Поиск

Полнотекстовый поиск:
Где искать:
везде
только в названии
только в тексте
Выводить:
описание
слова в тексте
только заголовок

Рекомендуем ознакомиться

'Лекции'
Сложившаяся в конце ХХ века система учета и финансовой отчетности в сфере государственных финансов Российской Федерации была предназна­чена в основно...полностью>>
'Документ'
Материалы для издания предоставили Государственный Русский музей (Санкт-Петербург) Государственная Третьяковская галерея (Москва) Частные коллекционе...полностью>>
'Программа'
10-ой международной научно-практической конференции «Комплексный подход к профилактике, лечению и реабилитации пациентов стоматологического профиля» ...полностью>>
'Документ'
Учитель: Розпочинаємо брейн-ринг «Фізика навколо нас». ( Для проведення цієї гри утворюється дві команди по шість учнів.Ведучий вибирає завдання,оголо...полностью>>

 ii секреты проектирования shell-кода

Главная > Документ
Сохрани ссылку в одной из сетей:

часть II
секреты проектирования shell-кода

предположим, что shell-код наделен сознанием (хотя это и не так). что бы мы ощутили оказавшись на его месте? представьте себе, что вы диверсант-десантник которого выбрасывают куда-то в пустоту. вас окружает враждебная территория и еще темнота. где вы? в каком месте приземлились? рекогносцировка на местности (лат. recognoscere [рассматривать] – разведка с целью получения сведений о расположении противника, его огневых средствах, особенностях местности, где предполагаются боевые действия, и т. п. проводимая командирами или офицерами штаба перед началом боевых действий) и будет вашей первой задачей (а если вас занесет в болото, то и последней тоже)

Картинка 1 ночь, проведенная за монитором

глава 1
проблемы, стоящие перед shell-кодом и пути их преодоления

попытка реализовать собственный shell-код неминуемо натыкает атакующего на многочисленные препятствия и ограничения. одни из которых обходятся путем хитроумных хаков и извращений, с другими же приходится мириться, воспринимая их как неотъемлемую часть жестоких сил природы.

Картинка 2 shell-код, заброшенный на вражескую территорию уязвимого приложения может полагаться только на себя

запрещенные символы

Строковые переполняющиеся буфера (в особенности те, что относятся к консольному вводу и клавиатуре) налагают жесткие ограничения на ассортимент своего содержимого. Самое неприятное ограничение заключается в том, что символ нуля на всем протяжении строки может встречаться лишь однажды и лишь на конце строки (правда, это ограничение не распространяется на UNICODE-строки). Это затрудняет подготовку shell-кода и препятствует выбору произвольных целевых адресов. Код, не использующих нулевых байт, приятно называть Zero-Free кодом и техника его подготовки – настоящая Кама-Сутра.

Искусство затирания адресов. Рассмотрим ситуацию, когда следом за переполняющимся буфером идет уязвимый указатель на вызываемую функцию (или указатель this), а интересующая злоумышленника функция root располагается по адресу 00401000h. Поскольку, только один символ, затирающий указатель, может быть символом нуля, то непосредственная запись требуемого значения невозможна и приходится хитрить.

Начнем с того, что в 32-разрядных операционных системах (к которым, в частности, принадлежит Windows NT и многие клоны UNIX'а) стек, данные и код большинства приложений лежат в узком диапазоне адресов: 00100000h – ~00x00000h, т. е. как минимум один ноль у нас уже есть – и это старший байт адреса. В зависимости от архитектуры процессора он может располагаться как по младшим, так и по старшим адресам. Семейство x86-процессоров держит его в старших адресах, что с точки зрения атакующего, очень даже хорошо, поскольку мы можем навязать уязвимому приложению любой 00XxYyZzh адрес, при условии, что Xx, Yy и Zz не равны нулю.

Будем рассуждать творчески: позарез необходимый нам адрес 00401000h в прямом виде недостижим в принципе. Но, может быть, нас устроит что-нибудь другое? Например, почему бы не начать выполнение функции не с первого байта? Функции с классическим прологом (коих вокруг нас большинство) начинаются с инструкции push ebp, сохраняющей значение регистра EBP в стеке. Если этого не сделать, то при выходе функция непременно грохнется, но… это уже будет неважно (свою миссию функция выполнила и все, что было нужно атакующему она выполнила). Хуже, если паразитный символ нуля встречается в середине адреса или присутствует в нем дважды, например – 00500000h.

