی هم که کامپیوتر به هر دلیل ی RESTART شود از بین خواهند رفت.
TRESOR از یک کلید معلق نزدیک به کلید اصلی استفاده می‌کند، و از دسترسی معمولی برای اشکال زدایی ثبات‌ها به وسیلهٔ ptrace برای امنیت ممانعت به عمل می‌آورد. تنها AES واحد مرکزی پردازش را به عنوان یک روال رمزنگاری اضافه، اضافه می‌کند.
توسعه دهندگان سعی در اجرای TRESOR در یک واحد مرکزی پرداش ۶۴ بیتی که از AES-NI پشتیبانی می‌کند دارند، در این صورت هیچ خطای عملکردی ای در مقایسه با پیاده‌سازی عمومی و عادی AES وجود نخواهد داشت، و حتی با وجود نیاز به تجدید محاسبهٔ کلید اندکی سریعتر از رمزنگاری استاندارد می‌باشد.
فهرست سیاه در علم رایانه، یک مکانیزم کنترل دسترسی پایه‌است که به همه اجازهٔ دسترسی می‌دهد، به جز اعضای فهرست سیاه (یعنی فهرست دسترسی‌های منع شده). متضاد آن فهرست سفید است؛ که به معنی اجازه دادن به هیچ‌کس به جز اعضای فهرست سفید است. به عنوان یک نمونهٔ میانه، یک فهرست خاکستری، شامل ورودی‌هایی است که یا به طور موقت بلوک شده‌اند یا به طور موقت مجاز هستند. موارد فهرست خاکستری ممکن است مورد بازبینی قرار بگیرد یا بعداً برای گنجاندن در فهرست سیاه یا فهرست سفید، آزمایش شوند.
یک سازمان ممکن است فهرست سیاهی از نرم‌افزار یا وب‌گاه‌ها را در سیستم رایانه‌ای خود نگه دارد. عناوین موجود در فهرست، ممنوع خواهد بود و هرچیز دیگری مجاز خواهد بود. برای مثال، یک مدرسه ممکن است "Limewire" و "ICQ" را در فهرست سیاه بگذارد؛ دیگر خدمات اینترنت هنوز مجاز خواهند بود.
شرکت‌هایی مانند گوگل، سیمنتک، سوکوری ، فهرست‌های سیاه داخلی از سایت‌هایی که به داشتن بدافزار شناخته شده هستند نگه می‌دارند و قبل از آن‌که کاربر بخواهد کلیک کند، یک هشدار نمایش می‌دهند.
نرم‌افزارهای کنترل محتوا مانند "DansGuardian" و "SquidGuard" ممکن است به منظور مسدود کردن نشانی وب‌هایی که برای محیط کاری یا آموزشی نامناسب هستند، با یک فهرست سیاه کار کنند.
یک فیلتر اسپم ممکن است یک فهرست سیاه از آدرس‌ها نگهداری کند، که مانع رسیدن هر پست الکترونیکی از آن‌ها به مقصد مورد نظرش می‌شود. یک تکنیک معروف برای پیاده‌سازی فهرست‌های سیاه، فهرست سیاه سیستم نام دامنه است.
یک دیوار آتش یا سامانه تشخیص نفوذ نیز ممکن است از یک فهرست سیاه برای آی‌پی‌ها یا شبکه‌های خصمانهٔ شناخته شده استفاده کند. مثالی برای این فهرست می‌تواند پروژهٔ "OpenBL" باشد.
بسیاری از طرح‌های حفاظت از کپی، در فهرست سیاه نرم‌افزارها قرار می‌گیرند.
اعضای سایت‌های حراج آنلاین، ممکن است اعضای دیگر را در فهرست سیاه خود اضافه کنند. این به این معنی است که آن‌ها نمی‌توانند در مورد حراج‌های شما سؤال بپرسند یا پیشنهاد بدهند و همچنین نمی‌توانند نسبت به خرید کالای شما اقدام کنند.
با این وجود، نوع دیگری از فهرست، فهرست زرد است که فهرستی از آدرس‌های آی‌پی کارساز پست الکترونیکی است که اکثر پست‌های الکترونیکی خوب را می‌فرستد، اما برخی اسپم‌ها را نیز ارسال می‌کند. مانند یاهو!، هات‌میل و جی‌میل.
یک کارساز قرارگرفته در فهرست زرد، کارسازی است که نباید هیچ‌وقت در فهرست سیاه قرار بگیرد. ابتدا فهرست زرد چاپ می‌شود و در صورتی که در فهرست زرد قرار داشت، آزمایش‌های فهرست سیاه نادیده گرفته می‌شود.
