Книга
← К списку книгЗагрузка разделов…
активнаАктивные записи участвуют в каталоге и синках. Неактивная книга скрыта, но не удалена из базы.
Книга
Техника защиты компакт-дисков от копирования
И МА СТЕР.ПРОГРАММ
Предисловие
Книга "Техника защиты лазерных дисков от копирования" представляет собой практическое руководство по защите лазерных дисков от несанкционированного копирования, ориентированное на самый широкий спектр читательской аудитории: квалифицированных пользователей, прикладных и системных программистов.
Для создания стойкой, дешевой и надежной защиты вовсе не обязательно иметь дорогостоящее спецоборудование или быть экспертом по безопасности. Обыкновенный бытовой рекордер и пара вечеров свободного времени —– вот и все, что для этого надо! Окунитесь в подробное, но вместе с тем увлекательное описание архитектуры лазерных дисков и принципов хранения данных на оптических носителях. Книга, которую вы держите в своих руках, дает исчерпывающее представление о структуре CD и раскрывает множество секретов, известных только профессионалам высочайшего класса (да и то не всем), причем изложение материала представлено ухитряется все это изложить излагая материал в доступной форме без высшей математики и практически без ассемблера. И это —– ее главная уникальность!
ПроПочитав эту книгу вы узнаете: как исказить формат диска так, чтобы он нормально читался (воспроизводился) на подавляющем большинстве приводов CD- ROM, но не копировался бы практически ни одним копировщиком; как привязаться к физической структуре диска так, чтобы копировщики не могли ни воссоздать его, ни сымитировать; какими физико-техническими ограничениями обладают бытовые рекордеры и как использовать это обстоятельство в своих целях.
Вы так же научитесь управлять читающими/пишущими приводами на низком уровне, получив максимально полный контроль над лазерным диском, который только позволяет осуществить данная модель привода. При прочих равных условиях: диск, защищенный на более высокотехнологичном приводе, не может быть скопирован на всех остальных. Книга подробно рассказывает чем отличается один привод от другого и на какие его характеристики следует обращать внимание в первую очередь.
В книге подробно рассматриваются, можно даже сказать, разбираются по "косточкам", практически все существующие на сегодняшний день коммерческие защитные пакеты (StarForce, SecuROM, SafeDisk, Cactus Data Shield, CD-Cops и т. д.) с указанием ошибок, допущенных при их реализации, "благодаря" которым копирование защищенных дисков остается все-таки возможным. Защитные механизмы, предлагаемые автором, учитывают горький опыт всех его последователей и не копируются ни одним из существующих на сегодняшний день копировщиков.
Кстати о копировщиках. Здесь вы найдете подробное описание наиболее популярных на сегодняшний день копировщиков защищенных дисков: Clone CD и /Alcohol 120%, которые по утверждению их создателей "при правильном сочетании читающего и пишущего приводов могут скопировать любую защиту". Автор
убедительно показывает что это не так и демонстрирует ряд защит, которые не копируются ни Clone CD, ни Alcohol 120%'ем.
Наконец, книга рассказывает о том, как самостоятельно создать копировщик защищенных дисков, без которого тиражирование защищаемых вами дисков оказалось бы весьма нетривиальной задачей.
Введение
Актуальность защиты лазерных дисков сегодня как никогда велика. Широкое распространение бытовых рекордеров позволило пользователем тиражировать диски чуть ли не в промышленных масштабах, ну или, по крайней мере, львиную долю дисков не покупать, а взаимствовать у приятелей. В то же время многие shareware- программисты распространяют свои продукты на CD-R дисках по почте, что значительно усложняет задачу хакеров (т. к. если программы нет в открытом доступе, то как ее прикажете ломать?).
В итоге, пользователи интересуются как ломать защищенные диски, а разработчики — как защитить эти диски так, чтобы их не взломали. Данная книга удовлетворяет интересы обоих групп. Она рассказывает о том, как взламываются практически все, существующие на сегодняшний день защитные пакеты, и предлагает ряд новых, принципиально не взламываемых защитных механизмов.
Книга "техника защиты лазерных дисков от копирования" содержит большое количество уникального, ранее нигде не публиковавшегося материала. Она дает читателю исчерпывающее представление о структуре CD и раскрывает множество секретов, известных только профессионалам, причем материал изложен в доступной форме без вышей математике и практически без ассемблера.
Прочитав эту книгу, читатель, научится создавать действительно принципиально некопируемые диски и эта принципиальность будет гарантироваться аппаратными ограничениями современных CD-R/CD-RW рекордеров. Помимо того, читатель узнает как избежать конфликтов с нестандартным оборудованием, из-за которых защита отказывается работать у некоторых пользователей или, что еще хуже, приводит к порче их оборудования.
Книга ориентирована на широкой спектр читательской аудитории. По минимуму — никакой специальной подготовки от читателя и не требуется, он даже может не знать из каких секторов состоит CD-ROM (99% программистов этого, кстати, и не знают). Вся информация, необходимая для осмысленной работы с CD-ROM, изложена непосредственно в самой книге и отсылки к посторонним источникам минимальны. Читатель не обязательно должен уметь программировать, т. к. все необходимые утилиты для анализа/защиты/взлома лазерных дисков уже прилагаются к книге. Наконец, читатель может воспользоваться автоматическими копировщиками, разработанными автором, которые все сделают за него. Так что книгу стоит покупать уже ради одного содержимого прилагаемого к ней CD.
По максимуму — читатель должен знать математику в объеме вузовской программы, уметь держать в руках дизассемблер и свободно говорить на Си и ассемблере. Чтение настоящей книги, конечно, не сделает его богом, но: безграничную власть над лазерными дисками он все-таки получит и сможет вытворять с ними то, что другим и не снилась.
Условные обозначения
Для предотвращения путаницы и одновременно с этим для избежания многословия, в книге вводится ряд условных обозначений, расшифровка которых мы сейчас и займемся.. В частности условные обозначения CD-приводов:
□
NEC
_NEC CD-RW NR-9100A;
firmware version 1.4;
□
ASUS
ASUS CD-S500/A;
firmware version 1.4;
□
TEAC
TEAC CD-W552E;
firmware version 1.09;
□
PHILIPS
PHILIPS CDRW2412A;
firmware version 1.5.
Кроме того представлены следующие обозначения копировщиков:
□ Alcohol 120% — отличный копировщик защищенных дисков, условнобесплатную версию которого можно получить с сайта http://www.alcohol- soft.com/. Автоматически ломает более половины всех существующих типов защит от копирования и позволяет динамически монтировать образы защищенных дисков на виртуальный привод CD-ROM, что очень удобно для экспериментов. К сожалению, монтированию подлежат лишь "правильные" образы, коими большинство образом защищенных дисков отнюдь не являются.
□ CloneCD — хороший копировщик защищенных дисков, условно-бесплатную версию которого можно скачать по следующему адресу: http://www.elby.ch/. С копированием защищенных дисков в полностью автоматическом режиме CloneCD справляется скорее плохо, чем хорошо, однако, после ручного шаманства с настройками и непосредственно самим образом защищенного диска он может скопировать добрую половину существующих типов защит. Утверждение о том, что CloneCD "берет" практически все существующие защиты от копирования — ложное и невероятно далекое от действительности.
Исторический аспект
Первые попытки защиты лазерных дисков датируются началом девяностых годов XX века. Пишущих приводов в то время еще не существовало и в основном приходилось бороться с не санкционированным копированием содержимого CD на жесткий диск. А как же пираты? — спросите вы. Да, действительно, уровень пиратства в России всегда был и остается традиционно велик, но пытаться остановить его программными средствами защиты по меньшей мере наивно. Тот, кто копирует диски в промышленном масштабе, всегда держит при себе пару-тройку опытных хакеров, снимающих такие защиты без труда. Интеллектуальный потенциал "отдела по снятию защит" в пиратских конторах практически неограничен, — здесь работают лучшие из лучших (когда-то, до появления соответствующих законов, автор этой книги в таком "отряде" тоже состоял), и финансовый фактор тут, кстати говоря, вторичен. Платили немного, а "вкалывать" приходилось во всю, но в этом-то весь интерес и был! Где еще вы могли
познакомиться с таким количеством разнообразных защит и приобрести навыки по их ликвидации?
Впрочем, насчет "количества" я немного "загнул". Все многообразие защитных механизмов тех дней сводилось к двум основным типам: LaserLock и "кодовое колесо" (подробности далее). С появлением пишущих приводов актуальность защит от копирования значительно возросла и они поперли из земли, как грибы после дождя. К началу 2003 года на рынке насчитывалось более полусотни разнообразных методик защиты, большая часть из которых выдавалась за ноу-хау, разработавшей их фирмы. Однако стоило пропустить защиту через дизассемблер, как вас отхватало щемящее чувство ностальгии по тем далеким, и казалось бы безвозвратно растворившимся в песке истории временам, когда программное обеспечение поставлялось на дискетах и каждая вторая из них оказывалась защищенной. Современный лазерный диск, конечно, непохож на дискеты десятилетней давности, но методики защиты тех и других по сути своей общие!
В современных защитных механизмах используются следующие методики:
использование нестандартной разметки;
внедрение ключевых меток;
привязка к поверхности;
"слабые" сектора.
Познакомимся со всем этим семейством поподробнее.
Нестандартная разметка диска в общем случае сводится к умышленному внесению тех или иных искажений, препятствующих нормальной обработке информации. Например, если длину каждого из защищенных файлов искусственно увеличить до ~666 Гбайт, просто скорректировав поле длины, то при попытке копирования таких файлов на винчестер произойдет грандиозный "облом-с". В тоже самое время защита, точно знающая от сих и до сих каждый файл можно читать, будет работать с ними без особых проблем. Разумеется, такой защитный механизм элементарно взламываетяс копированием диска на посектрном уровне, однако для этого копировщик должен знать какое именно количество секторов содержится на диске. Разработчику защиты ничего не стоит исказить служебные структуры диска так, чтобы тот либо представлялся совсем пустым, либо, напротив, разросся до неимоверных размеров. Копировщики, тупо читающие оглавление диска, и свято верящие каждому байту служебных данных, просто заключатдерябнуться по полной программе. Те же, кто "поумнее" сумеют определить истинный размер диска по косвенным признакам, двигая оптической головкой до тех пор, пока она еще двигается, а сектора, пролетающие над ней — читаются. Допустим защита решит схитрить и в непосредственной близости от конца диска "выроет яму" из множества сбойных секторов. Ага! — подумают некоторые копировщики, после того как свалятся в нее. — Мы достигли конца! А вот и ни чего подобного! — воскликнут другие. Те, что тщательно анализируют чувственную информацию, возращенную приводом, который-то наверняка знает в чем причина неудачного чтения — то ли это диск кончился, то ли просто плохой сектор попался.
Другие защиты поступают еще хуже, нагло и самоуверенно записывая оригинальный диск с неустранимыми ошибками (неустанными — значит, не исправляемыми специальными корректирующими кодами, размещенными на CD). Для аудиодисков это означает, что проигрывание последнего будет сопровождаться ожесточенными щелчками. Точнее должно было бы сопровождаться, но на практике этого не происходит, поскольку разработчики аудио проигрывателей предусмотрели специальный фильтр, отбрасывающий заведомо искаженные данные и при необходимости прибегающий к интерполяции (когда текущая точка отсчета строится на основе усредненных значений предыдущей и последующей точек). Разумеется, это несколько ухудшает качество воспроизведения, но… медиамагнатам на это наплевать, да и ухудшение это не такое уж и значительное. С цифровым воспроизведением все обстоит иначе. Ранние версии Стандарта предписывали приводу сообщать лишь о факте возникновения одной или нескольких неустранимых ошибок, но не предусматривали никаких механизмов "маркировки" сбойных байт. Ну считал привод 2352 байта данных, ну убедился, что добрая сотня из них искажена… Что ему дальше-то делать? Интерполировать? Кого и с чем?! Вручную анализировать сигнал и искать "выхлесты"? Слишком сложно, да и качество "восстановленного" звука будет все равно не то… Можно, правда, отважиться "сграбить" аудио-поток с цифрового аудио-выхода, но подавляющее большинство дешевых звуковых карт его не поддерживает, а если и поддерживает, то так "криво", что лучше бы этого вообще не делали. Короче, над хакерами начали сгущаться мрачные тучи без следов присутствия лучика солнца. Но все изменилось, когда производители "выбросили" на рынок приводы, умеющие не только тупо сигнализировать об ошибке чтения, но и сообщающие позицию сбойных байт в секторе (прямо как в анекдоте: ты не мудри, ты пальцем покажи!). Теперь полноценная интерполяция стала возможна и на интерфейсом уровне! Немедленно появились и программы-грабители, использующие новые возможности.
Впрочем, мы сильно забежали вперед. В плане возращения к анналам перенесемся в те далекие времена, когда никаких оптических приводов еще и в проекте не существовало и все программное обеспечение распространялось исключительно на дискетах, стремительно утекающих как "налево", так и "направо" (собственно говоря, "copyright" именно так и переводится: "скопировано правильно"). Тогда все кому не лень активно "царапали" дискеты всеми подручными предметами: кто побогаче — прожигал магнитное покрытие лазером, кто победнее — орудовал ржавым гвоздем. Защите оставалось лишь проверить присутствие дефекта поверхности в строго определенном месте. Скопировать такой диск без спецоборудования было практически нереально, т. к. даже Левша не смог бы перенести царапины оригинального диска на тоже самое место. Правда, хакеры, знающие порты контроллера как свои пять пальцев, быстро сообразили, что если исказить контрольную сумму ключевых секторов, то, не смотря на физическую целостность поверхности, диск будет читаться с ошибкой! Так вот, лазерные диски защищаются тем же самым способом! И абсолютно тем же самым способом они "ломаются"! Производитель может "нафаршировать" диск сбойными секторами словно рождественского гуся и при каждом запуске защищенного программного обеспечения проверять их присутствие. Это порождает следующие проблемы: во-
первых, далеко не всякий копировщик согласиться копировать дефективный диск, а если даже и согласится, то ждать завершения процесса копирования придется ну очень долго (все мы знаем с какой скоростью читаются дефективные сектора). Но полученная копия окажется все равно неработоспособной, поскольку на ней-то заданных дефектов уже не окажется — а это во-вторых.
Бездумные хакеры просто искажают контрольную сумму сектора, заставляя привод возвращать ошибку (естественно, пишущий привод должен позволять записать сектора с ошибкой контрольной суммы, на что согласится далеко не каждый). Однако это не решает проблемы — ведь "гнутый" сектор читается мгновенно и защита, если она не совсем дура, может сообразить, что здесь что-то не так! Или, как вариант, она может провести длинное чтение сектора и тогда сектор с искаженной контрольной суммой начнет читаться!
Как поступают умные хакеры? Ну… это так сразу и не объяснишь. Упрощенно говоря, формат лазерного диска таков, что высокочастотный сигнал, возникающий при чтении последовательности питов (pits) и лендов (lands), пролетающих над оптической головкой, не имеет опорного уровня и чтобы привод мог определить где здесь минус, а где плюс, количество лендов должно быть приблизительно равно количеству питов. О питах и лендах см. далее главу 1. Если какой-то участок сектора будет содержать одни питы, то он окажется катастрофически темным и автоматический усилитель сигнала привода попытается увеличить мощность лазерного луча, ошибочно полагая, что с диском или оптикой не все в порядке. Но ведь тогда… часть питов превратиться в ленды и привод "обломается" по всем статьям. Сначала он свалится в рекалибровку, поерзает оптической головкой… и лишь затем печально констатирует тот факт, что данный сектор не читается. С точки зрения защиты такой сектор будет выглядеть как глубоко дефектный, хотя на физическом уровне поверхность носителя останется и не повреждена.
Теперь самое главное: поскольку привод должен уметь записывать любые мыслимые и немыслимые данные, для преодоления подобных неблагоприятных ситуаций, разработчики были вынуждены предусмотреть специальный механизм их обхода. На пальцах: существует несколько возможных способов кодирования записываемых на диск данных и привод должен выбрать наиболее благоприятные из них. К счастью (или несчастью) не все приводы столь щепетильны. И поскольку, вероятность непредумышленного возникновения неблагоприятных последовательностей исчезающе мала, некоторые (между прочим, достаточно многие) приводы кодируют данные одним-единственным наперед заданным способом. А значит, существует возможность сымитировать сбойные сектора, практически ничем не отличающиеся от настоящих.
Ага! Сказали разработчики защит! Да это же целый клад! Смотрите — если подобрать специальную неблагоприятную последовательность байт, то для ее корректной записи подойдет далеко не всякий привод! При копировании такого диска на обычном приводе, оригинал будет изумительно читаться, но копия обнаружит большое количество "бэдов", и… скопированный диск запускаться ни за что не будет. Сектора с неблагоприятными последовательностями получили название "слабых" (weak) и для их копирования необходимы весьма высокотехнологичные и
"навороченные" приводы от "крутых" брэнд-неймов (brand-name). А если такого привода у нас нет и он нам не по карману, тогда что — "кранты", да? А вот и нет! Если только защита не делает дополнительных поползновений, копировщик может рассчитать корректирующие коды для истинной неблагоприятной последовательности, а затем слегка выправить ее и записать на диск. На физическом уровне такой сектор будет читаться без каких либо проблем, ну а на логическом — привод самостоятельно восстановит его по избыточным кодам в нормальный вид. Правда, если защита прочитает сектор в сыром виде, то она сразу же распознает подлог, так что таким способом копируются далеко не все диски.
Чтобы понять суть следующего защитного механизма, нам тоже придется обратиться к дискетам. Как известно, поверхность дискеты физическим образом делиться на концентрические кольца, именуемые дорожками, а дорожки в свою очередь делятся на сектора. При перемещении головки от последнего сектора одной дорожки к первому сектору следующей дорожки, тот в силу вращения дискеты мотором, успевает пролететь и дисководу приходится ждать целый оборот, чтобы дождаться "свидания". Парни, денно и ночно сидевшие в насквозь прокуренных вычислительных центрах, уже тогда додумались, что если провернуть сектора каждой последующей дорожки, а если имеется ввиду винчестер, то цилиндра, на некоторое расстояние, скорость последовательного чтения секторов существенно возраст, поскольку теперь нужный сектор сразу же окажется под головкой. С другой стороны, проворачивая сектора различных цилиндров на различный угол, мы добьемся определенных колебаний скорости обмена, по которым оригинальный диск может быть легко отличен от копии, таких колебаний не содержащей.
Теперь перейдем к лазерным дискам. Никаких цилиндров здесь и в помине нет и последовательность секторов скручена в тугую спирать. Позиционирование на сектора соседних витков дорожки осуществляется путем отклонения лазерной головки магнитной системой (т. е. происходит практически мгновенно), а позиционирование на удаленные сектора вовлекает в движение механизм перемещения головки по специальным "ползункам" — что требует значительного времени. Зная скорость вращения диска, и, измерив время позиционирования на сектора соседних витков дорожки, мы сможем найти угол между ним, напрямую зависящий от степени закрутки спирали. Различные партии CD-R/CD-RW дисков обладают различной структурой спирали и, что самое неприятное, эта структура закладывается непосредственно самим производителем — т. е. диски поступают в продажу с предварительно выполненной разметкой, необходимой для ориентации записывающего привода на "местности". Скопировать защищенный таким образом диск нереально и приходится прибегать к его эмуляции. Копировщик должен тщательно измерять углы между различными секторами и воссоздать исходную структуру спирали. Процесс сканирования диска занимает чудовищное количество времени (порой несколько суток), но результат того стоит.
Диск так же может иметь катастрофически нестандартный формат, — например сектора переменной длины, в результате чего один из них будут читаться быстрее, другие медленнее. Поскольку, всякое изменение длины секторов немедленно отражается на структуре спиральной дорожи, копировщику приходится иметь дело с двумя неизвестными — неизвестным углом спиральной закрутки и неизвестной
длиной секторов. С математической точки зрения это уравнение имеет множество возможных решений, но только одно из них правильное. Копировщик может (и должен!) представить несколько вариантов копий, чтобы мы могли самостоятельно решить какая из них "ломает" защиту, а какая нет. К сожалению, ни один из всех известных мне копировщиков этого не делает.
Впрочем, длинные сектора представляют собой вполне самостоятельную сущность и некоторые диски используют для своей защиты только их одних. Плохо то, что ни один из всех представленных на рынке пишущих приводов не позволяет управлять длиной записываемых секторов по нашему усмотрению. Правда, одна зацепка все же есть — пусть мы не можем увеличить длину сектора, но мы в состоянии создать два сектора с идентичными заголовками — привод, успешно прочитав первый из двух секторов, второй просто проигнорирует, тем не менее, видимая длина сектора возрастет двое. Минус этой технологии состоит в том, что мы можем увеличить длину секторов лишь на величину кратную двум, да и то не на всех приводах. Некоторые из них писать спаренные сектора (они, кстати, называются twin-sectors) просто отказываются.
Теперь перейдем к ключевым меткам. Помимо пользовательской области сектора, которую исправно копируют практически все копировщики, на лазерных дисках существует множество мест, на которые "не ступала нога человека". Прежде всего это каналы подкода. Всего их восемь. Один хранит сервоинформацию, по которой лазерная головка ориентируется на местности, другой — информацию о паузах, остальные шесть каналов свободны и нормальные копировщики их не копируют, да и не всякие пишущие приводы дают возможность их записывать. Вот защиты с помощью ключевых меток сюда и внедряют!
Кстати говоря, каналы подкода хранятся независимо от канала основных данных и прямого соответствия между ними нет. При чтении канала подхода сектора X, привод может вернуть субканальные данные любого из соседних секторов по своему усмотрению — это раз. А теперь два — большинство приводов обладает крайне плохим постоянством и при последовательном чтении субканальных данных секторов X, Y и Z, нам могут возвратиться, например, данные X, X, X или Y, Z, X или Y, Z, Z или любая другая комбинация последних. Допустим, канал подкода одного из секторов содержит ключевую метку. Допустим, мы пытаемся ее прочитать. Но прочитаем ли? А вот это как раз и не факт! Если сервоинформация окажется слегка искажена, мы вообще не сможем разобраться субканальные данные каких именно секторов мы прочитали и входит ли наш сектор в их перечень или нет. Единственный выход — воспользоваться качественным читающим приводом, обладающим хорошим постоянством чтения субканальных данных.
И последнее. Записываемые и перезаписываемые диски по ряду характеристик значительно отличаются от штампованных CD-ROM. ATIP представлять думаю нет необходимости? Еще существует такая вещь как TDB (Track Descriptor Block — блок
описания трека), среди прочей информации сообщающий мощность лазера и иже с ней. На CD-ROM дисках, ничего подобного разумеется нет. Непосредственно подделать природу CD-ROM диска невозможно, но существует множество утилит, перехватывающих все обращения к приводу и возвращающих то, что "нужно", а не то, что есть на самом деле.
На этом нашу краткую экскурсию "по зоопарку защитных механизмов" можно считать законченным. Затем, по мере углубления в книгу, каждый из этих экспонатов будет рассмотрен во всех подробностях.
...обход защиты от копирования совсем не тоже самое, что нарушение авторских прав! Законы многих стран (в том числе и Российской федерации) явным образом разрешают создание резервных копий лицензионного носителя. В тоже самое время, нет такого закона, который бы запрещал "взлом" легально приобретенного экземпляра программы. Лицензионное соглашение вправе запрещать, что угодно, однако, статуса закона оно не имеет. Нарушая лицензионное соглашение вы автоматически разрываете договор с продавцом программы, а, значит, лишаетесь всех обещанных им льгот и гарантий. Приблизительно тоже самое происходит, когда вы путем замыкания таких-то ножек процессора разблокируете его тактовую частоту. Посадить вас не посадят, но и сожженный процессор (если он вдруг сгорит) вам не обменяют. С другой стороны, распространение взломанных программ уже попадает под статью и потому, лучше не рисковать.
Мысли о хакерах, защитах и программировании
Взломщики и защитники информации не только враги, но и коллеги. Если предположить, что хакеры паразитируют на программистах (пользуясь их неумением строить по настоящему качественные защитные механизмы), то тогда с неизбежностью придется признать, что программисты паразитируют на пользователях, пользуясь их неумением программировать!
Хакерство и программирование действительно очень тесно переплетены. Создание качественных и надежных защитных механизмов требует навыков низкоуровневой работы с операционной системой, драйверами и оборудованием; знаний архитектуры современных процессоров и учета особенностей кодогенерации конкретных компиляторов, помноженных на "биологию" используемых библиотек. На этом уровне программирования грань между собственно самим программированием и хакерством становится настолько зыбкой и неустойчивой, что я не рисковал бы ее провести.
Начнем с того, что всякая защита, равно как и любой другой компонент программного обеспечения, требует тщательного и всестороннего тестирования на предмет выяснения ее работоспособности. Под "работоспособностью" в данном контексте поднимается способность защиты противостоять квалифицированным пользователям, вооруженным хакерским арсеналом (копировщиками защищенных дисков, эмуляторами виртуальных приводов, оконными шпионами и шпионами сообщений, файловыми мониторами и мониторами реестра). Качество защиты определяется отнюдь не ее стойкостью, но соотношением трудоемкости реализации
защиты к трудоемкости ее взлома. В конечном счете, взломать можно любую защиту — это только вопрос времени, денег, квалификации взломщика и усилий, но грамотно реализованная защита не должна оставлять легких путей для своего взлома. Конкретный пример. Защита, привязывающая к сбойным секторам (которые действительно уникальны для каждого носителя) бесполезна, если не способна распознать их грубую эмуляцию некорректно заполненными полями EDC/ECC. Еще более конкретный пример. Привязка к геометрии спиральной дорожки лазерного диска даже будучи реализованной без ошибок, обходится путем создания виртуального CD-ROM привода, имитирующего все особенности структуры оригинального диска. Для этого даже не нужно быть хакером, — достаточно запустить копировщик Alcohol 120%, ломающий такие защиты автоматически.
Ошибки проектирования защитных механизмов очень дорого обходятся их разработчикам, но гарантированно застраховаться от подобных просчетов — невозможно. Попытка применения "научных" подходов к защите программного обеспечения — чистейшей воды фарс и бессмыслица. Хакеры смеются над академическими разработками в стиле "расчет траектории сферического коня в вакууме" и, практически любая такая защита "снимается" за 15 минут без напряжения извилин. Вот грубый, но наглядный пример. Проектирование оборонной системы военной крепости без учета существования летательных средств позволяет захватить эту самую крепость чуть ли не на простом "кукурузнике" (MS WDB — кукурузник), не говоря уже об истребителях (Soft-Ice — истребитель, а IDA Pro — еще и бомбардировщик).
Для разработки защитных механизмов следует иметь хотя бы общее представления о методах работы и техническом арсенале противника, а еще лучше — владеть этим арсеналом не хуже противника (то есть владеть им в совершенстве). Наличие боевого опыта (реально взломанных программ) очень и очень желательно, — пребывание в "шкуре" взломщика позволяет досконально изучить тактику и стратегию наступательной стороны, давая тем самым возможность оптимальным образом сбалансировать оборону. Попросту говоря, определить и усилить направления наиболее вероятного вторжения хакеров, сосредоточив здесь максимум своих интеллектуальных сил. А это значит, что разработчик защиты должен глубоко проникнуться психологией хакеров, настолько глубоко, чтобы начать мыслить как хакер…
Таким образом, владение технологией защиты информации предполагает владение технологией взлома. Не зная того, как ломаются защиты, не зная их слабых сторон, не зная арсенала хакеров — невозможно создать стойкую, дешевую и главное простую в реализации защиту. Книги, рассматривающие вопросы безопасности исключительно со стороны защиты, грешат тем же, что и конструкторы запоминающих устройств, работающих только на запись, — ни то, ни другое не имеет никакого практического применения.
Часть 1
Анатомия лазерного диска
Глава 1
Организация CD
В этой, преимущественно теоретической, главе читатель знакомится с организацией CD и принципами оптической записи, без знания которых осмысленная работа с защитными механизмами попросту невозможна.
Физически лазерный диск представляет собой пластинку из поликарбоната с нанесенным поверх нее отражающим алюминиевым (реже — золотым) слоем, защищенным от механических повреждений специальным защитным слоем (рис. 1.1). Отражающий слой содержит в себе цепочку углублений или иначе питов (pits) и возвышенностей иначе лендов (lands), свернутую в спираль, — примерно такую же как на грампластинке (рис. 1.2), но намотанную в обратном порядке: от центра диска к его краям (фактически лазерный диск является устройством последовательного доступа с ускоренной перемоткой).
краска, лак защитный слой алюминиевый слой поликарбонатная основа
Рис. 1.1. Лазерный диск в разрезе (слева) и увеличенные питы (справа)Рис. 1.1. Лазерный диск в разрезе (слева) и увеличенные питы (справа)
Рис. 1.1. Лазерный диск в разрезе (слева) и увеличенные питы (справа)
Рис. 1.1. Лазерный диск в разрезе (слева) и увеличенные питы (справа)
Cc) Institute of Sewiconductor Physics NAS Ukraine epos_l.mOO
Рис. 1.2. Лазерный диск это все равно что грампластинка
Кратко о питах, лендах, EFM-словах, фреймовых кадрах и секторах
Вопреки распространенному заблуждению питы (pits) и ленды (lands) отнюдь не соответствуют двоичному нулю и единице непосредственно. Кодирование информации на CD устроено значительно хитрее и… умнее! Единица представляется переходом от пита к ленду или наоборот, а ноль — отсутствием переходов на данном промежутке (рис. 1.3). Причем, между двумя соседними единицами должно быть расположено не мене двух, но и не более десяти нулей. Ограничение снизу обусловлено технологическими трудностями штамповки, а ограничение сверху — нестабильностью скорости вращения диска. Действительно, пусть стабильность вращения составляет 3%, тогда при считывании последовательности из десяти нулей мы получаем погрешность 1/3 пита/ленда, что не вызывает никаких проблем. Но уже при чтении пятнадцати нулей погрешность
возрастает до половины пита/ленда и приводу остается лишь гадать: в большую или меньшую строну ее следует округлять.
Четырнадцать бит образуют EFM-слово, которое по специальной таблице перекодируется в "нормальный" 8-битный байт (собственно EFM так и расшифровывается: Eight to Fourteen Modulation — модуляция восемь на четырнадцать). Между двумя EFM-словами располагаются три объединяющих бита (merging bits), которые, во-первых, служат для разрешения конфликтных ситуаций кодирования (например, за одним EMF-словом оканчивающимся на единицу, следует другое EFM-слово, начинающееся с единицы), а, во-вторых, препятствуют
Группа из 36 байт образует фреймовый кадр (F1 frame) (рис. 1.4), который состоит из предшествующей ему синхрогруппы, байта субкода и двух 12-байтных групп данных, снабженных 4-байтными полями контрольных сумм (или сокращенно CRC — Cyclical Redundancy Check — контроль с помощью циклического избыточного кода).
Рис. 1.4. Устройство фреймового кадра
Кадры объединяются в сектора, также называемые блоками. Каждый сектор состоит из 98 хаотично перемешанных кадров (перемешивание позволяет уменьшить влияние дефектов носителя, поскольку, полезная информация как бы "размазывается" вдоль дорожки), причем первые 16-байт всякого сектора занимает специальный заголовок (header), состоящий из: 12-байтного поля синхронизации, 3-байтного поля адреса и 1- байтного поля режима (рис. 1.5).
1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 поле сихнронизации
00 FF FF FF FF FF FF FF FF FF FF 00
0 1 2 3 4 5 6 7 8 1э 10 11
а; M^
12
цре 1:55
13
с 5.5
14
3
ф о.
15
Рис. 1.5. Устройство заголовка сектора
Значимость сектора заключается в том, что это наименьший раздел диска, который CD-привод может считать в "сыром" виде. Причем эта "сырость" на ощупь довольно суха. Никакие приводы не позволяют получить содержимое данных кадра как они есть, а принудительно восстанавливают их на аппаратном уровне, используя для этой цели четырехбайтовые поля CRC. Заметим, что отсутствие доступа к действительно "сырым" байтам приводит к невозможности получения побитовой копии диска, а, значит, у защитного механизма существует принципиальная возможность отличить где дубликат, а где оригинал!
Каналы подкода
Среди прочей служебный информации во фреймовый кадр входит один байт субкода (sub-channel byte), так же иногда называемый байтом субканала или управляющим байтом (рис. 1.16).
Рис. 1.6. Организация субканальных данных
Субканальные данные полностью изолированы от содержимого сектора и в некотором роде ведут себя точно так же, как и множественные потоки данных в файловой системе NTFS (читайте "Основы Windows NT и NTFS" Хелен Кастер). Все это наглядно иллюстрирует рис. 1.7.
Рис. 1.7. Иерархия различных структур данных
Каждый из восьми битов, слагающих байт субкода, обозначается заглавной латинской буковой P, Q, R, S, T, U, V и W соотвественно. Одноименные биты субканальных байтов всех фреймов объединяются в так называемые каналы субкода. Каналы состоят из секций, каждая из которых образуется путем объединения субканальных данных из 98 фреймов, что соответствует одному сектору (см. рис. 1.6). Однако границы секций и секторов могут и не совпадать, поэтому для гарантированного извлечения одной секции с диска мы должны прочесть два сектора. Первые два байта секции задействованы для синхронизации, а 96 отданы под действительные данные. Путем несложных расчетов можно вычислить, что на каждый канал приходится ровно по 16 байт "сырых", еще не обработанных данных.
Данные каналов P и Q поступают в виде уже готовом к употреблению, причем значимыми из них являются только первые 12 байт, а остальные используются для выравнивания. Данные каналов P—W перед употреблением должны быть специальным образом "приготовлены" (cook). 96 составляющих их 6-битных символов разбиваются на 4-группы, состоящие их 24 слов. Каждое такая группа называется пакетом (pack) и включает в себя 16 символов пользовательских данных и 2 + 4 cимвола корректирующих кодов EDC/ECC.
Но что за информация хранится в каналах подкода? Согласно стандарту ECMA-130, "нормальные" компакт-диски задействуют лишь два канала: P и Q.
Канал P содержит в себе маркер окончания текущего трека и указатель на следующий трек, а канал Q используется для хранения сервоинформации, определяющий текущую позицию данного блока на диске, и является важнейшим каналом из всех.
Структурно канал Q состоит из следующих частей: четырех управляющих битов, соответствующих полю Control; четырех адресных битов, соответствующих полю q- Mode (ADR); 72-битов Q-данных, соответствующих полю q-Data и 16-битов контрольной суммы, соответствующих полю CRC (рис. 1.8).
Таблица 1.1. Формат данных Q-подканала
Байт
Описание
0
Control/ADR
1
TNO (Track Number — номер трека)
2
INDEX (номер индекса)
3
P-Min
Положение головки относительно начала трека (относительный адрес)
4
P-SEC
5
PFrame
6
ZERO
7
A-MIN
Положение головки относительно начала диска (абсолютный адрес)
8
A-SEC
9
AFrame
10
CRC
11
12
Оставлено для выравнивания
13
14
15
Рис. 1.8. Формат данных Q-подканала
Поле Control определяет содержимое трека (аудио или данные), количество аудиоканалов (стерео или квадро), а так же указывает разрешается ли копировать данные или нет. В частности, последовательность "0110" обозначает, что в пользовательской части сектора (user-data) записаны цифровые данные и их копирование не возбраняется. Напротив, последовательность "0100" запрещает копирование данных с диска. Другими словами, если третий слева, считая от нуля, т. е. 2 бит установлен, то копирование разрешено и, соответственно, запрещено, если сброшен. Забавно, но большинство пишущих приводов всегда сбрасывает этот бит в ноль, даже если на диск записываются файлы, созданные самим пользователем. Впрочем, копировщики (в том числе и штатные) целиком и полностью игнорируют эти нелепые запреты, а потому конечный пользователь даже не догадываться о том, каких проблем он избежал!
Поле q-Mode определяет формат представления данных в поле q-Data и для подавляющего большинства CD-ROM дисков оно равно единице.
Поле q-Data в режиме q-Mode == Mode 1 состоит из девяти однобайтовых полей, содержащих информацию о секторе (остальные режимы в силу их экзотичности не рассматриваются):
TNO (Track Number) — содержит в себе номер текущего трека, принимающий значения от 01 до 99; магическое число 0xAA указывает на трек Lead-Out;
INDEX — содержит в себе индекс текущей секции внутри текущего трека: 00 - указывает на паузу, значения от 01 до 99 идентифицируют секцию с полезными данными; однако в настоящее время эта возможность не используется и индекс секции всегда равен либо нулю (audio-pause), либо единице (actual data); индекс трека Lead-Out должен быть равен нулю;
MIN, SEC, FRAC — время, проигрывания сектора от начала текущего трека (минуты: секунды: фреймы соответственно), так же называемое относительным временем проигрывания;
ZERO — это поле должно всегда быть равно нулю;
A-MIN, A-SEC, A-FRAC — время проигрывания диска от начала области данных (минуты: секунды: фреймы соответственно), так же называемое абсолютным временем проигрывания.