В некоторых случаях помогает способ коррекции существующих адресов. Допустим, затираемый указатель содержит адрес 005000FAh. Тогда, для достижения желаемого результата атакующий должен затереть один лишь младший символ адреса, заменив FAh символом нуля.

Как вариант можно попробовать поискать в дизассемблерном листинге команду перехода (вызова) интересующей нас функции, – существует вероятность, что она будет располагаться по "правильным" адресам. При условии, что целевая функция вызывается не однажды, и вызовы следуют из различных мест (а обычно именно так и бывает), вероятность, чтобы хотя бы один из адресов нам "подойдет" весьма велика.

Следует также учитывать, что некоторые функции ввода не вырезают символ перевода каретки из вводимой строки, чем практически полностью обезоруживают атакующих. Непосредственный ввод целевых адресов становится практически невозможным (ну что интересного можно найти по адресу 0AXxYyh?), коррекция существующих адресов хотя и остается возможной, но на практике встретить подходящий указатель крайне маловероятно (фактически мы ограничены лишь одним адресом ??000A, где ?? прежнее значение уязвимого указателя). Единственное, что остается – полностью затереть все 4-байта указателя вместе с двумя последующими за ним байтами. Тогда, мы сможем навязать уязвимому приложению любой FfXxYyZz, где Ff > 00h. Этот регион обычно принадлежит коду операционной системы и драйверам. С ненулевой вероятностью здесь можно найти машинную команду, передающую управление по целевому адресу. В простейшем случае это call адрес/jmp адрес (что достаточно маловероятно), в более общем случае – call регистр/jmp регистр. Обе – двухбайтовые команды (FF Dx и FF Ex соответственно) и в памяти таких последовательностей сотни! Главное, чтобы на момент вызова затертого указателя (а, значит, и на момент передачи управления команде call регистр/jmp регистр) выбранный регистр содержал требуемый целевой адрес.

Штатные функции консольного ввода интерпретируют некоторые символы особым образом (например, символ с кодом 008 удаляет символ, стоящий перед курсором) и они [censored] еще до попадания в уязвимый буфер. Следует быть готовым и к тому, что атакуемая программа контролирует корректность поступающих данных, откидывая все нетекстовые символы или (что еще хуже) приводит их к верхнему/нижнему регистру. Вероятность успешной атаки (если только это не DoS атака) становится исчезающе мала.

Подготовка shell-кода. В тех случаях, когда переполняющийся строковой буфер используется для передачи двоичного shell-кода (например, головы червя), проблема нулевых символов стоит чрезвычайно остро – нулевые символы содержатся как в машинных командах, так и на концах строк, передаваемых системных функциям в качестве основного аргумента (обычно это "cmd.exe" или "/bin/sh").

Для изгнания нулей из операндов машинных инструкций следует прибегнуть к адресной арифметике. Так, например, mov eax,01h (B8 00 00 00 01) эквивалентно xor eax,eax/inc eax (33 C0 40). Последняя записи, кстати, даже короче. Текстовые строки (вместе с завершающим нулем в конце) так же могут быть сформированы непосредственно на вершине стека, например:

00000000: 33C0 xor eax,eax

00000002: 50 push eax

00000003: 682E657865 push 06578652E ;"exe."

00000008: 682E636D64 push 0646D632E ;"dmc."

Листинг 1 размещение строковых аргументов на стеке с динамической генерацией завершающего символа нуля

Как вариант, можно воспользоваться командой xor eax,eax/mov [xxx], eax, вставляющей завершающий нуль в позицию xxx, где xxx адрес конца текстовой строки, вычисленный тем или иным способом (см. "в поисках самого себя").

Более радикальным средством предотвращения появления нулей является шифровка shell-кода, в подавляющем большинстве случаев сводящаяся к тривиальному XOR. Основную трудность представляет поиск подходящего ключа шифрования – ни один шифруемый байт не должен обращаться в символ нуля. Поскольку, x XOR x == 0, для шифрования подойдет любой байтовый ключ, не совпадающий ни с одним байтом shell-кода. Если же в shell-коде присутствует полный набор всех возможных значений от 00h до FFh, следует увеличить длину ключа до слова и двойного слова, выбирая ее так, чтобы ни какой байт накладываемой гаммы не совпадал ни с одним шифруемым байтом. А как построить такую гамму (метод перебора не предлагать)? Да очень просто – подсчитываем частоту каждого из символов shell-кода, отбираем 4 символа, которые встречаются реже всего, выписываем их смещения относительно начала shell-кода в столбик и вычисляем остаток от деления на 4. Вновь записываем полученные значения в столбик, отбирая те, которые в нем не встречаются – это и будут позиции данного байта в ключе. Непонятно? Не волнуйтесь, сейчас все это разберем на конкретном примере.