در "modprobe" موجود در لینوکس، ورودی "blacklist modulename" در یک فایل تنظیمات "modprobe"، نشان می‌دهد که تمام نام‌های مستعار داخلی ماژول خاص، نادیده گرفته می‌شود. حالت‌هایی وجود دارد که دو یا بیشتر ماژول، هر دو از یک وسیلهٔ یکسان پشتیبانی می‌کنند، یا یک ماژول به طور نامعتبر ادعای پشتیبانی از یک وسیله را می‌کند.
مرورگرهای بسیاری دارای توانایی مشورت کردن با فهرست‌های سیاه ضد فیشینگ به منظور هشدار دادن به کاربرانی که به طور ناخواسته مورد هدف بازدید از یک سایت جعلی قرار گرفته‌اند.
بسیاری از برنامه‌های همتا به همتا (P2P) از فهرست‌های سیاهی که دسترسی به سایت‌هایی که متعلق به دارندگان مالکیت معنوی را مسدود می‌کنند، پشتیبانی می‌کنند. یک نمونه، مجموعه فهرست سیاه بلوتک (ماده چسبنده) است.
https://web.archive.org/web/20061007144649/http://www.bluetack.co.uk/forums/index.php?autocom=faq
نرم‌افزارهای ضد فیشینگ متشکل از برنامه‌های رایانه‌ای است که تلاش برای شناسایی فیشینگ موجود در وب سایت و ایمیل است . این است که اغلب با مرورگر وب و برنامه‌های ایمیل به عنوان یک نوار ابزار یکپارچه شده‌است که نام واقعی دامنه وب سایت را نمایش می‌دهد ، در تلاش است از تغییر ظاهر وب سایت‌های جعلی به صورت دیگر وب سایت‌های مشروع جلوگیری کند . ضد فیشینگ همچنین ممکن است به عنوان یک قابلیت ساخته شده در برخی از مرورگرهای وب باشد . همچنین مدیریت رمز عبور می‌تواند برای کمک به دفاع در برابر فیشینگ مورد استفاده قرار گیرد.
مطالعه‌ای توسط ۳Sharp انجام شد که در ۲۷ سپتامبر سال ۲۰۰۶ منتشر شد ، توانایی هشت راه حل ضد فیشینگ برای جلوگیری از ورود به سایت‌های فیشینگ شناخته شده ، هشدار در مورد سایت‌های فیشینگ و اجازه ورود به سایت‌های خوب را آزمایش می‌کرد . این مطالعه ، که توسط مایکروسافت راه اندازی شد و با عنوان "بررسی ابزار ضد فیشینگ را برای ویندوز" مطرح شد ، به این نتیجه رسید که نوار ابزار اینترنت اکسپلورر و Netcraft مؤثرترین ابزار ضد فیشینگ بودند.
در یک مطالعه تازه ، که توسط SmartWare برای موزیلا انجام شده‌است ، منتشر شده در نوامبر ۱۴ ۲۰۰۶، نتیجه گرفت که فیلتر ضد فیشینگ در فایرفاکس از اینترنت اکسپلورر بیش از ۱۰ درصد مؤثرتر بود است . نتایج این مطالعه توسط منتقدان مورد نقد واقع شده‌است.
مدیریت کلید، در واقع مدیریت یک کلیدهای رمزنگاری در یک سیستم رمزنگار می‌باشد و این شامل تولید، مبادله، ذخیره، استفاده، و جانشانی کلیدها می‌شود. این به معنی طراحی پروتکل نفتن، سرور کلید، رویه‌های کاربر، و پروتکل‌های وابستهٔ دیگر می‌باشد.
مدیریت کلید به کلیدهای سطح کاربر مربوط می‌شود، حال چه بین کاربران باشد یا بین سیستم‌ها. این با زمان‌بندی کلیدها در تقابل می‌باشد، زمانبندی کلید نوعاً به کنترل داخلی مواد کلید در عمل رمزکردن اشاره دارد.
یک مدیریت کلید موفق برای امنیت یک سیستم رمز نگار بسیار حیاتی است، در واقع می‌توان گفت که تقریباً سخت‌ترین جنبهٔ
رمز نگاری می‌باشد چرا که شامل سیاست‌های سیستم، آموزش کاربر، سازمان دهی و فعل و انفعالات سازمانی، و هماهنگی بین تمامی این موارد می‌باشد.
سیستم‌های رمز ممکن است از کلیدهای متفاوتی استفاده کنند، در برخی نیز ممکن است از بیشتر از تنها یک کلید استفاده شود که می‌تواند شامل کلیدهای متقارن یا غیر متقارن گردد. در الگوریتم کلید متقارن، کلیدهای یکسان هم برای رمز کردن و هم برای رمزگشایی یک پیغام مورد استفاده قرار می‌گیرد. کلیدها باید با دقت خاصی انتخاب شوند؛ و با امنیت توزیع و ذخیره گردند. کلیدهای نامتقارن، در مقابل، دو کلید مجزا هستند که به صورت یک رابطهٔ ریاضی به یکدیگر مرتبط می‌گردند. آنها نوعاً در ترکیب عطفی برای ارتباط برقرار کردن استفاده می‌گردند.