Поле CRC содержит контрольную сумму содержимого Q-канала подкода и вычисляется по следующему полиному G(x) = x16+x12+x5+1;
Адресация секторов
Адресация сектора произошла от аудиодисков и записывается в формате Time — mm:ss:ff (минуты:секунды:доли, где доля в секунде равна от 0 до 74). Отсчет начинается с начала программной области, т. е. адреса секторов вводной области отрицательные.
Для перевода MSF адреса в LBA можно воспользоваться следующей формулой: Logical Sector Address = (((Minute*60)+Seconds)*75) – 150
"Сырые" и "сухие" сектора
IEC 908 — стандарт на аудио-компакт диски, вышедший в 1982 году в книге с красной обложной (и потому вполне официально называемой "Красной книгой" — Red Book) описывал сектор как логический блок с длиной в 2352 байта, не имеющий никаких дополнительных полей и представляющий собой сплошной аудио-поток оцифрованной музыки. Что ж, логично! Сектора всех остальных накопителей (дискет, винчестеров) на логическом уровне устроены совершенно аналогично и различаются разве что длиной (в частности длина сектора гибких/жестких дисков равна 512 байтам).
К сожалению, попытка непосредственного использования аудиа диска для хранения данных потерпела неудачу. Слишком высокая плотность записи в купе с техническим несовершенством механизма чтения привели к тому, что при воспроизведении диска постоянно возникали ошибки, количество которых на 10секундном участке трека могло доходить до двухсот! Для аудио это вполне нормально(что русскому хорошо, то немцу – смерть), поскольку сбойные биты легко выправляются интерполяцией и хотя достоверность воспроизведения аудио-потока при этом уже не гарантируется, человеческое ухо (даже хорошо тренированное!) все равно не замечает разницы, а потому увеличение плотности записи в угоду емкости диска вполне оправданно.
Естественно, для исправления ошибок, возникающих при чтении файлов данных, методика интерполяции абсолютно непригодна и с вероятностью близкой к единице считанный файл окажется безнадежно изуродованным. Для решения этой проблемы пришлось увеличить избыточность записываемой на диск информации и ввести дополнительные корректирующие коды. По соображениям совместимости с уже имеющимся оборудованием (и производственными мощностями в том числе!) существующий формат хранения информации был полностью сохранен, но к нему добавился еще один уровень абстракции.
Стандарт "Желтой книги" (Yellow Book), вышедший в 1983 году, описывает сектор, как сложную структуру состоящую из 12-байтовой синхропоследовательности, 4байтового заголовка, 2048-байтовой области данных, 4-байтового поля кода коррекции EDC, 8-байтовой вспомогалтельной области (Auxiliary) и 276-байтового поля кода коррекции ECC (рис. 1.9).
Yellow BookMode 1Yellow BookMode 1Yellow BookMode 2Yellow BookMode 2
Yellow Book
Mode 1
Yellow Book
Mode 1
Yellow Book
Mode 2
Yellow Book
Mode 2
XAMode 2 Form 1XAMode 2 Form 1
XA
Mode 2 Form 1
XA
Mode 2 Form 1
XAMode 2 Form 2XAMode 2 Form 2normally returned with the user datanormally returned with the user data
XA
Mode 2 Form 2
XA
Mode 2 Form 2
normally returned with the user data
normally returned with the user data
Рис. 1.9. Сектора различных типов
Естественно, аппаратная начинка привода CD-ROM скрывает все эти подробности и выдает содержимое служебных полей только по специальной команде (которую, кстати говоря, поддерживают не все модели). С программисткой точки зрения 2048 байта пользовательской области данных — это и есть та минимальная порция информации с которой штатный привод может работать. Замечательно, что в результате урезания "настоящего" сектора, длина логического сектора оказалась кратной размеру секторов остальных устройств! Так какие проблемы и зачем, срывая уровни абстракции, лезть куда-то вглубь? А вот зачем. Манипулируя служебными полями, вы можете как создавать диски не копируемые штатными средствами, так и взламывать защитные механизмы, препятствующие несанкционированному копированию.
Если вы еще не особенно утомились сухой теорией, то совершим еще один рывок и рассмотрим формат сектора для режима MODE 1 (рис. 1.10) (на случай вашего воодушевления хочу сказать, что теория скоро закончится и начнется увлекательный процесс исследования диска под "микроскопом").
Sector: 2352 bytes
Sync
12 bytes
Header
User Data
EDC
Intermediate
P-Parity
Q-Pari1y
Sector Address
Mode
2048 bytes
4 bytes
8 bytes
172 bytes
104 bytes
3 bytes
1
(01)-byte
Рис. 1.10. Формат сектора для режима MODE 1
□ Поле синхронизации (Sync) состоит из следующей последовательности: 00h FFh FFh FFh FFh FFh FFh FFh FFh FFh FFh 00h и служит индикатором начала сектора.
□ Поле заголовка (Header) состоит из четырех байт, первые три из которых занимает физический адрес данного сектора (Sector Address), заданный в формате минуты:секунды:фреймы, а последний, четвертый байт, определяет формат оставшейся части сектора (Mode); если Mode = 0, то остаток сектора (а это без малого 2336 байт) трактуется как User Data и считывается без какой-либо дополнительный обработки; если же Mode = 1, то остаток сектора приобретает вид, изображенный на рис. 1.10 (как раз о нем мы сейчас и говорим!); естественно, существуют и другие режимы, но в силу их невысокой распространенности подробно останавливаться на этом вопросе мы не будем, а любопытствующих отошлем к соответствующим спецификациям.
Область пользовательских данных (User Data) 2048 байт, которые, как и следуют из названия области, представляют собой непосредственно хранимую полезную информацию.
Четырехбайтовое поле EDC содержит в себе контрольную сумму сектора, вычисляемую по следующему полиному: P(x) = (x16 + x15 + x2 + 1) x (x16 + x2 + 1), причем наименьший значимый бит четности (x0) записывается в наивысший значимый бит контрольной суммы, а сам подсчет контрольной суммы осуществляется с наименьшего значимого бита данных.
Вспомогательное поле Intermediate хранит в себе восемь байт нулей и реально никак не используется.
Поля P-parity и Q-parity с длиной в 172- и 104-байта соответственно, вмещают в себя так называемые корректирующие коды Рида-Соломона (Reed-Solomon), математический принцип действия которых, равно как и сам алгоритм их
генерации, здесь излагать было бы слишком утомительно, да и не нужно, поскольку все это уже подробно описано в стандарте ECMA-130. Тем более что для подавляющего большинства задач умения вычислять корректирующие коды и не требуется, — чаще всего их просто "забивают" всякой бессмысленной чепухой, имитируя тем самым неисправимую ошибку чтения сектора (то есть, попросту говоря, эмулируя физические дефекты поверхности за счет создания логически не читающихся секторов — для взлома защит, привязывающихся к физическим дефектам — это самое то!);
Синхрогруппы, объединяющие биты и DSV
Объединяющие биты (merging bits) решают по меньшей мере три важнейших задачи, без которых считывание информации с лазерного диска было бы невозможным.
Во-первых, объединяющие биты препятствуют возникновению конфликтных ситуаций, образующихся на стыке двух EFM-слов одно из которых оканчивается на единицу, а другое с этой самой единицы и начинается (рис. 1.11). Поскольку две единицы (каждая из которых соответствует переходу с пита (pit) в ленд (land) или наоборот) должны быть разделены по меньшей мере двумя нулями, такая комбинация считается запрещенной, — считывающее устройство попросту не заметит, что здесь что-то есть (протяженность одного пита/лендa намного меньше диаметра сфокусированного лазерного пятна и потому для уверенного распознавания его длину приходится увеличивать как минимум до 3T, подробнее см. рис. 1.12). С другой стороны, если "хвост" одного из EFM-слов состоит из восьми подряд идущих нулей, а другое EMF-слово с тех же самых восьми нулей и начинается, то на их стыке образуется цепочка из шестнадцати нулей, при чтении которой произойдет ошибка, т. к. по стандарту между двумя соседними единицами должно находиться не более одиннадцати нулей, в противном случае погрешность определения длины такой последовательности становится очень большой. Вы не пробовали измерять ученической линейкой расстояние между Ленинградом и Москвой? — попробуйте и тогда прочувствуете всю суть проблемы целиком. Короче говоря, объединяющие биты выбираются так, чтобы между двумя соседними единицами было не меньше трех, но и не больше одиннадцати нулей.
Рис. 1.11. Объединяющие биты в действии
Во-вторых, объединяющие биты предотвращают возникновение ложных синхрогрупп в неположенном мете. Последовательность бит, образующий синхрогруппу (для справки это — 100000000001000000000010) может встречаться только в заголовке фрейма и служит в качестве своеобразного индикатора его начала. Когда читающая головка перемещается поперек спиральной дорожки в поисках заданного сектора, ей приходится выяснять в каком именно месте она находится в данный конкретный момент: в начале, середине фрейма или даже середине EFM- слова. Как это осуществляется? Считывающее устройство пропускает через себя поток цифровых данных до тех пор, пока ему не встретится очередная синхрогруппа. Ага! — говорит "думательное" устройство CD-ROM привода, - теперь-то я точно знаю, что это действительно начало нового фрейма, а не что ни будь еще! Представляете, какая "каша" началась, если бы "паразитная" синхрогруппа случайно появилась бы в середине фрейма? А ведь ни будь объединяющих битов, такое происшествие происходило бы регулярно! Рассмотрим, например, следующие EFM- слова: 10000000000100 и 00000000100100. Если их "склеить" вместе, то образуется паразитная синхрогруппа 100000000001000000000010 (которая, как было указано ранее, может встречаться только в заголовке фрейма) и при попытке чтения такого фрейма произойдет крах. Объединяющие биты, связывающие такие EMF-слова, позволяют всего этого избежать.
Рис. 1.12. Форма высокочастотного сигнала, образующегося при чтении последовательности питов (pits) и лендов (lands) и его интерпретация
В третьих… Посмотрите на рис. 1.12, — лазерный диск не имеет никакой иной разметки, кроме самой спиральной дорожки, состоящей из чередующихся питов и лендов, при быстрой смене которых возникает высокочастотный, так называемый HF (High Frequency) сигнал, схематически изображенный на графике (б). Этот сигнал имеет большое значение в удержании считывающей головки на спиральной дорожке,
поскольку никакого другого способа отличить дорожку от междорожечных "междурядий" и нет. Другая сложность связана с отсутствием опорного сигнала, без которого считывающее устройство не может с уверенностью отличить темные участки поверхности от светлых. Некоторые источники и в том числе FAQ по CD- ROM утверждают, что "…если в фотодатчик попадает яркий свет (стандартом предусмотрено, что при полном отражении должно отражаться не менее 70 процентов света, то "проигрыватель" понимает, что это ровное место на диске ("land"), а если в датчик попадает менее яркий свет, это означает, что в данном месте на диске находится углубление ("pit")". На самом деле, это довольно вольная интерпретация стандарта, который буквально горит следующее "The information contained in the HF signal is extracted in the form of the positions of the crossings of the HF signal with a decision level ID. This decision level ID is the level in the middle of the extreme values of I3" — "Информация, заключенная в HF-сигнале извлекается в форме позиции, в которой происходит пересечения сигнала с пороговым уровнем ID. Пороговый уровень определяется как половина максимального значения I3 (I3 — уровень сигнала, соответствующий максимальной частоте смены питов и лендов)". Величина в 70% взята совсем из другого раздела стандарта, описывающего какой должна быть амплитуда модуляции (Modulation amplitude), но ничего не говорящий о том, как именно она модулируется! Как говориться, — почувствуйте разницу!
А теперь представьте, что произойдет, если на каком-то участке спиральной дорожке окажется значительный избыток питов по отношению к лендам, или наоборот. Вместо переменного высокочастотного сигнала, привод будет считывать постоянный ток высокого или низкого уровня, но в отсутствии опорного сигнала "думающему" устройству привода будет не так-то просто разобраться какой из них какой! Короче говоря, в пределах одного фрейма питов и лендов должно быть поровну.
Но за счет чего такое равенство достигается?! Не можем же мы в самом деле писать на диск строго упорядоченные последовательности! К тому же, даже беглого взгляда на таблицу кодировки EMF достаточно чтобы понять, что ноль явно доминирует над единицей и какие бы EMF-последовательности мы только ни записывали, — "кворума" по единицам мы не наберем… Стоп! Ведь между двоичными битами и питами (лендами) нет прямого соответствия, и двоичный ноль может быть закодирован как питом, так и лендом! Представим себе, что мы записываем на диск EMF-последовательность "10000000100000". Несмотря на явный избыток двоичных нулей, этот EMF-код содержит приблизительно одинаковое количество питов и лендов (рис. 1.13, a).
В)0001001000000010000010010000000
Рис. 1.13. Демонстрация вычисления DSV
Для более точного подсчета этого соотношения ввели специальную величину — DSV (Digital Sum Value), которая вычисляется следующим образом: изначально DSV равно нулю, но каждый пит увеличивает его на единицу, а каждый ленд на единицу уменьшает. В частности, для EFM-последовательности "10000000100000" значение DSV равно двум (см. рис. 1.13, а). Именно двум, а не "минус двум", т. к. нас интересует только модуль числа, но не его знак (действительно, если бы эта последовательность начиналась не с питa, а с лендa, то мы бы получили прямо противоположный результат — восемь "+" и шесть "–").
По стандарту, значение DSV, вычисленное для целого фрейма должно находится в интервале от 2 до 10, в противном случае, такой сектор будет читаться с трудом, если вообще будет читаться! А ведь далеко не все EFM-коды могут похвастаться невысоким значением DSV, — взять, например, хотя бы "00010010000000", DSV которого равно 8. Да, эта величена формально удовлетворяет требованиям стандарта, но если таких последовательностей на диске наберется хотя бы с десяток, значение DSV катастрофически возрастет аж до восьмидесяти!!!
Снижения уровня DSV до предельного допустимого минимума — это и есть третья задача, с которой справляются объединяющие биты. Как они это делают? Взгляните на рис. 1.13, в — где за одним EFM-словом, обладающим резко положительным DSV, следует другое EFM-слово с высоким DSV. На самом деле, как уже говорилось ранее, DSV не имеет знака, точнее, действительный знак EFM-слова зависит не от самого этого слова, но от его контекста! Рассмотрим это на примере вырожденной последовательности: "…00000000…". Поскольку, двоичный ноль соответствует отсутствию изменений в данном месте поверхности диска, то эта последовательность может быть закодирована как восьмью лендами, так и восемью питами. Теперь предположим, что мы записываем на диск два EFM-слова, каждый из которых имеют значительный избыток лендов. Можно ли превратить ленды второго слова в питы? Да, если один из трех объединяющих битов будет равен единице. А единица, как известно, соответствует переходу из лендa в пит (ну или наоборот), в результате чего второе EFM-слово начнется с питa и его значение DSV станет резко отрицательным (то есть, попросту говоря она приобретет избыток питов над лендами). В результате, EFM-слово с резко положительным DSV будет в той или иной степени
компенсировано EFM-словом с резко отрицательным DSV и их общее DSV окажется где-то в районе нуля (см. рис. 1.13).
Зачем вам, прикладному программисту, знать все эти подробности физического кодирования? А затем, что требования, предъявляемые к объединяющим битам взаимно противоречивы и могут существовать крайне неблагоприятные EFM- последовательности с неустранимо высоким значением DSV. Одна из таких последовательностей и показана на рис. 1.14. Смотрите, на конце первого EFM-слова находится восемь нулей, а, поскольку более десяти подряд идущих нулей категорически недопустимо, первый или второй из объединяющих битов обязательно должен быть равен единице. Но в этом случае, следующее EFM-слово приобретает резко отрицательное значение DSV, которое никак не удается скомпенсировать, поскольку между вторым и третьим EFM-словами может присутствовать лишь одна- единственная комбинация объединяющих бит "000". Все остальные обречены на "провал", т. к. нарушают правило "не менее двух нулей между соседними единицами". В результате, третье EMF-слово также выходит с резко отрицательным DSV-значением и, если мы заполним этой последовательностью весь сектор целиком, его суммарное DSV окажется катастрофически отрицательным!
0100010000000010010000000001001)01 01000100000000 _ ++++++++++++++
Рис. 1.14. EFM-последовательность с катастрофически низким DSV
Для предотвращения появления подобных последовательностей, все записываемые на диск данные предварительно скремблируются, т. е. преобразуются в псевдослучайную последовательность, близкую по своим характеристикам к "белому шуму". Соответственно, при чтении данных выполняется обратная операция. Однако при желании скремблер легко обойти! Некоторые защиты от копирования именно так и поступают (см. разд. "Защиты, основанные на «слабых» секторах" главы 9).
Скремблирование
Перед записью на диск, содержимое сектора в обязательном порядке подвергается скремблированию (от английского scrambling — перемешивание), т. е. преобразуются в псевдослучайную последовательность, близкую по своим характеристикам к "белому шуму", что исключает непреднамеренное образование регулярных последовательностей с высоким значением DSV — такие последовательности с точки зрения считывающего устройства считаются крайне неблагоприятными и читаются весьма нестабильно (подробнее об этом см. разд. "Синхрогруппы, объединяющие биты и DSV" этой главы).
Скремблируются все поля сектора, кроме 12-байтовой синхрогруппы в его начале (если скремблировать и синхрогруппу, то как потом ее прикажете находить в потоке данных?), что в совокупности составляет 2340 байт данных (рис. 1.15).
12Syncbytes12SyncbytesРис. 1.15. Формат сектора с точки зрения скремблераРис. 1.15. Формат сектора с точки зрения скремблера2351123511
12
Syncbytes
12
Syncbytes
Рис. 1.15. Формат сектора с точки зрения скремблера
Рис. 1.15. Формат сектора с точки зрения скремблера
23511
23511
2340 Scrambled 8-bit bytes
Скремблирование осуществляется записывающим приводом на аппаратном уровне и совершенно незаметно для программиста. Соответственно, при чтении сектора выполняется обратная процедура, т. е. происходит "скремблирование наоборот" или "дескремблирование", в процессе чего сектор очищается от "белого шума" и преобразуется к своему исходному виду.
Прозрачность механизма скремблирования создает обманчивое впечатление, что значение его алгоритма совершенно бесполезно для программиста и представляет интерес лишь для разработчиков аппаратуры. На самом же деле это не так. Коль скоро скремблер для того и придуман, чтобы исключить непреднамеренное появление неблагоприятных последовательностей, то стало быть умение умышленно формировать такие последовательности, позволяет создавать диски нечитаемые на аппаратном уровне. Тоже мне новость! — хмыкнете вы. Создать нечитаемый диск — много ума не надо. Вжик циркулем по отражающему слою и "родная мама его не узнает". А еще есть пресс-папье и просто кувалда. Шутки шутками, но весь фокус в том, что благодаря наличию корректирующих кодов можно создать неблагоприятную последовательность, вычислить соответствующие ей корректирующие коды и в слегка измененном виде записать эту последовательность на диск так, чтобы с одной стороны она из неблагоприятной превратилась в благоприятную, а с другой — при прохождении сквозь декодер Рида-Соломона восстанавливать в свой исходный — неблагоприятный вид. Попытка скопировать такой диск штатным копировщиком ни к чему хорошему не приведет, т. к. он запишет неблагоприятную последовательность в том виде как она есть, при чтении которой наверняка произойдет ошибка! Захватывающая перспектива, не правда ли? Подробнее об этом приеме мы поговорим в главе 6, а пока же сосредоточимся на скремблере.
Алгоритм скремблирования, согласно стандарту ECMA-130, выглядит так: "Each bit in the input stream of the scrambler is added modulo 2 to the least significant bit of a maximum length register. The least significant bit of each byte comes first in the input stream. The 15-bit register is of the parallel block synchronized type, and fed back according to polynomial x15 + x + 1. After the Sync of the Sector, the register is pre-set with the value 0000 0000 0000 0001, where the ONE is the least significant bit" ("Каждый бит входного потока скремблера суммируется по модулю 2 с наименее значимым битом максимальной длины регистра. Наименее значимый бит каждого байта, проходит первым во входном потоке. 15-битный регистр представляет собой параллельный блок синхронизированного типа, и заполняется в соответствии с полиномом x15 + x + 1. После прохождения синхрогруппы сектора, которая не скремблируется, регистр инициализируется значением 0000.0000.000.0001, где ЕДИНИЦА есть наименее значимый бит" (рис. 1.16).
ООО ОООООООООООО1 ^Pre-settingООО ОООООООООООО1 ^Pre-settingРис. 1.16. Блок схема скремблераРис. 1.16. Блок схема скремблера
ООО ОООООООООООО1 ^Pre-setting
ООО ОООООООООООО1 ^Pre-setting
Рис. 1.16. Блок схема скремблера
Рис. 1.16. Блок схема скремблера
Листинг 1.1. Программная модель скремблера к рис. 1.16
UpdateShiftRegister()
{
int i;
for(i = 0; i < 8;i++)
int hibit = ((ShiftRegister & 1)^((ShiftRegister & 2)>>1)) << 15;ShiftRegister = (hibit | ShiftRegister) >> 1;int hibit = ((ShiftRegister & 1)^((ShiftRegister & 2)>>1)) << 15;ShiftRegister = (hibit | ShiftRegister) >> 1;{
int hibit = ((ShiftRegister & 1)^((ShiftRegister & 2)>>1)) << 15;
ShiftRegister = (hibit | ShiftRegister) >> 1;
int hibit = ((ShiftRegister & 1)^((ShiftRegister & 2)>>1)) << 15;
ShiftRegister = (hibit | ShiftRegister) >> 1;
}
}
void Scramble()
{
int i;
for (i=12;i<2352;i++)
{
Scrambled[i] = Scrambled[i] ^ (ShiftRegister&0xFF);
UpdateShiftRegister();
}
}
Непонятно? Мне тоже было непонятно…. во всяком случае до тех пор, пока я не взял в руки дизассемблер и не "распотрошил" CloneCD. Как известно, CloneCD великолепно справляется с защитами, основанными на слабых секторах, а раз так, то он должен содержать в себе свой собственный скремблер.
Действительно, среди функций, экспортируемых динамической библиотекой ElbyECC.dll (входящей в состав Clone CD) обнаруживается одна очень любопытная функция: RawSrcambleSector, дизассемблерный листинг которой выглядит следующим образом (листинг 1.2).
Листинг 1.2. Пример реализации алгоритма скремблирования, позаимствованный из Clone CD
.text:100020E0 RawScrambleSector proc near
.text:100020E0
text:100020E0 arg_0 = dword ptr 4
text:100020E0
text:100020E0
mov
eax,
[esp+arg_0]
; загружаем переданный аргумент в EAX
text:100020E4
mov
ecx,
offset ScrmblrTbl; в ECX – указатель на ScrmblrTbl
text:100020E9
add
eax,
0Ch
; пропускаем 12 байт синхропослед .
text:100020EC
push
esi
; сохраняем ESI
text:100020ED
push
edi
; сохраняем EDI
text:100020EE
sub
ecx,
eax
; вычисляем дельту
text:100020F0
mov
edx,
249h
; 2340 / 4 скремблируемых байт
text:100020F5
text:100020F5
loc_100020F5:
; CODE XREF: RawScrambleSector+22 ↓j
text:100020F5
mov
esi,
[ecx+eax]
; взять очередной DWORD из таблицы
text:100020F8
mov
edi,
[eax]
; взять очередное скремблируемое DWORD
text:100020FA
xor
edi,
esi
; ксорим
text:100020FC
mov
[eax]
, ed
; записываем результат
text:100020FE
add
eax,
4
; следующий DWORD
text:10002101
dec
edx
; уменьшить счетчик
text:10002102
jnz
short loc_100020F5; мотать цикл
text:10002104
pop
edi; восстанавливаем регистр EDI
text:10002105
pop
esi; восстанавливаем регистр EDI
text:10002106
retn
; возвращаемся из функции
.text:10002106 RawScrambleSector endp
Анализ дизассемблерного листинга показывает, что громоздкой и ресурсоемкой "возне" с полиномом разработчики CloneCD предпочли быстрый табличный алгоритм, сводящийся к наложению на скремблируемый сектор псевдослучайной последовательности посредством операции XOR. Фактически, мы получили ни что иное, как "одноразовый блокнот" Вернама, длина "секретного" ключа которого равна длине скремблируемой части сектора (2340 байт для справки). Будучи переведенным на язык высокого уровня данный алгоритм будет выглядеть приблизительно так как это показано в листинге 1.3.
Листинг 1.3. Пример реализации табличного алгоритма скремблирования на языке Си
RawScrambleSector (char *raw_sector) {
int a;
DWORD *p;
DWORD *MyScramblerTable = (DWORD *) ScramblerTable;
p = (DWORD*)(raw_sector + 12); for (a = 0; a < 2340 / 4; a++) {
p[a] ^= MyScramblerTable[a];
}
}
Теперь остается разобраться непосредственно с самой псевдослучайной последовательностью, первые восемь членов которой (выдранные дизассемблером из того же CloneCD) выглядят следующим образом (листинг 1.4).
Листинг 1.4. Первые восемь членов псевдослучайной последовательности, используемой для скремблирования сектора, полученные из копировщика CloneCD
dd 060008001h
dd 01E002800h
dd 006600880h
dd 081FE02A8h
dd 028606080h
dd 0889E1E28h
dd 0AAAE6668h
dd 0E0017FFCh
Вся таблица слишком велика, для того чтобы быть приведенной здесь целиком (даже напечатанная самым мелким шрифтом, который только допускают санитарные нормы, она занимает целую страницу, — свыше четырех тысяч знаков, которые очень трудно "перебить" с бумаги в компьютер, не допустив при этом ошибок). Поэтому, представляет интерес найти закономерность, которой связаны члены данной последовательности, и воссоздать алгоритм, вычисляющий все члены последовательности по первому из них. Эта маленькая программистская головоломка отнюдь не так сложна, какой кажется поначалу. Да, беглый взгляд на первые восемь членов псевдослучайной последовательности не обнаруживает и намека на их природу — числа меняются хаотично и сильно смахивают на "пляшущих человечков" над которыми ломал голову Шерлок Холмс. Только частотный анализ в данном случае бесполезен и в "лоб" эту задачу не решить. Но ведь мы начинаем анализ отнюдь не на пустом месте! Во-первых, нам достоверно известно, что скремблирование осуществляется по 16-разрядным словам (разрядность регистра скремблера как раз и составляет 16 бит), а раз так, то и анализировать мы должны именно слова, а не двойные слова. То, что "ксоренье" идет 32-битными кусками ничего не меняет, ведь XOR битовая операция и потому конкретная разрядность операндов никак не влияет на конечный результат! Во-вторых, анализ закономерностей выгоднее всего проводить на битовом уровне, т. к. именно на битовом уровне эта псевдослучайная последовательность и генерируются.
Скрипт, показанный в листинге 1.5, автоматически преобразует все элементы таблицы в 16-разрядные слова, отображаемые в двоичном виде. Запустите дизассемблер IDA Pro, нажиме <F2> и загрузите файл, содержащий этот скрипт. Затем, подогнав курсор к первому элементу таблицы, нажмите <Shift-F2> и введите следующую команду: x2bin(ScreenEA(), ScreenEA()+2340, 2). Комбинация <Ctrl-Enter> (в ранних версиях IDA Pro просто <Enter>) запустит скрипт на выполнение.
Листинг 1.5. Скрипт на IDA-Си, преобразующий элементы таблицы в двоичный вид
// x_start - начальный адрес для преобразования
// x_len- кол-во байт для преобразования
// x_pow- кол-во байт в одном элементе
static x2bin(x_start, x_end, x_pow)
{
auto a,p;
for(p=x_start;;)
{
// преобразуем в элемент нужной разрядности
if (x_pow == 1) MakeByte(p); else if (x_pow == 2) MakeWord(p); else
if (x_pow == 4) MakeDword(p); else return 0;
// в двоичный вид
OpBinary(p, 0);
// след. элемент p = p + x_pow;
// выход, если все уже сделано
if (p>x_end) break;
}
}
"Обновленная" псевдослучайная последовательность скремблера должна выглядеть так как показано в листинге 1.6 (в нем приведены 16 ее первых членов).
Листинг 1.6. Псевдослучайная последовательность, записанная в виде 16-разрядных слов, отображаемых в двоичной нотации
dw 1000000000000001b
dw 0110000000000000b
dw 0010100000000000b
dw 0001111000000000b
dw 0000100010000000b
dw 0000011001100000b
dw 0000001010101000b
dw 1000000111111110b
dw 0110000010000000b
dw 0010100001100000b
dw 0001111000101000b
dw 1000100010011110b
dw 0110011001101000b
dw 1010101010101110b
dw 0111111111111100b
dw 1110000000000001b
Теперь определенная закономерность сразу же бросается в глаза (вот что значит правильно отформатировать листинг!). Биты каждого последующего элемента смещаются на одну позицию вправо, прижимаясь к логическому "востоку", образуя своеобразную битовую "струю", которая в своем диагональном течении линейно
увеличивается в размерах (каждый последующий элемент добавляет ей еще один бит ширины), но на определенном этапе внезапно разбивается на ряд более мелких ручейков, причудливые переплетения которых образуют бессмысленную мешанину. Тем не менее, "физические" принципы, лежащие в основе этого "гидрологического" сооружения, все еще скрыты непроницаемой вуалью тумана и нам не остается ничего иного, кроме как брести наугад, полагаясь лишь на свою интуицию и удачу.
Что мы знаем? Немного… Скремблер "ксорит" содержимое своего внутреннего регистра с потоком скремблируемых данных и после каждого "отскремблированного" 16-разрядного слова модифицирует значение этого регистра… но вот как?! Давайте возьмем два соседних элемента нашей псевдослучайной последовательности и попробуем подобрать такую последовательность операций, которая из предыдущего элемента порождала бы следующий. Возможных вариантов не так уж и много: сдвиг, XOR, AND и OR. Навряд ли создатели CD-ROM использовали в скремблере что-то еще.
Итак, будем отталкиваться от того, что "Исаак родил Абрама", то есть от того как скремблер из числа 0110000000000000b неизвестным науке образом получил число 0010100000000000b. Для компенсации сдвига (который явно имел место) сместим последующий элемент на один бит влево и запишем оба числа одно под другим (по типу сложение по модулю два в столбик):
dw 011000000000000b
dw ???????????????bdw ???????????????bXORXOR
dw ???????????????b
dw ???????????????b
XOR
XOR
dw 010100000000000b
Неизвестное слагаемое здесь не найдет только ленивый. 011000000000000b и 010100000000000b дает…001100000000000b. Постой! Но ведь это же наш исходный член, только сдвинутый на одну позицию вправо! Ну-ка, а как поведет себя следующая пара чисел? Сгорая от нетерпения складываем:
dw 010100000000000b
dw ???????????????bdw ???????????????bXORXOR
dw ???????????????b
dw ???????????????b
XOR
XOR
dw 0001111000000000b
Ага, 010100000000000b XOR 0001111000000000b дает 001010000000000b, значит, мы на верном пути! Наскоро написав простейший скрипт, вычисляющий последующие члены на основе предыдущих мы получим верный результат для всех членов последовательности со второго по седьмой включительно, а вот дальше… Дальше теория и практика разойдутся как большинство супругов. Неожиданно в старшем разряде возникнет единица, которую никто не ждал и которая, естественно, в следующей итерации порождает паразитный "ручеек". Может быть, сдвиг бит в слове происходит циклически, т. е. младший бит "заворачивается" наверх? Но нет, попытка вычисления последующих членов не подтверждает этой теории.
Провозившись пару часов в попытках найти в доступной мне литературе хоть какую- то информацию о полиномах и особенностях их реализации, я так ни к чему и не пришел. В конце концов, вспомнив, что "лучше за день долететь, чем за час добежать", я просто распечатал первую сотню членов псевдослучайной последовательности и вручную рассчитал каждый последующий элемент на основе предыдущего данного. Затем просто отметил все обнаруженные исключения. Выяснилось, что 15-й и 14-й биты (считая от нуля) временами совершают "самопроизвольные" перескоки из нуля в единицу и наоборот. Остальные биты вели себя в полном соответствии с теорией.
Осталось всего ничего — выяснить при каких условиях происходят эти битовые "мутации". Быстро обнаружилось, что если первый, считая от нуля, бит вычисленного члена последовательности равен единице, то его 15-й бит инвертируется (это действительно легко заметить, особенно на распечатке). Чуть сложнее далось второе исключение из правил: если нулевой бит вычисленного члена равен единице, то его 15-й и 14-й биты инвертируются. Соответственно, если и 0-й и 1-й биты содержат по единице, до в силу двойной инверсии 15-го бита реально инвертируется лишь 14-й бит (рис. 1.17). Все! Теперь мы можем рассчитать нашу псевдослучайную последовательность целиком!
1000000000000001b
0110000000000000b>0110000000000000b>получаем копиюполучаем копиюшошш* \ 144444 Ш I I I LX0001111000000000b w;! ^ '^7 44 ^ '•? -шошш* \ 144444 Ш I I I LX0001111000000000b w;! ^ '^7 44 ^ '•? -0000100010000000b шштишт ©ШОИОМШОМЬ I МКшпВ0000100010000000b шштишт ©ШОИОМШОМЬ I МКшпВЕЕвЕОИИИИИИИиаээаЕЕвЕОИИИИИИИиаээаЕЕЕЕЕЕУЕИВаВЕЗВИВЕЕЕЕЕЕУЕИВаВЕЗВИВ0110000010000000b X ; П : ::\|666606010101016001 1 1 1 1 1 11 1 i 1111 i110110000010000000b X ; П : ::\|666606010101016001 1 1 1 1 1 11 1 i 1111 i11сдвигаем вправона один битXOR'mmсдвигаем вправоif(biW))l№ll;iffbitlJibitll^libitlS^I;}получаем копиюсдвигаем вправона один битXOR'mmсдвигаем вправоif(biW))l№ll;iffbitlJibitll^libitlS^I;}получаем копиюсдвигаем вправона один битсдвигаем вправона один битХО^имХО^имВЕЕЕЕЕЕЕЕИЕЗЕЗИЕЗЕЗЕЗВВЕЕЕЕЕЕЕЕИЕЗЕЗИЕЗЕЗЕЗВсдвигам вправо 1Г(ЫЮ)Ь1Г15*=1;1Г(ЫМ){)ЬМ14*=1;ЫН5*=1сдвигам вправо 1Г(ЫЮ)Ь1Г15*=1;1Г(ЫМ){)ЬМ14*=1;ЫН5*=1
0110000000000000b>
0110000000000000b>
получаем копию
получаем копию
шошш* \ 144444 Ш I I I LX
0001111000000000b w;! ^ '^7 44 ^ '•? -
шошш* \ 144444 Ш I I I LX
0001111000000000b w;! ^ '^7 44 ^ '•? -
0000100010000000b шштишт ©ШОИОМШОМЬ I МКшпВ
0000100010000000b шштишт ©ШОИОМШОМЬ I МКшпВ
ЕЕвЕОИИИИИИИиаээа
ЕЕвЕОИИИИИИИиаээа
ЕЕЕЕЕЕУЕИВаВЕЗВИВ
ЕЕЕЕЕЕУЕИВаВЕЗВИВ
0110000010000000b X ; П : ::\
|66660601010101600
1 1 1 1 1 1 11 1 i 1111 i11
0110000010000000b X ; П : ::\
|66660601010101600
1 1 1 1 1 1 11 1 i 1111 i11
сдвигаем вправона один бит
XOR'mm
сдвигаем вправоif(biW))l№ll;iffbitlJibitll^libitlS^I;}
получаем копию
сдвигаем вправона один бит
XOR'mm
сдвигаем вправоif(biW))l№ll;iffbitlJibitll^libitlS^I;}
получаем копию
сдвигаем вправона один бит
сдвигаем вправона один бит
ХО^им
ХО^им
ВЕЕЕЕЕЕЕЕИЕЗЕЗИЕЗЕЗЕЗВ
ВЕЕЕЕЕЕЕЕИЕЗЕЗИЕЗЕЗЕЗВ
сдвигам вправо 1Г(ЫЮ)Ь1Г15*=1;
1Г(ЫМ){)ЬМ14*=1;ЫН5*=1
сдвигам вправо 1Г(ЫЮ)Ь1Г15*=1;
1Г(ЫМ){)ЬМ14*=1;ЫН5*=1
Рис. 1.17. Расчет скремблируемой последовательности
Исходный текст программы, генерирующей скремблерную последовательность приведен в листинге 1.7. Здесь и далее в квадратных скобках приведено название файла, находящегося на прилагаемом к книге компакт-диске с соответствующим листингом. Конечно, это далеко не верх оптимизации, но в плане наглядности данный пример весьма удачен.