Допустим, в нашем shell-кода наиболее "низкочастотными" оказались символы 69h, ABh, CCh, DDh встречающиеся в следующих позициях:

символ смещения позиций всех его вхождений

-------------------------------------------

69h 04h, 17h, 21h

ABh 12h, 1Bh, 1Eh, 1Fh, 27h

CCh 01h, 15h, 18h, 1Ch, 24h, 26h

DDh 02h, 03h, 06h, 16h, 19h, 1Ah, 1Dh

Листинг 2 таблица смещений наиболее "низкочастотных" символов, отсчитываемых от начала шифруемого кода

После вычисления остатка от деления на 4 над каждым из смещений, мы получаем следующий ряд значений:

символ остаток от деления смещений позиций на 4

------------------------------------------------

69h 00h, 03h, 00h

ABh 02h, 03h, 02h, 03h, 03h

CCh 01h, 01h, 00h, 00h, 00h, 02h

DDh 02h, 03h, 02h, 02h, 01h, 02h, 01h

Листинг 3 таблица остатков от деления смещений на 4

Мы получили четыре ряда данных, представляющих собой позиции наложения шифруемого символа на гамму, в которой он обращается в нуль, что недопустимо, поэтому нам необходимо выписать все значения, которые не встречаются в каждом ряду данных:

символ подходящие позиции в гамме

----------------------------------

69h 01h, 02h

ABh 00h, 01h

CCh 03h

DDh 00h

Листинг 4 таблица подходящих позиций символов ключа в гамме

Теперь из полученных смещений можно собрать гамму, комбинируя их таким образом, чтобы каждый символ встречался в гамме лишь однажды. Смотрите, символ DDh может встречаться только в позиции 00h, символ CCh – только в позиции 03h, а два остальных символа – в любой из оставшихся позиций. То есть это будет либо DDh ABh 69h ССh, либо DD 69h ABh 69h. Если же гамму подобрать не удается – необходимо увеличить ее длину. Разумеется, выполнять все расчеты вручную совершенно необязательно и эту работу можно переложить на компьютер.

Естественно, перед передачей управления на зашифрованный код он должен быть в обязательном порядке расшифрован. Эта задача возлагается на расшифровщик, к которому предъявляются следующие требования: он должен быть а) по возможности компактным, б) позиционно независимым (т. е. полностью перемещаемым) и в) не содержать в себе символом нуля. В частности, червь Love San поступает так:

.data:0040458B EB 19 jmp short loc_4045A6

.data:0040458B ; здесь мы прыгаем в середину кода,

.data:0040458B ; чтобы потом совершить CALL назад

.data:0040458B; (CALL вперед содержит запрещенные символы нуля)

.data:0040458D

.data:0040458D sub_40458D proc near ; CODE XREF: sub_40458D+19↓p

.data:0040458D

.data:0040458D 5E pop esi ; ESI := 4045ABh

.data:0040458D ; выталкиваем из стека адрес возврата, помещенный туда командой call

.data:0040458D ; это необходимо для определения своего местоположения в памяти

.data:0040458D ;

.data:0040458E 31 C9 xor ecx, ecx

.data:0040458E ; обнуляем регистр ECX

.data:0040458E ;

.data:00404590 81 E9 89 FF FF sub ecx, -77h

.data:00404590 ; увеличиваем ECX на 77h (уменьшаем ECX на –77h)

.data:00404590 ; комбинация xor ecx,ecx/sub ecx, -77h эквивалентна mov ecx,77h

.data:00404590 ; за тем исключением, что ее машинное представление не содержит

.data:00404590 ; в себе нулей

.data:00404596

.data:00404596 loc_404596: ; CODE XREF: sub_40458D+15↓j

.data:00404596 81 36 80 BF 32 xor dword ptr [esi], 9432BF80h

.data:00404596 ; расшифровываем очередной двойное слово специально подобранной гаммой

.data:00404596 ;

.data:0040459C 81 EE FC FF FF sub esi, -4h

.data:0040459C ; увеличиваем ESI на 4h (переходим к следующему двойному слову)

.data:0040459C ;