قبل از هر ارتباط امن، کاربرها می‌بایست جزئییات رمزنگاری را تنظیم کنند، در برخی نمونه‌ها این کار نیاز به جا به جایی کلیدهای همسان دارند (در این مورد خاص از کلید متقارن سیستمی). در سایر نمونه‌ها ممکن است به کلید عمومی که به سایر قمست‌ها متعلق است نیاز داشته باشد. زمانی که کلیدهای عمومی می‌توانند به صورت باز مبادله شوند (کلید خصوصی متناظر آنها به صورت محرمانه باقی خواهد ماند)، کلیدهای متقارن آنها باید از طریق یک کانال ارتباطی امن مبادله شده باشد. قبل از این، جابه جایی چنین کلیدی بسیار پر دردسر بود، و دسترسی به کانالهای امنی مانند diplomatic bag به شدت آسان بود.
انتقال کلیدهای متقارن هر جداکننده‌ای را که سریعاً کلید را می‌شناخت و هردادهٔ رمزنگاری شده را فعال می‌ساخت.
پیشترفت رمزنگاری کلیدهای عمومی در دههٔ ۱۹۷۰ دردسرهای جابه جایی کلیدها را کمتر ساخت. هنگامی که پروتکل جابه جایی Diffie-Hellman در سال ۱۹۷۵ منتشر گردید، ارتباط یک کلید از طریق یک کانال ارتباطی نامطمئن ممکن گردید؛ که به مقدار زیادی خطر لو رفتن کلید در طی یک توزیع را کاهش داد. استفاده از چیزهایی شبیه به یک BOOK CODE برای شامل شدن شاخص‌های کلید به عنوان CLEAR TEXT وابسته به یک پیغام رمزنگاری شده محتمل است. تکنیک‌های رمز نگاری ای که توسط کد Richard Sorge استفاده می‌شد، از این نوع بودند؛ که به صفحه‌ای در راهنمای وابسته ارجاع داشتند، اگر چه در حقیقت این یک کد بود.
کلید رمزنگاری متقارن معمای ارتش آلمان در ابتدا نوع پیچیده‌ای برای استفاده کردن بود. این کلید ترکیبی از زمانبندی کلید توزیع یافتهٔ محرمانه و اجزای کلید بخش ای انتخاب شده توسط کاربر برای هر پیغام بود.
در سیستم‌های مدرن تر، مانند سیستم‌های سازگار OpenPGP، یک کلید بخش ای برای یک الگوریتم کلید متقارن توسط یک الگوریتم کلید نامتقارن به صورت توزیع یافته رمزنگاری می‌شد. این تقریب حتی از ضرورت استفاده از یک پروتکل جابه جایی کلید شبیه به جا به جایی کلید Diffie-Hellman جلوگیری می‌کرد.
یک متد پیچیده‌تر از جابه جایی کلید شامل تجمیع یکی از کلیدها درون دیگری می‌شود، روشن نیست برای حالتی که اگر یک کلیدبتواند با امنیت جابه‌جا شود (کلید تجمیع کننده)، کلید تجمیع شونده احتمالاً، افزایش امنیت داشته باشد.
این تکنیک اصطلاحاً Key Wrap نامیده می‌شود. یک تکنیک رایج که در رمزنگاری Block ciphers و توابع hash استفاده می‌شود.
یک روش مرتبط، و البته پیچیده‌تر، تبادل یک شاه کلید است (که گاهی اوقات کلید ریشه نامیده می‌شود)، و، همان‌طور که نیاز ماست، کلیدهای فرعی مشتق شده، برای هر بخش، از آن کلید، ممکن است. نظر به این که طور خلاطه یک نمای کلی از کلید هیچ سود مشهودی را برای ما در برندارد، برای حالتی که شاه کلید بتواند به صورت امن توزیع شود، ممکن است از کلیدهای کمکی استفاده شود. زمانی که دسترسی متناوب به یک جا به جایی امن داریم، یا زمانی که کلیدها باید به یکدیگر مرتبط باشند (شبیه به کلیدهای سازمانی ای که به کلیدهای تقسیمی گره خورده‌اند و کلیدهای منفرد گره خورده به کلیدهای سازمانی) این تکنیک می‌تواند مفید واقع گردد. هر چند گرده زدن کلیدها به یکدیگر مقدار خسارت وارده را افزایش می‌دهد که این می‌تواند نتیجهٔ یک نقض امنیت باشد همانگونه که حمله کننده‌ها در مورد بیشتر از یک کلید خواهند دانست. این، بی نظمی را برای شخص حمله کننده در مورد هر کلید شامل شده کاهش می‌دهد.