Листинг 1.7. [/etc/RawScrambler.c] Программа для расчета скремблируемой последовательности
/
*
**ГЕНЕРИРУЕТ ПОСЛЕДОВАТЕЛЬНОСТЬ ДЛЯ CD-СКРЕМБЛЕРА
*
*
*
/ / сложение по модулю два со свдигом
tmp = reg >> 1; tmp = reg A tmp; reg = tmp >> 1;
// обработка полнинома xA15+x+1, что эквив. 1<<15 + 1<<1 + 1<<0
if (reg & 1<<1) reg = reg А (1<<15);
if (reg & 1<<0) reg = reg A ((1<<15) | (1<<14));
}
}
F1-, F2- и F3-фреймы, CIRC кодирование
Следующий "производственный" цикл начинается с того, что наскоро отскремблированный сектор "нарезается" на 24-байтовые "ломтики" данных, называемые F1-фреймами (F1-frames). Путем несложных математических подсчетов можно заключить, что одного 2352 байтового сектора аккурат хватает на 98 F1- фреймов.
F1-фрейм
Структура F1-фреймов чрезвычайно проста: каждый фрейм состоит из 24 байтов (12 слов), пронумерованных от 0 до 23, последовательно отображаемых на соответствующие ячейки сектора (рис. 1.18, а). Причем, границы фреймов и секторов не обязаны совпадать и сектор может начинаться с любой из следующих позицией первого фрейма: 0, 4, 8, 12, 16 или 20 (рис. 1.18, б). Стартовая позиция сектора в F1- фрейме нигде не храниться (да и где ее здесь хранить-то?), вместо этого начало сектора опознается по синхрогруппе, которую трудно не заметить!
Рис. 1.18. Схема отображения секторов на фреймы
Стандарт довольно туманно описывает процесс отображения секторов на фреймы, но дает понять, что за концом одного сектора непосредственно следует начало другого (Byte 2.351 of a Sector is immediately followed by byte 0 of the next Sector), следовательно изменение стартовой позиции сектора не "заворачивает" хвост сектора в начало первого фрейма, а переносит его на следующий фрейм. Короче говоря, стартовая позиция сектора не равна нулю, то каждый 49-й фрейм содержит байты сразу двух секторов (как нетрудно сообразить это будут первый и последний фреймы сектора, а, поскольку, в одном секторе содержится 98 фреймов, то 98/2 = 49)!
Изменение стартовой позиции начального байта сектора во фрейме приводит к значительным изменениям его DSV (см. разд. "Синхрогруппы, объединяющие биты и DSV" этой главы), в результате чего у записывающей аппаратуры появляется возможность "нормализации" секторов с неприлично высоким значением DSV. Микропрограмма привода должна выбирать стартовую позицию с наименьшим возможным DSV или, по крайней мере, следить за тем, чтобы величина DSV не выходила за рамки предельно допустимых значений. К сожалению, подавляющее большинство CD-R'ов бытового класса слишком тупы для подобной задачи и всегда начинают фрейм с нулевого байта сектора. Как следствие, — копия диска на
фреймовом уровне может очень значительно отличаться от своего оригинала. Несмотря на то, что программно определить стартовую позицию невозможно (штатные приводы CD-ROM отказываются "разглашать" эту информацию), разработчикам защитного механизма ничего не стоит сформировать "слабый" (weak) сектор, имеющий крайне высокое DSV при стартовой позиции 0, но вполне нормальное — при всех остальных (см. разд. "Защиты, основанные на «слабых» секторах" главы 9). Скопировать такой сектор обычным пишущим приводом практически невозможно, — лишь немногие модели приводов CD-ROM окажутся способными прочесть сектор с высоким DSV. Мой ASUS-50x как будто бы читает такие сектора, но нестабильно и не на всех дисках. Причем, возможности "ручного" выбора стартовой позиции у известных мне пишущих приводов нет (во всяком случае, в стандарте она отсутствует, да и не спустились еще записывающие приводы на такой низкий уровень). Можно, конечно, схитрить и умышленно исказить несколько байт сектора, не трогая при этом корректирующие коды (даже незначительная модификация исходных данных ведет к чудовищному изменению DSV), так что микропроцессорная начинка привода самостоятельно восстановит первоначальное содержимое искаженных данных "налету". Однако защита (если она, конечно, не совсем дура) может запросто разоблачить такую грубую подделку от оригинала, — ведь при чтении сектора в "сыром" виде все махинации с корректирующими кодами сразу же становятся видны!
В тоже время большинство пишущих приводов CD-RW (если не все) тщательно следят за значением DSV и корректно выбирают стартовую позицию. Что ж! Все логично, — контрастность CD-RW носителей и так до безобразия низка, а потому и требования к величине DSV здесь значительно жестче, чем у CD-R дисков. Отсюда: если защищенный диск не копируется на CD-R, попробуйте скопировать его на приводе CD-RW на одноименную болванку, ибо ряд пишущих приводов CD-RW (Plextor, PHILIPS) при записи CD-R болванок всегда начинают фрейм с нулевого байта сектора, но вместе с этим грамотно определяют стартовую позицию сектора при записи на болванку типа CD-RW! (маразм, конечно, но против него не попрешь).
Порядок следования байт в секторе отличен от порядка следования байт в F1-фрейме. То есть, попросту говоря, при отображении содержимого сектора на фрейм, четные и нечетные байты меняются местами (рис. 1.19). Такое перемешивание призвано уменьшить пагубное влияние дефектов диска, затрагивающих оба соседних байта сразу.
Программная реализация разбиения сектора на фреймы приведена в листинге 1.8 (здесь: sector — указатель на исходный сектор, F1_frames — массив из 98 фреймов по 24 байта каждый).
Листинг 1.8. Пример, демонстрирующий технику формирования F1-фреймов (рассмотрен случай, когда границы фреймов и секторов совпадают)
/* generate F1 frames */ for (a = 0; a < 98; a++) {
for (b = 0; b < 24; b++) {
F1_frame[a][b]=((*sector&0xff00ff00UL)>>8)|((*sector&0x00ff00ffUL)<<8); }
}
F2-фрейм
Свежесформированные F1-фреймы поступают на вход специального кодера (Cross Interleaved Reed-Solomon Coder, по своим первым буквам так же называемый CIRС- кодером), где к их 24-байтам добавляют еще 8 байт контрольной суммы Рида- Соломона, в результате чего на выходе кодера образуются F2-фрйемы в 32 байта длинной.
Содержимое байт, слагающих F1-фрейм на битовом уровне остается неизменным ("The bit pattern of each of the 24 8-bit bytes of an F1-Frame remains unchanged"), но сами эти байты перераспределяются по 106 F2-фреймам, в результате чего F1- фреймы как бы "размазываются" вдоль спиральной дорожки, становясь менее чувствительными к радиальным царапинам диска (и вообще всяким локальным дефектам).
Перемешивание достигается за счет так называемых линий задержки (delay line) и осуществляется по следующей схеме (рис. 1.20). Первая линия задержки (first delay section) "заглатывает" поступающие на ее вход F1-фреймы уже разбитые на 12 двухбайтовых слов, младший и старший байты которых условно обозначены литерами А и B соответственно, а сами слова последовательно пронумерованы от W12n до W12n+11. Таким образом, первый байт фрейма имеет номер "W12n,A", а последний — "W12n+11,B".
24 8-blt bytes
Delay of
Generation
Delay
Generation
Delay of
32 8-bit bytes
from Fl-frame
2 bytes
of four
lines
of four
1 byte
grouped into
parity bytes
parity bytes
12 16-bit words
Рис. 1.20. Процесс кодирования байтРис. 1.20. Процесс кодирования байтйв si 8 a B tf в s 8 sйв si 8 a B tf в s 8 s
Рис. 1.20. Процесс кодирования байт
Рис. 1.20. Процесс кодирования байт
йв si 8 a B tf в s 8 s
йв si 8 a B tf в s 8 s
Первая линия задержки расщепляет содержимое фрейма на две группы слов, одна из которых (W12n+2, W12n+3, W12n+6, W12n+7, W12n+10, W12n+11) беспрепятственно проходит на выход, а другая (W12n+0, W12n+1, W12n+4, W12n+5, W12n+8, W12n+9) принудительно удерживается на время обработки двух последующих F1-фрймов. Слова с номера W12n+1…W12n+10 тщательно
перемешивается по строго определенной схеме, которую легче изобразить графически (см. рис. 1.20), чем описать словесно.
Перемешенные слова поступают на вход С1-кодера (С1 encoder), где к ним добавляют четыре байта четности, рассчитанные по кодам Рида-Соломона и последовательно пронумерованные от Q12n+0 до Q12n+3.
Затем, слова, обогащенные Q-байтами четности, попадают на вторую линию задержки (second delay lines), где они задерживаются на промежуток от 1D до 27D времени обработки F1-фрймов, где D равно 4.
Вышедшие "на свободу" слова направляются в очередной кодер Рида-Соломона, условно обозначаемый "C2", где к ним добавляют четыре байта четности, последовательно пронумерованных от Pn+0 до Pn+3. Подобная двухуровневая схема избыточного кодирования значительно уменьшает вероятность возникновения неустранимых ошибок, ведь между C1 и C2 кодерами, обрабатываемые данные хорошенько перемешиваются!
Наконец, последняя, третья линия задержки, задерживает все четные байты потока данных на время обработки одного F1-фрейма. Все! С выхода третьей линии задержки сходит новехонький F2-фрейм, состоящий из 32 байт, последовательно пронумерованных от 0 до 32: 24 байт полезных данных, 4 Q-байт четности и 4 P- байта четности. Причем, в 24 байта полезных данных F2-фрейма входят данные множества различных F1-фрймеов! Другими словами говоря, F2-фрейм нельзя рассматривать как F1-фрем с контрольной суммой.
При считывании данных с лазерного диска происходит обратный процесс (рис. 1.21). Сначала считываемые байты проходят через линию задержки, "захватывающую" четные байты на один фрейм, затем они поступают в C1 декодер (С1 decoder), проверяющий истинность контрольной суммы и пытающийся восстановить сбойные байты при необходимости. Далее следует еще одна линия задержки (1D-27D Delay lines) и еще один декодер (C2 decoder), восстанавливающий то, что не удалось восстановить еще предшественнику. Наконец, с выхода последней линии задержки сходят вполне готовые к употреблению F1-фреймы, которые впоследствии собираются в сектора, но о секторах мы уже говорили ранее, так что не будем повторяться.
о12 34678910 111213 14151819 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30 31о12 34678910 111213 14151819 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30 31W12n-12t3XA W12n-12CD-2),B W12eM-13C2IH'3XA W12»M-12(3I>4-2XB W12n*8-12(41>*'3)^A W12n+8-12(H>t2)3 W12u+1-12(6IH3XA W12n+1-12(7EH2KBW12n+5-12(aiX3KAW12itH-12(nH2)3 W12lH4-12aOD+3XA W12ih9-12(11D+2XB Qiso-ianaix-i) Q12a+1-12(13D) Ql^rH2-12(14№l) Q12n-3-12(15D) W12irt-2-12(l6IX-l)^Wlln+i-ll^TDbB W12ft*12(lll>4-1XA W12n+6-12(19DXB W12n+10-12(20D-l),A W12n+10-12(21DXB W121H-3-12(S2D+lXAW12it^3-12(23D№ W12et7-12t24TH-lX* W12et7-12C25DXB W12eHl-12(MDHXA W12n+ll-12(27D)^ P12n-12W12n-12t3XA W12n-12CD-2),B W12eM-13C2IH'3XA W12»M-12(3I>4-2XB W12n*8-12(41>*'3)^A W12n+8-12(H>t2)3 W12u+1-12(6IH3XA W12n+1-12(7EH2KBW12n+5-12(aiX3KAW12itH-12(nH2)3 W12lH4-12aOD+3XA W12ih9-12(11D+2XB Qiso-ianaix-i) Q12a+1-12(13D) Ql^rH2-12(14№l) Q12n-3-12(15D) W12irt-2-12(l6IX-l)^Wlln+i-ll^TDbB W12ft*12(lll>4-1XA W12n+6-12(19DXB W12n+10-12(20D-l),A W12n+10-12(21DXB W121H-3-12(S2D+lXAW12it^3-12(23D№ W12et7-12t24TH-lX* W12et7-12C25DXB W12eHl-12(MDHXA W12n+ll-12(27D)^ P12n-12Р12П+2-12Р12П+2-12►—C-1-)—рю—i-CO—(—i1►1рю►—C-1-)—рю—i-CO—(—i1►1рю—p<3®>-i-—1—( 23D)—|——1—f 'МТ» 1—I——I-CIE—i-—14" 20D)—1——4^5)-|-—|-П№—!-^_^ 17D)—1——г<Тю)—L-—|—( 15D )—|——j-O4DV-]-L_f 13D1—] ( 11DI—L1 C»D 1"—r-m—■-—ГЧ 7D )—I——г< 2P—p<3®>-i-—1—( 23D)—|——1—f 'МТ» 1—I——I-CIE—i-—14" 20D)—1——4^5)-|-—|-П№—!-^_^ 17D)—1——г<Тю)—L-—|—( 15D )—|——j-O4DV-]-L_f 13D1—] ( 11DI—L1 C»D 1"—r-m—■-—ГЧ 7D )—I——г< 2PDe-interleavingDe-interleavingW12q-12(27I>*3)A W12frl2(27EH-3)3W12bH-12(27D+3)^ Т12п+1-1Ц27ГН-ЗХВ W12n+2-12<27rH-3XA W12ir«-12<27IH-3XB W12n+3-12<27D+3),A W12»I3-12<27IM3XB W12lH4-12(27D+3XA W12&+4-1242713+3)3 W12n+5-12<27D+3XA W12H+S-12427D+3XBW12q-12(27I>*3)A W12frl2(27EH-3)3W12bH-12(27D+3)^ Т12п+1-1Ц27ГН-ЗХВ W12n+2-12<27rH-3XA W12ir«-12<27IH-3XB W12n+3-12<27D+3),A W12»I3-12<27IM3XB W12lH4-12(27D+3XA W12&+4-1242713+3)3 W12n+5-12<27D+3XA W12H+S-12427D+3XBФ12п-6-12(271>-3)ЛW12n-6-12(27D-3XBW12n^7-12(27D^3XAW12n^7-12(27D-3)3W12n-8-12(27T>-3)AW12n+8-12(27D+3XBW12a+9-12(27D+3XAW12n-9-12(27D-3XBW12n-10-12(27D+3XAW12ll-10-12(27D+3XBW121H-11-12£7I>4-3XAW121H-ll-12C27IH-3)3Ф12п-6-12(271>-3)ЛW12n-6-12(27D-3XBW12n^7-12(27D^3XAW12n^7-12(27D-3)3W12n-8-12(27T>-3)AW12n+8-12(27D+3XBW12a+9-12(27D+3XAW12n-9-12(27D-3XBW12n-10-12(27D+3XAW12ll-10-12(27D+3XBW121H-11-12£7I>4-3XAW121H-ll-12C27IH-3)3
о
1
2 3
4
6
7
8
9
10 11
12
13 14
15
18
19 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30 31
о
1
2 3
4
6
7
8
9
10 11
12
13 14
15
18
19 20 21 22 23 24 25 26 27 28 29 30 31
W12n-12t3XA W12n-12CD-2),B W12eM-13C2IH'3XA W12»M-12(3I>4-2XB W12n*8-12(41>*'3)^A W12n+8-12(H>t2)3 W12u+1-12(6IH3XA W12n+1-12(7EH2KB
W12n+5-12(aiX3KA
W12itH-12(nH2)3 W12lH4-12aOD+3XA W12ih9-12(11D+2XB Qiso-ianaix-i) Q12a+1-12(13D) Ql^rH2-12(14№l) Q12n-3-12(15D) W12irt-2-12(l6IX-l)^
Wlln+i-ll^TDbB W12ft*12(lll>4-1XA W12n+6-12(19DXB W12n+10-12(20D-l),A W12n+10-12(21DXB W121H-3-12(S2D+lXA
W12it^3-12(23D№ W12et7-12t24TH-lX* W12et7-12C25DXB W12eHl-12(MDHXA W12n+ll-12(27D)^ P12n-12
W12n-12t3XA W12n-12CD-2),B W12eM-13C2IH'3XA W12»M-12(3I>4-2XB W12n*8-12(41>*'3)^A W12n+8-12(H>t2)3 W12u+1-12(6IH3XA W12n+1-12(7EH2KB
W12n+5-12(aiX3KA
W12itH-12(nH2)3 W12lH4-12aOD+3XA W12ih9-12(11D+2XB Qiso-ianaix-i) Q12a+1-12(13D) Ql^rH2-12(14№l) Q12n-3-12(15D) W12irt-2-12(l6IX-l)^
Wlln+i-ll^TDbB W12ft*12(lll>4-1XA W12n+6-12(19DXB W12n+10-12(20D-l),A W12n+10-12(21DXB W121H-3-12(S2D+lXA
W12it^3-12(23D№ W12et7-12t24TH-lX* W12et7-12C25DXB W12eHl-12(MDHXA W12n+ll-12(27D)^ P12n-12
Р12П+2-12
Р12П+2-12
►
—C-1-)—
рю—
i-CO—
(—i1
►
1
рю
►
—C-1-)—
рю—
i-CO—
(—i1
►
1
рю
—p<3®>-i-
—1—( 23D)—|—
—1—f 'МТ» 1—I—
—I-CIE—i-
—14" 20D)—1—
—4^5)-|-
—|-П№—!-
^_^ 17D)—1—
—г<Тю)—L-
—|—( 15D )—|—
—j-O4DV-]-
L_f 13D1
—] ( 11DI—L
1 C»D 1"
—r-m—■-
—ГЧ 7D )—I—
—г< 2P
—p<3®>-i-
—1—( 23D)—|—
—1—f 'МТ» 1—I—
—I-CIE—i-
—14" 20D)—1—
—4^5)-|-
—|-П№—!-
^_^ 17D)—1—
—г<Тю)—L-
—|—( 15D )—|—
—j-O4DV-]-
L_f 13D1
—] ( 11DI—L
1 C»D 1"
—r-m—■-
—ГЧ 7D )—I—
—г< 2P
De-interleaving
De-interleaving
W12q-12(27I>*3)A W12frl2(27EH-3)3
W12bH-12(27D+3)^ Т12п+1-1Ц27ГН-ЗХВ W12n+2-12<27rH-3XA W12ir«-12<27IH-3XB W12n+3-12<27D+3),A W12»I3-12<27IM3XB W12lH4-12(27D+3XA W12&+4-1242713+3)3 W12n+5-12<27D+3XA W12H+S-12427D+3XB
W12q-12(27I>*3)A W12frl2(27EH-3)3
W12bH-12(27D+3)^ Т12п+1-1Ц27ГН-ЗХВ W12n+2-12<27rH-3XA W12ir«-12<27IH-3XB W12n+3-12<27D+3),A W12»I3-12<27IM3XB W12lH4-12(27D+3XA W12&+4-1242713+3)3 W12n+5-12<27D+3XA W12H+S-12427D+3XB
Ф12п-6-12(271>-3)Л
W12n-6-12(27D-3XB
W12n^7-12(27D^3XA
W12n^7-12(27D-3)3
W12n-8-12(27T>-3)A
W12n+8-12(27D+3XB
W12a+9-12(27D+3XA
W12n-9-12(27D-3XB
W12n-10-12(27D+3XA
W12ll-10-12(27D+3XB
W121H-11-12£7I>4-3XA
W121H-ll-12C27IH-3)3
Ф12п-6-12(271>-3)Л
W12n-6-12(27D-3XB
W12n^7-12(27D^3XA
W12n^7-12(27D-3)3
W12n-8-12(27T>-3)A
W12n+8-12(27D+3XB
W12a+9-12(27D+3XA
W12n-9-12(27D-3XB
W12n-10-12(27D+3XA
W12ll-10-12(27D+3XB
W121H-11-12£7I>4-3XA
W121H-ll-12C27IH-3)3
328-bit bytes
Delay ofC decoderDelayC, decoderDelay of24 8-bit bytes
1 byteslines2 byte
Рис. 1.21. Процесс декодирования байт
При данной избыточности корректирующие коды в состоянии исправлять до двух сбойных байт на каждый 24/28-байтовый "ломтик" исходных данных. При искажении трех и более байт, декодер способен лишь констатировать сам факт искажения, но бессилен восстановить оригинальное содержимое разрушенных байт. Правда, установить какие именно байты были разрушены все-таки возможно, а, значит, их приблизительное значение может быть определено путем интерполяции. Конечно, для дисков с данными такой способ "восстановления" не пригоден, но для Audio-CD он дает вполне удовлетворительный результат. Количество неисправимых ошибок даже на качественных носителях достаточно велико и CD-приводам приходится активно заниматься их интерполяцией, о присутствии которой подавляющее большинство меломанов даже и не подозревают.
Компьютерные приводы CD-ROM первого поколения формально поддерживали аудиодиски и даже ухитрялись качественно проигрывать их, но… при попытке цифрового "грабежа" диска в динамиках стоял сплошной треск, подобный тому, что издается поцарапанным винилом. Что ж, ностальгия — это прекрасно, но, черт возьми, время пластинок давно прошло и причина их стремительного вытеснения компакт-дисками не в последнюю очередь объясняется тем, что качество их звучания не падает с течением времени, в то время как пластинки неизбежно уродуются со
временем. Теперь же оказывается, что приобретаемые нами компакт-диски уже изуродованные и уже "шипят".
Так происходит потому, что приводы CD-ROM первого поколения читали аудиодиски "как есть" и при возникновении неисправимых ошибок не осуществляли никаких попыток самостоятельного исправления сбойных байт. Более того, они не сообщали и номера этих байт, в результате чего прикладное программное обеспечение просто не знало что и с чем следует интерполировать! Если искажение затрагивало младшие биты разряда, то для человеческого уха оно оставалось практически незаметным (даже для уха меломана), но если сбойный бит угодил в старший разряд, — такое искажение воспринималось человеком как резкий щелочек, даже если по его ушам потоптался китайский медведь панда. Вообще-то, сбойный сектор можно было попробовать перечитать несколько раз (вдруг с одной из попыток он почитается нормально?) или проанализировать считанные данные на предмет поиска и "сглаживания" всех крутых "пиков" и "спадов", но это же все полумера, вы понимаете! Качественный "грабеж" аудио на таких приводах невозможен. К тому же некоторые производители дисков, озабоченные проблемой их несанкционированного копирования, стали умышленно вносить на них большое количество неисправимых ошибок, в результате чего в аудио-режиме диск читался нормально (даже на компьютерном приводе), но попытка его "грабежа", равно как и попытка копирования на болванку CD-R терпели неудачу, ибо качество звучания было на редкость удручающим и едва ли могло соперничать с дедушкой граммофоном.
Сейчас, однако, ситуация понемногу начала исправляться и некоторые из современных приводов CD-ROM уже способны возвращать в потоке данных указатели на искаженные биты. На программном уровне это достигается передачей приводу команды BEh (READ CD) c ненулевым значением поля "Error Flags" (оно расположено в 1—2 битах 9-го байта ATAPI/SCSI-пакета, см. так же демонстрационный пример [/etc/RAW.CD.READ/aspi32.C2.c]). Подробнее об этом можно прочитать в Стандарте на DVD/CD-ROM приводы (http://www.stanford.edu/~csapuntz/specs/INF-8020.PDF page 143), здесь же мы сосредоточимся не сколько на описании формата полей команды READ CD, сколько на самих C2-указателях (C2-pointers), которые строго говоря, никакими указателями не являются, а представляют собой обычную битовую карту, помещаемую в самый конец возвращаемых приводом данных. Каждому байту исходных данных соответствует "свой" бит C2-pointers, анализ значения которого и позволяет однозначно установить: является ли данный байт сбойным или нет. Учитывая, что длина сектора составляет 2352 байта, становится нетрудно рассчитать совокупный размер всех битов C2-pointers вместе взятых, который равен 2352/8 = 294 байтам, причем первый байт сектора соответствует первому биту C2-pointers (рис. 1.22).
SmallFrame( 1SmallFrame( 1SmallFramc(9S)
SmallFrame( 1
SmallFrame( 1
CD Digital Audio
C2 Error Flags
Рис. 1.22. Последовательность фреймов, образующая блок
Узнать поддерживает ли данный конкретный привод такую возможность или нет можно посылкой команды MODE SENSE 10 (5Ah) c кодом страницы (Page Code) равным 2Ah (C/DVD Capabilities and Mechanical Status Page Format) тогда единичное значение 4-го бита 13-го байта возращенных данных укажет на то, что C2 Pointers is Supported и, соответственно, наоборот (см. так же демонстрационный пример [/etc/RAW.CD.READ/aspi32.cfg.c]). В частности, мой PHILIPS CDRW 2400 ничего подобного, увы, не поддерживает.
Но довольно о грустном. Лучше вернемся к нашим C1- и C2-декодерам, а точнее, к методике подсчета количества ошибок. Существует как минимум шесть типов ошибок, по три для каждой из двух стадий исправления: а) односимвольные (исправимые) ошибки, соответствующие первой стадии восстановления (т. е. исправляемые декодером C1); б) двухсимвольные (исправимые) ошибки, соответствующие первой стадии исправления и в) трехсимвольные (уже, увы, неисправимые) ошибки, соответствующие все той же стадии. Аналогичная картина наблюдается и на втором уровне восстановления, относящемуся к декодеру C2. Ошибки принято обозначать заглавной буквой "E" (лат. — от слова Error) с непосредственно примыкающим к ней двухзначным числом, первая цифра которого обозначает число ошибок (1, 2 или 3), а вторая — стадию исправления (1 или 2). Для большей наглядности все возможные комбинации этих цифр сведены в таблицу (табл. 1.2).
Таблица 1.2. Условное обозначение различных типов ошибок
Обозначение
Пояснение
E11
Количество односимвольных (исправимых ошибок) на стадии C1
E21
Количество двухсимвольных (исправимых ошибок) на стадии C1
Е31
Количество трехсимвольных (неисправимых ошибок) на стадии С1
E12
Количество односимвольных (исправимых ошибок) на стадии C2
E22
Количество двухсимвольных (исправимых ошибок) на стадии C2
Е32
Количество трехсимвольных (неисправимых ошибок) на стадии С2
Трехсимвольные ошибки, неустранимые на стадии C1 (т. е. ошибки E31) в большинстве случаев могут быть успешно восстановлены на следующей стадии исправления, однако, одна-единственная ошибка E31 может вызвать до 30 ошибок E12, ведь между C1 и C2 декодерами данные 160 F1-фреймов тщательно перемешиваются!
Трехсимвольные ошибки, неустранимые на стадии C2 (т. е. ошибки E32), свидетельствует о серьезном физическом дефекте поверхности диска, которые (в силу несовершенства технологических процессов) даже на "свежих" дисках отнюдь не так редки, как это может показаться на первый взгляд. Именно поэтому и приходится использовать дополнительные корректирующие коды на дисках с данными (для аудиодисков в этом случае используется интерполяция, но для данных
интерполяция бессмысленна). Подробнее об этом можно прочесть в разд. "«Сырые» и «сухие» сектора" этой главы, здесь же мы не будет возвращаться к уже рассмотренным вопросам.
F3-фрейм
Когда к вышедшему из CIRC-декодера F2-фрейму добавляют еще один байт служебных данных, называемый контрольным байтом (Control Byte) образуется F3- фрейм, с которым мы уже сталкивались в разд. "Кратко о питах, лендах, EFM- словах, фреймовых кадрах и секторах" этой главы. Структура F3-фрейма до предела проста: первым идет контрольный байт, а за ним следуют 32 байта, доставшихся в наследство от F2-фрейма. Контрольный байт содержит в себе восемь бит подкода, которые в свою очередь образуют каналы, простирающиеся в длину на 98 байт, т. е. захватывающие весь сектор целиком, поскольку сектор как раз и состоит из 98 F3- фреймов (подробнее см. разд. "Каналы подкода" этой главы).
Структура, образованная 98 F3-фреймами, называется секцией (section) и представляет собой вполне самодостаточную сущность, не привязанную к границам сектора. Позвольте зачитать пару цитат из Стандарта ECMA-130: "These Sections are asynchronous with the Sectors, i.e. there is no prescribed relation between the number of the F1-Frame in which the first byte of a Sector is placed and the number of the F3 -Frame in which the first Control byte of the table is placed" ("Эти секции асинхронны по отношению к секторам, т. е. между номером F1-фрейма, хранящим первый байт сектора и номером F3-фрейма, хранящим первый контрольный байт таблицы, нет жестко заданного отношения"). Так же: "The address of a Sector is recorded in the Sector Header, also as an absolute time. It has no prescribed relation to the addresses of the Sections, because the mapping of a Sector on the Sections during recording is implementation-dependent due to the freedom left in clause 16. Therefore, the address of a Sector is filled in just before the Sector enters the CIRC encoder" ("Адрес сектора, записанный в его заголовке, так же выражается в абсолютном времени. Он не имеет никакого заранее заданного отношения к адресу секции, поскольку отображение секторов на секции, происходящее в процессе записи последних, есть implementation-dependent, то есть зависит от воли левого мизинца правой пятки разработчика записывающего привода, а, если говорить серьезно, оно в значительной мере обусловлено свободой выбора стартовой позиции начала сектора в F1-фрйеме. Поэтому, адрес сектора заполняется непосредственно перед входом сектора на CIRC-кодер").
Первые байты двух F3-фреймов каждой секции (т. е. первые два контрольных байта секции) обрабатываются особым образом. В то время как остальные байты секции (коих насчитывается 3 232) преобразуются в 14-битовые EFM-последовательности, непосредственно записываемые на диск, эти два "товарища" замещаются фиксированными синхрогруппами, именуемых SYNC0 (00100000000001) и SYNC1 (00000000010010) соответственно (рис. 1.23).
Программная, вводная и выводная области, оглавление диска и область данных
Последовательность секторов одного формата объединяется в дорожку иначе трек (track), минимально возможная длина которой составляет 300 секторов, а максимальная — весь диск целиком. Первый и последний треки диска, т. е. вводная (Lead-In) и выводная (Lead-Out) области соответственно, используются для служебных целей, хотя большинство современных приводов способны обходится и без них (а пишущие приводы это делать вообще обязаны).
Вводная область диска — (Lead-In area). Служебная область диска (рис. 1.24) по сути своей представляющая нулевой трек, всегда предшествующий первому треку PMA. Каждая сессия многосессионного диска имеет собственную вводную область. Размер вводной области по стандарту составляет 9 Мбайт (60 секунд или 4500 секторов). Q- канал подкода вводной сессии содержит оглавление диска (TOC), среди прочей полезной информации указывающей либо на адрес выводной области (закрытый диск), либо на адрес вводной области следующей сессии (открытый диск).
Содержимое вводной области недоступно для чтения на программном уровне (доступно у приводов MSI). Визуально вводная область выглядит равномерно освещенным блестящим кольцом.
Внимание !
Не всякое блестящее кольцо это область Lead-In! Настоящая область Lead-In всегда находится на расстоянии 23 мм от края диска, а перед ней идет еще всякий "мусор".
Рис. 1.24. Строение лазерного диска
Выводная область диска — (Lead-Out area). Служебная область диска, условно обозначаемая треком номер AAh и замыкающая собой всякую закрытую сессию. Выводная область служит своеобразным индикатором конца сессии и/или диска и помогает оптической головке не вылететь за пределы диска. Пишущие приводы должны корректно обрабатывать диски с незакрытыми сессиями, однако, обыкновенные приводы CD-ROM и аудио проигрыватели это делать не обязаны.
Внимание!
Отсутствие выводной сессии (равно как и некорректное задание ее адреса) может повредить некоторые модели приводов (один из них PHILIPS).
Емкость выводной области одно-сессионного диска по стандарту составляет 13,5 Мбайт (6750 секторов или 1,5 минуты). Емкость выводных областей для второй и последующих сессий многосессионных дисков уменьшена до 4 Мбайт (0,5 минуты или 2250 секторов). Содержимое выводной области недоступно на программном уровне (доступно у приводов MSI). Визуально выводная область выглядит равномерно освещенным блестящим кольцом.
Оглавление диска или иначе таблица содержимого (TOC — Table Of Content). Служебная область диска, записанная в Q-канале подкода вводной области диска, так же называемой областью Lead-In (такое блестящее кольцо у внутреннего края диска). Многосессионный диск имеет несколько независимых TOC — по одному TOC на каждую закрытую сессию.
TOC содержит информацию о стартовых адресах вводной/выводной областей диска и атрибуты всех его треков (как-то тип трека: аудио или данные, а если данные то в каком режиме — Mode 1, Mode 2 и т. д., абсолютном стартовом адресе трека и номере соответствующей ему сессии). Так же TOC содержит часть ATIP и указатели на местоположения ее продолжения.
Непосредственно (т. е. на секторном уровне) для чтения TOC недоступен, но для извлечения его содержимого в "сыром" виде можно воспользоваться следующей SCSI/ATAPI командной READ TOC/PMA/ATIP (операционный код: 43h) с format field == 2h.
Однако не стоит путать TOC с файловой системой — между ними нет ничего общего! Файловые системы лазерных дисков хранятся непосредственно в PMA и свободно доступы для чтения на секторном уровне.
Программная область — (Program area). Область диска, расположенная между областями Lead-In и Lead-Out и содержащая информационные треки с музыкой или данными. Это основная область диска, целиком доступная на секторном уровне с паузами между аудио треками включительно. Подавляющее большинство CD данных (Data-CD) содержат один-единственный трек данных, хранящий в себе всю необходимую информацию, записанную в той или иной файловой системе. Впрочем, файловые системы лежат за гранью темы нашего разговора. Что же касается аудио CD (Audio-CD), то никакой файловой системы они не имеют, а используют для этой цели TOC, помещая каждую песню в отдельный трек.
Если за областью Lead-Out располагается область Lead-In, то такой диск называется многосессионным (multi-session). Каждая закрытая сессия имеет собственные области Lead-In, Lead-Out и TOC, причем, указатель на выводную область, находящийся в TOC, может содержать как действительный адрес выводной области текущей сессии, так и адрес вводной области следующей сессии! Количество сессий в принципе неограниченно, однако, в силу сквозной нумерации треков, количество сессий не может превышать 99. Сессия может быть независимой (TOC указывает только на треки внутри сессии) или связанной (TOC содержит адреса треков из предыдущих сессий). Однако далеко не все приводы "знают" о существовании сессий. В частности, подавляющее большинство Audio-проигрывателей "видят" только первую сессию диска и игнорируют все остальные. Благодаря этому обстоятельству существует возможность создания дисков, не читающихся на компьютерных приводах CD-ROM, но нормально "перевариваемых" CD-плейерами.
Сессия называется закрытой, если ее область данных обрамлена вводной и выводной областью. Незакрытые сессии могут читаться только устройствами записи (необходим доступ к PMA). Указатель в TOC сессии на выводную область может содержать либо действительно адрес выводной области данной сессии (закрытый диск), либо адрес вводной области следующей сессии. Запись ограничивается местом на диске, местом в PMA и числом треков (треки имеют сквозную нумерации по всему диску от 01 до 99). Сессии могут быть связаны также на уровне файловой системы. Механизм сессий позволяет "изменять" информацию на болванке CD-R, дописывая новую сессию.
Глава 2
Могущество кодов Рида-Соломона или информация, воскресшая из пепла
Энтропия слепа, но терпелива. Рано или поздно, обстреливая наши позиции по квадратам, она нанесет удар по штабу, по центру связи. И тогда первая линия обороны будет уничтожена. И приходится отходить на запасные позиции. Иными словами, доставать из магнитотеки пакет дисков с копией тома.
Е. В. Лишак
"Тридцатьвторой день года.
(Записки парасистемного программиста)."
Все вы наверняка слышали о существовании помехозащитных кодов Рида-Соломона, широко использующихся в устройствах передачи и хранения данных для обнаружения и исправления как одиночных, так и групповых (!) ошибок. Область их применения необычайно широка — кодеры/декодеры Рида-Соломона можно найти и в ленточных запоминающих устройствах, и контроллерах оперативной памяти, и в модемах, и в жестких дисках, и в приводах CD-ROM/DVD и т. д. Благодаря им некоторые "продвинутые" архиваторы безболезненно переносят порчу нескольких секторов носителя, содержащего архив, а подчас — и полное разрушение целого тома многотомного архива. Еще коды Рида-Соломона позволяют защитному механизму автоматически восстанавливать байтики, "хакнутые" взломщиком и/или искаженные в результате сбоя программного/аппаратного обеспечения.
Короче говоря, если владение техникой помехозащитного кодирования не превращает вас в бога, то, по крайней мере, поднимает на Олимп, где среди бесшумных вентиляторов и "безглючных" операционных систем снуют великие компьютерные Гуру.
В тоже время, лишь немногие программисты могут похвастаться собственной реализацией алгоритмов Рида-Соломона. Да и зачем? Готовых библиотек море — от прагматичных коммерческих пакетов, до бесплатных "исходников", распространяемых по лицензии GNU. Как говориться, бери — не хочу.