.data:004045A2 E2 F2 loop loc_404596

.data:004045A2 ; мотаем цикл, пока есть что расшифровывать

.data:004045A2 ;

.data:004045A4 EB 05 jmp short loc_4045AB

.data:004045A4 ; передаем управление расшифрованному shell-коду

.data:004045A4 ;

.data:004045A6 loc_4045A6: ; CODE XREF: .data:0040458B↑j

.data:004045A6 E8 E2 FF FF FF call sub_40458D

.data:004045A6 ; прыгаем назад, забрасывая адрес возврата (а это – адрес следующей

.data:004045A6 ; выполняемой инструкции) на вершину стека, после чего выталкиваем

.data:004045A6 ; его в регистр ESI, что эквивалентно mov esi,eip, но такой машинной

.data:004045A6 ; команды в языке x86 процессоров нет

.data:004045A6 ;

.data:004045AB ; начало расшифрованного текста

Листинг 5 расшифровщик shell-кода, выдранный из вируса Love San

вчера были большие, но по пять…
или размер тоже имеет значение!

По статистике габариты подавляющего большинства переполняющихся буферов составляет 8 байт. Значительно реже переполняются буфера, вмещающие в себя от 16 до 128 (512) байт, а буферов больших размеров в живой природе практически не встречаются.

Закладываясь на худший из возможных вариантов (а в боевой обстановке атакующим приходится действовать именно так!), учитесь выживать даже в жесточайших условиях окружающей среды с минимум пиши, воды и кислорода. В крошечный объем переполняющегося буфера можно вместить очень многое, если подходить ко всякому делу творчески и думать головой.

Первое (и самое простое), что пришло нашим хакерским предкам в голову – это разбить атакующую программу на две неравные части – компактную голову и протяжный хвост. Голова обеспечивает следующие функции: переполнение буфера, захват управления и загрузку хвоста. Голова может нести двоичный код, но может обходиться и без него, осуществляя всю диверсионную деятельность руками уязвимой программы. Действительно, многие программы содержат большое количество служебных функций, дающих полный контроль над системой или, на худой конец, позволяют вывести себя из строя и пойти в управляемый разнос. Искажение одной или нескольких критических ячеек программы, ведет к ее немедленному обрушению и количество искаженных ячеек начинает расти как снежный ком. Через длинную или короткую цепочку причинно-следственных последствий в ключевые ячейки программы попадают значения, необходимые злоумышленнику. Причудливый узор мусорных байт внезапно складывается в законченную комбинацию, замок глухо щелкает и дверцы сейфа медленно раскрываются. Это похоже на шахматную головоломку с постановкой мата в N ходов, причем состояние большинства полей неизвестно, поэтому сложность задачи быстро растет с увеличением глубины N.

Конкретные примеры головоломок привести сложно, т. к. даже простейшие из них занимают несколько страниц убористого текста (в противном же случае листинги выглядят слишком искусственно, а решение лежит буквально на поверхности). Интересующиеся могут обратиться к коду червя Slapper, до сих пор остающимся непревзойденным эквилибристом по глубине атаки и детально проанализированным специалистами копании Symantec, отчет которых можно найти на их же сайте (см. "An Analysis of the Slapper Worm Exploit").

Впрочем, атаки подобного типа скорее относятся к экзотике интеллектуальных развлечений, чем к практическим приемам вторжения в систему и потому чрезвычайно мало распространены. В плане возвращения к средствам традиционной "мануальной терапии", отметим, что если размер переполняющегося буфера равен 8 байтам, отсюда еще не следует, что и длина shell-кода должна быть равна тем же 8 байтам. Ведь это же переполняющийся буфер! Но не стоит бросаться и в другую крайность, надеяться, что предельно допустимая длина shell-кода окажется практически неограниченной. Подавляющее большинство уязвимых приложений содержат несколько уровней проверок корректности пользовательского ввода, которые будучи даже не совсем правильно реализованными, все-таки налагают определенные, под час весьма жесткие, ограничения на атаку.