هر چند کلیدها توزیع شده‌اند، اما کلیدها باید به صورت امن برای نگه داشتن ارتباطی امن ذخیره گردند. تکنیک‌های متنوعی در عمل برای چنین کاری وجود دارد، خوشبختانه رایج‌ترین تکنیک، برنامهٔ مدیریت رمزنگاری کلید برای کاربر است و وابسته به یک رمز عبور برای کنترل کلید می‌باشد.
یک مسئلهٔ بزرگ در این رابطه انتخاب طول مناسب کلیدیست که مورد استفاده قرار می‌دهیم، و پس از آن، بسامد جایگزینی آن. به خاطر افزایش دادن تلاش و تقلای شخص حمله کننده، کلیدها باید به‌طور متناوب عوض شوند. این کار همچنین باعت محدود گشتن گم شدن اطلاعات نیز می‌گردد. تعداد پیام‌های رمزنگاری شدهٔ ذخیره شده که به هنگام یافتن کلید قابل خواندن می‌گردند با افزایش دورهٔ تغییر کلید کاهش خواهند یافت. مدت هاست، کلیدهای متقارن برای دوره‌های زمانی طولانی در موقعیت‌هایی که مبادلهٔ کلید بسیار سخت بود یا این که تنها تناوب ممکن بود، استفاده می‌شد. در یک حالت ایده‌آل، کلید متقارن باید با هر پیام یا هر فعل و انفعالی تغییر کند، بنابراین پیام تنها در صورتی قابل خواندن خواهد گشت که کلید را داشته باشد. (e.g. , stolen, cryptanalyzed, or social engineered).
سازمان کلید عمومی یک توع از مدیریت کلید سیستم است که از یک گواهینامهٔ رقمی سلسله مراتبی (hierarchical digital certificates) برای فراهم ساختن احراز هویت و از کلیدهای عمومی برای فراهم سازی رمزنگاری استفاده می‌کند. PKIها در ترافیک www و معمولاً به صورت SSL استفاده می‌شوند.
گروه‌های چندنقشی مدیریت کلید (Multicast Group Key Management) به معنای مدیریت کلیدها در یک گروه ارتباطی می‌باشد. بیشتر گروه‌های ارتباطی از ارتباطات چند نقشی استفاده می‌کنند، زیرا اگر پیامی توسط فرستنده ارسال گردد، همهٔ کاربران آن را دریافت می‌کنند. مشکل اساسی در گروه‌های ارتباطی چند نقشی، امنیت آن است. به منظور بهبود امنیت، کلیدهای متنوعی به کاربران داده می‌شود. کلیدهایی که کاربران می‌توانند با استفاده از آن پیام‌هایشان را رمز کرده و به صورت محرمانه ارسال کنند.
لیست زیر که شامل سیستم‌های مدیریت کلید می‌باشند به صورت تجاری فراهم هستند.
نظریه حالت گذار نظریه ای در سینتیک شیمیایی است که چگونگی انجام یک واکنش شیمیایی بین مواد واکنش دهنده و تولید فرآورده را توصیف می‌کند. در این نظریه مفهومی فرضی به نام حد واسط یا کمپلکس فعال معرفی می‌شود که عبارت است از ماده ای با سطح انرژی بالا که در آن پیوندهای مواد واکنش دهنده در حال سست شدن و پیوندهای مواد فراورده در حال تشکیل است. با استفاده از نمودار مربوط به این تئوری می‌توان مقدار انرژی فعال سازی واکنش، آنتالپی واکنش و نوع واکنش(گرما گیر یا گرماده بودن) را تشخیص داد.
این نظریه توسط احمدزویل شیمیدان مسلمان مصری در سال۱۹۹۹ عنوان شد که به این علت موفق به دریافت جایزه نوبل شیمی گردید. در این نظریه برخی از نارسایی‌های نظریه «برخورد» برطرف شده از جمله اینکه این نظریه افزون برفاز گازی برای فاز محلول نیز قابل استفاده است.
در این نظریه هنگام برخورد واکنش دهنده‌ها مولکول‌ها مدت زمانی کنار هم قرار می‌گیرند در این حالت پیوندهای اولیه سست شده و پیوندهای تازه تشکیل می‌شوند. به حالتی که در آن همزمان پیوند اولیه در حال شکستن و پیوند جدید در حال تشکیل است که به این حالت، حالت گذار یا پیچیده فعال می‌گویند.
پیچیده فعال ذره بسیار ناپایداری است که در حین واکنش نمی‌توان آن را جداسازی و شناسایی کرد.
نخستین بار احمد زویل ادعا کرد ک عمر پیچیده فعال در حدود یک فمتو ثانیه است.
در نظریه گذار سرعت واکنش با انرژی فعالسازی واکنش رابطه عکس دارد.