Замечание
"...из-за ошибок в реализации данный код вместо исправления ошибок добавляетновые. Поэтому данный код больше недоступен" — комментарий к GNU'шным
исходным текстам кодера/декодера Reed-Solomon'a Вот и верь после этого в надежность Linux в целом и в "GNU-тый" библиотечный код в частности.
Что ж, в использовании библиотек есть вполне определенный практический смысл, но никакой хакер не доверит управления программе, до тех пор не поймет как именно она работает (а эта публикация именно для хакеров и предназначена, естественно "хакеров" в хорошем значении этого слова). С другой стороны, — при анализе программного обеспечения, распространяемого без исходных кодов, вы не сможете идентифицировать алгоритм Рида-Соломона, если только заранее не разберетесь во всех его тонкостях. Допустим, вам встретилась защита, хитрым образом манипулирующая с EDC/ECC полями ключевых секторов, считанных ею с лазерного диска, и каждый такой сектор содержит две умышленно внесенные ошибки (плюс еще ошибки, естественным путем возникающие при небрежном обращении с CD), причем, одна из этих ошибок ложная и исправлять ее не нужно. При штатном копировании защищенного диска микропроцессорная начинка CD-ROM'a автоматически исправляет все ошибки, которые она только может исправить, в результате чего происходит искажение ключевых меток и, — как следствие — защищенная программа перестанет работать. Можно, конечно, скопировать диск в "сыром" режиме, т. е. без исправления ошибок, но тогда копия будет содержать как не предумышленные, так и предумышленные ошибки, в результате чего даже при незначительном повреждении оригинала, корректирующих возможностей кодов Рида-Соломона уже окажется недостаточно и диск просто перестанет читаться (А как вы хотели? Копирование дисков в сыром режиме ведет к накоплению ошибок и потому крайне непрактично с любой точки зрения). Владение базовыми принципами помехозащитного кодирования позволит вам разобраться с логикой работы защитного механизма и понять какие конкретного ошибки следует исправлять, а какие нет.
К сожалению, подавляющее большинство публикаций на тему кодов Рида-Соломона написаны на языке высшей математики для постижения которой и университетских знаний под час оказывается недостаточно (да и все ли хакеры знают математику?), в результате чего все эти сильно теоретизированные руководства забрасываются на полку, если вообще не …отправляются в туалет (не то, чтобы я разделял такие намерения, но все-таки…).
Программная реализация корректирующих кодов Рида-Соломона действительно очень сложна и на самом деле требует определенной математической подготовки, изложение основ которой может показаться скучным и неинтересным для "системщиков" и "железячников", но иного пути по-видимому нет. В конце концов, никто не обещал вам, что быть программистом — легко, а хорошим программистом быть еще труднее. Так что не говорите потом, что я вас не предупреждал! Шутка! Расслабьтесь и разгоните свой страх перед высшей математикой прочь. По ходу описания вам повстречается пара формул (ну куда же в математике без формул?), но во всех остальных случаях я буду говорить на интернациональном программистом языке — языке Си, понятным любому системщику. В общем, пристегивайте ремни и поднимайте свои головы с клавиатуры, — мы поехали!
Корректирующие коды и помехоустойчивое кодирование
Персональные компьютеры с их битами и байтами настолько прочно вошли в нашу жизнь, что программисты вообще перестали задумываться о теории кодирования информации, принимая ее как должное. Между тем, здесь все не так просто, как может показаться на первый взгляд.
Фактически, кодирование есть ни что иное, как преобразование сообщения в последовательность кодовых символов так же называемых кодовыми словами. Любое дискретное сообщение состоит из конечного числа элементов: в частности, текст состоит из букв, изображение состоит из пикселей, машинная программа состоит из команд и т. д., — все они образуют алфавит источника сообщения. При кодировании происходит преобразование элементов сообщения в соответствующие им числа — кодовые символы, причем каждому элементу сообщения присваивается уникальная совокупность кодовых символов, называемая кодовой комбинацией. Совокупность кодовых комбинаций, образующих сообщение, и есть код. Множество возможных кодовых символов называется кодовым алфавитом, а их количество (далее по тексту обозначаемое малой латинской m) — основанием кода.
Впрочем, все это вы уже наверняка знаете (а если не знаете, — то без труда найдете исчерпывающее объяснение основ кодирования в любом учебнике по информатике), но знаете ли вы, что такое расстояние Хемминга? Это — минимальное количество различий между двумя различными допустимыми кодовыми словами и в теории помехоустойчивого кодирования расстояние Хемминга играет основополагающую роль. Рассмотрим, например, следующий четырехбитный код (листинг 2.1).
Листинг 2.1. Пример простейшего четырехбитного кода с расстоянием Хемминга, равным единице
0
^
0000;
4
^
0100;
8
^
1000;
12
^
1100
1
^
0001;
5
^
0101;
9
^
1001;
13
^
1101
2
^
0010;
6
^
0110;
10
^
1010;
14
^
1110
3
^
0011;
7
^
0111;
11
^
1011;
15
^
1111
Такой код широко используется в вычислительной технике, несмотря на его невозможность обнаружить ошибки.
Это обыкновенный двоичный код, который можно встретить в некоторых "однокристалках", вмещающий в свои 4 бита 16 символов (т. е. с его помощью можно закодировать 16 букв алфавита). Как нетрудно убедиться, что два любых символа этого кода отличаются, по меньшей мере, на один бит, следовательно, расстояние Хемминга для такого кода равно единице (что условно обозначает как d = 1).
А вот другой четырехбитный код с расстоянием Хемминга, равным двум, способный обнаруживать одиночные ошибки (листинг 2.2).
Листинг 2.2. Пример четырехбитного кода с расстоянием Хемминга, равным двум
0 ^ 0000;4 ^ 1001;
1 ^ 0011;2 ^ 0101;3 ^ 0110;1 ^ 0011;2 ^ 0101;3 ^ 0110;5 ^ 1010;6 ^ 1100;7 ^ 1111;5 ^ 1010;6 ^ 1100;7 ^ 1111;
1 ^ 0011;
2 ^ 0101;
3 ^ 0110;
1 ^ 0011;
2 ^ 0101;
3 ^ 0110;
5 ^ 1010;
6 ^ 1100;
7 ^ 1111;
5 ^ 1010;
6 ^ 1100;
7 ^ 1111;
На этот раз, два произвольных символа отличаются как минимум в двух позициях, за счет чего информационная емкость такого кода сократилась с 16- до 8 символов. Постойте-постойте! — воскликнет иной читатель. — Что это за бред? Куда девалась комбинация 0001 или 0010 например? Нет, это не бред и указанных комбинаций бит в данном коде действительно нет, точнее они есть, но объявлены запрещенными. Благодаря этому обстоятельству наш подопечный код способен обнаруживать любые одиночные ошибки. Возьмем, например, символ "1010" и исказим в нем произвольный бит (но только один!). Пусть это будет второй слева бит, — тогда искаженный символ станет выглядеть так: "1110". Поскольку, комбинация "1110" является запрещенной, декодер может засвидетельствовать наличие ошибки. Увы, только засвидетельствовать, но не исправить, т. к. для исправления даже одного- единственного сбойного байта требуются увеличить расстояние Хемминга как минимум до трех. Поскольку, 4-битный код с d = 3 способен вмещать в себя лишь два различных символа, то он крайне ненагляден, и потому нам лучше выбрать код с большей разрядностью. Хорошо, пусть это будет 10-битный код с d = 5 (листинг 2.3).
Листинг 2.3. Пример 10-битного кода, с расстоянием Хемминга равным пяти, способного обнаруживать четырехбитные ошибки, а исправлять — двух битовые
0000000000000001111111111000001111111111
Возьмем, к примеру, символ 0000011111 и искорежим два любых бита, получив в итоге что-то наподобие: 0100110111. Поскольку, такая комбинация является запрещенной, декодер понимает, что произошла ошибка. Достаточно очевидно, что если количество сбойных бит меньше расстояния Хемминга хотя бы наполовину, то декодер может гарантированно восстановить исходный символ. Действительно, если между двумя любыми разрешенными символами существует не менее пяти различий, то искажение двух бит всякого такого символа приведет к образованию нового символа (обозначим его к), причем расстояние Хемминга между к и оригинальным символом равно числу непосредственно искаженных бит (т. е. в нашем случае двум), а расстояние до ближайшего соседнего символа равно: d - к (т. е. в нашем случае трем). Другими словами, пока d - к > к декодер может гарантированно восстановить искаженный символ. В тех случаях, когда d > к > d - к, успешное восстановление уже
не гарантируется, но при удачном стечении обстоятельств все-таки оказывается в принципе возможным.
Возвращаясь к нашему символу 0000011111, давайте на этот раз исказим не два бита, а четыре: 0100110101 и попробуем его восстановить. Изобразим процесс восстановления графически (листинг 2.4).
Листинг 2.4. Восстановление четырехбитной ошибки
0000000000
000001111111111000001111111111
0100110101
010011010101001101010100110101
5 отличий
4 отличия6 отличий5 отличий
Грубо говоря, обнаружив ошибку, декодер последовательно сличает искаженный символ со всеми разрешенными символами алфавита, стремясь найти символ наиболее "похожий" на искаженный. Точнее — символ с наименьшим числом различий, а еще точнее — символ, отличающийся от искаженного не более чем в (d –
) позициях. Легко увидеть, что в данном случае нам повезло и восстановленный символ совпал с истинным. Однако, если бы четыре искаженных бита распределились бы так: 0111111111, то декодер принял бы этот символ за 1111111111 и восстановление оказалось бы неверным.
Таким образом, исправляющая способность кода определяется по следующей формуле: для обнаружения r ошибок расстояние Хемминга должно быть больше или равно r, а для коррекции r ошибок, расстояние Хемминга должно быть, по крайней мере, на единицу больше удвоенного количества r (листинг 2.5).
Листинг 2.5. Корректирующие способности простого кода Хемминга
обнаружение ошибок: d >= r исправление ошибок: d > 2r информационная емкость : 2n/d
Теоретически количество обнаруживаемых ошибок неограниченно, практически же информационная емкость кодовых слов стремительно тает с ростом d. Допустим, у нас есть 24 байта данных, и мы хотели бы исправлять до двух ошибок на каждый такой блок. Тогда нам придется добавить к этому блоку еще 49 байт, в результате чего реальная информационная емкость блока сократиться всего… до 30%! Хорошенькая перспектива, не так ли? Столь плачевный результат объясняется тем, что биты кодового слова изолированы друг от друга и изменение одного из них никак не сказывается на окружающих. А что если…
Пусть все биты, номера которых есть степень двойки, станут играть роль контрольных битов, а оставшиеся и будут обычными ("информационными") битами сообщения. Каждый контрольный бит должен отвечать за четность суммы (т. е. если сумма проверяемых бит — четна, то контрольный бит будет равен нулю и, соответственно, наоборот) некоторой, принадлежащей ему группы битов, причем один и тот же информационный бит может относиться к различным группам. Тогда, один информационный бит сможет влияет на несколько контрольных и потому информационная емкость слова значительно (можно даже сказать чудовищно) возрастет. Остается только выбрать наиболее оптимальное разделение сфер влияния.
Согласно методу помехозащитного кодирования, предложенного Хеммингом, для того, чтобы определить какие контрольные биты контролируют информационный бит, стоящий в позиции k, мы должны разложить k по степеням двойки, как это показано в таблице 2.1.
Таблица 2.1. Разделение бит на контрольные и информационные
Позиция
Какими битами контролируется
1 (A)
20 = 1
Это контрольный бит, никто его не контролирует
2 (B)
21 = 2
Это контрольный бит, никто его не контролирует
3
20+21 = 1 + 2 = 3
Контролируется 1 и 2 контрольными битами
4 (C)
22 = 4
Это контрольный бит, никто его не контролирует
5
20+22 = 1 + 4 = 5
Контролируется 1 и 4 контрольными битами
6
21+22 = 2 + 4 = 6
Контролируется 2 и 4 контрольными битами
7
20+21+22 = 1 + 2 + 4 = 7
Контролируется 1, 2 и 4 контрольными битами
8 (D)
23 = 8
Это контрольный бит, никто его не контролирует
Давайте, в порядке закрепления материала попробуем "пощупать" коды Хемминга в "живую" и вручную рассчитаем контрольную сумму 4-битного символа "0101". После резервирования "квартир" для контрольных битов (выделенных в тексте жирным шрифтом) наш символ будет выглядеть так: AB0C101D. Теперь остается только рассчитать значения битов A, B, C и D.
Бит A, контролирующий биты 3, 5 и 7 равен нулю, т. к. их сумма (0 + 1 + 1) четна.
Бит B, контролирующий биты 3, 6 и 7 равен единице, т. к. их сумма (0 + 0 + 1) нечетна.
Бит C, контролирующий биты 5, 6 и 7 равен нулю, т. к. их сумма (1 + 0 + 1) четна.
Таким образом, "новоиспеченное" кодовое слово будет выглядеть так: "0100101", где жирным шрифтом выделены контрольные биты (листинг 2.6).
Листинг 2.6. Кодовое слово вместе с информационными битами
AB0C101
1234567
Допустим, при передаче наше слово было искажено в одной позиции и стало выглядеть так: 01001 1 1. Сможем ли мы обнаружить такую ошибку? А вот сейчас и проверим! Так, бит A должен быть равен: (0 + 1 + 1) % 2 = 0, что соответствует истине. Бит B должен быть равен (0 + 1 + 1) % 2 = 0, а в нашем слове он равен единице. Запомним номер "неправильного" контрольного бита и продолжим. Бит C должен быть равен (1 + 1 + 1) % 2 = 1, а он равен нулю! Ага, значит, контрольные биты в позициях 2 (бит B) и 4 (бит C) обнаруживают расхождение с действительностью. Их сумма (2 + 4 = 6) и дает позицию сбойного бита. Действительно, в данном случае номер искаженного бита будет равен 6, — инвертируем его, тем самым, восстанавливая наше кодовое слово в исходный вид.
А что, если искажение затронет не информационный, а контрольный бит? Проверка показывает, что позиция ошибки успешно обнаруживается и в этом случае и контрольный бит при желании может быть легко восстановлен по методике уже описанной выше (только если ли в этом смысл? ведь контрольные биты все равно выкусываются в процессе декодирования кодового слова).
На первый взгляд кажется, что коды Хемминга жутко неэффективны, ведь на 4 информационных бита у нас приходится 3 контрольных, однако, поскольку номера контрольных бит представляют собой степень двойки, то с ростом разрядности кодового слова они начинают располагаться все реже и реже. Так, ближайший к биту C контрольный бит D находится в позиции 8 (т. е. в "трех шагах"), зато контрольный бит E отделен от бита D уже на 24 – 23 – 1 = 7 "шагов", а контрольный бит F и вовсе — на 25 – 24 – 1 = 15 "шагов".
Таким образом, с увеличением разрядности обрабатываемого блока, эффективность кодов Хемминга стремительно нарастает, что и показывает следующая программа (листинг 2.7) и результаты расчетов, выполненные с ее помощью (листинг 2.8).
Листинг 2.7. Расчет эффективной информационной емкости кодов Хемминга для слов различной длины
main()
{
int a;
int _pow = 1;
int old_pow = 1;
int N, old_N = 1;
printf( "* * * hamming code efficiency test * * * by Kris Kaspersky\n"\ " BLOCK_SIZE FUEL UP EFFICIENCY\n"\ "\n");
for (a = 0; a < MAX_POW; a++) {
N = _pow - old_pow - 1 + old_N;
printf("%8d %8d%8.1f%%\n",_pow, N, (float) N/_pow*100);
// NEXT
old_pow = _pow; _pow = _pow * 2; old_N = N;
} printf("\n");
}
Листинг 2.8. Результат расчета эффективной информационной емкости кодов Хемминга для слов различной длины
BLOCKSIZE FUEL UP EFFICIENCY
1
0
0.0
2
0
0.0
4
1
25.0
8
4
50.0
16
11
68.8
32
26
81.3
64
57
89.1
128
120
93.8
256
247
96.5
512
502
98.0
1024
1013
98.9
2048
2036
99.4
4096
4083
99.7
8192
8178
99.8
16384
16369
99.9
32768
32752
100.0
65536
65519
100.0
131072
131054
100.0
262144
262125
100.0
524288
524268
100.0
Из приведенной распечатки (см. листинг 2.8) видно, что при обработке блоков, "дотягивающихся" хотя бы до 1024 бит, накладными расходами на контрольные биты можно полностью пренебречь.
К сожалению, коды Хемминга способны исправлять лишь одиночные ошибки, т. е. допускают искажение всего лишь одного сбойного бита на весь обрабатываемый блок. Естественно, с ростом размеров обрабатываемых блоков увеличивается и вероятность ошибок. Поэтому, выбор оптимальной длины кодового слова является весьма нетривиальной задачей, как минимум требующей знания характера и частоты возникновения ошибок используемых каналов передачи информации. В частности, для ленточных накопителей, лазерных дисков, винчестеров и тому подобных устройств, коды Хемминга оказываются чрезвычайно неэффективными. Зачем же тогда мы их рассматривали? А затем, что понять прогрессивные системы кодирования (к которым в том числе относятся и коды Рида-Соломона), ринувшись атаковать их "с нуля", практически невозможно, ибо они завязаны на сложной, действительно высшей математике, но ведь не Боги горшки обжигают, верно?
Идея кодов Рида-Соломна
Если говорить упрощенно, то основная идея помехозащитного кодирования Рида- Соломона заключается в умножении информационного слова, представленного в виде полинома D, на неприводимый полином G (т. е. такой полином, который не разлагается в произведение полиномов меньшей степени), известный обоим сторонам, в результате чего получается кодовое слово C, опять таки представленное в виде полинома.
Декодирование осуществляется с точностью до наоборот: если при делении кодового слова C на полином G, декодер внезапно получает остаток, то он может "рапортовать наверх" об ошибке. Соответственно, если кодовое слово разделилось нацело, то его передача завершилась успешно.
Если степень полинома G (называемого так же порождающим полиномом) превосходит степень кодового слова по меньшей мере на две степени, то декодер может не только обнаруживать, но и исправлять одиночные ошибки. Если же превосходство степени порождающего полинома над кодовым словом равно четырем, то восстановлению поддается и двойные ошибки. Короче говоря, степень полинома к связана с максимальным количеством исправляемых ошибок t следующим образом: к = 2t. Следовательно, кодовое слово должно содержать два дополнительных символа на одну исправляемую ошибку. В то же время, максимальное количество распознаваемых ошибок равно t, т. е. избыточность составляет один символ на каждую распознаваемую ошибку.
В отличии от кодов Хемминга, коды Рида-Соломона могут исправлять любое разумное количество ошибок при вполне приемлемом уровне избыточности. Спрашиваете, за счет чего это достигается? Смотрите, в кодах Хемминга контрольные биты контролировали лишь те информационные биты, что находятся по правую сторону от них и игнорировали всех "левосторонних товарищей". Обратимся к таблице 2.1, — добавление восьмого контрольного бита D ничуть не улучшило
помехозащищенность кодирования, поскольку контрольному биту D было некого контролировать. В кодах же Рида-Соломона контрольные биты распространяют свое влияние на все информационные биты и потому, с увеличением количества контрольных бит, увеличивается и количество распознаваемых/устраняемых ошибок. Именно благодаря последнему обстоятельству, собственно, и вызвана ошеломляющая популярность корректирующих кодов Рида-Соломона.
Теперь о грустном. Для работы с кодами Рида-Соломона обычная арифметика, увы, не подходит и вот почему. Кодирование предполагает вычисления по правилам действия над многочленами, с коэффициентами которых надо выполнять операции сложения, вычитания, умножения и деления, причем все эти действия не должны сопровождаться каким-либо округлением промежуточных результатов (даже при делении!), чтобы не вносить неопределенность. Причем, и промежуточные, и конечные результаты не имеют права выходить за пределы установленной разрядной сетки... постой! Воскликнет внимательный читатель! Да ведь это невозможно! Чтобы при умножении и не происходило "раздувания" результатов, — кто же в этот бред поверит?!
Впрочем, если как следует подумать головой, частично призвав на помощь и другие части тела, можно сообразить, что умножать информационное слово на порождающий полином вовсе и не обязательно, можно поступить гораздо хитрее:
Добавляем к исходному информационному слову D справа к нулей, в результате чего у нас получается слово длины n = m + r и полином X*D, где m — длина информационного слова.
Делим полученный полином X *D на порождающий полином G и вычисляем остаток от деления R, такой что: X*D = G*Q + R, где Q — частное, которое мы благополучно игнорируем за ненадобностью, — сейчас нас интересует только остаток.
Добавляем остаток R к информационному слову D, в результате чего получаем "симпатичное" кодовое слово C, информационные биты которого хранятся отдельно от контрольных бит. Собственно, тот остаток, который мы получили в результате деления — и есть корректирующие коды Рида-Соломона. Между нами говоря, способ кодирования, при котором информационные и контрольные символы хранятся раздельно называется систематическим кодированием и такое кодирование весьма удобно с точки зрения аппаратной реализации.
Мысленно прокручиваем пункты 1, 2 и 3 пытаясь обнаружить на какой же стадии вычислений происходит выход за разрядную сетку и... такой стадии нет! Все пучком! Остается лишь отметить, что информационное слово плюс корректирующие коды можно записать как: т == Xr*D + r = gq.
Декодирование полученного слова T осуществляется точно так же, как уже и было описано ранее. Если при делении слова T (которое в действительности является произведением G на Q) на порождающий полином G образуются остаток, то слово T искажено и, соответственно, наоборот.
Теперь — вопрос на засыпку. Как вы собираетесь осуществлять деление полиномов в рамках общепринятой алгебры? В целочисленной арифметике деление определено не для всех пар чисел (вот в частности, 2 нельзя разделить на 3, а 9 нельзя разделить на 4, — без потери значимости естественно). Что же касается "плавучки", — то ее точность еще та (в смысле точность катастрофически недостаточная для эффективного использования кодов Рида-Соломона), к тому же она довольно сложна в аппаратной реализации. Ладно, в IBM PC с процессором Pentium, быстродействующий математический сопроцессор всем нам дан по дефлоту, но что делать разработчикам ленточных накопителей, винчестеров, CDприводов наконец? Пихать в них четвертый Пень?! Нет уж, увольте, — лучше воспользоваться специальной арифметикой, — арифметикой конечных групп, называемых полями Галуа. Достоинство этой арифметики в том, что операции сложения, вычитания, умножения и деления определены для всех членов поля (естественно, исключая ситуацию деления на ноль), причем, число, полученное в результате любой из этих операций, обязательно присутствует в группе! Таким образом при делении любого целого числа A, принадлежащего множеству 0…255 на любое целое число B из того же множества (естественно, B не должно быть равно нулю), мы получим число C, входящее в данное множество. А поэтому, потерь значимости не происходит и никакой неопределенности не возникает!
Таким образом, корректирующие коды Рида-Соломона основаны на полиномиальных операциях в полях Галуа и требует от программиста владения сразу несколькими аспектами высшей математики из раздела теории чисел. Как и все "высшее", придуманное математиками, поля Галуа есть суть абстракция, которую невозможно ни наглядно представить, ни "пощупать" руками. Ее надо просто принять как набор аксиом, не пытаясь вникнуть в смыл, достаточно всего лишь знать, что она работает — вот и все. А еще есть полиномы "немерянных" степеней и матрицы в "пол-Европы", от которых нормального системщика извините за выражение блевать тянет (увы, программист-математик скорее исключение, чем правило).
Поэтому, прежде чем ринуться в непроходимые джунгли математического леса абстракций, давайте сконструируем макет кодера/декодера Рида-Соломона, работающий по правилам обычной целочисленной алгебры. Естественно, за счет неизбежного в этом случае расширения разрядной сетки, такому кодеру/декодеру будет очень трудно найти практическое применение, но… зато он нагляден и позволяет не только понять, но и почувствовать принцип работы корректирующих кодов Рида-Соломона.
Мы будем исходить из того, что если g = 2n + 1, то для любого a из диапазона 0…2n, произведение a*g = c (где с — кодовое слово), будет представлять по сути полную мешанину битов обоих исходных чисел.
Допустим n = 2, тогда g = 3. Легко видеть, — на что бы мы не умножали g — хоть на 0, хоть на 1, хоть на 2, хоть на 3, полученный результат делиться нацело на g в том и только в том случае, если никакой из его битов не инвертирован (т. е., попросту говоря, одиночные ошибки — отсутствуют).
Остаток от деления однозначно указывает на позицию ошибки (при условии, что ошибка одиночная, групповые же ошибки данный алгоритм исправлять не способен). Точнее, если ошибка произошла в позиции x, то остаток от деления к будет равен к = 2x. Для быстрого определения x по к можно воспользоваться тривиальным табличным алгоритмом. Впрочем, для восстановления сбойного бита знать его позицию совершенно необязательно, достаточно сделать R = eЛ к, где e — искаженное кодовое слово, л — операция xor, а R — восстановленное кодовое слово. В общем, законченная реализация кодера/декодера Рида-Соломона, работающего по обычной арифметике (т. е. с неоправданным расширением разрядной сетки), и исправляющим любые одиночные ошибки в одном 8-битном информационном слове (впрочем, программу легко адоптировать и под 16-байтовые информационные слова), может выглядеть так как показано в листинге 2.9. Обратите внимание, что кодер реализуется чуть ли не на порядок проще декодера. В настоящем декодере Рида-Соломна, способном исправлять групповые ошибки, этот разрыв еще значительнее.
Листинг 2.9. [/etc/EDC.ECC/rs.simplest.c] Простейший пример реализации кодера/декодера Рида-Соломона
/* *
*ПРОСТЕЙШИЙ КОДЕР/ДЕКОДЕР РИДА-СОЛОМОНА
*======================================
*
* Build 0x001 @ 02.07.2003
*/
// ВНИМАНИЕ! данный кодер/декодер построен на основе обычной арифметики,
// не арифметики полей Галуа, в результате чего его практические возможности // более чем ограничены, тем не менее он нагляден и удобен для изучения #include <stdio.h>
#define SYM_WIDE
8
// ширина входного информационного символа (бит)
#define DATAIN
0x69
// входные данные (один байт)
#define ERR_POS
3
// номер бита, который будет разрушен сбоем
// неприводимый
полином
#define MAG (1<<
(SYM_WIDE*
1) + 1<<(SYM_WIDE*0))
//
// определение позиции ошибки x по остатку k от деления кодового слова на полином
// k = 2^x, где "^" – возведение в степень
// функция принимает k и возвращает x
//
int pow_table[9] = {1,2,4,8,16,32,64,128,256};
lockup(int x) {int a;for(a=0;a<9;a++) if(pow_table[a]==x)return a; return -1;}
main()
{
int i; int g; int c; int e; int k;
fprintf(stderr,"simplest Reed-Solomon endoder/decoder by Kris Kaspersky\n\n");
i = DATAIN;// входные данные (информационное слово )
g = MAG;// неприводимый полином
printf("i = %08x (DATAIN)\ng = %08x (POLYNOM)\n", i, g);
// КОДЕР РИДА-СОЛОМОНА (простейший, но все-таки кое-как работающий)
// вычисляем кодовое слово , предназначенное для передачи
c = i * g; printf("c = %08x (CODEWORD)\n", c);
// конец КОДЕРА
// передаем с искажениями
e = c ^ (1<<ERR_POS); printf("e = %08x (RAW RECIVED DATA+ERR)\n\n", e);
/*^^^^ искажаем один бит, имитируя ошибку передачи */
// ДЕКОДЕР РИДА-СОЛОМОНА
// проверяем на наличие ошибок передачи
// (фактически это простейший декодер Рида-Соломона )
if (e % g)
{
// ошибки обнаружены, пытаемся исправить
printf("RS decoder says: (%x) error detected\n{\n", e % g);
k = (e % g);// k = 2^x, где x - позиция сбойного бита
printf("\t0 to 1 err position: %x\n", lockup(k));
printf ("\trestored codeword is: %x\n}\n", (e ^= k));
}
printf("RECEIVED DATA IS: %x\n", e / g); // КОНЕЦ ДЕКОДЕРА
}
Результат работы простейшего кодера/декодера Рида-Соломона показан в листинге 2.10. Обратите внимание — искаженный бит удалось успешно исправить, однако, для этого к исходному информационному слову пришлось добавить не два, а целых три бита (если вы возьмете в качестве входного слова максимально допустимое восьмибитное значение 0xFF, то кодовое слово будет равно 0x1FE00, а так как 210 = 1024, то свободных разрядов уже не хватает и приходится увеличивать разрядную сетку до 211, в то время как младшие биты кодового слова фактически остаются незадействованными и "правильный" кодер должен их "закольцевать", грубо говоря замкнув обрабатываемые разряды на манер кольца.
Листинг 2.10. Результат работы простейшего кодера/декодера Рида-Соломона
i = 00000069
(DATAIN)
g = 00000200
(POLYNOM)
c = 0000d200
(CODEWORD)
e = 0000d208
(RAW RECIVED DATA+ERR)
RS decoder says:
(8) error detected
{
0 to 1 err position: 3 restored codeword is: d200
}
RECEIVED DATA IS: 69
Общее представление
Коды Рида-Соломона представляют собой недвоичные совершенные систематические линейные блочные коды, относящиеся к классу циклических кодов с числовым полем отличным от GF(2) и являющиеся подмножеством кодов Боуза- Чоудхури-Хоквингема. Корректирующие способности кодов Рида-Соломона напрямую зависят от количества контрольных байт. Добавление r контрольных байт позволяют обнаруживать r произвольным образом искаженных байт, гарантированно восстанавливая из них r/2 байт.
Что читать
Несмотря на то, что данный раздел является вполне самодостаточным и весь минимально необходимый математический аппарат излагает самостоятельно без отсылок к сторонней литературе, желание углубить свои знания вполне естественно и его можно только приветствовать. А потому будет лучше, если вы не ограничитесь одной этой книгой, но "перевернете целые горы" специализированной литературы, с каждым разом все больше и больше ужасаясь глубине той пропасти, что отделяет ваши поверхностные представления от действительно настоящих знаний. Теория
помехоустойчивого кодирования столь обширна, что для ее изучения потребуется как минимум целая жизнь.
Итак, с чего начать?
□ Blahut Richard "Theory and Practice of Error Control Codes", Mass.: Addison- Wesley, 1983.
Очень хорошая книжка из категории "must have"; по слухам есть в электронном виде в сети, однако, к сожалению самой книжки я так и не нашел, но тучи ссылок на нее убедительно свидетельствуют о высоком качестве последней. Так же имеется ее русскоязычный перевод, выпущенный издательством "Мир" (см. далее).
Блейхут Р. "Теория и практика кодов, контролирующих ошибки" М.: Мир, 1986. 576 с.
Технически грамотный и добротный перевод уже упомянутой ранее книги Блейхута (Blahut Richard) (ах, какие в издательстве Мир были переводчики!), электронной копии в сети, к сожалению, нет.
□ James Plank "A tutorial on Reed-Solomon Coding for fault-tolerance in RAID-like systems".
Неплохое руководство по использованию кодов Рида-Соломона для построения отказоустойчивых RAID-подобных систем, ориентированное на математически неподготовленных системных программистов и доходчиво объясняющее суть помехоустойчивого кодирования с примерами исходных текстов на языке Си. Электронная копия руководства доступна по адресу: http://www.cs.utk.edu/~plank/plank/papers/CS-96-332.pdf.Настоятельно
рекомендую прочитать, даже если вы и не собираетесь заниматься сборкой RAID.
Joel Sylvester "Reed Solomon Codes".
Предельно кратное описание принципов работы кодов Рида-Соломона с блок- схемами вместо исходных текстов. На практическое руководство не тянет, но общую картину все-таки дает, почитайте. Руководство доступно по адресу: http://www.elektrobit.co.uk/pdf/reedsolomon.pdf.
Tom Moore "REED-SOLOMON PACKAGE" (old tutorial)
Роскошный сборник разнообразных руководств по кодам Рида-Соломона, наверное, лучший из всех, что я видел. Включает в себя краткое описание основ теории полей Галуа, базовые принципы построения кодеров/декодеров Рида- Соломона и законченные примеры реализации самих кодеров/декодеров на языке Си (правда, недостаточно добросовестно прокомментированные). Сей материал (stuff) неоднократно промелькивал в сети ФИДО и последний раз был замечен 28 декабря 1994 года в конференции comp.compression. Его легко найти в "Гугле" по ключевым словам "Reed-Solomon+main+ECC". Настоятельно рекомендую.
Ross N.Williams "A painless guide to CRC error detection algorithms".
Подробное руководство по CRC полезное достаточно внятным и доступным описанием полиномиальной арифметики, без которой работа с кодами Рида-
Соломона просто не мыслима. Доступно в электронной форме по следующему адресу: ftp://www.internode.net.au/clients/rocksoft/papers/crc_v3.txt. Так же имеется его неплохой перевод на русский язык, легко отыскивающийся в сети по запросу "Элементарное руководство по CRC алгоритмам обнаружения ошибок". Настоятельно рекомендую.
ftape (драйвер ленточного накопителя из дистрибутива Linux).
Ну какая же запись на магнитную ленту обходится без корректирующих кодов? Представить себе такое прямо-таки скажем довольно затруднительно. Поэтому, анализ исходных текстов драйверов ленточных накопителей дает довольно-таки богатую пищу для размышлений (при условии, конечно, если исследуемый драйвер действительно использует коды Рида-Соломона, а не что-нибудь другое). Линуховый Драйвер ftape, как раз и является тем драйвером, что вам нужен, а непосредственно сам код, ответственный за кодирование/декодирование кодов Рида-Соломона вынесен в файл ftape-ECC.c/ftape-ECC.h. Это достаточно аккуратный, хорошо структурированный и даже местами слегка комментируемый код, так же рекомендую.
□ James S. Plank GFLIB "C Procedures for Galois Field Arithmetic and Reed-Solomon Coding".
Библиотечка для работы с кодами Рида-Соломона. Содержит в себе полные исходные тексты всех необходимых функций и распространяется по лицензии GPL (General [GNU] Public License). Найти ее можно на любом GNU'том сайте, например, по адресу: http://www.cs.utk.edu/~plank/plank/gflib/gflib.tar.
Полиномиальная арифметика и поля Галуа
В прошлом разделе этой главы мы говорили о том, что помехоустойчивые коды Рида-Соломона основаны на двух фундаментальных математических составляющих: полиномиальный арифметике и арифметике полей Галуа. До тех пор, пока эти вопросы не будут нами всесторонне рассмотрены, мы не сможем двигаться дальше и потому наберемся чуточку терпения, чтобы совершить решительный штурм математических вершин. После чего начнется чистое программирование, практически без примесей всяких инородных математик.
Полиномиальная арифметика
Полиномиальной арифметике посвящен шестой раздел третьего тома "Искусства программирования" Дональда Кнута, где полиному дается следующее определение: "Формально говоря, полином над S представляет собой выражение вида: u(x) = unxn + … + u1x + u0, где коэффициенты un,…, u1, u0 — элементы некоторой алгебраической системы S, а переменная x может рассматриваться как формальный символ без определяющего значения. Будем полагать, что алгебраическая система S представляет собой коммутативное кольцо с единицей. Это означает, что S допускает операции сложения, вычитания и умножения,
удовлетворяющие обычным свойствам: сложение и умножение являются ассоциативными и коммутативными бинарными операциями, определенными на S, причем умножение дистрибутивно по отношению к сложению. Существует так же единичный элемент по сложению 0 и единичный элемент по умножению 1, такие, что a + 0 == a и a * 1 == a для всех a из S. Вычитание является обратной по отношению к сложению операцией, но о возможности деления как операции, обратной по отношению к умножению, ничего не предполагается. Полином 0xn + m + … + 0x n + 1 + unxn + … + u1x + u0 рассматривается как идентичный unxn + … + u1x + u0, хотя формально он отличается от него".
Таким образом, вместо того, чтобы представлять информационное слово D, кодовое слово C и остаток от деления R в виде целых чисел (как это делалось нами ранее), мы можем связать их с соответствующими коэффициентами двоичного полинома, выполняя все последующие математические манипуляции по правилам полиномиальной арифметики. Выигрыш от такого преобразования на первый взгляд далеко не очевиден, но не будем спешить, а лучше преобразуем любое пришедшее нам в голову число (например, 69h) в двоичный полином. Запустив "Калькулятор" или любое другое подходящее приложение по вашему вкусу, переведем наше число в двоичный вид (при соответствующих навыках эту операцию можно выполнить и в уме, см. "Техника и философия хакерских атак" Криса Касперски): 69h ^ 1101001.