Если в куцый объем переполняющегося буфера вместить загрузчик никак не удается, атакующий переходит к плану "B", заключающемуся в поиске альтернативных способов передачи shell-кода. Допустим, одно из полей пользовательского пакета данных допускает переполнение, приводящее к захвату управления, но его размер катастрофически мал. Но ведь остальные поля тоже содержаться в оперативной памяти! Так почему бы не использовать их для передачи shell-кода? Переполняющийся буфер, воздействуя на систему тем или иным образом, должен передать управление не на свое начало, а на первый байт shell-кода, если конечно, атакующий знает, относительный или абсолютный адрес последнего в памяти. Поскольку, простейший способ передачи управления на автоматические буфера сводится к инструкции jmp esp, то наиболее выгодно внедрять shell-код в те буфера, которые расположены в непосредственной близости от вершины стека, в противном случае ситуация рискует самопроизвольно выйти из под контроля и для создания надежно работающего shell-кода атакующему придется попотеть. Собственно говоря, shell-код может находится в самых неожиданных местах, например, в хвосте последнего TCP-пакета (в подавляющем большинстве случаев он попадает в адресное пространство уязвимого процесса, причем зачастую располагается по более или менее предсказуемым адресам).

В более сложных случаях shell-код может быть передан отдельным сеансом, – злоумышленник создает несколько подключений к серверу, по одному передается shell-код (без переполнения, но в тех полях, размер которых достаточен для его вмещения), а другому –запрос, вызывающий переполнение и передающий управление на shell-код. Дело в том, что в многопоточных приложениях локальные стеки всех потоков располагаются в едином адресном пространстве процесса и их адреса назначаются не хаотичным, а строго упорядоченным образом. При условии, что между двумя последними подключениями, установленными злоумышленником, к серверу не подключился кто-то еще, "трас-поточное" определение адресов представляет собой хоть и сложную, но вполне разрешимую проблему.

в поисках самого себя

Первой задачей shell-кода является определение своего местоположения в памяти или более строго говоря, текущего значения регистра указателя команд (в, частности, в x86-процессорах это регистр EIP).

Статические буфера, расположенные в секции данных, располагаются по более или менее предсказуемым адресам, легко выявляемых дизассемблированием уязвимого приложения. Однако, они чрезвычайно чувствительны к версии атакуемого приложения и в меньшей степени – к модели операционной системы (различные операционные системы имеют неодинаковый нижний адрес загрузки приложений). Динамические библиотеки в большинстве своем перемещаемы и могут загружаться в память по различным базовым адресам, хотя при статической компоновке, каждый конкретный набор динамических библиотек всегда загружается одним и тем же образом. Автоматические буфера, расположенные в стеке, и динамические буфера, расположенные в куче, размещаются по чрезвычайно трудно предсказуемым или даже совершенно непредсказуемым адресам.

Использование абсолютной адресации (или, говоря другими словами, жесткой привязки к конкретным адресам, вроде mov eax, [406090h]) ставит shell-код в зависимость от окружающей среды и приводит к многочисленным обрушениям уязвимых приложений, в которых буфер оказался не там, где ожидалось. "Из чего только делают современных хакеров, что они даже переполнить буфер, не угробив при этом систему, оказываются не в состоянии?" вздыхает прошлое поколение. Чтобы этого не происходило, shell-код должен быть полностью перемещаемым – т. е. уметь работать в любых, заранее ему неизвестных адресах.

Поставленную задачу можно решить двумя путями – либо использовать только относительную адресацию (что на x86-платформе в общем-то недостижимо), либо самостоятельно определять свой базовый адрес загрузки и вести "летоисчисление" уже от него. И тот, и другой способ рассматриваются ниже, с характерной для хакеров подробностью и обстоятельностью.

Семейство x86-процессоров с относительной адресаций категорически не в ладах и разработка shell-кода для них – это отличная гимнастика для ума и огромное поле для всевозможных извращений. Всего имеется две относительных команды (call и jmp/jx с опкодами E8h и Ebh,E9h/7xh,0F 8xh соответственно) и обе – команды управления. Непосредственное использование регистра EIP в адресных выражениях запрещено.

Использование относительных CALL'ов в 32-разрядном режиме имеет свои трудности. Аргумент команды задается знаковым 4-байтовым целым, отсчитываемым от начала следующей команды и, при вызове нижележащих подпрограмм, в старших разрядах содержащих одни нули. А, поскольку, в строковых буферах символ нуля может встретиться лишь однажды, такой shell-код просто не сможет работать. Если же заменить нули на что-то другое, можно совершить очччень далекий переход, далеко выходящий за пределы выделенного блока памяти.

Чтобы совершить переход по абсолютному адресу (например, вызвать некоторую системную функцию или функцию уязвимой программы) можно воспользоваться конструкцией call регистр/jmp регистр, предварительно загрузив регистр командой mov регистр, непосредственный операнд (от нулевых символов можно избавиться с помощью команд адресной арифметики) или командой call непосредственный операнд с опкодом FF /2, 9A или FF /3 для ближнего, дальнего и перехода по операнду в памяти соответственно.