«مادر ماتیلدا» نام آهنگی از گروه سایکدلیک راک پینک فلوید می‌باشد که در سال ۱۹۶۷ همراه با آلبوم "نی‌زن بر دروازه‌های سپیده‌دم" منتشر شد. این آهنگ توسط گیتاریست/خواننده اصلی گروه، سید برت نوشته شد. در این آهنگ ریچارد رایت و سید برت با هم به خواندن می‌پردازند.
یک رایانه میزبان سنگر ، رایانه‌ای با هدف خاص در شبکه‌ است که مشخصا برای مقاومت در برابر حملات طراحی و پیکربندی شده‌است. این رایانه عموماً تنها یک برنامه کاربردی را میزبانی می‌کند. به عنوان مثال کارگزار پروکسی و تمام سرویس‌های دیگر حذف یا محدود می‌شوند تا تهدیدات به رایانه کاهش یابند. تهدید و حمله به رایانه در این روش اصولاً سخت شده‌است به علت هدف و محل قرار گیریش که خارج دیواره آتش است و معمولاً دسترسی از شبکه‌ها و رایانه‌های نا مطمئن را شامل می‌شود.
این عبارت به‌طور کلی منسوب به Marcus j.ranum در یک مقاله‌است که در مورد دیوارهای آتش بحث می‌کند. در این مقاله او رایانه میزبان سنگر را به صورت زیر تعریف می‌کند:
سیستمی که توسط مسئول دیواره اتش به عنوان یک نقطه بحرانی در امنیت شبکه شناسایی شده‌است. به‌طور کلی رایانه‌های میزبان سنگر درجاتی از توجهات اضافی به امنیت نشان خواهند داشت. ممکن است متحمل بازبینی‌های مکرر شوند و ممکن است نرم‌افزارهای اصلاح شده داشته باشند.
یک رایانه میزبان شبکه رایانه‌ای است که کاملاً در منطقه غیر نظامی معرض حمله قرار دارد (در یرابر حمله بی‌پناه باشد)
سیتم در سمت عمومی محدوده غیرنظامی قرار دارد و بدون حمایت یک دیواره آتش یا یک مسیر یاب فیلترکننده (filtering router)
خیلی از اوقات نقش این سیستم‌ها برای سیستم امنیت شبکه بسیار حساس و حیاتی است به‌طور قطع دیواره‌های آتش و مسیریاب‌ها می‌توانند به عنوان رایانه میزبان سنگر تلقی شوند. به علت در معرض دید قرار گرفتن آن‌ها تلاش زیادی برای طراحی و پیکر بندی رایانه‌های میزبان سنگر باید انجام شود تا شانس نفوذ کمینه شود. سایر انواع رایانه‌های میزبان سنگر شامل:
وب، پست الکترونیکی، DNS و سرورهای FTP می‌شود.
دو نوع پیکربندی شبکه رایج وجود دارد که شامل رایانه میزبان سنگر و گمارش آن می‌شود.
رایانه‌های میزبان شبکه مربوط به میزبان‌های چندگانه در حالیکه یک میزبان دو خانه‌ای که معمولاً شامل یک دیوارهٔ آتش می‌باشد همچنین برای میزبانی از سرویس‌های دیگر نیز استفاده می‌شود.
مثالهایی از سیستمهای رایانه میزبان سنگر:
به این دلیل که رایانه‌های میزبان سنگر در برابر حمله آسب پذیر هستند، بر حسب درجه نیاز به دسترسی به دنیای خارج، برای استفاده مفید از آنها چندین راهکار پیشنهاد می‌شود:
مهاجرت سلول یا کوچ سلول فرآیندی پایه‌ای در رشد و نگهداشت جانداران چندیاخته‌ای می‌باشد.
ساخت بافت در هنگام رویان‌زایی، بازسازی زخم، و واکنش‌های دستگاه ایمنی، همگی نیاز به جنبندگی هماهنگ یاختهها به سمت‌های گوناگون و به سوی جایگاه‌های شناخته‌شده و ویژه‌ای دارند.
کارکرد نادرست این فرایند پیامدهای سخت و ناگواری، مانند عقب‌افتادگی ذهنی، بیماریهای رگی‌قلبی، و غده‌زایی دربرداشته باشد.
دانستن و آگاهی از چگونگی کوچ یاخته‌ها می‌تواند راه به گسترش روش‌های درمانی نوین برای مهار این گونه بیماریها ببرد.
جانداران چندیاخته‌ای، جاندارانی هستند که از بیش از یک یاخته ساخته شده‌اند. در برابر جانداران چندیاخته‌ای، جانداران تک‌یاخته‌ای هستند که دارای یک یاخته می‌باشند.
تنها چند گونهٔ زیستی هستند که تک‌یاخته‌ای هستند و آنها را با چشم (بدون نیاز به میکروسکوپ) می‌توان دید.