Ага, крайний правый коэффициент равен единице, затем следуют два нулевых коэффициента, потом единичный коэффициент… короче говоря, получается следующее: 1x6 + 1x5 + 0x4 + 1x3+ 0x2 + 0x + 1. По сути говоря, битовая строка "1101001" является одной из форм записи вышеуказанного полинома, — ненаглядной с точки зрения неподготовленного человека, но удобной для машинной обработки. Постойте, но если 69h уже представляет собой полином, то в чем разница между сложением полиномов 69h и 27h и сложением целых чисел 69h и 27h?! Разница несомненно есть. Как еще показал Ницше: фактов нет, а есть одни лишь интерпретации. Интерпретация же чисел и полиномов различна и математические операции над ними выполняются по совершенно независимым правилам.
Коэффициенты в полиномиальной арифметики строго типизированы и коэффициент при xk имеет иной тип нежели при xm (конечно, при том условии, что k ≠ m). А операции над числами различных типов категорически не допустимы! Все коэффициенты обрабатываются независимо, а возникающий при этом перенос в старший разряд (заем из старшего разряда) попросту не учитывается. Покажем это на примере сложения чисел 69h и 27h (листинг 2.11). Сложение, выполненное по правилам полиномиальной двоичной арифметики (слева) и сложение, выполненное по правилам обычной арифметики (справа).
Листинг 2.11. Пример сложения чисел 69h и 27h
1101001 (69h)1101001 (69h)
+0100111 (27h)+0100111 (27h)
1001110 (4Eh)10010000 (90h)
Простейшие расчеты показывают, что сложение полиномов по модулю два, дает тот же самый результат, что их вычитание и "волшебным" образом совпадает с битовой операцией xor . Впрочем, совпадение с XOR — чистая случайность, но вот эквивалентность сложения и вычитания заставляет заново пересматривать привычную природу вещей, вспоминая задачки из серии "у Маши было одно яблоко, Петя отнял у нее его, затем ей подарил еще одно, спрашивается: сколько всего яблок у Маши осталось? А сколько у нее было бы, если бы первое яблоко осталось не отнятым?". С точки зрения арифметики по модулю два ответ: один и ноль соответственно. Да! Не отними бы Петя у Маши яблоко, 1 + 1 == 0 и бедная Маша вообще осталась бы ни с чем. Так что мальчики, почаще отнимайте яблоки и девушек — учите их компьютерной грамотности!
Впрочем, мы отвлеклись. Ладно, оставим в покое половые разборки между членами молодежи и вернемся к фиктивному члену x нашего полинома и его коэффициентам. Благодаря их типизации и отсутствию взаимных связей, мы можем осуществлять обработку сколь угодно длинных чисел, просто xor (исключающее ИЛИ)'я составляющие их биты на потоке. Это и есть одно из тех достоинств полиномиальной арифметики, которые не видны с первого взгляда, но благодаря которым полиномиальная арифметика стала так широко распространена.
Однако, в нашем случае одной лишь полиномиальной арифметикой дело не обходится и для реализации кодера/декодера Рида-Соломона нам потребуется активная помощь со стороны полей Галуа. Что же это за поля такие, спросите Вы?
Поля Галуа
В далеких шестидесятых, когда компьютеры были большими, а двадцати мегабайтовые винчестеры напоминали собой стиральные машины, родилась одна из красивейших легенд о зеленом инопланетном существе, прилетевшим со звезд, и записавшим всю Британскую энциклопедию на тонкий металлический стержень нежно-серебристого цвета, который существо и увезло с собой. Сегодня, когда габариты 100 ГГб жестких дисков сократились до размеров сигаретной пачки, такая плотность записи информации уже не кажется удивительной и даже вызывает улыбку. Но! Все дело в том, что инопланетное существо обладало технологией записи бесконечного количества информации на бесконечно крошечном отрезке и Британская энциклопедия была выбрала лишь для примера. С тем же успехом инопланетянин мог скопировать содержимое всех серверов Интернета, нанеся на свой металлический стержень всего одну-единственную риску. Не верите? А зря! Переводим Британскую энциклопедию в цифровую форму, получая огромное преогромное число. Затем — ставим впереди него запятую, преобразуя записываемую информацию в длиннющую десятичную дробь. Теперь только остается найти два числа A и B, таких, что результат деления A и B как раз и будет равен данному числу с точностью до последнего знака. Запись этих чисел на металлических стержень осуществляется нанесением риски, делящей последний на два отрезка с длинами, кратными величинам А и B соответственно. Для считывания информации достаточно всего лишь измерить длины отрезков А и B, а затем —
поделить один на другой. Первый десяток чисел после запятой будет более или менее точен, ну а потом… Потом жестокая практика опустит абстрактную теорию по самые помидоры, окончательно похоронив последнюю под толстым слоем информационного мусора, возникающего из невозможности точного определения геометрических размеров объектов реального мира.
В цифровом мире дела обстоят еще хуже. Каждый программист знает, что на деление целых и вещественных чисел наложены достаточно жесткие ограничения. Помимо того, что деление весьма прожорливая в плане процессорных ресурсов операция, так она еще и математически неточная! То есть, если c = a * b, то еще не факт, что a == c/b! Таким образом, для практической реализации кодов Рида-Соломона обычная арифметика непригодна и приходится прибегать к помощи особой математики — математики конечных групп Галуа.
Под группой здесь понимается совокупность целых чисел, последовательно пронумерованных от 0 до 2n – 1, например: {0, 1, 2, 3} или {00h 01h, 02h, 03h, 04h, 05h, 06h, 07h, 08h, 09h, 0Ah, 0Bh, 0Ch, 0Dh, 0Eh, 0Fh}. Группы, содержащие 2n элементов, называются полями Галуа (Galois Field) и обозначаются так: GF(2n).
Замечание
На самом же деле, полями Галуа называют любые конечные поля, но в данном контексте мы будем говорить лишь о тех полях, количество членов которых равно 2n.
Члены групп в обязательном порядке подчиняются ассоциативному, коммутативному и дистрибутивному законам, но обрабатываются довольно противоестественным на первый взгляд образом:
Сумма двух любых членов группы всегда присутствует в данной группе.
Для каждого члена а группы существует тождественный (identity) ему член, обычно записываемый как e, удовлетворяющий следующему условию: a + e = e + a = a.
Для каждого члена a группы, существует обратный (inverse) ему член –a, такой что: a + —a == 0.
Начнем с первого тезиса. Не кажется ли он вам бредом? Допустим, у нас есть группа {0, 1, 2, 3}. Это каким же в дупель пьяным нужно быть, чтобы при вычислении значения 2 + 3 получить число меньшее или равное 3?! Оказывается, сложение в полях Галуа осуществляется без учета переноса и сумма двух членов группы равна: |c = (a + b) % 2n|, где операция "%" обозначает взятие остатка. Применительно к нашему случаю: (2 + 3) % 4 == 1. У математиков это называется "сложением по модулю 4".
Естественно, вас интересует: а применяется ли сложение по модулю на практике или используется лишь в абстрактных конструкциях теоретиков? Хороший вопрос! Сложение по модулю мы машинально выполняем десятки раз на дню, даже не задумываясь о том, что это и есть сложение без учета переноса. Вот, например, проснувшись в шесть вечера по утру, вы просидели за компьютером девять часов кряду, а потом неожиданно бросили взгляд на свои наручные часы. Какое положение
занимала часовая стрелка в это время, при условии, что часы идут точно? Искомое значение со всей очевидностью представляет собой сумму 6 и 9 по модулю 12 и равно оно: (6 + 9) % 12 == 3. Вот вам наглядный пример практического использования арифметики Галуа. А теперь давайте в порядке эксперимента вычтем из числа 3 число 6… (если не догадались как это правильно сделать, то возьмите в руки часы).
Теперь самое главное: раз, результат деления одного члена группы на другой, естественно, неравный нулю член, в обязательном порядке должен присутствовать в данной группе, то несмотря на то, что деление осуществляется в целых числах оно будет точным. Точным, а не округленным! Следовательно, если c = a * b, то a == c/b. Другими словами, умножение и деление непротиворечивым образом определено для всех членов группы, конечно, за исключением невозможности деления на нуль, причем, расширения разрядной сетки при умножении не происходит!
Конечно, это не совсем обычное умножение (и далеко не во всяком поле Галуа дважды два будет рано четырем), однако, никто и не требует от арифметики Галуа ее соответствия "здравому смыслу" и "житейскому опыту". Главное, — что она работает, причем работает хорошо. И существование жестких дисков, CD-ROM/DVD приводов — лучшее тому подтверждение, ибо все они так или иначе используют эту арифметику в своих целях.
Как уже говорилось, в вычислительной технике наибольшее распространение получили поля Галуа с основанием 2, что объясняется естественностью этих полей с точки зрения машинной обработки, двоичной по своей природе.
Для реализации кодера/декодера Рида-Соломона нам потребуются четыре базовых арифметических операции: сложение, вычитание, умножение и деление. Далее они будут рассмотрены во всех подробностях.
Сложение и вычитание в полях Галуа
Сложение по модулю два в полях Галуа тождественно вычитанию и реализуется битовой операцией XOR . Этот вопрос мы уже обсуждали при изучении полиномиальной арифметики, поэтому не будем лишний раз повторяться, а просто приведем законченный пример программной реализации функции сложения/вычитания (листинг 2.12).
Листинг 2.12. Функция, реализующая сложение/вычитание в полях Галуа
// функция возвращает результат сложения (вычитания)
// двух полиномов a и b по модулю 2
int gf_sum(int a, int b) {
return a ^ b;
}
Умножение в полях Галуа
Открыв учебник математики за третий класс (если мне не изменяет память), мы найдем, что умножение представляет собой многократное сложение и, коль скоро сложение в полях Галуа мы выполнять уже научились, мы имеем все основания считать, что реализация функции умножения не создаст особого труда. Так? А вот и нет! Я всегда знал, что дважды два равно четырем, до конца никогда не верил в это и, впервые столкнувшись с полями Галуа понял, насколько был прав.
Примечание
Другими словами говоря, щелкая выключателем я знаю, что сейчас загорится свет. Но я не уверен в этом (монтер перерезал провода, лампочка перегорела и т. д.). Вот так и с математикой. Та жвачка, которой пичкают нас в школе и позже в институте — это не математика. Это набор шаманских обрядов, который нас заставляют совершать, но который не позволяет приникнуть в самую суть — в дао математики. Может оно и к лучшему, не знаю, но во всяком случае считаю долгом сказать, что "математика" преподаваемая в средних и высших учебных заведениях имеет к математике не больше отношения, чем программирование к терзанию мыши в Word и установке операционной системы Windows.
Выяснилось, что существуют и такие математики, где дважды два не равно четырем, а операция умножения определяется не через сложение, а совсем по другому.
Действительно, если попытаться "обернуть" функцию gf_sum в цикл, мы получим то же самое сложение только в профиль. a * b будет равно а, если b четно, и нулю, если b — нечетно. Ну, и кому такое умножение нужно? Собственно, функция "настоящего" умножения Галуа настолько сложна и ресурсоемка, что для упрощения ее реализации приходится к временному преобразованию полиномов в индексную форму, последующему сложению индексов, выполняемому по модулю GF, и обратному преобразованию суммы индексов в полиномиальную форму.
Что такое индекс? Это — показатель степени при основании два, дающий искомый полином. Например, индекс полинома 8 равен 3 (23 = 8), а индекс полинома 2 равен 1 (2 = 2). Легко показать, что a * b = 2i + 2j = 2(i + j). В частности, 2 * 8 = 23 + 21 = 2(3 + 1) = 44 = 16. Составим к примеру табличку (табл. 2.2) и немного поэкспериментируем с ней.
Таблица 2.2. Таблица полиномов (левая колонка) и соответствующих им степеней двойки (правая колонка)
ialpha_of[i]
0164
До сих пор мы оперировали понятиями привычной нам арифметики и потому добрые две трети полей таблицы остались незаполненными. В самом деле, уравнения типа 2x = 3 в целых числах не разрешимы и ряд индексов не соответствует никаким полиномам! Так-то, оно так, но в силу того, что количество полиномов всякого поля Галуа равно количеству всевозможных индексов, мы можем определенным образом сопоставить их друг другу, закрыв глаза на то, что с точки зрения обычной математики такое действие не имеет никакого смысла. Конкретная схема сопоставления может быть любой, главное — чтобы она была внутренне непротиворечивой, то есть удовлетворяла всем правилам групп, перечисленным ранее (см. разд. "Поля Галуа" этой главы).
Естественно, поскольку от выбранной схемы сопоставления напрямую зависит и конечный результат, обе стороны (кодер и декодер Рида-Соломона) должны соблюдать определенные договоренности. Однако, различные кодеры/декодеры Рида-Соломона могут использовать различные схемы сопоставления, несовместимые друг с другом.
В частности, декодер Рида-Соломона, встроенный в CD-ROM привод, выполняет умножение по следующей таблице. Встретив такую таблицу в дизассемблерном листинге исследуемой вами программы, вы сможете быстро и надежно отождествить использующие ее функции (листинг 2.13). Первая слева колонка — полиномы/индексы (обычно обозначается, как i), вторая — таблица степеней примитивного полинома 2 (обычно обозначается как alpha_of), третья — индексы, соответствующие данному полиному (обычно обозначается как index_of)
Листинг 2.13. Таблица lock-up для GF(256)
i alpha index i alpha index i alpha index i alpha index i alpha index i alpha index
000
001
-1
043
119
218
086
177
219
129
023
112
172
123
220
215
239
170
001
002
0
044
238
240
087
127
189
130
046
192
173
246
252
216
195
251
002
004
1
045
193
18
088
254
241
131
092
247
174
241
190
217
155
96
003
008
25
046
159
130
089
225
210
132
184
140
175
255
97
218
043
134
004
016
2
047
035
69
090
223
19
133
109
128
176
227
242
219
086
177
005
032
50
048
070
29
091
163
92
134
218
99
177
219
86
220
172
187
006
064
26
049
140
181
092
091
131
135
169
13
178
171
211
221
069
204
007
128
198
050
005
194
093
182
56
136
079
103
179
075
171
222
138
62
008
029
3
051
010
125
094
113
70
137
158
74
180
150
20
223
009
90
009
058
223
052
020
106
095
226
64
138
033
222
181
049
42
224
018
203
010
116
51
053
040
39
096
217
30
139
066
237
182
098
93
225
036
89
011
232
238
054
080
249
097
175
66
140
132
49
183
196
158
226
072
95
012
205
27
055
160
185
098
067
182
141
021
197
184
149
132
227
144
176
013
135
104
056
093
201
099
134
163
142
042
254
185
055
60
228
061
156
014
019
199
057
186
154
100
017
195
143
084
24
186
110
57
229
122
169
015
038
75
058
105
9
101
034
72
144
168
227
187
220
83
230
244
160
016
076
4
059
210
120
102
068
126
145
077
165
188
165
71
231
245
81
017
152
100
060
185
77
103
136
110
146
154
153
189
087
109
232
247
11
018
045
224
061
111
228
104
013
107
147
041
119
190
174
65
233
243
245
019
090
14
062
222
114
105
026
58
148
082
38
191
065
162
234
251
22
020
180
52
063
161
166
106
052
40
149
164
184
192
130
31
235
235
235
021
117
141
064
095
6
107
104
84
150
085
180
193
025
45
236
203
122
022
234
239
065
190
191
108
208
250
151
170
124
194
050
67
237
139
117
023
201
129
066
097
139
109
189
133
152
073
17
195
100
216
238
011
44
024
143
28
067
194
98
110
103
186
153
146
68
196
200
183
239
022
215
025
003
193
068
153
102
111
206
61
154
057
146
197
141
123
240
044
79
026
006
105
069
047
221
112
129
202
155
114
217
198
007
164
241
088
174
027
012
248
070
094
48
113
031
94
156
228
35
199
014
118
242
176
213
028
024
200
071
188
253
114
062
155
157
213
32
200
028
196
243
125
233
029
048
8
072
101
226
115
124
159
158
183
137
201
056
23
244
250
230
030
096
76
073
202
152
116
248
10
159
115
46
202
112
73
245
233
231
031
192
113
074
137
37
117
237
21
160
230
55
203
224
236
246
207
173
032
157
5
075
015
179
118
199
121
161
209
63
204
221
127
247
131
232
033
039
138
076
030
16
119
147
43
162
191
209
205
167
12
248
027
116
034
078
101
077
060
145
120
059
78
163
099
91
206
083
111
249
054
214
035
156
47
078
120
34
121
118
212
164
198
149
207
166
246
250
108
244
036
037
225
079
240
136
122
236
229
165
145
188
208
081
108
251
216
234
037
074
36
080
253
54
123
197
172
166
063
207
209
162
161
252
173
168
038
148
15
081
231
208
124
151
115
167
126
205
210
089
59
253
071
80
039
053
33
082
211
148
125
051
243
168
252
144
211
178
82
254
142
88
040
041
042
106
212
181
53
147
142
083
084
085
187
107
214
206
143
150
126
127
128
102
204
133
167
87
7
169
170
171
229
215
179
135
151
178
212
213
214
121
242
249
41
157
85
255
000
175
С помощью данной таблицы вы легко сможете осуществлять преобразование из полиномиальной формы в индексную и наоборот. Как пользоваться этой таблицей? Допустим, мы хотим умножить полиномы 69 и 96. Находим в первой колонке число 69. Ему соответствует alpha 47, запоминаем (записываем его на бумажке) и переходим к числу 96 alpha которого равен 217. Складываем 47 и 217 по модулю 256, получая в результате: (217 + 47) % 256 = 8. Теперь переводим результат произведения из индексной формы в полиномиальную: находим в первой колонке число 8 и в третьей колонке видим соответствующий ему полином: 3. (Если же мы выполним обратную операцию, разделив 3 на 69 — мы получим 96, что доказывает непротиворечивость операций деления и умножения, а так же всей арифметики Галуа
в целиком). Быстро, не правда ли, хотя местами и не совсем понятно, почему таблица составлена именно так, а не иначе? Хуже всего, что достоверность результата нельзя почувствовать "в живую", поскольку все это — абстракции чистейшей воды, что серьезно осложняет отладку программы (сложно отлаживать то, чей принцип работы до конца не понимаешь).
Впрочем, таблицу умножения не обязательно набивать с клавиатуры вручную и ее вполне можно генерировать и "на лету" по ходу исполнения программы. Один из примеров реализации генератора выглядит так как показано в листинге 2.14.
Листинг 2.14. Процедура генерации таблицы look-up быстрого умножения полиномов
#define
m
8
//
степень RS
- полинома(согласно Стандарта ECMA-130 -
восемь )
#define
n
255
//
n=2**m-1
(длина кодового слова )
#define
t
1
//
количество
ошибок, которые мы хотим скорректировать
#define
k
253
//
k = n-2*t
(длина информационного слова)
// несократимый порождающий полином
// согласно Стандарту ECMA-130: P(x) = x8 + x4 + x3 + x2 + 1
int p[m+1]={1, 0, 1, 1, 1, 0, 0, 0, 1 };
int alpha to[n+1];// таблица степеней примитивного члена
int index of[n+1];// индексная таблица для быстрого умножения
//
// генерируем look-up таблицу для быстрого умножения для GF(2Am) на основе
// несократимого порождающего полинома Р(с) от p[0] до p[m].
//
// look-up таблица:
//index->polynomial из alpha_to[] содержит j=alphaAi,
//где alpha есть примитивный член, обычно равный 2
//а Л - операция возведения в степень (не XOR!);
//
//polynomial form -> index из index_of[j=alphaAi] = i;
//
// © Simon Rockliff
//
generate_gf()
{
int i, mask;
mask = 1; alpha_to[m] = 0;
for (i = 0; i < m; i++)
{
alpha_to[i] = mask;
index_of[alpha_to[i]] = i;
if (p[i] != 0) alpha_to[m] ^= mask; mask <<= 1;
} index_of[alpha_to[m]] = m; mask >>= 1;
for (i = m+1; i < n; i++)
{
if (alpha_to[i-1] >= mask)
alpha_to[i] = alpha_to[m] ^ ((alpha_to[i-1]^mask)<<1); else
alpha_to[i] = alpha_to[i-1]<<1;
index_of[alpha_to[i]] = i;
} index_of[0] = -1;
}
Сама же функция умножения выглядит тривиально (листинг 2.15), укладываясь всего в пяток строк. В большинстве программных реализаций кодера/декодера Рида- Соломона, которые мне только доводилось видеть, операция умножения даже не выносится в отдельную процедуру, а реализуется непосредственно по месту вызова.
Листинг 2.15. Функция быстрого табличного умножения полиномов в полях Галуа
// функция возвращает результат умножения
// двух полиномов a на b в полях Галуа
int gf_mul(int a, int b) {
int sum;
if (a == 0 || b == 0) return 0;// немного оптимизации не повредит
sum = alpha_of[a] + alpha_of[b]; // вычисляем сумму индексов полиномов if (sum >= GF-1) sum -= GF-1;// приводим сумму к модулю GF
return index_of[sum];// переводим результат в полиномиальную…
// …форму и возвращаем результат
}
Деление в полях Галуа
Деление в полях Галуа осуществляется практически точно так, как и умножение с той лишь разницей, что индексы не прибавляются, а вычитаются друг из друга. В самом деле: a/b == 2i/2j == 2(i – j). Для перевода из полиномиальной в индексную форму и наоборот может использоваться уже приводимая выше look-up таблица.
Естественно, не забывайте о том, что какими бы извращенными поля Галуа ни были, а на нуль даже в абстрактной арифметике делить нельзя и функция деления должна быть снабжена соответствующей проверкой.
Листинг 2.16. Функция быстрого табличного деления в полиномов в полях Галуа
// функция возвращает результат деления
// двух полиномов a на b в полях Галуа
// при попытке деления на ноль функция
// возвращает -1
int gf_div(int a, int b) {
int diff;
if (a == 0) return 0;
// немного оптимизации не повредит
if (b == 0) return -1;
// на ноль делить нельзя!
diff = alpha_of[a] – alpha_of[b];
// вычисляем разность индексов
if (diff < 0) diff += GF-1;
// приводим разность к модулю GF
return index_of[diff];
// переводим результат в полиномиальную…
// …форму и возвращаем результат
}
Простейшие практические реализации
Хорошим примером воплощения кодера/декодера Рида-Соломона являются "древние" модели жестких дисков, разработанных в недрах фирмы IBM. Модель IBM 3370 имела простой и наглядный кодер/декодер Рида-Соломона типа (174,171) в поле Галуа GF(256). Другими словами, он оперировал 8-битными ячейками (28 = 256), и на 171 информационный байт приходилось 3 байта суммы четности, что в результате давало кодовое слово с размером 174 байт, причем, как мы увидим далее, все три байта контрольной суммы рассчитывались совершенно независимо друг от друга, поэтому фактически кодер/декодер Рида-Соломона оперировал одним байтом, что значительно упрощало его архитектуру.
В современных же винчестерах кодер/декодер Рида-Соломона стал слишком навороченным, а количество контрольных байтов многократно возросло, в результате чего пришлось работать с числами противоестественных разрядностей (порядка 1408 бит и более). Как следствие — программный код ощетинился толстым слоем дополнительных проверок, циклов и функций, чрезвычайно затрудняющих его
понимание (к тому же большинство производителей железа в последнее время перешли на аппаратные кодеры/декодеры Рида-Соломона, полностью реализованные в одной микросхеме). В общем, прогресс — прогрессом, а для изучения базовых принципов работы лучше использовать "древние" модели.
Ниже (листинг 2.17 и 2.18) приведены два фрагмента оригинальной прошивки жесткого диска IBM 3370 (только не спрашивайте: откуда они у меня взялись).
Листинг 2.17. Ключевой фрагмент кодера Рида-Соломона, вырванный из прошивки IBM 3370
for (s0 = s1 = sm1 = i = 0; i < BLOCK_SIZE; ++i)
{
s0 =s0 ^ input[i];
s1 =GF_mult_by_alpha[ s1 ^ input[i] ];
sm1 = GF_mult_by_alpha_inverse[sm1 ^ input[i] ];
};
Листинг 2.18. Ключевой фрагмент декодера Рида-Соломона, вырванный из IBM 3370
// вычисляем синдром ошибки// исправляем сбойный байт// вычисляем синдром ошибки// исправляем сбойный байтerr_i = GF_log_base_alpha[ GF_divide[s1][s0] ]; input[err_i] ^= s0;
// вычисляем синдром ошибки
// исправляем сбойный байт
// вычисляем синдром ошибки
// исправляем сбойный байт
Ну, что, слабо нам разобраться: как он работает? Что касательно переменной s0 — с ней все предельно ясно: она хранит контрольную сумму, рассчитанную по тривиальному алгоритму. Как вы, наверное, помните, сложение в полях Галуа осуществляется логической операцией XOR и потому: s0 += input[i].
Назначение переменной s1 выяснить сложнее и чтобы понять суть разворачивающегося вокруг нее "метаболизма", мы должны знать содержимое таблицы GF_mult_by_alpha. Несмотря на то, что по соображениям экономии бумажного пространства она здесь не приводится, ее имя говорит само за себя: содержимое s1 суммируется с очередным байтом контролируемого потока данных и умножается на так называемый примитивный член, обозначаемый как alpha, и равный двум. Другими словами: s1 = 2 * (s1 + input[i]).
Допустим, один из байтов потока данных в последствии будет искажен (обозначим его позицию как err_i), тогда индекс искаженного байта можно определить тривиальным делением s1 на s0. Почему? Так ведь выражение s1 = 2 * (s1 + input[i]) по своей сути есть ни что иное, как завуалированное умножение информационного слова на порожденный полином, динамически генерируемый на основе своего примитивного члена alpha. А контрольная сумма информационного слова, хранящаяся в переменной s0, фактически представляет собой то же самое информационное слово, только представленное в более "компактной" форме. И, как уже говорилось в предыдущей главе: если ошибка
произошла в позиции x, то остаток от деления кодового слова на порожденный полином будет равен k = 2x. Остается лишь по известному k вычислить x, что в данном случае осуществляется путем обращения к таблице GF_log_base_alpha, хранящей пары соответствий между k и 2x. Коль скоро позиция сбойного байта найдена, его можно исправить путем XOR 'а с рассчитанной контрольной суммой s0 (input[err_i] ^= s0). Конечно, сказанное справедливо только для одиночных ошибок, а искажения двух и более байт на блок, данный алгоритм исправить не в силах. Собственно, для этого и присутствует третий байт контрольной суммы — sm1, — защищающий декодер от "политнекорректных" попыток исправления ошибок, когда их больше одной. Если выражение s1/s0 == sm1 * s0 становится ложным, — контроллер винчестера может засвидетельствовать факт наличия множественных ошибок, констатируя невозможность их исправления.
Однако, как хорошо известно, дефекты магнитной поверхности имеют тенденцию образовывать не одиночные, а групповые ошибки. И, чтобы хоть как-то компенсировать слабость корректирующего алгоритма, парни из IBM прибегли к чередованию байт. Винчестер IBM 3370 имел чередование 3:1, означающее то, что сначала шел первый байт первого блока, за ним первый байт второго блока, за ним — первый байт третьего и только потом — второй байт первого блока. Такой трюк усиливал корректирующую способность винчестера с одной одиночной ошибки, до трех последовательно искаженных байт. Однако, если разрушению подвергались не соседние байты, то корректирующая способность вновь опускалась до значений в один искаженный байт на блок, но вероятность такого события была несравненно меньше.
Естественно, что данный алгоритм может быть реализован не только в самом жестком диске, но и вне его. Варьируя размер блоков и степень чередования, вы обеспечите себе лучшую или худшую защищенность при большей или меньшей избыточности информации. Действительно, пусть у нас есть N секторов на диске. Тогда, разбив их на блоки по 174 сектора в каждом и выделив 3 сектора для хранения контрольной суммы, мы сможем восстановить по меньшей мере N/174 секторов диска. Исходя из средней емкости диска в 100 Гбайт (что соответствует 209 715 200 секторам), мы сможем восстановить до 1 205 259 секторов даже при их полном физическом разрушении, затратив всего лишь 2% дискового пространства для хранения контрольных сумм. Согласитесь, что редкосыпка" винчестера проходит столь стремительно, чтобы корректирующих способностей кода Рида-Соломона оказалась недостаточно для его воскрешения. Конечно, если это сыпку вовремя заметить и, если коэффициент чередования выбран правильно: так, что сектора, принадлежащие одному дисковому блину, обслуживались бы разными корректирующими блоками, в противном случае при повреждении поверхности одного из блинов возникнет групповая ошибка, уже неисправляемая данной программой.
А как быть, если "навернется" весь жесткий диск целиком? Наиболее разумный выход — создать массив из нескольких дисков, хранящих полезную информацию вперемешку с корректирующими кодами. Главный минус такого подхода — его неэффективность на массивах, состоящих из небольшого количества жестких дисков.
Разумный минимум — это четыре информационных диска и один контрольный, когда потеря любого из информационных дисков компенсируется оставшимся "в живых" контрольным. Ну, а потерянный контрольный диск элементарным образом заменяется на новый, с последующим пересчетом всех контрольных кодов. Правда, одновременный выход двух дисков из строя — это "кранты". Массив из пятнадцати дисков RAID , двенадцать из которых — информационные, а оставшиеся три — контрольные, намного более отказоустойчив и допускает одновременный крах двух любых дисков, а при благоприятном стечении обстоятельств — и трех.
Собственно, во всем этом ничего нового нет, и соответствующие RAID-контроллеры можно купить буквально в любом магазине. Однако… мне трудно представить себе, сколько будет стоить RAID-контроллер уровня 15 и удастся ли его вообще заставить работать (по личному опыту могу сказать, что RAID-контроллеры даже начальных уровней — вещь крайне глючная, капризная и требовательная как к железу, так и к операционному окружению). Наконец, практически все RAID-контроллеры требуют наличия абсолютно идентичных, ну или близких по своим характеристикам и/или интерфейсам дисков. А коли таковых нет?
Программный RAID, активно пропагандируемый настоящим автором, всех этих недостатков лишен. Вы можете использовать диски различной геометрии и даже различной емкости, причем никто не обязывает вас сосредотачивать их в одном месте — доступ к дискам может осуществляться и по сети, причем совершенно необязательно отводить под RAID-хранилище весь диск целиком! Вы вольны произвольным образом выделять ту или иную часть дискового пространства.
Как это можно реально использовать на практике? Первое, что приходит на ум, использовать часть емкости жестких дисков под хранение избыточной информации, помогающей восстановить их в случае аварии. Если несколько компьютеров объединить в сеть (что уже давным-давно сделано и без нас), то при относительно небольших накладных расходах мы сможем восстановить любой из жестких дисков членов сети даже при полном его разрушении лишь за счет одной избыточной информации, распределенной между остальными компьютерами. Более надежного хранилища для ваших данных нельзя и придумать! Подобная схема была реализована автором в локальных сетях нескольких фирм и доказала свою высокую живучесть, гибкость и функциональность. Необходимость в постоянном резервировании содержимого жестких дисков автоматически отпала, что в условиях одноранговой сети с отсутствующим выделенным сервером более чем актуально! А ведь такие локальные сети — не редкость (нет, я не утверждаю, что такие сети хороши, просто я констатирую факт, что они существуют в природе и в обозримом будущем "вымирать" не собираются).
Единственный минус программного RAID'а — его невысокая производительность. В частности, поставив программный RAID на сервер, обрабатывающий тысячи запросов ежесекундно и интенсивно модифицирующий большое количество файлов, вы не выиграете ничего, но… ведь само понятие "производительности" очень относительно и при достаточно быстром процессоре кодирование/декодирование информации вполне реально осуществлять и "на лету" безо всяких потерь в пропускной способности! С другой стороны, если операции чтения доминируют над
операциями записи, то ставить программный RAID сам "Крестный Отец" велел, поскольку контроль целостности считываемой информации осуществляется на "железном" уровне самим приводом и при использовании систематического кодирования (т. е. информационные слова — отдельно, байты четности — отдельно), декодеру Рида-Соломона нет никакой нужды как-то вмешиваться в этот процесс и его помощь требуется лишь тогда, когда часть информации оказывается безнадежно разрушена, что случается прямо-таки скажем не часто. Так что, право же, не стоит "перекармливать" фирмы, специализирующие на выпуске RAID, тем более что на домашний и мелко-офисный рынок они все равно не обращают внимания.
Коды Рида-Соломона в практических реализациях
В предыдущих разделах мы рассмотрели базовый математический аппарат, на который опираются коды Рида-Соломона, и исследовали простейший кодер/декодер, способный исправлять одиночные ошибки и работающий с двумя символами четности. Для подавляющего большинства задач такой корректирующей способности оказывается катастрофически недостаточно, и тогда приходится задумываться о реализации более мощного кодера/декодера.
Кодер/декодер, рассматриваемый в настоящей главе, чрезвычайно конфигурабелен и может быть настроен на работу с любым количеством символов четности, а это означает, что при разумной избыточности он способен исправлять любое мыслимое количество ошибок. Подобная универсальность не проходит даром, и конструкция такого декодера усложнятся более чем в сто (!) раз. Самостоятельное проектирование декодеров Рида-Соломона требует глубоких знаний высшей математики в целом и природы корректирующих кодов в частности, поэтому не смущайтесь, если данная глава поначалу вам покажется непонятной. Это действительно сложные вещи, не допускающие простого объяснения.
С другой стороны, для практического использования корректирующих кодов можно и не вникать в их сущность, просто откомпилировав исходные тексты кодера/декодера Рида-Соломона, приведенные в данной главе. Также вы можете воспользоваться любой законченной библиотекой, поставляемой сторонними разработчикам. В качестве альтернативного примера в заключении этой главы будет кратко описан интерфейс библиотеки ElByECC.DLL, разработанной компанией "Elaborate Bytes" и распространяемой вместе с популярным копировщиком CloneCD. Известнейший "прожигатель" дисков всех времен и народов Ahead Nero Burning ROM имеет аналогичную библиотеку, размешенную в файле NEWTRF.DLL.
Легенда
Напомним читателю основные условные обозначения, используемые в этой главе. Количество символов кодируемого сообщения (называемого так же
информационным словом) по общепринятому соглашению обозначается букой k; полная длина кодового слова, включающего в себя кодируемые данные и символы четности, — n. Отсюда, количество символов четности равно: n – k. За максимальным количеством исправляемых ошибок "закреплена" буква t. Поскольку, для исправления одной ошибки требуется два символа четности, общее количество символов четности равно 2t. Выражение RS(n, k) описывает определенную разновидность корректирующих кодов Рида-Соломона, оперирующую с n- символьными блоками, k-символов из которых представляют полезные данные, а все остальные задействованы под символы четности.
Полином, порожденный на основе примитивного члена α, называется порожденным или сгенерированным (generate) полиномом.
Кодировщик (encoder)
Существует, по меньшей мере, два типа кодеров Рида-Соломона: несистематические и систематические кодировщики.
Вычисление несистематических корректирующих кодов Рида-Соломона осуществляется умножением информационного слова на порожденный полином, в результате чего образуется кодовое слово, полностью отличающееся от исходного информационного слова, а потому для непосредственного употребления категорически непригодное. Для приведения полученных данных в исходный вид мы должны в обязательном порядке выполнить ресурсоемкую операцию декодирования, даже если данные не искажены и не требуют восстановления!
При систематическом кодировании, напротив, исходное информационное слово останется неизменным, а корректирующие коды (часто называемые символами четности) добавляются в его конец, благодаря чему к операции декодирования приходится прибегать лишь в случае действительного разрушения данных. Вычисление несистематических корректирующих кодов Рида-Соломона осуществляется делением информационного слова на порожденный полином. При этом все символы информационного слова сдвигаются на n – k байт влево, а на освободившееся место записывается 2t байт остатка (рис. 2.1).
Рис. 2.1. Устройство кодового слова
Поскольку, рассмотрение обоих типов кодировщиков заняло бы слишком много места, сосредоточим свое внимание на одних лишь систематических кодировщиках, как на наиболее популярных.
Архитектурно, кодировщик представляет собой совокупность сдвиговых регистров (shift registers), объединенных посредством сумматоров и умножителей, функционирующих по правилам арифметики Галуа. Сдвиговый регистр (иначе называемый регистром сдвига) представляет последовательность ячеек памяти, называемых разрядами, каждый из которых содержит один элемент поля Галуа GF(q). Содержащийся в разряде символ, покидая этот разряд, поступает на выходную
линию. Одновременно с этим, разряд фиксирует символ, находящийся на его входной линии. Замещение символов происходит дискретно, в строго определенные промежутки времени, называемые тактами.
При аппаратной реализации сдвигового регистра его элементы могут быть объедены как последовательно, так и параллельно. При последовательном объединении пересылка одного m-разрядного символа потребует m тактов, в то время как при параллельном она осуществляется всего за один такт.
Низкая эффективность программных реализаций кодировщиков Рида-Соломона объясняется тем, что разработчик не может осуществлять параллельное объединение элементов сдвигового регистра и вынужден работать с той шириной разрядности, которую "навязывает" архитектура данной машины. Однако, создать 4-элементный 8битный регистр сдвига параллельного типа на процессорах семейства IA-32 вполне реально.