Относительная адресация данных (в т. ч. и самомодифицирующегося кода) обеспечивается на порядок сложнее. Все, имеющиеся в нашем распоряжении команды, адресуются исключительно относительно регистра-указателя верхушки стека (в x86 процессорах это регистр ESP), что, конечно, довольно привлекательно само по себе, но и таит определенную внутреннею опасность. Положение указателя стека после переполнения в общем случае не определено и наличие необходимого количества стековой памяти не гарантировано. Так что действовать приходится на свой страх и риск.

Стек можно использовать и для подготовки строковых/числовых аргументов системных функций, формируя их командой push и передавая через относительный указатель ESP + X, где X может быть как числом, так и регистром. Аналогичным образом осуществляется и подготовка самомодифицирующегося кода – мы "пушим" код в стек и модифицируем его, отталкиваясь от значения регистра ESP.

Любители же "классической миссионерской" могут пойти другим путем, определяя текущую позицию EIP посредством конструкции call $ + 5/ret, правда в лоб такую последовательность машинных команд в строковой буфер не передать, т. к. 32-раязрдярый аргумент команды call содержат несколько символов нуля. В простейшем случае они изгоняются "заклинаниям" 66 E8 FF FF C0, которое эквивалентно инструкциям call $ 3/inc eax наложенным друг на друга (естественно, это может быть не только EAX и не только inc). Затем лишь остается вытолкнуть содержимое верхушки стека в любой регистр общего назначения, например, EBP или EBX. К сожалению, без использования стека здесь не обойтись и предлагаемый метод требует, чтобы указатель вершины стека смотрел на выделенный регион памяти, доступной на запись. Для перестраховки (если переполняющийся буфер действительно срывает стек на хрен) регистр ESP рекомендуется инициализировать самостоятельно. Это действительно очень просто сделать, ведь многие из регистровых переменных уязвимой программы содержат предсказуемые значения, точнее – используются предсказуемым образом. Так, в Си++ программах ECX наверняка содержит указатель this, а this это не только ценный мех, но и как минимум 4 байта доступной памяти!

В порядке дальнейшего развития этой идеи отметим, что не стоит, право же, игнорировать значения регистров, доставшихся shell-коду в момент начала его выполнения. Многие из них указывают на полезные структуры данных и выделенные регионы памяти, которые мы гарантированно можем использовать, не рискуя нарваться на исключение и прочие неожиданные неприятности. Некоторые регистровые переменные чувствительны к версии уязвимого приложения, некоторые – к версии компилятора и ключам компиляции, так что "гарантированность" эта очень и очень относительна, впрочем, как и все сущее на земле.



Скачать документ

Похожие документы:

  1. Код, Автор, Название, Обложка, Страницы, Год, isbn, Издательство, Место издания, Серия, Аннотация (2)

    Книга
    MK10-17175-sn Виткович В., Ягдфельд Г. Сказки среди бела дня, пер., 160 стр., 2009 год, 978-5-901599-99-0, М, издательство Теревинф; серия Книги для детей и взрослых.
  2. Ii том (рабочие материалы)

    Документ
    Страна Методология – становящаяся страна. Из гессевской страны Касталии мог уйти магистр, и Касталия оставалась. Потому что оставался институт. У методологии института нет – и замысел состоял в том, чтобы его и не было.
  3. Книга, несомненно, полезна и чистым теоретикам и тем, кто на практике имеет дело со средствами массовой информации

    Книга
    Умберто Эко известен в России, прежде всего как автор двух романов: "Имя Розы" и "Маятник Фуко". Специальные работы философа и ученого широкому российскому чи­тателю до последнего времени были недоступны.
  4. Инструменты безопасности с открытым исходным кодом

    Документ
    Когда Том Пауэрс устраивался на работу в качестве системного администратора в энергетическую компанию среднего размера, он знал, что решающим фактором были его навыки в области компьютерной безопасности.
  5. Матеріали ХVII міжнародної науково-практичної конференції удвох частинах Ч. II харків 2009 ббк 73 І 57

    Документ
    Інформаційні технології: наука, техніка, технологія, освіта, здоров’я: Матеріали ХVII міжнародної науково-практичної конференції, Ч.II (20-22 травня 2009 р.

Другие похожие документы..