دیگر جاندارانی که با چشم دیده می‌شوند که نزدیک به ۲ میلیون گونه می‌باشند، چندیاخته‌ای هستند.
سن دیگو ترالی یا قطار شهری سبک سن دیگو نام سامانه قطار شهری سبک شهرستان سن دیگو در کالیفرنیا است که در سال ۱۹۸۱ میلادی تأسیس گردید.
طول خط این متروی شهری نزدیک ۵۳ مایل بوده که روزانه نزدیک به ۹۱۰۰۰ مسافر جابجا می‌کند. این سیستم مترو ۳ خط و ۵۳ ایستگاه دارد.
جاندار تک‌سلولی، همانطور که از نامش پیداست، جانداریست که تنها یک سلول دارد، برعکسش جانداران چندسلولی‌اند که شامل چندین سلول می‌باشند. جانداران تک‌سلولی در دو دسته بزرگ قرار می گیرند: پروکاریوت‌ها و یوکاریوت‌ها. تمام پروکاریوت‌ها تک سلولی اند و به باکتری‌ها و آرکی‌ها دسته‌بندی می گردند. بسیاری از یوکاریوت‌ها چندسلولی بوده، اما بسیاری دیگر از یوکاریوت‌ها تک سلولی اند همچون: پروتوزوئاها، جلبک‌های تک‌سلولی و قارچ‌های تک‌سلولی. جانداران تک‌سلولی را جزو قدیمی ترین اشکال حیات برشمرده، به گونه‌ای که پروتوسلول‌ها احتمالاً در حدود 3.8 تا 4 میلیارد سال پیش سربرآوردند.
گرچه که برخی از پروکاریوت‌ها در قالب کولونی‌ها زندگی می کنند، سلول‌های تخصصی با عملکردهای متفاوتی ندارند. این جانداران با هم زندگی کرده، و هر سلول باید تمام اعمال حیاتی را انجام دهد تا نجات پیدا کند. در مقایسه، حتی در ساده‌ترین جانداران چند سلولی، سلول‌ها برای ادامه حیات به وجود یکدیگر نیازمندند.
بسیاری از جانداران چندسلولی، در مرحله ای از چرخه حیاتشان دارای حالت تک‌سلولی اند. به عنوان مثال، گامت‌ها سلول‌های تولیدمثلی جانداران چندسلولی اند. به علاوه، به نظر می رسد که چندسلولی بودن، در سیر تاریخ تکاملی، چندین بار به طور مستقل ایجاد شده باشد.
برخی از جانداران همچون "Dictyostelium discoideum"، تک سلولی جزئی هستند. همچنین، جانداران تک سلولی ممکن است چندهسته‌ای باشند، همچون: "Caulerpa"، پلاسمودیوم و میکسوگاستریا.
دمارشی شکلی از حکومت است که دولت در آن، توسط تصمیم گیرندگانی که به‌طور تصادفی گزینش می‌شوند؛ برپا می‌شود. این تصمیم گیرندگان از طریق قرعه کشی از گروه شهروندان زبده و شایسته انتخاب می‌گردد و گاهی به نام هیئت منصفه شهروندان موسوم می‌شوند چرا که به همان شیوه که هیئت منصفه در موارد جنایی تصمیم می‌گیرد، آنها نیز بهمان شکل در سیاستهای عمومی تصمیم‌گیری می‌کنند.
دمارشی، در نظریه، بر برخی مشکلات کارکردی «دموکراسی پارلمانی» که در معرض تحریفات، افراد ذی‌نفع و چنددستگی میان سیاستگذاران (سیاستمداران و لابی گران) و حوزه انتخابیه‌ای ناآگه و نامتشکل فائق گشته‌است. طبق آرای فیلسوف استرالیایی «جان برنهایم» انتخاب تصادفی سیاستگذاران، شرکت معنادار شهروندان را آسان می‌کند و موقعیت را برای برخی افراد ذی‌نفع که در جهت افساد پروسه می‌کوشند سخت‌تر می‌کند.
آرتمیس فاول و گروگانگیری نام اولین اثر از مجموعهٔ آرتمیس فاول است که برای اولین بار در سال ۲۰۰۱ توسط انتشارات Viking Press و بعدها توسط Puffin books و Hyperion books منتشر شد.
ماجرا از اوایل قرن ۲۱ شروع می‌شود و آرتمیس نابغه و تبهکار تنها ۱۲ ساله‌است. ۲ سال پیش پدر او یعنی آرتمیس فاول اول که از غول‌های تجارت ایرلندی و رئیس امپراتوری فاول‌ها بود، خط کشتی‌رانی ای به مورمانسک باز می‌کند، اما در ساحل یخ زده آنجا ناپدید می‌شود. پس این وظیفهٔ آرتمیس فاول دوم است تاآیندهٔ مالی خانواده اش را تأمین کند و او این کار را به شیوهٔ مرموز و نادر خوذش انجام می‌دهد؛ یعنی گرفتن یک لپرکان.