Цепи, основанные на регистрах сдвига, обычно называют фильтрами. Блок-схема фильтра, осуществляющего деление полинома на константу, приведена на рис. 2.2. Пусть вас не смущает тот факт, что деление реализуется посредством умножения и сложения. Данный прием базируется на вычислении системы двух рекуррентных равенств с помощью формулы деления полинома на константу посредством умножения и сложения:
Q (r)(%) = Q(r-1)( %) + Rn ^ xk -r
(r) (r -1) (r-1) k-r
R (x) = R (x) - Rn-rx g(x) (2.1)
Здесь: Q(r)(x) и R(r)(x) — соответственно, частное и остаток на r-шаге рекурсии. Поскольку сложение и вычисление, выполняемое по модулю два, тождественны друг другу, для реализации делителя нам достаточно иметь всего два устройства — устройство сложения и устройство умножения, а без устройства вычитания можно обойтись.
Рис. 2.2. Устройство простейшего кодировщика Рида-Соломона
После n-сдвигов на выходе регистра появляется частное, а в самом регистре окажется остаток, который и представляет собой рассчитанные символы четности (они же — коды Рида-Соломона), а коэффициенты умножения с g0 по g(2t – 1) напрямую соответствуют коэффициентам умножения порожденного полинома.
Простейший пример программной реализации такого фильтра приведен в листинге 2.19. Это законченный кодировщик Рида-Соломона, вполне пригодный для практического использования. Конечно, при желании его можно было бы и улучшить, но тогда неизбежно пострадала бы наглядность и компактность листинга.
Листинг 2.19. Исходный текст простейшего кодировщика Рида-Соломона
/*
кодировщик Рида-Соломона
=
*
* кодируемые данные передаются через массив data[i], где i=0..(k-1), * а сгенерированные символы четности заносятся в массив b[0]..b[2*t-1].
* Исходные и результирующие данные должны быть представлены в полиномиальной * форме ( т . е . в обычной форме машинного представления данных ).
* кодирование производится с использованием сдвигового feedback-регистра, * заполненного соответствующими элементами массива g[] с порожденным * полиномом внутри, процедура генерации которого уже обсуждалась в * предыдущей главе .
* сгенерированное кодовое слово описывается следующей формулой:
* с (x) = data(x)*x^(n-k) + b(x), где ^ означает возведение в степень
*
на основе исходных текстов
Simon'а Rockliff' а, от 26.06.1991
распространяемых по лицензии GNU
–––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––-*/
encode_rs()
{
int i, j;
int feedback;
// инициализируем поле бит четности нулями for (i = 0; i < n - k; i++) b[i] = 0;
// обрабатываем все символы
// исходных данных справа налево for (i = k - 1; i >= 0; i--) {
// готовим (data[i] + b[n – k –1]) к умножению на g[i]
// т. е. складываем очередной " захваченный" символ исходных
// данных с младшим символом битов четности ( соответствующего // "регистру" b2t-1, см. рис.2.2) и переводим его в индексную // форму, сохраняя результат в регистре feedback
// как мы уже говорили, сумма двух индексов есть произведение // полиномов
feedback = index_of[data[i] ^ b[n – k - 1]];
// есть еще символы для обработки?
if (feedback != -1)
{
// осуществляем сдвиг цепи bx-регистров
for (j=n-k-1; j>0; j--)
// если текущий коэффициент g – это действительный
// (т. е . ненулевой коэффициент , то
// умножаем feedback на соответствующий g-коэффициент
// и складываем его со следующим элементов цепочки
if (g[j]!=-1) b[j]=b[j-1]^alpha_to[(g[j]+feedback)%n];
else
// если текущий коэффициент g – это нулевой коэффициент , // выполняем один лишь сдвиг без умножения , перемещая
// символ из одного m-регистра в другой b[j] = b[j-1];
// закольцовываем выходящий символ в крайний левый b0-регистр b[0] = alpha_to[(g[0]+feedback)%n];
}
else
{// деление завершено ,
// осуществляем последний сдвиг регистра ,
// на выходе регистра будет частое, которое теряется ,
// а в самом регистре – искомый остаток
for (j = n-k-1; j>0; j--) b[j] = b[j-1] ; b[0] = 0;
}
}
}
Декодер (decoder)
Декодирование кодов Рида-Соломона представляет собой довольно сложную задачу, решение которой выливается в громоздкий, запутанный и чрезвычайно ненаглядный программный код, требующий от разработчика обширных знаний во многих областях высшей математики. Типовая схема декодирования, получившая название авторегрессионого спектрального метода декодирования, состоит из следующих шагов:
Вычисления синдрома ошибки (синдромный декодер).
Построения полиномаошибки,осуществляемое либо посредством
высокоэффективного, но сложно реализуемого алгоритма Берлекэмпа-Месси, либо посредством простого, но тормозного Евклидового алгоритма.
Нахождения корней данного полинома, обычно решающееся лобовым перебором (алгоритм Ченя).
Определения характера ошибки, сводящееся к построению битовой маски, вычисляемой на основе обращения алгоритма Форни или любого другого алгоритма обращения матрицы.
Наконец, исправления ошибочных символов, путем наложения битовой маски на информационное слово и последовательного инвертирования всех искаженных битов посредством операции XOR .
Следует отметить, что данная схема (рис. 2.3) декодирования не единственная и вероятно, даже не самая лучшая, но зато универсальная. Всего же существует около десятка различных схем декодирования абсолютно непохожих на друг друга и выбираемых в зависимости от того какая часть декодера реализуется программно, а какая аппаратно.
Рис. 2.3. Схема авторегрессионого спектрального декодера корректирующих кодов Рида-Соломона
Синдромный декодер
Грубо говоря, синдром есть остаток деления декодируемого кодового слова c(x) на порожденный полином g(x), и, если этот остаток равен нулю, кодовое слово считается неискаженным. Ненулевой остаток свидетельствует о наличии по меньшей мере одной ошибки. Остаток от деления дает многочлен, независящий от исходного сообщения и определяемый исключительно характером ошибки
(Syndrome — греческое слово, обозначающее совокупность признаков и/или симптомов, характеризующих заболевание.)
Принятое кодовое слово v с компонентами vi = ci + ei, где i = 0, … n – 1, представляет собой сумму кодового слова c и вектора ошибок e. Цель декодирования состоит в очистке кодового слова от вектора ошибки, описываемым полиномом синдрома и вычисляемом по формуле Sj = v(αj + j0 – 1), где j изменяется от 1 до 2t, а α представляет собой примитивный член "альфа", который мы уже обсуждали в предыдущем разделе. Да, мы снова выражаем функцию деления через умножение, поскольку деление — крайне неэффективная в смысле производительности операция.
Блок схема устройства, осуществляющего вычисление синдрома приведена на рис. 2.4. Как видно, она представляет собой типичный фильтр (сравните ее со схемой рис. 2.2), а потому ни в каких дополнительных пояснениях не нуждается.
Рис. 2.4. Блок-схема цепи вычисления синдрома
Вычисление синдрома ошибки происходит итеративно, так что вычисление результирующего полинома (также называемого ответом от английского "answer") завершается непосредственно в момент прохождения последнего символа четности через фильтр. Всего требуется 2t циклов "прогона" декодируемых данных через фильтр, — по одному прогону на каждый символ результирующего полинома.
Пример простей программной реализации синдромного декодера содержится в листинге 2.20, и он намного нагляднее его словесного описания.
Полином локатора ошибки
Полученный синдром описывает конфигурацию ошибки, но еще не говорит нам, какие именно символы полученного сообщения были искажены. Действительно, степень синдромного полинома, равная 2t, много меньше степени полинома сообщения, равной n, и межу их коэффициентами нет прямого соответствия. Полином, коэффициенты которого напрямую соответствуют коэффициентам искаженных символов, называется полиномом локатора ошибки и по общепринятому соглашению обозначается греческой буквой Λ (ламбда).
Если количество искаженных символов не превышает t, между синдромом и локатором ошибки существует следующее однозначное соответствие, выражаемое следующей формулой: НОД [xn – 1, E(x)] = Λ(x) и вычисление локатора сводится к задаче нахождения наименьшего общего делителя, успешно решенной еще Евклидом и элементарно реализуемой как на программном, так и на аппаратном уровне. Правда, за простоту реализации нам приходиться расплачиваться производительностью, точнее непроизводительностью данного алгоритма, и на практике обычно применяют более эффективный, но и более сложный для понимания алгоритм Берлекэмпа-Месси (Berlekamp-Massy), подробно описанный Кнутом во втором томе "Искусства программирования" (см. также "Теория и практика кодов, контролирующих ошибки" Блейхута) и сводящейся к задаче построения цепи регистров сдвига с линейной обратной связью и по сути своей являющегося разновидностью авторегрессионого фильтра, множители в векторах которого и задают полином Λ.
Декодер, построенный по такому алгоритму, требует не более 3t операций умножения в каждой из итерации, количество которых не превышает 2t. Таким образом, решение поставленной задачи укладывается всего в 6t2 операций умножения. Фактически, поиск локатора сводится к решению системы из 2t уравнений — по одному уравнению на каждый символ синдрома, — c t неизвестными. Неизвестные члены и есть позиции искаженных символов в кодовом слове v. Легко увидеть, что если количество ошибок превышает t, то система уравнений становится неразрешима и восстановить разрушенную информацию в этом случае не представляется возможным.
Блок-схема алгоритма Берлекэмпа-Месси приведена на рис. 2.5, а его законченная программа реализация содержится в листинге 1.2.
Рис. 2.5. Структурная схема алгоритм Берлекэмпа-Месси
Корни полинома
Коль скоро полином локатора ошибки нам известен, то его корни определяют местоположение искаженных символов в принятом кодовом слове. Остается эти корни найти. Чаще всего для этого используется процедура Ченя (Chien search), аналогичная по своей природе обратному преобразованию Фурье и фактически сводящаяся к тупому перебору (brute force, exhaustive search) всех возможных вариантов. Все 2m возможных символов один за другим подставляются в полином локатора в порядке "социалистической" очереди и затем выполняется расчет полинома. Если результат обращается в ноль, то считается, что искомые корни найдены.
Восстановление данных
Итак, мы знаем какие символы кодового слова искажены, но пока еще не готовы ответить на вопрос: как именно они искажены. Используя полином синдрома и корни полинома локатора, мы можем определить характер разрушений каждого из искаженных символов. Обычно для этой цели используется алгоритм Форни (Forney), состоящий из двух стадий: сначала путем свертки полинома синдрома полиномом локатора Λ мы получаем некоторый промежуточный полином, условно обозначаемый греческой буквой Ω (омега). Затем, на основе Ω-полинома, вычисляется нулевая позиция ошибки (zero error location), которая в свою очередь делится на производную от Λ-полинома. В результате получается битовая маска, каждый из установленных битов которой соответствует искаженному биту и для восстановления кодового слова в исходный вид, все искаженные биты должны быть проинвертированы, что осуществляется посредством логической операции XOR.
На этом процедура декодирования принятого кодового слова считается законченной. Остается отсечь n – k символов четности и полученное информационное слово будет готово к употреблению.
Исходный текст декодера
Далее в листинге 2.20 приводится исходный текст полноценного декодера Рида- Соломона, снабженный минимально разумным количеством комментарием. При возникновении трудностей в анализе этого листинга обращайтесь к блок-схемам, приведенным на рис. 2.3, 2.4 и 2.5 — они помогут.
Листинг 2.20. Исходный текст простейшего декодера Рида-Соломона
декодер Рида-Соломонадекодер Рида-Соломона/* * *
декодер Рида-Соломона
декодер Рида-Соломона
*
*
процедура декодирования кодов Рида-Соломона состоит из нескольких шагов
* сначала мы вычисляем 2t-символьный синдром путем постановки alpha**i в
recd(x), где recd – полученное кодовое слово, предварительно переведенное
в индексную форму. По факту вычисления recd(x) мы записываем очередной
символ синдрома в s[i], где i принимает значение от 1 до 2t, оставляя
s[0] равным нулю.
затем, используя итеративный алгоритм Берлекэмпа (Berlekamp), мы
находим полином локатора ошибки – elp[i]. Если степень elp превышает
собой величину t, мы бессильны скорректировать все ошибки и ограничиваемся
выводом сообщения о неустранимой ошибке , после чего совершаем аварийный
выход из декодера. Если же степень elp не превышает t, мы подставляем
alpha**i, где i = 1..n в elp для вычисления корней полинома . Обращение
найденный корней дает нам позиции искаженных символов. Если количество
* определенных позиций искаженных символов меньше степени elp, искажению
* подверглось более чем t символов и мы не можем восстановить их.
* во всех остальных случаях восстановление оригинального содержимого
* искаженных символов вполне возможно .
* в случае , когда количество ошибок заведомо велико для их исправления
* декодируемые символы проходят сквозь декодер без каких либо изменений
*
на основе исходных текстов
Simon' а Rockliff'а, от 26.06.1991
распространяемых по лицензии GNU
–––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––-*/
decode_rs()
{
int i, j, u, q;
int s[n-k+1];// полином синдрома ошибки
int elp[n – k + 2][n - k];// полином локатора ошибки лямда
int d[n-k+2];
int l[n-k+2];
int u_lu[n-k+2],
int count=0, syn_error=0, root[t], loc[t], z[t+1], err[n], reg[t+1];
// переводим полученное кодовое слово в индексную форму
// для упрощения вычислений
for (i = 0; i < n; i++) recd[i] = index_of[recd[i]];
// вычисляем синдром
// for (i = 1; i <= n - k; i++)
{
s[i] = 0;// инициализация s-регистра (на его в
// на его вход по умолчанию поступает ноль
// выполняем s[i] += recd[j]*ij
// т.е. берем очередной символ декодируемых данных, // умножаем его на порядковый номер данного символа, // умноженный на номер очередного оборота и складываем // полученный результат с содержимым s-регистра // по факту исчерпания всех декодируемых символ, // мы повторяем весь цикл вычислений опять - по одному // разу для каждого символа четности
for (j=0; j<n; j++) if (recd[j]!=-1) s[i]A= alpha_to[(recd[j]+i*j)%n];
if (s[i]!=0) syn error=1;// если синдром не равен нулю, взводим
// флаг ошибки
// преобразуем синдром из полиномиальной формы в индексную s[i] = index_of[s[i]];
}
// коррекция ошибок
//
if (syn_error)// если есть ошибки, пытаемся их скорректировать
{
// вычисление полинома локатора ламбда
//
// вычисляем полином локатора ошибки через итеративный алгоритм
// Берлекэмпа. Следуя терминологии Lin and Costello (см. "Error
// Control Coding: Fundamentals and Applications" Prentice Hall 1983
// ISBN 013283796) d[u] представляет собой ц ("мю"), выражающую
// расхождение (discrepancy), где и = ц + 1 и ц есть номер шага
// из диапазона от -1 до 2t. У Блейхута та же самая величина
// обозначается A(x) ("дельта") и называется невязка.
// l[u] представляет собой степень elp для данного шага итерации,
// u_l[u] представляет собой разницу между номером шага и степенью elp
// инициализируем элементы таблицы
d[0] = 0;
//
индексная форма
d[1] = s[1];
//
индексная форма
elp[0][0] = 0;
//
индексная форма
elp[1][0] = 1;
//
полиномиальная форма
for (i = 1; i < n - k; i++)
{
elp[0][i] = -1;
//
индексная форма
elp[1][i] = 0;
//
полиномиальная форма
}
l[0] = 0; l[1] = 0; u_lu[0] = -1; u_lu[1] = 0; u = 0;
do
{
u++;
if (d[u] == -1)
{
l[u + 1] = l[u];
for (i = 0; i <= l[u]; i++)
{
elp[u+1][i] = elp[u][i];
elp[u][i] = index_of[elp[u][i]];
}
}
else
{
// поиск слов с наибольшим u_lu[q], таких что d[q]!=0 q = u - 1;
while ((d[q] == -1) && (q>0)) q--;
// найден первый ненулевой d[q]
if (q > 0)
{
j=q ;
do
{
j-- ;
if ((d[j]!=-1) && (u_lu[q]<u_lu[j]))
q = j ;
} while (j>0);
};
// как только мы найдем q, такой что d[u]!=0
// и u lu[q] есть максимум
// запишем степень нового elp полинома
if (l[u] > l[q]+u-q) l[u+1] = l[u]; else l[u+1] = l[q]+u-q;
// формируем новый elp(x)
for (i = 0; i < n - k; i++) elp[u+1][i] = 0;
for (i = 0; i <= l[q]; i++)
if (elp[q][i]!=-1)
elp[u+1][i+u-q]=alpha_to[(d[u]+n-d[q]+elp[q][i])%n];
for (i=0; i<=l[u]; i++)
{
elp[u+1][i] A= elp[u][i];
// преобразуем старый elp
// в индексную форму
elp[u][i] = index_of[elp[u][i]];
}
}
u_lu[u+1] = u-l[u+1];
// формируем (u + 1)’ю невязку
// if (u < n-k)// на последней итерации расхождение
{// не было обнаружено
if (s[u + 1]!=-1) d[u+1] = alpha_to[s[u+1]]; else d[u + 1] = 0;
for (i = 1; i <= l[u + 1]; i++)
if ((s[u + 1 - i] != -1) && (elp[u + 1][i]!=0)) d[u+1] A= alpha_to[(s[u+1-i]+index_of[elp[u+1][i]])%n];
// переводим d[u+1] в индексную форму d[u+1] = index_of[d[u+1]];
}
} while ((u < n-k) && (l[u+1]<=t));
// расчет локатора завершен
// u++ ;
if (l[u] <= t)
{// коррекция ошибок возможна
// переводим elp в индексную форму
for (i = 0; i <= l[u]; i++) elp[u][i] = index_of[elp[u][i]];
// нахождение корней полинома локатора ошибки
// for (i = 1; i <= l[u]; i++) reg[i] = elp[u][i]; count = 0;
for (i = 1; i <= n; i++) {
q = 1 ;
for (j = 1; j <= l[u]; j++) if (reg[j] != -1) {
reg[j] = (reg[j]+j)%n; q Л= alpha_to[reg[j]];
}
if (!q)
{// записываем корень и индекс позиции ошибки
root[count] = i; loc[count] = n-i;
count++;
}
}
if (count == l[u])
{// нет корней - степень elp < t ошибок
// формируем полином z(x) for (i = 1; i <= l[u]; i++)// Z[0] всегда равно 1
{
if ((s[i]!=-1) && (elp[u][i]!=-1)) z[i] = alpha_to[s[i]] Л alpha_to[elp[u][i]];
else
if ((s[i]!=-1) && (elp[u][i]==-1)) z[i] = alpha_to[s[i]];
else
if ((s[i]==-1) && (elp[u][i]!=-1)) z[i] = alpha_to[elp[u][i]];
else
z[i] = 0 ;
for (j=1; j<i; j++)
if ((s[j]!=-1) && (elp[u][i-j]!=-1)) z[i] л= alpha_to[(elp[u][i-j] + s[j])%n];
// переводим z[i] в индексную форму z[i] = index_of[z[i]];
}
// вычисление значения ошибок в позициях loc[i]
// for (i = 0; i<n; i++) {
err[i] = 0;
// переводим recd[] в полиномиальную форму if (recd[i]!=-1) recd[i] = alpha_to[recd[i]]; else recd[i] = 0;
}
// сначала вычисляем числитель ошибки for (i = 0; i < l[u]; i++)
{ err[loc[i]] = 1;
for (j=1; j<=l[u]; j++) if (z[j]!=-1)
err[loc[i]] Л= alpha_to[(z[j]+j*root[i])%n];
if (err[loc[i]]!=0)
{
err[loc[i]] = index_of[err[loc[i]]];
q = 0 ;// формируем знаменатель коэффициента ошибки
for (j=0; j<l[u]; j++)
if (j!=i)
q+=index_of[1Aalpha_to[(loc[j]+root[i])%n]];
q = q % n; err[loc[i]] = alpha_to[(err[loc[i]]-q+n)%n];
// recd[i] должен быть в полиномиальной форме
recd[loc[i]] А= err[loc[i]];
}
}
}
else// нет корней,
// решение системы уравнений невозможно, т.к. степень elp >= t {
// переводим recd[] в полиномиальную форму
for (i=0; i<n; i++)
if (recd[i]!=-1) recd[i] = alpha_to[recd[i]];
else
recd[i] = 0;// выводим информационное слово как есть
}
else// степень elp > t, решение невозможно
{
// переводим recd[] в полиномиальную форму
for (i=0; i<n; i++)
if (recd[i]!=-1)
recd[i] = alpha_to[recd[i]] ;
else
recd[i] = 0 ;// выводим информационное слово как есть
}
else// ошибок не обнаружено
for (i=0;i<n;i++) if(recd[i]!=-1)recd[i]=alpha_to[recd[i]];else recd[i]=0;
}
Интерфейс с библиотечкой ElByECC.DLL
Программная реализация кодера/декодера Рида-Соломона, приведенная в листингах 2.1-2.2, достаточно наглядна, но крайне непроизводительна и нуждается в
оптимизации. Как альтернативный вариант можно использовать готовые библиотеки от сторонних разработчиков, входящие с состав программных комплексов так или иначе связанных с обработкой корректирующих кодов Рида-Соломона. Это и утилиты прожига/копирования/восстановления лазерных дисков, и драйвера ленточных накопителей (от стримера до Арвида), и различные телекоммуникационные комплексы и т. д.
Как правило, все эти библиотеки являются неотъемлемой частью самого программного комплекса и потому никак не документируется. Причем, восстановление прототипов интерфейсных функций представляет весьма нетривиальную задачу, требующую от исследователя не только навыков дизассемблирования, но и знаний высшей математики, иначе смысл всех битовых манипуляций останется совершенно непонятным.
Насколько законно подобное дизассемблирование? Да, дизассемблирование сторонних программных продуктов действительно запрещено, но тем не менее оно законно. Здесь уместно провести аналогию со вскрытием пломб вашего телевизора, влекущее потерю гарантии, но отнюдь не приводящее к уголовному преследованию. Так же, никто не запрещает вызывать функции чужой библиотеки из своей программы. Нелегально распространять эту библиотеку в составе вашего программного обеспечения, действительно, нельзя, но что мешает вам попросить пользователя установить данную библиотеку самостоятельно?
Ниже приводится описание важнейших функций библиотеки ElByECC.DLL, входящей в состав известного копировщика защищенных лазерных дисков Clone CD, условно-бесплатную копию которого можно скачать c cайта по адресу: http://www.elby.ch/. Сам CloneCD проработает всего лишь 21 день, а затем потребует регистрации, однако на продолжительность использования библиотеки ElByECC.DLL не наложено никаких ограничений.
Усилиями хакера по имени МЫЩЪХ был создан h-файл, содержащий прототипы основных функций библиотеки ElByECC.DLL, специальная редакция которого была любезно предоставлена им для настоящей книги.
Несмотря на то, что библиотека ElByECC.DLL ориентирована на работу с секторами лазерных дисков, она может быть приспособлена и для других целей, например, построения отказоустойчивых дисковых массивов, о которых говорилось в предыдущем разделе.
Краткое описание основных функций библиотеки приводится далее.
Подключение библиотеки ElByECC.DLL к своей программе
Существует по меньшей мере два способа подключения динамических библиотек к вашим программам. При динамической компоновке, адреса требуемых функций определяются посредством вызова GetProcAddress, причем сама библиотека ElByECC.DLL должна быть предварительно загружена с помощью LoadLibray. Это
может выглядеть например так как показано в листинге 2.21 (обработка ошибок для просты опущена).
Листинг 2.21. Динамическая загрузка библиотеки ElByECC.DLL
HANDLE h;
int (__cdecl *CheckECCAndEDC_Mode1) (char *userdata, char *header, char *sector);
h=LoadLibrary("ElbyECC.dll");
CheckECCAndEDC_Mode1 = GetProcAddress(h, "CheckECCAndEDC_Mode1");
Статическая компоновка предполагает наличие специального lib-файла, который может быть автоматически сгенерирован утилитой implib из пакета Borland C++ любой подходящей версии, представляющей собой утилиту командной строки, вызываемую так: "implib.exe -a ElByECC.lib ElByECC.lib".
Функция GenECCAndEDC_Mode1
Функция GenECCAndEDC_Mode1 осуществляет генерацию корректирующих кодов на основе 2048-байтового блока пользовательских данных и имеет следующий прототип (листинг 2.22).
Листинг 2.22. Прототип функции GenECCAndEDC_Mode1
GenECCAndEDC_Mode1(char *userdata_src,// указатель на массив из 2048 байт
char *header_src,// указатель на заголовок
struct RAW_SECTOR_MODE1 *raw_sector_mode1_dst)
Где:
userdata_src — указатель на 2048-байтовый блок пользовательских данных для которых необходимо выполнить расчет корректирующих кодов. Сами пользовательские данные в процессе выполнения функции остаются неизменными и автоматически копируются в буфер целевого сектора, где к ним добавляется 104 + 172 байт четности и 4 байта контрольной суммы;
header_src — указатель на 4-байтовый блок, содержащий заголовок сектора. Первые три байта занимает абсолютный адрес, записанный в BCD-форме, а четвертый байт отвечает за тип сектора, которому необходимо присвоить значение 1, и соответствующий режиму "корректирующие коды задействованы";
raw_sector_mode1_dst — указатель на 2352-байтовый блок в который будет записан сгенерированный сектор, содержащий 2048-байт пользовательских данных и 104+172 байт корректирующих кодов вместе 4 байтами контрольной суммы и представленный структурой, представленной в листинге 2.23.
Листинг 2.23. Структура "сырого" сектора
struct RAW_SECTOR_MODE1 {
BYTE
SYNC[12];
// синхрогруппа
BYTE
ADDR[3];
// абс. адрес сектора
BYTE
MODE;
// тип сектора
BYTE
USER_DATA[2048];
// пользовательские данные
BYTE
EDC[4];
// контрольная сумма
BYTE
ZERO[8];
// нули (не используется )
BYTE
P[172];
// P-байты четности
BYTE
Q[104];
// Q-байты четности
};
При успешном завершении функция возвращает ненулевое значение и ноль в противном случае.
Функция CheckSector
Функция CheckSector (листинг 2.24) осуществляет проверку целостности сектора по контрольной сумме и при необходимости выполняет его восстановление по избыточным кодам Рида-Соломона.
Листинг 2.24. Прототип функции CheckSector
CheckSector(struct RAW_SECTOR *sector, // указатель на секторный буфер int DO);// только проверка/лечение
Где:
sector — указатель на 2352-байтовый блок данных, содержащий подопытный сектор. Лечение сектора осуществляется в "живую", т. е. непосредственно по месту возникновения ошибки. Если количество разрушенных байт превышают корректирующие способности кодов Рида-Соломона, исходные данные остаются неизменными;
DO — флаг, нулевое значение которого указывает на запрет модификации сектора. Другими словами, соответствует режиму TEST ONLY. Ненулевое значение разрешает восстановление данных, если они действительно подверглись разрушению.
При успешном завершении функция возвращает ненулевое значение и ноль если сектор содержит ошибку (в режиме TEST ONLY) или если данные восстановить не удалось (при вызове функции в режиме лечения). Для предотвращения возможной неоднозначности рекомендуется вызывать данную функцию в два приема. Первый
раз — в режиме тестирования для проверки целостности данных, и второй раз — в режиме лечения (если это необходимо).
Финал
В листинге 2.25 приведен законченный пример использования корректирующих кодов на практике, пригодный для решения реальных практических задач.
Листинг 2.25. Пример вызова функций библиотеки ElByECC.DLL из своей программы
/*
*демонстрация ElByECC.DLL
*========================
*
* данная программа демонстрирует работу с библиотекой ElByECC.DLL,
* генерируя избыточные коды Рида-Соломона на основе пользовательских данных,
* затем умышленно искажает их и вновь восстанавливает .
* количество разрушаемых байтов передается в первом параметре командной
* строки (по умолчанию - 6)
*/
#include <stdio.h>
#include "ElByECC.h"// декомпилировано МЫЩЪХем
#define _DEF_DMG 6// рушить по умолчанию
#define N_BYTES_DAMAGE ((argc>1)?atol(argv[1]):_DEF_DMG) // сколько байт // рушить ?
main(int argc, char **argv) {
int a;
char stub_head[HEADER_SIZE];// заголовок сектора
char user_data[USER_DATA_SIZE];// область польз . данных
// сектор для искажений// контрольная копия сект .// сектор для искажений// контрольная копия сект .struct RAW_SECTOR_MODE1 raw_sector_for_damage;
// сектор для искажений
// контрольная копия сект .
// сектор для искажений
// контрольная копия сект .
struct RAW_SECTOR_MODE1 raw_sector_for_compre;
// TITLE
//
printf("= ElByECC.DLL usage demo example by KK\n");
// инициализация пользовательских данных
//
printf("user data initialize");
for (a = 0; a < USER_DATA_SIZE; a++) user_data[a] = a; // user_data init memset(stub_head, 0, HEADER_SIZE); stub_head[3] = 1;// src header init
printf("+OK\n");
// генерация кодов Рида-Соломона на основе пользовательских данных
//
printf("RS-code generate");
a = GenECCAndEDC_Mode1(user_data, stub_head, &raw_sector_for_damage);
if (a == ElBy_SECTOR_ERROR) { printf("-ERROR!\x7\n"); return -1;} memcpy(&raw_sector_for_compre, &raw_sector_for_damage, RAW_SECTOR_SIZE); printf("+OK\n");
// умышленное искажение пользовательских данных
//
printf("user-data %04d bytes damage",N_BYTES_DAMAGE);
for (a=0;a<N_BYTES_DAMAGE;a++) raw_sector_for_damage.USER_DATA[a]A=0xFF;
if(!memcmp(&raw_sector_for_damage,&raw_sector_for_compre,RAW_SECTOR_SIZE)) printf("-ERR: NOT DAMAGE YET\n"); else printf("+OK\n");
// проверка целостности пользовательских данных
//
printf("user-data check");
a = CheckSector((struct RAW_SECTOR*)&raw_sector_for_damage,ElBy_TEST_ONLY); if (a==ElBy_SECTOR_OK){
printf("-ERR:data not damage\x7\n");return -1;}printf(".data damge\n");
// восстановление пользовательских данных
//
printf("user-data recorver");
a = CheckSector((struct RAW_SECTOR*)&raw_sector_for_damage, ElBy_REPAIR);
if (a == ElBy_SECTOR_ERROR) {
printf("-ERR: NOT RECORVER YET\x7\n"); return -1; } printf("+OK\n");
// проверка успешности восстановления
//
printf("user-data recorver check");
if(memcmp(&raw_sector_for_damage,&raw_sector_for_compre,RAW_SECTOR_SIZE))
printf("-ERR: NOT RECORVER YET\x7\n"); else printf("+OK\n");
printf("+OK\n");
return 1;
}
Часть II
Методы низкоуровневого управления приводами
"Как правильно уложить парашют"
Пособие. Издание 2-е, исправленное
Секторный уровень взаимодействия всегда привлекал как создателей защитных механизмов, так и разработчиков утилит, предназначенных для копирования защищенных дисков. Еще большие перспективы открывает чтение/запись "сырых" (RAW) секторов — это наиболее низкий уровень общения с диском, какой только штатные приводы способны поддерживать. Большинство защитных механизмов именно так, собственно, и работает. Одни из них прячут ключевую информацию в каналы подкода, другие тем или иным образом искажают ECC/EDC коды, третьи используют нестандартную разметку и т. д. и т. п.
Существует множество способов для работы с диском на секторном уровне, и далее описаны с добрый десяток из них. Большая часть рассматриваемых здесь методик рассчитана исключительно на Windows NT/2000/XP и не работает в операционных системах Windows 9x, которым, по-видимому, придется разделить судьбу мамонтов, а потому интерес к ним стремительно тает как со стороны пользователей, так и со стороны программистов. Конечно, какое-то время они еще продержатся "на плаву", но в долгосрочной перспективе я бы не стал на них рассчитывать, особенно учитывая тот факт, что Windows 9x не в состоянии поддерживать многопроцессорные системы, а победоносное шествие Hyper-Threading уже не за горами.
В силу того, что секторный уровень доступа к диску изначально ориентирован на ломателей защитных механизмов, данный раздел выкрашен ярко-хакерской краской и рассказывает не только о самих методиках низкоуровневого управления устройствами, но и описывает технику взлома каждого из них. Забегая вперед, отметим, что сломать можно все!
Замечание
На самом деле, это утверждение не совсем верно. Некоторые из защит от копирования на бытовом оборудовании не могут быть взломаны в принципе. В частности, защиты аудиодисков, основанные на искажении TOC, приводят к нечитабельности такого диска компьютерными приводами CD-ROM, но на аудио-плеерах, не слишком дотошно анализирующих TOC, такой диск воспроизводится вполне нормально. Единственный способ скопировать такой диск в цифровом виде — изменить код прошивки привода
CD-ROM, убрав из него ряд "лишних" проверок, либо же развинтить привод для осуществления "горячей" замены диска .
Так что не стоит, право же, переоценивать стойкость механизмов, препятствующих несанкционированному копированию лазерных дисков. Если кому-то особо приспичит, вашу программу все равно взломают! Как? Вот об этом и рассказано далее. Как говориться: кто предупрежден, — тот вооружен. Ну, а коль уж совсем невмоготу, то используйте прямой доступ к портам ввода/вывода с прикладного уровня. Нет, вы не ослышались — в Windows NT это действительно возможно, и далее рассказано как это сделать.
Глава 3
Практические советы по восстановлению системы в боевых
условиях
Во время исполнения ошибки имеют наивысший приоритет. Прервать исполнение ошибки может только другая, более активная ошибка.
Запросы операционной системы к ошибкам ошибками могут игнорироваться.
Запросы ошибок к операционной системе игнорироваться не могут.
При работе с файлами ошибки могут пользоваться файловой системой базовой ОС и ее ошибками.
На ЭВМ с параллельной архитектурой может выполняться несколько ошибок одновременно. "Теория ошибок" В. Тихонов
Приложения, недопустимые операции
и все, все, все…
Низкоуровневая работа с оборудованием, требует чрезвычайной собранности и внимания. Малейшая ошибка приводит к появлению "голубого экрана смерти" (BSOD — Blue Screen Of Death) или аварийному завершению одного или нескольких приложений. У разработчиков драйверов и саперов есть много общего — ни та, ни другая профессия беспечности не прощает. Интерфейсы ASPI и SPTI, несмотря на свои высококровные оболочки (в просторечии именуемые "враперрами" от англ.
wrapper —обертка) настроены столь же агрессивно и роняют систему по поводу и без. Пройдет немало времени, прежде чем вы научитесь писать стабильный и неприхотливый код, а до той поры залогом вашего выживания будет умение бороться с последствиями критических ошибок и всякого рода сбоев.
Различные операционные системы по разному реагируют на критические ошибки. Так, например Windows NT резервирует два региона своего адресного пространства для выявления некорректных указателей. Один находится на самом "дне" карты памяти и предназначен для отлавливания нулевых указателей. Другой расположен между "кучей" и областью памяти, закрепленной за операционной системой. Он контролирует выход за пределы пользовательской области памяти и, вопреки расхожему мнению, никак не связан в функцией WriteProcessMemory (см. техническую заметку ID: Q92764 в MSDN). Оба региона занимают по 64 Кбайт, и всякая попытка доступа к ним расценивается системой, как критическая ошибка. В Windows 9x имеется всего лишь один регион в 4 Кбайта, следящий за нулевыми указателями, поэтому по своим контролирующим способностям она значительно уступает Windows NT.
В Windows NT экран критической ошибки (рис. 3.1) содержит следующую информацию:
адрес машинной инструкции, возбудившей исключение;
словесное описание категории исключения (или его код, если категория исключения неизвестна);
параметры исключения (адрес недействительной ячейки памяти, род операции и т. д.).
Рис. 3.1. Сообщение о критической ошибке, выдаваемое операционной системой Windows 2000
Операционные системы семейства Windows 9x в этом отношении намного более информативны (рис. 3.2) и помимо категории исключения выводят содержимое регистров ЦП на момент сбоя, состояние стека и байты памяти по адресу CS:EIP (т. е. текущему адресу исполнения). Впрочем, наличие "Доктора Ватсона" (о нем — далее) стирает различие между двумя системами, и потому можно говорить лишь об удобстве и эргономике Windows 9x, сразу предоставляющей весь минимум необходимых сведений, в то время как в Windows NT отчет об ошибке создается отдельной утилитой.