در این حین، سروان هالی شورت از پلیس زیرزمین اجنه، برای مأموریتی به سطح زمین می‌آید (اجنه سال‌ها پیش به زیر زمین پناه بردند تا از شر اذیت و آزار انسان‌ها در امان باشند و تا آن موقع خود را از آن‌ها پنهان کرده بودند). بعد از این مأموریت معلوم می‌شود که هالی سال هاست که جادویش را نقویت نکرده؛ یکی از قدرت‌های اجنه جادو است که به وسیلهٔ آن شفا می‌دهند، با حیوانات حرف می‌زنند و خود را نامریی می‌کنند. فرمانده جولیوس روت، سریع به او اخطار می‌دهد تا جادویش را بازگرداند. و اجنه برای این کار باید بلوطی را در کنار آب روانی و زیر نور ماه دفن کنند. یکی از جادویی‌ترین محل‌های زمین هم در این داستان، ایرلند است.
پس هالی به یکی از محل‌های جادویی می‌رود. آرتمیس هم که بعد از تحقیقات فراوان بالاخره کتاب مقدس اجنه را بدست آورده و از تمامی قوانین آن‌ها اطلاع دارد، چهار ماه‌است انتظار یک جن را می‌کشد و بالاخره سروان شورت را به کمک محافظش باتلر گروگان می‌گیرد. او از اجنه ۱ تن طلای ی ۲۴ عیار می‌خواهد.
یکی از خصوصیات ذاتی اجنه این است که سخت پایبند قوانینند. طبق قوانینشان، هر گاه داراییشان به دست انسانی افتاد، دیگر مطعلق به او است. همچنین اگر بدون اجازه وارد ملک آدم‌ها بشوند، جادویشان را از دست می‌دهند. ولی تکنولوژی آن‌ها سال‌ها از انسان‌ها جلوتر است. اجنه به کانی‌ها بسیار علاقه‌مندند و نمی‌خواهند ۱ تن طلا را به کسی بدهند. پس آن‌ها معامله‌ای با آرتمیس می‌کنند: سروان شورت را پس می‌گیرند و آن یک تن طلا را به پسرک ایرلندی می‌دهند، اما می‌دانند که این طلا تا زمانی مطعلق به اوست که زنده باشد و پس از مرگش دوباره مطعلق به خودششان می‌شود، پس بعد از آمدن هالی، بیوبمبی را به طرف عمارت فاول می‌فرستند که کمترین مدرک و اثر را به جا می‌گذارد و در این زمان آن‌ها از تکنولوزی دیگرشان به نام ایست زمانی استفاده می‌کردند. آرتمیس چند ساعت قبل که هنوز در ایست زمانی بودند، آزمایشی را روی مادرش -آنجلین- انجام داد که خواب بود. او دریافت که در ایست زمانی، هر اتفاق طبیعی ای بیفتدروی وضعیت فیزیکی افراد تأثیری تمی گذارد، مگر این که به صورت غیرطبیعی آن اتفاق بیفتد پس او قبل از حملهٔ بیویمب، خودش، باتلر و خواهر او یعنی ژولیت را به‌طور غیر مصنوعی و با مواد شیمیایی بیهوش کرد، و این‌طور شد که آن‌ها از بیوبمب که عامل کشندهٔ طبیعی ای بود، سالم به دررفتند.
کتاب مصور این جلد در سال ۲۰۰۷ منتشر شد که توسط جیووانی ریگانو طراحی و توسط پائولو لامانا رنگ آمیزی شده‌است.
آرتمیس فاول دوم نابفهٔ تبهکار ۱۲ ساله که برای بدست آوردن ثروت قوانین را زیر پا می‌گذارد، او وارث امپراتوری فاول بوده که ار چندین نسل قبل در راه‌های غیرقانونی قدم گذاشته‌اند. او در ابتدا شخصیتی منفی و خشک داشته و در طول مجموعه و بخاطر تأثیر اجنه و مادرش که برخلاف او و پدرش، زنی نوع دوست است، اخلاقش آنچنان تغییر می‌کند که در آخرین جلد قهرمان اصلی داستان می‌شود.
باتلر محافظ فوق قوی و غول پیکر آرتمیس که بیشتر از محافظ شخصی، نزدیکترین دوست اوست. باتلر به دنبال نقشه‌های موذیانهٔ رییسش به همه جا سفر کرده و یکی از افرادی است که بر روی مثبت شدن آرتمیس تأثیر می‌گذارد.
هالی شورت اولین سروان درجه دار زن پلیس زیرزمین است، او با شفا دادن باتلر، با این که طرف دشمنش بود، نظر آرتمیس را نسبت به جن و پری‌ها تغییر داد.
جولیوس روت فرماندهٔ پلیس زیر زمین و بالادست هالی، شخصیتی پدرانه نسبت به بقیه اجنه مخصوصاً هالی دارد، با وجود این که خیلی جوشی است و سریع عصبانی می‌شود.
فُلی نابفهٔ سنتور و مشاور فنی پلیس زیرزمین است. او مبتلا به بیماری روانی پارانویا است و هالی بهترین دوستش است. به خورهٔ کامپیوتر معروف است و با اختراعات فراوانش از جمله تکنولوژی ایست زمانی، از مهم‌ترین افراد پلیس زیرزمین است.
مالچ دیگامز دورف مبتلا به جنون دزدی و فردی شوخ‌طبع است. او به خاطر دستبرد زیاد از انسانها، جادویش را از دست داده.
آرتمیس فاول و گروگانگیری اولین بار در سال ۱۳۸۲ توسط نشر افق با قطع پالتویی و ترجمهٔ شیدا رنجبر منتشر شد.
آرتمیس فاول و گروگانگیری با نقد و انتقادات مثبت و تحسین جهانی روبرو شد. همان‌طور که نیویورک تایمز، ساندی نیوز، آبزِروِرز و فروشگاه اینترنتی آمازون بسیار از این کتاب تعریف کردند، یو اِس اِی تودِی، با این که در مورد جلدهای بعدی دیدگاه مثبتی داشته، با دید بسیار منفی ای جلد نخست این مجموعه را نامناسب برای نوجوانان دانسته، اما با گذر مجموعه و مثبت شدن شخصیت آرتمیس، از آن به نام کتابی خنده دار، سرشار از فناوری و مناسب برای نوجوانان یاد شد.
در نسخهٔ انتشارات پافین بوکز، در پایین هر صفحه علامت‌هایی است که از نظر فانتزی، زبان اجنه‌است، گرچه خود کالفر هم گفته‌است که این کُدها چیزی جز یک فونت نیست اما باعث پیچیدگی کتاب می‌شود. ترجمه این علامت‌ها -زبان اجنه- در هر جلد متفاوت است و در این کتاب، دربارهٔ شخصیتی به نام اُهم است.
در سال ۲۰۰۷ ایدهٔ ساخت فیلم این جلد و جلد دوم مطرح شد. و تاکنون خبری از ساخت آن به صورت جدی نیست. کالفر به شوخی در یکی از مصاحبه‌هایش گفته‌است که فلیم آرتمیس فاول دو هقته بعد از مرگم بیرون می‌آید.
این فیلم در سال ۲۰۲ منتشر شد.
جعل سامانه نام دامنه یا آلوده‌کردن کش سامانه نام‌دامنه ، یک حملهٔ هک کامپیوتری است که به موجب آن، داده‌هایی که در کش پایگاه دادهٔ یک کارساز سیستم نام دامنه قرار گرفته‌اند، هنگام مسیریابی مجدد یک درخواست برای یک صفحه وب، منجر به بازگرداندن یک آدرس آی‌پی اشتباه شده و ترافیک را به سمت رایانهٔ دیگری (معمولاً متعلق به مهاجم) منحرف می‌کند.
یک کارساز نام دامنه، دامنهٔ اینترنتی قابل خواندن برای انسان (مانند example.com) را به یک آدرس عددی یعنی آی‌پی ترجمه می‌کند تا از آن برای مسیریابی بین کارخواه و کارساز وب استفاده شود.
هنگامی که یک کارساز سیستم نام دامنه، داده‌های غیر موثق دریافت کرده باشد، و آن را برای بهینه‌سازی عملکرد، کش کند، مسموم در نظر گرفته می‌شود که برای کارخواه‌های آن کارساز، داده‌های غیر اصیل تأمین می‌کند. اگر یک کارساز "DNS" مسموم شود، ممکن است یک آدرس آی‌پی نادرست برگردانده و ترافیک را به سمت رایانهٔ دیگری (معمولاً متعلق به مهاجم) منحرف کند.
معمولاً یک کامپیوتر تحت شبکه، از یک کارساز DNS که توسط سازمان رایانهٔ کاربر یا یک شرکت خدمات اینترنتی شرکت خدمات اینترنتی فراهم می‌شود، استفاده می‌کند. کارسازهای DNS به‌طور کلی به منظور بهبود وضوح عملکرد پاسخ و با استفاده از ذخیره کردن نتایج بدست آمده از پرس و جوها، در شبکهٔ یک سازمان مستقر می‌شوند. حملات مسموم کردن روی یک کارساز DNS، می‌توانند کاربرانی که به‌طور مستقیم توسط کارساز مصالحه شده سرویس داده می‌شوند یا به‌طور غیرمستقیم توسط کارساز (های) پایین دست آن، در صورت قابل اجرا بودن، تحت تأثیر قرار بگیرند.