Рис. 3.2. Сообщение о критической ошибке, выдаваемое операционной системой Windows 98
Если никакой из отладчиков в системе не установлен, то окно о критической ошибке имеет всего лишь одну кнопку — кнопку ОК, нажатие которой приводит к аварийному закрытию "политнекорректного" приложения. При желании окно критической ошибки можно оснастить кнопкой Отмена (Cancel), запускающей отладчик или иную утилиту анализа ситуации. Важно понять, что кнопка Отмена отнюдь не отменяет автоматическое закрытие приложения, но при некоторой сноровке вы можете устранить "пробоину" вручную, продолжив нормальную работу Запустите "Редактор реестра" (Regedit) и перейдите в раздел HKLM\SOFTWARE\ Microsoft\Windows NT\CurrentVersion\AeDebug. Если такого раздела нет, то создайте его самостоятельно. Строковой параметр Debugger задает путь к файлу отладчика со всеми необходимыми ключами; строковой параметр Auto указывает, должен ли отладчик запускаться автоматически (значение 1) или предлагать пользователю свободу выбора (0). Наконец, двойное слово параметра UserDebuggerHotKey специфицирует скэн-код "горячей" клавиши для принудительного вызова отладчика.
Доктор Ватсон
"Доктор Ватсон" является штатным обработчиком критических ошибок, входящим в базовый пакет поставки всех операционных систем семейства Windows. По своей природе он представляет собой статическое средство сбора релевантной информации. Предоставляя исчерпывающий отчет о причинах сбоя, "Доктор Ватсон" в тоже самое время лишен активных средств воздействия на некорректно работающее программы. Утихомирить разбушевавшееся приложение, заставив его продолжить свою работу с помощью одного "Доктора Ватсона", вы не сможете и для
этого вам придется прибегать к интерактивным отладчикам, одним из которых является Microsoft Visual Studio Debugger, входящий в состав одноименной среды разработки и рассматриваемый несколькими страницами далее.
Считается, что "Доктор Ватсон" предпочтительнее использовать на рабочих станциях (точнее — на автоматизированных рабочих местах), а интерактивные средства отладки — на серверах. Дескать, во всех премудростях ассемблера пользователи все равно не разбираются, а вот на сервере продвинутый отладчик будет как нельзя кстати. Отчасти это действительно так, но не стоит игнорировать то обстоятельство, что далеко не все источники ошибок обнаруживаются статическими средствами анализа, к тому же интерактивные инструменты значительно упрощают процедуру анализа. С другой стороны, "Доктор Ватсон" достается нам даром, а все остальные программные пакеты приходится приобретать за дополнительную плату. Так что предпочтительный обработчик критических ошибок вы должны выбирать сами.
Для установки "Доктора Ватсона" отладчиком по умолчанию добавьте в реестр следующую запись (листинг 3.1) или запустите файл Drwtsn32.exe c ключом "–i" (для выполнения обоих действий вы должны иметь права администратора).
Листинг 3.1. Установка "Доктора Ватсона" отладчиком по умолчанию
[HKEY_LOCAL_MACHINE\SOFTWARE\Microsoft\Windows NT\CurrentVersion\AeDebug] "Auto"="1"
"Debugger"="drwtsn32 -p %ld -e %ld -g"
"UserDebuggerHotKey"=dword:00000000
Теперь возникновение критических ошибок программы станет сопровождаться генерацией отчета, составляемого "Доктором Ватсоном" и содержащим более или менее подробные сведения о характере ее происхождения (рис. 3.3).
Рис. 3.3. Реакция "Доктора Ватсона" на критическую ошибку
Образец дампа , созданный "Доктором Ватсоном", приведен в листинге 3.2. Комментарии, добавленные автором, выделены серым цветом.
Листинг 3.2. Образец отчета "Доктора Ватсона" с комментариями автора
Исключение в приложении:
Прил.:(pid=612)
; pid процесса, в котором произошло исключение
Время : 14.11.2003 @ 22:51:40.674
; время, когда произошло исключение
Номер : c0000005 (нарушение прав доступа)
; код категории исключения
расшифровку кодов исключений можно найти в WINNT.H
входящим в состав SDK, прилагаемом к любому Windows-компилятору
подробное описание всех исключений содержится в документации
по процессорам Intel и AMD, бесплатно распространяемой их производителями
(внимание: для перевода кода исключения операционной системы в
вектор прерывания ЦП, вы должны обнулить старшее слово)
в данном случае это 0x5 – попытка доступа к памяти по запрещенному адресу
> Сведения о системе <*
Имя компьютера : KPNC
Имя пользователя: Kris Kaspersky
Число процессоров : 1
Тип процессора : x86 Family 6 Model 8 Stepping 6
Версия Windows 2000: 5.0
Текущая сборка : 2195
Пакет обновления: None
Текущий тип: Uniprocessor Free
Зарегистрированная организация :
Зарегистрированный пользователь: Kris Kaspersky
; краткие сведения о системе
*> Список задач <*
0 Idle.exe
8 System.exe
232 smss.exe
1244 os2srv.exe
1164 os2ss.exe
1284 windbg.exe
1180 MSDEV.exe
1312 cmd.exe
612 test.exe
1404 drwtsn32.exe
0 Total.exe
(00400000 - 00406000)
(77F80000 - 77FFA000)
(77E80000 - 77F37000)
; перечень загруженных DLL
; согласно документации, справа от адресов должны быть перечислены имена
; соответствующих модулей, однако практически все они так хорошо "замаскировались",
; что стали совершенно не видны. вытащить их имена из файла протокола все-таки можно,
; но придется немного пошаманить (см. ниже "таблицу символов")
Копия памяти для потока 0x188
; ниже идет копия памяти потока, вызывавшего исключение
eax=00000064 ebx=7ffdf000 ecx=00000000 edx=00000064 esi=00000000 edi=00000000
eip=00401014 esp=0012ff70 ebp=0012ffc0 iopl=0nv up ei pl nz na pe nc
cs=001bss=0023ds=0023es=0023fs=0038gs=0000efl=00000202
; содержимое регистров и флагов
функция : <nosymbols>
; распечатка окрестной точки сбоя
00400ffc 0000add [eax],alds:00000064=??
; записываем в ячейку на которую ссылает EAX значение AL ; значение адреса ячейки, вычисленной Доктором Ватсоном, равно 64h ; что , очевидно, не соответствует действительности;
; Доктор Ватсон подставляет в выражение значение регистра EAX
; на момент возникновения сбоя , и это совсем не то значение , которое
; было в момент исполнения ! к сожалению, чему был равен EAX в момент ; исполнения ни нам, ни Доктору Ватсону не известен .
00400ffe 0000add [eax],alds:00000064=??
; записываем в ячейку, на которую ссылает EAX значение AL
; как? опять? что это за бред?! вообще-то так кодируется
; последовательность 00 00 00 00, по всей видимости являющаяся
; осколком некоторой машинной команды, неправильно интерпретированной
; дизассемблерным движком Доктора Ватсона ;
00401000 8b542408 mov edx,[esp+0x8]ss:00f8d547=????????
; загружаем в EDX аргумент функции
; какой именно аргумент – сказать невозможно, т.к. мы не знаем адрес
; стекового фрейма ;
00401004 33c9xor ecx,ecx
; обнуляем ECX
00401006 85d2testedx,edx
00401008 7e18jle00409b22
; если EDX == 0, прыгаем на адрес 409B22h
ss:00f8d547=????????ss:00f8d547=????????0040100a 8b442408 mov eax,[esp+0x8]
ss:00f8d547=????????
ss:00f8d547=????????
; загружаем уже упомянутый аргумент в регистр EAX
0040100e 56push esi
; сохраняем ESI в стеке, перемещая тем самым указатель вершины стека ; на 4 байта вверх (в область младших адресов )
0040100f 8b742408 mov esi, [esp+0x8]ss:00f8d547=????????
; загружаем в ESI очередной аргумент
; поскольку ESP был только что изменен , это совсем не тот аргумент , ; с которым мы имели дело ранее
00401013 57push edi
; сохраняем регистр EDI в стеке
СБОЙ -> 00401014 0fbe3c31 movsx edi,byte ptr [ecx+esi] ds:00000000=??
; вот мы и добрались до инструкции, возбудившей исключение доступа
; она обращается к ячейке памяти, на которую указывает сумма
; регистров ECX и ESI
; а чему равно их значение ? прокручиваем экран немного вверх и находим,
; что ECX и ESI равны 0, о чем Доктор Ватсон нам и сообщает: "ds:000000"
; отметим, что этой информации можно верить, поскольку подстановка
; эффективного адреса осуществлялась непосредственно в момент исполнения
; теперь вспомним, что ESI содержит копию переданного функции аргумента
; и что ECX был обнулен явно, следовательно в выражении [ECX+ESI]
; регистр ESI – указатель , а ECX – индекс .
; раз ESI равен нулю, то нашей функции передали указатель на невыделенную
; область памяти. обычно это происходит либо вследствие алгоритмической
; ошибки в программе, либо вследствие исчерпания виртуальной памяти
; к сожалению, Доктор Ватсон не осуществляет дизассемблирование
; материнской функции, и какой из двух предполагаемых вариантов правильный
; нам остается лишь гадать… правда, можно дизассемблировать дамп памяти
; процесса (если, конечно , он был сохранен ), но это уже не то…
00401018 03c7add eax, edi
; сложить содержимое регистра EAX с регистром EDI и записать результат в EAX
0040101a 41inc ecx
; увеличить ECX на единицу
0040101b 3bcacmpecx,edx
0040101d 7cf5jl00407014
; до тех пор пока ECX < EDX, прыгать на адрес 407014
; (очевидно, мы имеем дело с циклом, управляемым счетчиком ECX)
; при интерактивной отладке мы могли бы принудительно выйти
; из функции, возвратив флаг ошибки, чтобы материнская функция
; (а с ней и вся программа целиком) могла продолжить свое выполнение
; и в этом случае потерянной окажется лишь последняя операция, но все
; остальные данные окажутся неискаженными;
0040101f
5f
pop
edi
00401020
5e
pop
esi
00401021
c3
ret
; выходим из функции
*> Обратная трассировка стека <*
; содержимое стека на момент возникновения сбоя
; распечатывает адреса и параметры предыдущих выполняемых функций,
; при интерактивной отладке мы могли бы просто передать управление
; на одну из вышележащих функций, что эквивалентно возращению в прошлое
; это только в реальной жизни разбитую чашку восстановить нельзя,
; в компьютерной вселенной возможно все !
FramePtr ReturnAd Param#1 Param#2 Param#3 Param#4 Function Name
; FramePtr:указывает на значение фрейма стека ,
;выше ( т .е. в более младших адресах ) содержатся аргументы функции
;ниже – ее локальные переменные
; ReturnAd:бережно хранит адрес возврата в материнскую функцию
если здесь содержится мусор и обратная трассировка стека начинает характерно шуметь, с высокой степенью вероятности можно предположить, что мы имеем дело с ошибкой "срыва стека" а возможно, и с попыткой атаки вашего компьютера
; Param#:четыре первых параметра функции – именно столько параметров
;Доктор Ватсон отображает на экране; это достаточно жесткое
;ограничение – многие функции имеют десятки параметров и
;четыре параметра еще ни о чем не говорят ; однако недостающие
;параметры легко вытащить из копии необработанного стека вручную
;достаточно лишь перейти по указанному в поле FramePtr адресу
; Func Name:имя функции (если только его возможно определить); реально
;отображает лишь имена функций, импортируемые из других DLL,
;поскольку встретить коммерческую программу, откомпилированную
;вместе с отладочной информацией практически нереально
0012FFC0 77E87903 00000000 00000000 7FFDF000 C0000005 !<nosymbols>
0012FFF0 00000000 00401040 00000000 000000C8 00000100 kernel32!SetUnhandledExceptionFilter
; функции перечисляются в порядке их исполнения ; самой последней исполнялась
; kernel32!SetUnhandledExceptionFilter функция, обрабатывающая данное исключение
*> Копия необработанного стека <
; копия необработанного стека содержит стек таким, какой он есть
; очень помогает при обнаружении buffer overfull атак – весь shell-код,
; переданный злоумышленником, будет распечатан Доктором Ватсоном, и вам
; останется всего лишь опознать его (подробнее об этом рассказывается
; в моей книге "Техника сетевых атак")
0012ff7000 00 00 00 00 00 00 00 - 39 10 40 00 00 00 00 009.@
0012ff8064 00 00 00 f4 10 40 00 - 01 00 00 00 d0 0e 30 00 d@0.
0013009000 00 00 00 00 00 00 00 - 00 00 00 00 00 00 00 00
001300a000 00 00 00 00 00 00 00 - 00 00 00 00 00 00 00 00
ntdll.dll
77F8110600000000ZwAccessCheckByType
77FCEFB000000000fltused
kernel32.dll
77E817650000003dIsDebuggerPresent
77EDBF7A00000000VerSetConditionMask
; итак, возвращаемся к таблице загруженных DLL
;(00400000-00406000)-это, очевидно, областьпамяти,занятая самой программой
;(77F80000-77FFA000)–этоKERNEL32.DLL
;(77E80000-77F37000)-этоNTDDL.DLL
Microsoft Visual Studio Debugger
При установке среды разработки Microsoft Visual Studio она регистрирует свой отладчик основным отладчиком критических ошибок по умолчанию. Это простой в использовании, но функционально ущербный отладчик, не поддерживающий даже такой банальной операции, как поиск hex-последовательности в оперативной памяти. Единственная "вкусность", отличающая его от продвинутого во всех отношениях Microsoft Kernel Debugger — это возможность трассировки "упавших" процессов, выбросивших критическое исключение.
В опытных руках отладчик Microsoft Visual Studio Debugger способен творить настоящие чудеса, и одно из таких чудес — это возобновление работы приложений, совершивших недопустимую операцию и при нормальном течении событий аварийно завершаемых операционной системой без сохранения данных. В любом случае, интерактивный отладчик (коим Microsoft Visual Studio Debugger и является) предоставляет намного более подробную информацию о сбое и значительно упрощает процесс выявления источников его возникновения. К сожалению, тесные рамки данной главы (и без того далеко отошедшей от основной темы книги!) не позволяют изложить всю методику поиска неисправностей целиком и приходится ограничиваться лишь узким кругом наиболее интересных (и наименее известных!) вопросов (см. разд. "Обитатели сумеречной зоны, или из морга в реанимацию " этой главы).
Для ручной установки Microsoft Visual Studio Debugger основным отладчиком критических ошибок добавьте в реестр данные показанные в листинге 3.3.
Листинг 3.3. Установка Microsoft Visual Studio Debugger основным отладчиком критических ошибок
[HKEY_LOCAL_MACHINE\SOFTWARE\Microsoft\Windows NT\CurrentVersion\AeDebug]
"Auto"="1"
"Debugger"="\"C:\\Prg Files\\MS VS\\Common\\MSDev98\\Bin\\msdev.exe\" -p %ld -e %ld" "UserDebuggerHotKey"=dword:00000000
Листинг 3.4. Демонстрационная программа, вызывающая сообщение о критической ошибке
// функция возвращает сумму n символов типа char
// если ей передать null-pointer, она "упадет",
// хотя источник ошибки не в ней, а в аргументах,
// переданных материнской функцией test(char *buf, int n)
{
int a, sum;
for (a = 0; a < n; a++) sum += buf[a]; // здесь возбуждается исключение return sum;
}
main()
{
#define N 100
char *buf = 0;// инициализируем указатель на буфер
/* buf = malloc(100); */// "забываем" выделить память, здесь ошибка
test(buf, N);// передаем null-pointer некоторой функции
}
Обитатели "сумеречной зоны", или из "морга в реанимацию"
Хотите узнать, как заставить приложение продолжить нормальную работу после появления сообщения о критической ошибке? Это действительно очень актуально. Представьте, что рухнуло приложение, содержащее уникальные и еще не сохраненные данные. По минимуму их придется набивать заново, по максимуму — они потеряны для вас навсегда. На рынке имеется некоторое количество утилит, нацеленных на эту задачу (взять те же Norton Utilities), но их интеллектуальность оставляет желать лучшего и в среднем они срабатывают один раз из десяти. В тоже самое время, ручная реанимация программы воскрешает ее в 75%-90% случаев.
Строго говоря, гарантированно восстановить работоспособность обрушавшейся программы нельзя, равно как и невозможно выполнить откат тех действий, что предшествовали ее обрушению. В лучшем случае вам удастся сохранить свои данные на диск до того, как программа полностью потеряет нить управления и пойдет вразнос. Но и это неплохо!
Существует по меньшей мере три различных способа реанимации:
принудительный выход из функции, возбудившей исключение;
"раскрутка " стека с передачей управления назад;
передача управления на функцию обработки сообщений.
Рассмотрим каждый из этих способов на примере приложения testt.exe
Забегая вперед, отметим, что реанимации поддаются лишь те сбои, которые вызваны алгоритмическими, а не аппаратными ошибками (т. е. сбоем оборудования). Если информация, хранящаяся в оперативной памяти, оказалась искажена в результате физического дефекта последней, то восстановить работоспособность упавшего приложения скорее всего уже не удастся, хотя если сбой не затронул жизненно важные структуры данных, некоторая надежда на благополучный исход все-таки есть.
Принудительный выход из функции
Запускаем тестовую программу, набиваем в одном или нескольких окнах какой- нибудь текст, затем в меню Help выбираем пункт About TestCEdit и в появившемся диалоговом окне щелкаем по кнопке make error. Опля! Программа выбрасывает критическую ошибку и, если мы нажмем на ОК, все не сохраненные данные необратимо погибнут, что никак не входит в наши планы. Однако при наличии предварительно установленного отладчика мы еще можем кое-что предпринять. Пусть для определенности это будет Microsoft Visual Studio Debugger.
Нажимаем кнопку Отмена и отладчик немедленно дизассемблирует функцию, возбудившую исключение (листинг 3.5).
Листинг 3.5. Отладчик Microsoft Visual Studio Debugger дизассемблировал функцию, возбудившую исключение
0040135C
push
esi
0040135D
mov
esi,dword ptr [esp+8]
00401361
push
edi
00401362
movsx
edi,byte ptr [ecx+esi]
00401366
add
eax,edi
00401368
inc
ecx
00401369
cmp
ecx,edx
0040136B
jl
00401362
0040136D
pop
edi
0040136Epopesi
0040136Fret8
Проанализировав причину возникновения исключения (функции передан указатель на невыделенную память), мы приходим к выводу, что заставить функцию продолжить свою работу невозможно, поскольку структура передаваемых данных нам неизвестна. Приходится прибегать к принудительному возврату в материнскую функцию, не забыв при этом установить флаг ошибки, сигнализируя программе, что текущая операция не была выполнена. К сожалению, никаких общепринятых флагов ошибок не существует, и различные функции используют различные соглашения. Чтобы выяснить, как обстоят дела в данном конкретном случае, мы должны дизассемблировать материнскую функцию и определить какой именно код ошибки она ожидает.
Переместив курсор в окно дампа, набьем в строке адреса название регистра указателя вершины стека — "ESP" и нажмем на клавишу <Enter>. Содержимое стека тут же предстанет перед нашими глазами (листинг 3.6).
Листинг 3.6. Поиск адреса возврата из текущей функции (выделен полужирным шрифтом)
0012F4880012F4940012F4A00012F4AC0012F4B80012F4C40012F4D00012F4880012F4940012F4A00012F4AC0012F4B80012F4C40012F4D00012FA64 00000000 FFFFFFFF 00000019 0012F4C0 006403C2 006403010012FA64 00000000 FFFFFFFF 00000019 0012F4C0 006403C2 006403010012FA64 00000064 0012F4C4 00000000 0012FA64 002F5788 77E163830012FA64 00000064 0012F4C4 00000000 0012FA64 002F5788 77E16383004012FF 00403458 6C291CEA 6C32FAF0 01100059 00000000 004C1E20004012FF 00403458 6C291CEA 6C32FAF0 01100059 00000000 004C1E20
0012F488
0012F494
0012F4A0
0012F4AC
0012F4B8
0012F4C4
0012F4D0
0012F488
0012F494
0012F4A0
0012F4AC
0012F4B8
0012F4C4
0012F4D0
0012FA64 00000000 FFFFFFFF 00000019 0012F4C0 006403C2 00640301
0012FA64 00000000 FFFFFFFF 00000019 0012F4C0 006403C2 00640301
0012FA64 00000064 0012F4C4 00000000 0012FA64 002F5788 77E16383
0012FA64 00000064 0012F4C4 00000000 0012FA64 002F5788 77E16383
004012FF 00403458 6C291CEA 6C32FAF0 01100059 00000000 004C1E20
004012FF 00403458 6C291CEA 6C32FAF0 01100059 00000000 004C1E20
Первые два двойных слова соответствуют машинным командам POP EDI/POP ESI и не представляют для нас совершенно никакого интереса. А вот следующее двойное слово содержит адрес выхода в материнскую процедуру (в приведенном листинге 3.6 оно выделено полужирным шрифтом). Как раз его-то нам и надо!
Нажимаем <Ctrl>+<D> и затем 0x4012FF, отладчик послушно отображает следующий дизассемблерный текст (листинг 3.7).
Листинг 3.7. Дизассемблерный листинг материнской функции
004012FA
call00401350
004012FF
00401302
cmpeax,0FFh
je0040132D
00401304 push eax
00401305 lea eax, [esp+8]
00401309
push
405054h
0040130E
push
eax
0040130F
call
dword ptr ds:[4033B4h]
00401315
add
esp, 0Ch
00401318
lea
ecx, [esp+4]
0040131C
push
0
0040131E
push
0
00401320
push
ecx
00401321
mov
ecx, esi
00401323
call
00401BC4
00401328
pop
esi
00401329
add
esp,64h
0040132C
ret
0040132C
0040132D
push
0
0040132D
; эта
ветка получает управление, если Функция 401350h вернет FFh
0040132F
push
0
00401331
push
405048h
00401336
mov
ecx,esi
00401338
call
00401BC4
0040133D
pop
esi
0040133E
add
esp,64h
00401341
ret
Смотрите: если регистр EAX равен FFh, то материнская функция передает управление на ветку 4 0132Dh и спустя несколько машинных команд завершает свою работу, передавая бразды правления функции более высокого уровня. Напротив, если EAX != FFh, то его значение передается функции 4033B4h. Следовательно, мы можем предположить, что FFh — это флаг ошибки и есть. Возвращаемся в подопытную функцию, нажав <Ctrl>+<G> и "EIP", переходим в окно Registers и меняем значение регистра EAX на FFh.
Теперь необходимо найти подходящую точку возврата из функции. Просто перейти к машинной команде ret нельзя, поскольку перед выходом из функции следует в обязательном порядке сбалансировать стек или нас "выбросит" неизвестно куда и программа "обрушится" окончательно.
В общем случае число PUSH-команд должно в точности соответствовать количеству pop (также учитывайте, что push dword x эквивалентен sub esp, 4, а pop dword X — add esp, 4). Проанализировав дизассемблерный листинг функции, мы приходим к выводу, что для достижения гармонии добра и зла мы должны стащить с вершины стека два двойных слова, соответствующие машинным командам 40135C:push esi и 401361:push edi. Это достигается передачей
управления по адресу 40136Dh, где живут два добродушныхPOP'a, приводящие стек в равновесное состояние. Подводим сюда курсор и уверенным щелчком правой клавиши мыши вызываем контекстное меню, среди пунктов которого выбираем Set Next Statement. Как вариант можно перейти в окно регистров и изменить значение регистра EIP с 401362h на 40136Dh.
Нажатием клавиши <F5> мы заставляем процессор продолжить выполнение программы и… о чудо! Она действительно продолжает свою работу (незлобное ругательство на ошибку последней операции — не в счет!). Несохраненные данные спасены!
Раскрутка стека
Далеко не во всех случаях принудительный выход из функции оказывается возможным. Ряд критических сбоев затрагивает не одну, а сразу несколько вложенных функций, и тогда для реанимации программы мы должны совершить глубокий откат назад, продолжив выполнение программы с того места, где бы ее работоспособности ничто не угрожало. Точная глубина отката подбирается экспериментально и обычно составляет три — пять ступеней. Имейте ввиду, что если вложенные функции модифицируют глобальные данные (например данные кучи), то попытка отката может привести к полному краху отлаживаемой программы, поэтому требуемую глубину отката желательно угадать с первого раза, придерживаясь правила: "лучше перебрать, чем недобрать". С другой стороны, чрезмерно глубокий откат ведет к потере всех не сохраненных данных…
Процедура отката состоит из трех шагов:
построения дерева вызовов;
определения координат стекового фрейма для каждого из них;
восстановления регистрового контекста материнской функции.
Хороший отладчик все это сделает за нас, и вам останется лишь записать в регистры EIP и ESP соответствующие значения. К сожалению, отладчик Microsoft Visual Studio Debugger к хорошим отладчикам не относится. Он довольно посредственно трассирует стек, пропуская FPO-функции (Frame Point Omission — функции с оптимизированным фреймом) и не сообщает координат стекового фрейма, "благодаря" чему самую трудоемкую часть работы нам приходится выполнять самостоятельно.
Впрочем, даже такой стек вызовов все же лучше, чем совсем ничего. Раскручивая его вручную мы будем отталкиваться от того, что координаты фрейма естественным образом определяются по адресу возврата. Допустим, содержимое окна Call Stacks выглядит так как это показано в листинге 3.8.
Листинг 3.8. Содержимое окна Call Stacks отладчика Microsoft Visual Studio Debugger
TESTCEDIT! 00401362()
MFC42! 6c2922ae()
MFC42! 6c298fc5()
MFC42! 6c292976()
MFC42! 6c291dcc()
MFC42! 6c291cea()
MFC42! 6c291c73()
MFC42! 6c291bfb()
MFC42! 6c291bba()
Попробуем найти в стеке адреса 6C2922AEh и 6C298FC5h, соответствующие двум последним ступеням исполнения. Нажимаем <ATL>+<6> для перехода в окно дампа и, воспользовавшись горячей комбинацией клавиш <Ctr> +<G> в качестве базового адреса отображения, выбираем "ESP". Прокручивая окно дампа вниз, мы обнаруживаем оба адреса возврата (в приведенном далее листинге 3.9 они выделены рамкой).
Листинг 3.9. Содержимое стека после "раскрутки"
0012F4880012FA640012FA64004012FF ^ 0040136F:ret 8 первый адрес возврата
0012F494000000000000006400403458^ 00401328:pop esi
0012F4A0 FFFFFFFF 0012F4C4 6C291CEA
0012F4AC00000019000000006C32FAF0
0012F4B80012F4C00012FA6401100059
0012F4C400320774002F578800000000
0012F4D00032070177E16383004C1E20
0012F4DC00320774002F578800000000
0012F4E8000003E80012FA64004F8CD8
0012F4F40012F4DC002F57880012F560
0012F50077E61D496C2923D800403458^ 0040132C:ret;
0012F50C000001110012F540 16C2922AE| ^6C29237E:pop ebx/pop ebp/ret 1Ch
0012F518
0012FA64
000003E8
00000000
0012F518
0012FA64
000003E8
00000000
0012F524
004012F0
00000000
0000000C
0012F530
00000000
00000000
0012FA64
0012F53C
000003E8
0012F564
6C298FC5
0012F548
000003E8
00000000
00000000
0012F554
00000000
000003E8
0012FA64
Ячейки памяти, лежащие выше адресов возврата, представляют собой значения регистров, сохраненные в стеке при входе в функцию и восстанавливаемые при ее завершении. Ячейки памяти, лежащие ниже адресов возврата, оккупированы аргументами функции (если, конечно, у функции есть аргументы), или же
принадлежат локальным переменным материнской функции, если дочерняя функция не принимает никаких аргументов.
Возвращаясь к листингу 3.5, отметим, что два двойных слова, лежащие на верхушке стека, соответствуют машинным командам POP EDI и POP ESI, а следующий за ними адрес — 4012FFh — это тот самый адрес, управление которому передается командой 40136Fh:RET 8. Для продолжения раскрутки стека мы должны дизассемблировать код по этому адресу (листинг 3.10).
Листинг 3.10. Дизассемблерный листинг праматеринской функции ("бабушки")
004012FA
call
00401350
004012FF
cmp
eax,0FFh
00401302
je
0040132D
00401304
push
eax
00401305
lea
eax,[esp+8]
00401309
push
405054h
0040130E
push
eax
0040130F
call
dword ptr ds:[4033B4h]
00401315
add
esp,0Ch
00401318
lea
ecx,[esp+4]
0040131C
push
0
0040131E
push
0
00401320
push
ecx
00401321
mov
ecx,esi
00401323
call
00401BC4
00401328
pop
esi
00401329
add
esp,64h
0040132C
ret
; SS:[ESP] = 6C2923D8
Прокручивая экран вниз, мы замечаем инструкцию ADD ESP, 64, закрывающую текущий кадр стека. Еще восемь байт снимает инструкция 40136Fh:RET 8 и четыре байта оттягивает на себя 401328:POP ESI. Таким образом, позиция адреса возврата в стеке равна: current_ESP + 64h + 8 + 4 == 70h. Спускаемся на 70h байт ниже и видим адрес возврата из праматеринской функции (листинг3.11).
Листинг 3.12. Адрес возврата из праматеринской функции
0012F50077E61D49 6C2923D800403458 ^ 00401328:POP ESI/ret;
Первое двойное слово — это значение регистра ESI, который нам предстоит вручную восстановить; второе — адрес возврата из функции. Нажатием <Ctrl>+<G>, "0x6C2923D8" мы продолжаем раскручивать стек (листинг 3.12).
Листинг 3.12. Дизассемблерный листинг прапраматеринской функции
6C2923D8
jmp
6C29237B
6C29237B
mov
eax,ebx
6C29237D
pop
esi
6C29237E
pop
ebx
6C29237F
pop
ebp
6C292380
ret
1Ch
Вот мы и добрались до восстановления регистров! Сместившись на одно двойное слово вправо (оно только что было вытолкнуто из стека командой RET), переходим в окно Registers и восстанавливаем регистры ESI, EBX, EBP, извлекая сохраненные значения из стека (листинг 3.13).
Листинг 3.13. Содержимое регистров, ранее сохраненных в стеке вместе с адресом возврата
0012F50077E61D496C2923D800403458 ^ 6C29237D:pop esi
0012F50C000001110012F540 16C2922AE| ^6C29237E:pop ebx/pop ebp/ret 1Ch
Как вариант можно переместить регистр EIP на адрес 6C29237Dh, а регистр ESP на адрес 12F508h, после чего нажать на клавишу <F5> для продолжения выполнения программы. И этот прием действительно срабатывает! Причем, реанимированная программа уже не ругается на ошибку последней операции (как это было при восстановлении путем принудительного выхода из функции), а просто ее не выполняет. Красота!
Передача управления на функцию обработки сообщений
Двум предыдущим способам "реанимации" приложений присущи серьезные ограничения и недостатки. При тяжелых разрушениях стека, вызванных атаками типа buffer overfull или же просто алгоритмическими ошибками, содержимое важнейших регистров процессора окажется искажено, и мы уже не сможем ни совершить откат (стек утерян), ни выйти из текущей функции (EIP "смотрит" в "космос"). В консольных приложениях в такой ситуации действительно очень мало, что можно сделать… Вот GUI — другое дело! Концепция событийно ориентированной архитектуры наделяет всякое оконное приложение определенными серверными функциями. Даже если текущий контекст выполнения необратимо утерян, мы можем передать управление на цикл извлечения и диспетчеризации сообщений, заставляя программу продолжить обработку действий пользователя.
Классический цикл обработки сообщений выглядит так как это показано в листинге 3.14.
Листинг 3.14. Классический цикл обработки сообщений
while (GetMessage(&msg, NULL, 0, 0)) {
TranslateMessage(&msg);
DispatchMessage(&msg);
}
Все, что нам нужно — это передать управление на цикл while, даже не заботясь о настойке кадра стека, поскольку оптимизированные программы (а таковых большинство) адресуют свои локальные переменные не через EBP, а непосредственно через сам ESP. Конечно, при обращении к переменной msg, функция "угробит" содержимое стека, лежащее ниже его вершины, но это уже не важно.
Правда, при выходе из приложения оно упадет окончательно (ведь вместо адреса возврата из функции обработки сообщений, машинная команда RET обнаружит на вершине стека неизвестно что), но это произойдет после сохранения всех данных и потому никакой угрозы не несет. Исключение составляют приложения, "забывающие" закрыть все открытые файлы и перекладывающие эту работу на плечи функции ExitProcess. Что ж! Можно так подправить адрес возврата, чтобы он указывал на функцию ExitProcess!
Давайте создадим простейшее Windows-приложение и поэкспериментирует с ним. Запустив Microsoft Visual Studio выберем New ^ Project ^ Win32 Application и там — Typical Hello, World application. Добавим новый пункт меню, а в нем: char *p; *p = 0; и откомпилируем этот проект с отладочной информацией.
Роняем приложение на пол и, запустив отладчик, подгоняем мышь к первой строке цикла обработки сообщений и в появившемся контекстном меню находим пункт Set Next Statement. Нажимаем клавишу <F5> для возобновления работы программы и… она действительно возобновляет свою работу!
А теперь откомпилируем наш проект в чистовом варианте (т. е. без отладочной информации) и попробуем реанимировать приложение в голом машинном коде. Пользуясь тем обстоятельством, что Windows — это действительно многозадачная среда, в которой крушение одного процесса не мешает работе всех остальных, запустим свой любимый дизассемблер (например, IDA Pro) и проанализируем таблицу импорта отлаживаемой программы (вообще-то это может сделать и бесплатно распространяемый утилитой dumpbin, но его отчет не так нагляден).
Целью нашего поиска будут функции TranslateMessage/DispatchMessage и перекрестные ссылки, ведущие к циклу выборки сообщений (листинг 3.15).
Листинг 3.15. Поиск функций TranslateMessage/DispatchMessage в таблице импорта
.idata:004040E0 ; BOOL.idata:004040E0 ; BOOLstdcall TranslateMessage(const MSG *lpMsg)
.idata:004040E0 ; BOOL
.idata:004040E0 ; BOOL
.idata:004040E0 extrn TranslateMessage:dword ; DATA XREF: _WinMain@16+71↑r
.idata:004040E0; _WinMain@16+8D↑ r
.idata:004040E4 ; LONG __stdcall DispatchMessageA(const MSG *lpMsg)
.idata:004040E4 extrn DispatchMessageA:dword ; DATA XREF: _WinMain@16+94↑r
.idata:004040E8
С функцией DispatchMessage связана всего лишь одна перекрестная ссылка, со всей очевидностью ведущая к искомому циклу обработки сообщений, дизассемблерный код которого выглядит так как показано в листинге 3.16.
Листинг 3.16. Дизассемблерный листинг функции обработки сообщений
text:00401050
mov
edi, ds:GetMessageA
text:00401050
; первый вызов
GetMessageA (это еще не цикл, это только его преддверье)
text:00401050
text:00401056
push
0; wMsgFilterMax
text:00401058
push
0; wMsgFilterMin
text:0040105A
lea
ecx, [esp+2Ch+Msg]
text:0040105A
; ECX указывае
т на область памяти, через которую GetMessageA
text:0040105A
; станет возвращать сообщение . текущее значение ESP может быть
text:0040105A
; любым, главное , чтобы оно указывало на действительную область
text:0040105A
; памяти (см.
карту памяти, если значение ESP оказалось искажено
text:0040105A
; настолько, что вывело его в "космос")
text:0040105A
;
text:0040105E
push
0; hWnd
text:00401060
push
ecx; lpMsg
text:00401061
mov
esi, eax
text:00401063
call
edi; GetMessageA
text:00401063
; вызываем GetMessageA
text:00401063
text:00401065
test
eax, eax
text:00401067
jz
short loc_4010AD
text:00401067
; проверка на
наличие необработанных сообщений в очереди
text:00401067
text:00401077
loc_401077:
; CODE XREF: _WinMain@16+A9 ↓j
text:00401077
; начало цикла
обработки сообщений
text:00401077
text:00401077
mov
eax, [esp+2Ch+Msg.hwnd]
text:0040107B
lea
edx, [esp+2Ch+Msg]
text:0040107B
; EDX указывает
на область памяти, используемую для передачи сообщений
text:
0040107F
push
edx; lpMsg
text:
00401080
push
esi; hAccTable
text:
00401081
push
eax; hWnd
text:
00401082
call
ebx; TranslateAcceleratorA
text:
00401082
; вызываем функцию TranslateAcceleratorA
text:
00401082
text:
00401084
test
eax, eax
text:
00401086
jnz
short loc_40109A
text:
00401086
; проверка на
наличие в очереди необработанных сообщений
text:
00401086
text:
00401088
lea
ecx, [esp+2Ch+Msg]
text:
0040108C
push
ecx; lpMsg
text:
0040108D
call
ebp; TranslateMessage
text:
0040108D
; вызываем функцию TranslateMessage, если есть что транслировать
text:
0040108D
text:
0040108F
lea
edx, [esp+2Ch+Msg]
text:
00401093
push
edx; lpMsg
text:
00401094
call
ds:DispatchMessageA
text:
00401094
; диспетчеризуем сообщение
text:
0040109A
text:
0040109A
loc_40109A:
; CODE XREF: _WinMain@16+86 ↑j
text:
0040109A
push
0; wMsgFilterMax
text:
0040109C
push
0; wMsgFilterMin
text:
0040109E
lea
eax, [esp+34h+Msg]
text:
004010A2
push
0; hWnd
text:
004010A4
push
eax; lpMsg
text:
004010A5
call
edi; GetMessageA
text:
004010A5
; читаем очередное сообщений из очереди
text:
004010A5
text:
004010A7
test
eax, eax
text:
004010A9
jnz
short loc_401077
text:
004010A9
; вращаем цикл
обработки сообщений
text:
004010A9
text:
004010AB
pop
ebp
text:
004010AC
pop
ebx
text:
004010AD
text:
004010AD
loc_4010AD:
; CODE XREF: _WinMain@16+67 ↑j
text:
004010AD
mov
eax, [esp+24h+Msg.wParam]
text:
004010B1
pop
edi
text:004010B2text:004010B3text:004010B6text:004010B2text:004010B3text:004010B6popesi
text:004010B2
text:004010B3
text:004010B6
text:004010B2
text:004010B3
text:004010B6
addesp,1Ch
retn10h
.text:004010B6 _WinMain@16 endp
Мы видим, что цикл обработки сообщений начинается с адреса 401050h и именно на этот адрес следует передать управление, чтобы возобновить работу "упавшей" программы. Пробуем сделать это и… программа работает!
Разумеется, настоящее приложение оживить намного сложнее, поскольку цикл обработки сообщений в нем рассредоточен по большому количеству функций, отождествить которые при беглом дизассемблировании невозможно. Тем не менее, приложения, построенные на основе общедоступных библиотек, например, MFC , OWL , обладают вполне предсказуемой архитектурой и реанимировать их вполне возможно.
Рассмотрим, как устроен цикл обработки сообщений в MFC. Большую часть своего времени исполнения MFC-приложения проводят внутри функции CWinThread::Run(void), которая периодически опрашивает очередь на предмет поступления свежих сообщений и рассылает их соответствующим обработчикам. Если один из обработчиков "споткнулся" и довел систему до критической ошибки, выполнение программы может быть продолжено в функции Run. В этом-то и заключается ее главная прелесть!
Функция не имеет явных аргументов, но принимает скрытый аргумент this, указывающей на экземпляр класса CWinThread или производный от него класс, без которого функция просто не сможет работать. К счастью, таблицы виртуальных методов класса CWinThread содержат достаточно количество "родимых пятен", чтобы указатель this можно было воссоздать вручную.
Загрузим функцию Run в дизассемблер и отметим все обращения к таблице виртуальных методов, адресуемой через регистр ECX (листинг 3.17).
Листинг 3.17. Дизассемблерный листинг функции Run (фрагмент)
text:6C29919D n2k_Trasnlate_main:
; CODE XREF: MFC42_5715+1F↑ j
text:6C29919D
; MFC42_5715+67↓j ...
text:6C29919D
mov
eax,
[esi]
text:6C29919F
mov
ecx,
esi
text:6C2991A1
call
dword ptr [eax+64h]
; CWinThread::PumpMessage(void)
text:6C2991A4
test
eax,
eax
text:6C2991A6
jz
short loc_6C2991DA
text:6C2991A8
mov
eax,
[esi]
text:6C2991AA
lea
ebp,
[esi+34h]
text:6C2991AD
push
ebp
text:6C2991AE
mov
ecx,
esi
text:6C2991B0
call
dword ptr [eax+6Ch]
; CWinThread::IsIdleMessage(MSG*)
text:6C2991B3
test
eax, eax
text:6C2991B5
jz
short loc_6C2991BE
text:6C2991B7
push
1
text:6C2991B9
mov
[esp+14h], ebx
text:6C2991BD
pop
edi
text:6C2991BE
text:6C2991BE loc_
6C2991BE:
; CODE XREF: MFC42_5715+51↑ j
text:6C2991BE
push
ebx
; wRemoveMsg
text:6C2991BF
push
ebx
; wMsgFilterMax
text:6C2991C0
push
ebx
; wMsgFilterMin
text:6C2991C1
push
ebx
; hWnd
text:6C2991C2
push
ebp
; lpMsg
text:6C2991C3
call
ds:PeekMessageA
text:6C2991C9
test
eax, eax
text:6C2991CB
jnz
short n2k_Trasnlate
main
text:6C2991CD
Таким образом, функция Run ожидает получить указатель на двойное слово, указывающее на таблицу виртуальных методов, 0x19 и 0x1B элементы которой представляют собой функции PumpMessage и IsIdleMessage соответственно (или переходники к ним). Адреса импортируемых функций, если только динамическая библиотека не была перемещена, можно узнать в том же дизассемблере; в противном случае, следует отталкиваться от базового адреса модуля, отображаемого отладчиком по команде Modules. При условии, что эти две функции не были перекрыты программистом, поиск нужной нам виртуальной таблицы не составит никакого труда.
По непонятным причинам библиотека MFC42.DLL не экспортирует символьных имен функций и эту информацию нам приходится добывать самостоятельно. Обработав библиотеку MFC42.LIB утилитой dumpbin, запущенной с ключом "/ARCH", мы определим ординалы обеих функций (ординал PumpMessage — 5307, а IsIdleMessage — 4079). Остается найти эти значения в экспорте библиотеки MFC42.DLL (dumpbin /EXPORTS mfc42.dll > mfc42.txt), из чего мы узнаем что адрес функции PumpMessage: 6C291194h, а IsIdleMessage — 6С292583h.
Теперь мы должны найти указатели на функции PumpMessage/IsIdleMessage в памяти, а точнее — в секции данных, базовый адрес которой содержится в заголовке PE-файла, только помните, что в процессорах x86 наименее значимый байт располагается по меньшему адресу, т. е. все числа записываются в обратном порядке. К сожалению, отладчик Microsoft Visual Studio Debugger не поддерживает операцию поиска в памяти, и нам приходится действовать обходным путем — копировать содержимое дампа в буфер обмена, вставлять его в текстовой файл и, нажав клавишу <F7> искать адреса уже там.
Долго ли, коротко ли, но интересующие нас указатели обнаруживаются по адресам 403044h/40304Сh (естественно, у вас эти адреса могут быть и другими). Причем обратите внимание: расстояние между указателями в точности равно расстоянию между указателями на [EAX + 64h] и [EAX + 6Ch], а очередность их размещения в памяти обратна порядку объявления виртуальных методов. Это — хороший признак и мы, скорее всего, находимся на правильном пути (листинг 3.18).
Листинг 3.18. Адреса функций IsIdleMessage/PumpMessage, найденные в секции данных
004030446C2911D4 6C292583 6C291194 ; IsIdleMessage/PumpMessage
004030506C2913D0 6C299144 6C297129
0040305C6C297129 6C297129 6C291A47
Указатели, указывающие на адреса 403048h/40304Ch, очевидно, и будут кандидатами в члены искомой таблицы виртуальных методов класса CWinThread. Расширив сферу поиска всем адресным пространством отлаживаемого процесса, мы обнаруживаем два следующих переходника (листинг 3.19).
Листинг 3.19. Переходники к функциям IsIdleMessage/PumpMessage, найденные там же
00401A20jmpdwordptrds:[403044h];IsIdleMessage
00401A26jmpdwordptrds:[403048h];
00401A2Cjmpdwordptrds:[40304Ch];PumpMessage
Ага, уже теплее! Мы нашли не сами виртуальные функции, но переходники к ним. Раскручивая этот запутанный клубок, попробуем отыскать ссылки на 401A26h/401A2Ch, которые передают управление на приведенный ранее код (листинг 3.20).
Листинг 3.20. Виртуальная таблица класса CWinThread
00403490
00401A9E
00401040
004015F0
^
0x0,
0x1,
0x2
элементы
0040349C
00401390
004015F0
00401A98
^
0x3,
0x4,
0x5
элементы
004034A8
00401A92
00401A8C
00401A86
^
0x6,
0x7,
0x8
элементы
004034B4
00401A80
00401A7A
00401A74
^
0x9,
0xA,
0xB
элементы
004034C0
00401010
00401A6E
00401A68
^
0xC,
0xD,
0xE
элементы
004034CC
00401A62
00401A5C
00401A56
^
0xF,
0x10,
0x11
элементы
004034D8
00401A50
00401A4A
00401A44
^
0x12,
0x13,
0x14
элементы
004034E4
00401A3E
004010B0
00401A38
^
0x15,
0x16,
0x17
элементы
004034F0
00401A32
00401A2C
00401A26
^
0x18,
0x19,
0x1A
элементы (PumpMessage)
004034FC
00401A20
00401A1A
00401A14
^
0x1B,
0x1C,
0x1D
элементы (IsIdleMessage)
Даже неопытный исследователь программ распознает в этой структуре данных таблицу виртуальных функций. Указатели на переходники к функциям PumpMessage/IsIdleMessage разделяются ровно одним элементом, как того и требуют условия задачи. Предположим, что эта виртуальная таблица, которая нам и нужна. Для проверки этого предположения отсчитаем 0x19 (25) элементов верх от 4034F4h и попытаемся найти указатель, ссылающийся на ее начало. Если повезет и он окажется экземпляром класса CwinThread, тогда программа сможет корректно продолжить свою работу (листинг 3.21).
Листинг 3.21. Экземпляр класса CWinThread, вручную найденный нами в памяти
004050B800403490 00000001 00000000
004050C400000000 00000000 00000001
Действительно, в памяти обнаруживается нечто похожее. Записываем в регистр ECX значение 4050B8h, находим в памяти функцию Run (как уже говорилось, если только она не была перекрыта, ее адрес — 6C299164h — известен). Нажимаем комбинацию клавиш <Ctrl>+<G>, затем вводим "0x6C299164" и в контекстном меню, вызванном правой клавишей мыши, выбираем Set Next Statement. Программа, отделавшись легким "испугом", продолжает свое исполнение, ну а мы на радостях идем пить пиво (кофе, квас, чай — по вкусу).
Аналогичным путем можно вернуть к жизни и зависшие приложения, потерявшие нить управления и не реагирующие ни на мышь, ни на клавиатуру.
Как подключить дамп памяти
"…в отделе программ весь пол был усеян дырочками от перфокарт и какие-то мужики ползали по раскатанной по полу 20-метровой распечатке аварийного дампа памяти с целью обнаружения ошибки в распределителе памяти ОС-360. К президенту подошел начальник отдела и сообщил, что есть надежда сделать это еще к обеду"
Ю. Антонов "Юность Гейтса"
Дамп памяти (memory dump, также называемый "корой" [от английского core — сердцевина], crash- или аварийным дампом), сброшенный системой при возникновении критической ошибки — не самое убедительное средство для выявления причин катастрофы, но ничего другого в руках администратора зачастую просто не бывает. Последний вздох операционной системы, похожий на дурно пахнущую навозную кучу, из которой высовывается чей-то наполовину разложившийся труп, мгновенным снимком запечатленный в момент неустранимого сбоя — вот что такое дамп памяти во время крушения системы! Копание в нем вряд ли доставит вам удовольствие. Не исключено, что истинного виновника краха
системы вообще не удастся найти. Допустим, некий некорректно работающий драйвер вторгся в область памяти, принадлежащую другому драйверу, и наглым образом затер критические структуры данных, сделав из чисел "винегрет". К тому моменту, когда драйвер-жертва пойдет вразнос, драйвер-хищник может быть вообще выгружен из системы, и определить его причастность к крушению системы по одному лишь дампу практически нереально.
Тем не менее, полностью игнорировать факт существования дампа, право же, не стоит. В конце концов, до возникновения инактивных отладчиков ошибки в программах приходилось искать именно так. Избалованность современных программистов визуальными средствами анализа, увы, не добавляет им уверенности в тех ситуациях, когда неумолимая энтропия оставляет их со своими проблемами один на один. Но довольно лирики. Переходим к делу, расписывая каждое действие по шагам.
Первым делом, необходимо войти в конфигурацию системы Пуск ^ Настройка -> Панель управления -> Система (Start -> Settings -> Control Panel -> System) и убедиться, что настройки дампа соответствуют предъявляемым к ним требованиям Дополнительно -> Загрузкаи восстановление ^ Отказ системы
(Startup/Shutdown -> Recovery) в Windows 2000 RUS и Windows NT 4.0 ENG соответственно). Операционная система Windows 2000 поддерживает три разновидности дампов памяти: малый дамп памяти (small memory dump), дамп памяти ядра (kernel memory dump) и полный дамп памяти (complete dump memory). Для изменения настроек дампа вы должны иметь права администратора.
Малый дамп памяти занимает всего лишь 64 Кбайта (а отнюдь не 2 Мбайта, как утверждает контекстная помощь) и включает в себя:
копию "голубого экрана смерти";
перечень загруженных драйверов;
контекст обрушившегося процесса со всеми его потоками;
первые 16 Кбайт содержимого ядерного стека "обрушившегося" потока.
Разочаровывающие малоинформативные сведения! Непосредственный анализ дампа дает нам лишь адрес возникновения ошибки и имя драйвера, к которому этот адрес принадлежит. При условии, что конфигурация системы не была изменена после возникновения сбоя, мы можем загрузить отладчик и дизассемблировать подозреваемый драйвер, но это мало что даст. Ведь содержимое сегмента данных на момент возникновения сбоя нам неизвестно, более того — мы не можем утверждать, что видим те же самые машинные команды, что вызвали сбой. Поэтому малый дамп памяти полезен лишь тем администраторам, которым достаточно одного лишь имени нестабильного драйвера. Как показывает практика, в подавляющем большинстве случаев этой информации оказывается вполне достаточно. Разработчикам драйвера отсылается гневный "бан-рапорт" (вместе с дампом!), а сам драйвер тем временем заменяется другим — более новым и надежным. По умолчанию малый дамп памяти записывается в каталог %SystemRoot%\Minidump, где ему присваивается имя Mini, дата записи дампа и порядковый номер сбоя на данный день. Например Mini110701-
69.dmp — 69 дамп системы от 07 ноября 2001 года (не пугайтесь! это просто я отлаживал драйвера).
Дамп памяти ядра содержит намного более полную информацию о сбое и включает в себя всю память, выделенную ядром и его компонентами (драйверами, уровнем абстракции от оборудования и т. д.), а также копию "голубого экрана смерти". Размер дампа памяти ядра зависит от количества установленных драйверов и варьируется от системы к системе. Контекстная помощь утверждает, что эта величина составляет от 50 до 800 Мбайт. Ну, на счет 800 Мбайт авторы явно "загнули", и объем в 50— 100 Мбайт выглядит более вероятным (техническая документация на систему сообщает, что ориентировочный размер дампа ядра составляет треть объема физической оперативной памяти, установленной на системе). Это наилучший компромисс между накладными расходами на дисковое пространство, скорости сброса дампа и информативностью последнего. Весь "джентльменский" минимум информации — в вашем распоряжении. Практически все типовые ошибки драйверов и прочих ядерных компонентов могут быть локализованы с точностью до байта, включая и те, что вызваны физическим сбоем аппаратуры (правда, для этого вы должны иметь некоторый "патологоанатомический" опыт исследования "трупных" дампов системы). По умолчанию дамп памяти ядра записывается в файл %SystemRoot%\Memory.dmp, затирая или не затирая (в зависимости от текущих настроек системы) предыдущий дамп.
Полный дамп памяти включает в себя все содержимое физической памяти компьютера, занятое как прикладными, так и компонентами ядра системы. Полный дамп памяти оказывается особенно полезным при отладке ASPI/SPTI-приложений, которые в силу своей специфики могут "уронить" ядро даже с прикладного уровня. Несмотря на довольно большой размер, равный размеру оперативной памяти, полный дамп остается наиболее любимым дампом всех системных программистов (системные же администраторы в своей массе предпочитают малый дамп). Это не покажется удивительным, если вспомнить, что объемы жестких дисков давно перевалили за отметку 100 Гбайт, а оплата труда системных программистов за последние несколько лет даже несколько возросла. Лучше иметь невостребованный полный дамп под рукой, чем кусать локти при его отсутствии. По умолчанию полный дамп памяти записывается в файл %SystemRoot%\Memory.dmp, затирая или не затирая (в зависимости от текущих настроек системы) предыдущий дамп.
Выбрав предпочтительный тип дампа, давайте совершим учебный "падение" системы, отрабатывая методику его анализа в "полевых" условиях. Для этого нам понадобится:
комплект разработчика драйверов (Driver Development Kit или сокращенно DDK), бесплатно распространяемый фирмой Microsoft и содержащий в себе подробную техническую документацию по ядру системы; несколько компиляторов Си/Си++ и ассемблера, а также достаточно "продвинутые" средства анализа дампа памяти;
драйвер W2K_KILL.SYS или любой другой драйвер-убийца операционной системы, например BDOS.EXE от Марка Русиновича, позволяющий получить дамп в любое удобное для нас время, не дожидаясь возникновения критической
ошибки (бесплатнуюкопию программы можно скачать с адреса
http://www.sysinternals.com);
файлы символьных идентификаторов (symbol files), необходимые отладчикам ядра для его нормального функционирования и делающие дизассемблерный код более наглядным. Файлы символьных идентификаторов входят в состав "зеленого" набора MSDN, но, в принципе, без них можно и обойтись, однако переменная окружения _NT_SYMBOL_PATH по любому должна быть определена, иначе отладчик i386kd.exe работать не будет;
одна или несколько книжек, описывающих архитектуру ядра системы. Очень хороша в этом смысле книга "Внутреннее устройство Windows 2000" Марка Руссиновича и Дэвида Соломона, интересная как системным программистам, так и администраторам.
Итак, установив DDK на свой компьютер и завершив все приложения, запускаем драйвер-убийцу и… под "скрипящий" звук записывающегося дампа, система немедленно выбрасывает "голубой экран смерти" (BSOD — Blue Screen Of Death), свидетельствующий о возникновении неустранимого сбоя системы с краткой информацией о нем (рис. 3.4).
*** STOP: 0x0000001E (0xC0000005, 0xBE80B000, 0x00000000, 0x00000000)
KMODE_EXEPTION_NOT_HALTED
*** Address 0xBE80B000 base at 0xBE80A000, Date Stamp 389db915–
w2k_kill.sys
Beginning dump of physical memory
Dumping physical memory to disk: 69
Рис. 3.4. "Голубой экран смерти"
Для большинства администраторов "голубой экран смерти" означает лишь одно — системе "поплохело" настолько, что она предпочла смерть позору неустойчивого функционирования. Что же до таинственных надписей, сопровождающих эти экраны, то они остаются сплошной загадкой. Но только не для настоящих профессионалов!
Мы начнем с левого верхнего угла экрана и, зигзагами спускаясь вниз, трассируем все надписи по порядку.
*** STOP: — буквально означает "останов [системы]" и не несет в себе никакой дополнительной информации;
0x0000001E — представляет собой код Bug Check, содержащий категорию сбоя. Расшифровку кодов Bug Check можно найти в DDK. В данном случае это 0x1E — KMODE_EXEPTION_NOT_HALTED, о чем и свидетельствует символьное имя расположенное строкой ниже. Краткое объяснение некоторых, наиболее популярных кодов Bug Check приведено в таблице 3.1. Определение рейтинга
популярности кодов Bug Check осуществлялось путем подсчета упоминаний о них в конференциях Интернет (спасибо старику Googl'у). Полноту фирменной документации она, разумеется, не заменяет, но некоторое представление о целесообразности скачивания 70 Мбайт DDK все-таки дает;
"арабская вязь" в круглых скобках — это четыре Bug Check-параметра, физический смысл которых зависит от конкретного кода Bug Check и вне его контекста теряет всякий смысл; применительно к KMODE_EXEPTION_NOT_HALTED — первый Bug Check-параметр содержит номер возбужденногоисключения.Судя по таблице 3.1, это —
STATUS_ACCESS_VIOLATION — доступ к запрещенному адресу памяти — и четвертый Bug Check-параметр указывает какой именно. В данном случае он равен нулю, следовательно, некоторая машинная инструкция попыталась совершить обращение по null-pointer, соответствующему инициализированному указателю, ссылающемуся на невыделенный регион памяти. Ее адрес содержится во втором Bug Check-параметре. Третий Bug Check-параметр в данном конкретном случае не определен;
*** Address 0xBE80B00 — это и есть тот адрес, по которому произошел сбой. В данном случае он идентичен второму Bug Check-параметру, однако так бывает далеко не всегда (коды Bug Check собственно и не подряжались хранить чьи-либо адреса).
base at 0xBE80A00 — содержит базовый адрес загрузки модуля-нарушителя системного порядка, по которому легко установить "паспортные" данные самого этого модуля.
Внимание !
Далеко не во всех случаях правильное определение базового адреса вообще возможно.
Воспользовавшись любым подходящим отладчиком (например, Soft-Ice от Нумега или i386kd от Microsoft), введем команду, распечатывающую перечень загруженных драйверов с их краткими характеристиками (в i386kd это осуществляется командой !drivers). Как одним из вариантов, можно воспользоваться утилитой drivers.exe, входящей в NTDDK. но, какой бы вы путь не избрали, результат будет приблизительно следующим:
kd>!drivers!drivers
LoadedSystemDriverSummary
Base
Code
Size
Data
Size
Driver Name
Creation
Time
80400000
142dc0
(1291 kb)
4d680
(309 kb)
ntoskrnl.exe
Wed Dec 08 02:41:11
1999
80062000
cc20
(51 kb)
32c0
( 12 kb)
hal.dll
Wed Nov 03 04:14:22
1999
f4010000
1760
(5 kb)
1000
(4 kb)
BOOTVID.DLL
Thu Nov 04 04:24:33
1999
bffd8000
21ee0
( 135 kb)
59a0
( 22 kb)
ACPI.sys
Thu Nov 11 04:06:04
1999
be193000
16f60
(91 kb)
ccc0
( 51 kb)
kmixer.sys
Wed Nov 10 09:52:30
1999
bddb4000
355e0
( 213 kb)
10ac0
( 66 kb)
ATMFD.DLL
Fri Nov 12 06:48:40
1999
be80a000
200
(0 kb)
a00
(2 kb)
w2k_kill.sys
Mon Aug 28 02:40:12
2000
TOTAL:835ca0 (8407 kb) 326180 (3224 kb) (0 kb 0 kb)
Обратите внимание на выделенную полужирным черным цветом строку с именем w2k_kill.sys, найденную по ее базовому адресу 0xBE80A00. Это и есть тот самый драйвер, который нам нужен! А впрочем, этого можно и не делать,
поскольку имя "неправильного" драйвера и без того присутствует на "голубом экране смерти";
две нижние строки отражают прогресс "сброса" дампа на диск, развлекая администратора чередой быстро меняющихся циферок на это время.
Таблица 3.1. Физический смысл наиболее популярных кодов Bug Check с краткими
пояснениями
Категория
Описание
hex- код
Символьное имя
0x0A
IRQL_NOT_LESS_OR_EQUAL
Драйвер попытался обратиться к странице памяти на уровне DISPATCH_LEVEL или более высоком, что и привело к краху, поскольку менеджер виртуальной памяти работает на более низком уровне;
источником сбоя может быть и BIOS, и драйвер, и системный сервис (особенно этим грешат вирусные сканеры и FM- тюнеры);
как вариант — проверьте кабельные терминаторы на SCSI-накопителях и Master/Slayer на IDE, отключите кэширование памяти в BIOS;
если и это не поможет, обратитесь к четырем параметрам кода Bug Check, содержащим ссылку на память, к которой осуществлялся доступ, уровень IRQ (Interrupt ReQuest), тип доступа (чтение/запись) и адрес машинной инструкции драйвера
0x1E
KMODE_EXCEPTION_NOT_HANDLED
Компонент ядра возбудил исключение и "забыл" его обработать; номер исключения содержится в первом Bug Check-параметре;обычно он
принимает одно из следующих значений:
0x80000003 (STATUS_BREAKPOINT): встретиласьпрограммнаяточка
останова — отладочный рудимент, по небрежностинеудаленный
разработчиком драйвера;
(0xC0000005) STATUS_ACCESS_
VIOLATION: доступ к запрещенному адресу (четвертый Bug Check-параметр
уточняет ккакому) —ошибка
разработчика;
(0xC000021A) STATUS_SYSTEM_ PROCESS_TERMINATED: сбой процессов CSRSS и/или Winlogon, источником которого могут быть как компоненты ядра, так и пользовательские приложения; обычно это происходит при заражении машины вирусом или нарушении целостности системных файлов;
(0xC0000221) STATUS_IMAGE_
CHECSUM_MISMATCH: целостность одного из системных файлов оказалась нарушена;
второй Bug Check-параметр содержит адрес машинной команды, возбудившей исключение
0x24
NTFS_FILE_SYSTEM
Проблема с драйвером NTFS.SYS, обычно возникающая вследствие физического разрушения диска, реже — при остром недостатке физической оперативной памяти
0x2E
DATA_BUS_ERROR
Драйвер обратился по несуществующему физическому адресу; если только это не ошибка драйвера; оперативная память и/или кэш-память процессора (видеопамять) неисправны или же работают на запредельных тактовых частотах
0x35
NO_MORE_IRP_STACK_LOCATIONS
Драйвер более высокого уровня обратился к драйверу более низкого уровня посредством IoCallDriver- интерфейса, однако свободного пространства в стеке IRP (I/O Request Packet) не оказалось и передать весь IRP- пакет целиком не удалось;
это гибельная ситуация, не имеющая прямых решений; попытайтесь удалить один или несколько наименее нужных драйверов, быть может тогда система заработает
0x3F
NO_MORE_SYSTEM_PTES
Результат сильной фрагментации таблицы страниц PTE (Page Table Entry), приводящей к невозможности выделения затребованного драйвером блока памяти;
обычно это характерно для аудио- или видеодрайверов,манипулирующих
огромными блоками памяти и к тому же не всегда их вовремя освобождающих; для решения проблемы попробуйте увеличить количество PTE (до 50 000 максимум) в следующей ветке реестра:
HLLM\SYSTEM\CurrentControlSet\ Control\SessionManager\
Memory Management\SystemPages
0x50
PAGE_FAULT_IN_NONPAGED_AREA
Обращение к несуществующей странице памяти, вызванное либо неисправностью оборудования (как правило — оперативной, видео или кэш-памяти), либо некорректно спроектированным сервисом (этим грешат многие антивирусы, в том числе Касперский и Доктор Веб), либо разрушениями NTFS- тома (запустите программу chkdsk.exe с ключами /f и /r), также попробуйте запретить кэширование памяти в BIOS
0x58
FTDISK_INTERNAL_ERROR
Сбой RAID-массива, — при попытке загрузки с основного диска система обнаружила, что он поврежден, тогда она обратилась к его зеркалу, но таблицы разделов не оказалось и там
0x76
PROCESS_HAS_LOCKED_PAGES
Драйвер не смог освободить залоченные страницы после завершения операции ввода-вывода; для определения имени дефективногодрайвераследует
обратитьсякветке
HKLM\SYSTEM\CurrentControlSet\ Control\SessionManager\
Memory Management, и установить параметр TrackLockedPages типа DWORD в значение 1, потом перезагрузить систему, после чего та будет сохранять трассируемый стек и, если нехороший драйвер вновь начнет чудить, возникнет BSOD с кодом Bug Check:0xCB,позволяющим
определить виновника
0x77
KERNEL_STACK_INPAGE_ERROR
Страница данных памяти ядра по техническим причинам недоступна, если первый код Bug Check не равен нулю, то он может принимать одно из следующих значений:
(0xC000009A) STATUS INSUFFICIENT
RESOURCES — недостаточно системных ресурсов;
(0xC000009C) STATUS_DEVICE_DATA_ ERROR — ошибка чтения с диска (bad- сектор?);
(0xC000009D) STATUS_DEVICE_NOT_
CONNECTED — система не видит привод (неисправность контроллера, плохой контакт шлейфа);
(0xC000016A) STATUS_DISK_
OPERATION_FAILED — ошибка чтения диска (bad-сектор или неисправный контроллер);
(0xC0000185) STATUS_IO_DEVICE_
ERROR — неправильное "термирование" SCSI-привода или конфликт IRQ IDE- приводов;
нулевое же значение первого кода Bug Check указывает на неизвестную аппаратную проблему;
такое сообщение может появляться и при заражении системы вирусами, и при разрушении диска старыми "докторами", и при отказе RAM — войдите в консоль восстановления и запустите программу chkdsk.exe с ключом /r
0x7A
KERNEL_DATA_INPAGE_ERROR###
Страница данных памяти ядра по техническим причинам недоступна, второй Bug Check-параметр содержит статус обмена, четвертый — виртуальный страничный адрес, загрузить который не удалось;
возможные причины сбоя — те же дефектные сектора, попавшие в файл- подкачки pagefile.sys, сбои дискового контроллера, ну и вирусы, наконец
0x7B
INACCESSIBLE_BOOT_DEVICE
Загрузочное устройство недоступно, — таблица разделов повреждена или не соответствует файлу boot.ini;
также такое сообщение появляется при замене материнской платы с интегрированным IDE-контроллером (или замене SCSI-контроллера), поскольку всякий контроллер требует "своих" драйверов и при подключении
жесткого диска с установленной Windows NT на компьютер, оснащенный несовместимым оборудованием, операционная система просто откажется грузиться и ее необходимо будет переустановить (опытные администраторы могут переустановить непосредственно сами дисковые драйвера, загрузившись с консоли восстановления);
также не помешает проверить общую исправность оборудования и наличие вирусов на диске
0x7F
UNEXPECTED_KERNEL_MODE_TRAP
Исключение процессора, необработанное операционной системой; обычно возникает вследствие неисправности оборудования (как правило — разгона CPU), его несовместимости с установленными драйверами или алгоритмическими ошибками в самих драйверах;
проверьте исправность оборудования и удалите все посторонние драйвера;
первый Bug Check-параметр содержит номер исключения и может принимать следующие значения:
0x00 — попытка деления на нуль;
0x01 — исключениесистемного
отладчика;
0x03 — исключение точки останова;
0x04 — переполнение;
0x05 — генерируетсяинструкцией
BOUND;
0x06 — неверный опкод;
0x07 — двойной отказ (Double Fault);
описание остальных исключений содержится в документации на процессоры Intel и AMD
0xC2
BAD_POOL_CALLER
Текущий поток вызвал некорректный pool-request, что обычно происходит по причине алгоритмической ошибки, допущенной разработчиком драйвера;
однако, судя по всему, и сама система не остается без ошибок, поскольку для устранения этого "голубого экрана смерти" Microsoft рекомендует установить SP2
0xCB
DRIVER_LEFT_LOCKED_PAGES_IN_ PROCESS
После завершения процедуры ввода/вывода, драйвер не может освободить заблокированные страницы (см. PROCESS_HAS_LOCKED_PAGES);
первый Bug Check-параметр содержит вызываемый, а второй Bug Check- параметр, вызывающий адрес; последний, четвертый параметр указывает на UNICODE-строку с именем драйвера
0xD1
DRIVER_IRQL_NOT_LESS_OR_EQUAL
Тожесамое,чтои
IRQL_NOT_LESS_OR_EQUAL
0xE2
MANUALLY_INITIATED_CRAS
Сбой системы, спровоцированный вручную, путем нажатия "горячей" комбинацииклавиш
<Ctrl>+<Scroll Loock>, при условии, что параметр CrashOnCtrlScroll реестра
HKLM\System\CurrentControlSet\ Services\i8042prt\Parameters содержит ненулевое значение
0x7A
KERNEL_DATA_INPAGE_ERROR
Страница данных памяти ядра по техническим причинам недоступна, второй Bug Check-параметр содержит статус обмена, четвертый — виртуальный страничный адрес, загрузить который не удалось;
возможные причины сбоя — те же дефектные сектора, попавшие в файл pagefile.sys, сбои дискового контроллера, ну и вирусы, наконец
Восстановление системы после критического сбоя
"Неестественное, почти половое влечение к кнопке F8 появилось в Кролике совершенно не внезапно"
Щербаков Андрей "14400 бод и 19200 юзеров, и те же самые все-все-все..."
Операционные системы семейства NT достаточно безболезненно переносят критические сбои, даже если те произошли в самый неудобный момент времени
(например, в период дефрагментации диска). Отказоустойчивый драйвер файловой системы все сделает сам (хотя запустить файл chkdsk.exe все же не помешает).
Если был выбран "полный дамп памяти" или "дамп памяти ядра", то при следующей успешной загрузке системы жесткий диск будет долго "молотить" головкой, даже если к нему и не происходит никаких обращений. Не пугайтесь! Просто Windows перемещает дамп из виртуальной памяти на место его постоянного "проживания". Запустив "Диспетчер Задач", вы увидите новый процесс в списке — SaveDump.exe, — вот он этим и занимается. Необходимость в подобной двухтактной схеме "сброса" дампа объясняется тем, что в момент возникновения критической ошибки работоспособность драйверов файловой системы уже не гарантируется и операционная система не может позволить себе их использовать, ограничиваясь временным размещением дампа в виртуальной памяти. Кстати, если имеющегося объема виртуальной памяти окажется недостаточно (Дополнительно -> Параметры быстродействия -> Виртуальная память), "сброс" дампа окажется невозможным.
Если же система от загрузки отказывается, упорно забрасывая вас "голубыми экранами смерти", вспомните о существовании клавиши <F8> и выберите пункт "Загрузка последней удачной конфигурации" ("Last Known Good Configuration"). Более радикальной мерой является запуск системы в безопасном (safe) режиме с минимумом загружаемых служб и драйверов. Переустановка системы — это крайняя мера и без особой нужны к ней лучше не прибегать. Лучше войдите в "консоль восстановления" и переместите файл дампа на другую машину для его дальнейшего исследования.
Подключение дампа памяти
Для подключения дампа памяти к отладчику Windows Debugger (windbg.exe) в меню File выберете пункт Crash Dump или воспользуйтесь "горячей" комбинацией клавиш <Ctrl>+<D>. В отладчике i386kd.exe для той же цели служит ключ "–z" командной строки, за которым следует полный путь к файлу дампа, отделенный от ключа одним или несколькими пробелами, при этом переменная окружения _NT_SYMBOL_PATH должна быть определена и должна содержать полный путь к файлам символьных идентификаторов, в противном случае отладчик аварийно завершит свою работу. Как один из вариантов, можно указать в командной строке ключ "–y" и тогда экран консоли будет выглядеть так: i386kd –z C:\WINNT\memory.dmp -y C:\WINNT\Symbols, причем отладчик следует вызывать из Checked Build Environment/Free Build Environment консоли, находящейся в папке Windows 2000 DDK, иначе у вас ничего не получится.
Хорошая идея — ассоциировать DMP-файлы с отладчиком i386kd.exe, запуская их одним нажатием клавиши <Enter> из менеджера FAR. Впрочем, выбор средства анализа — дело вкуса. Кому-то нравиться KAnalyze, а кому-то достаточно и простенького DumpChk. Выбор аналитических инструментов чрезвычайно велик (один лишь DDK содержит четыре из них!) и, чтобы хоть как-то определиться с выбором, мы остановимся на i386kd.exe, также называемом Kernel Debugger.
Как только консоль отладчика появится на экране (а Kernel Debugger — это консольное приложение, горячо любимое всеми, кто провел свою молодость за
текстовыми терминалами), курсор наскоро дизассемблирует текущую машинную инструкцию и своим тревожным мерцанием затягивает нас в пучину машинного кода. Ну что, будем глазки строить или все-таки дизассемблировать? — незлобно ворчим мы, выбивая на клавиатуре команду "u", заставляющую отладчик продолжить дизассемблирование.
Судя по символьным идентификаторам PspUnhandledExceptionInSystemThread и KeBugCheckEx мы находимся глубоко в ядре, а точнее — в окрестностях того кода, что выводит BSOD на экран (листинг 3.22).
Листинг 3.22. Результат дизассемблирования подключенного дампа памяти с текущего адреса
8045249c 6a01push 0x1
kd>u
_PspUnhandledExceptionInSystemThread@4:
80452484 8B442404
mov
eax, (
dword ptr [esp+4]
80452488
8B00
mov
eax, (
dword ptr [eax]
8045248A
FF7018
push
dword
ptr
[eax+18h]
8045248D
FF7014
push
dword
ptr
[eax+14h]
80452490
FF700C
push
dword
ptr
[eax+0Ch]
80452493
FF30
push
dword
ptr
[eax]
80452495
6A1E
push
1Eh
80452497
E8789AFDFF
call
_KeBugCheckEx@20
8045249C
6A01
push
1
8045249E
58
pop
eax
8045249F
C20400
ret
4
В стеке ничего интересного также не содержится, вот судите сами (листинг 3.23)
(просмотр содержимого стека осуществляется командной kb)
Листинг 3.23. Содержимое стека не дает никаких намеков на природу истинного виновника
kd> kb
ChildEBP RetAddr Args to Child
f403f71c 8045251c f403f744 8045cc77 f403f74c ntoskrnl!PspUnhandledExceptionInSystemThread+0x18
f403fddc 80465b62 80418ada 00000001 00000000 ntoskrnl!PspSystemThreadStartup+0x5e
00000000 00000000 00000000 00000000 00000000 ntoskrnl!KiThreadStartup+0x16
Такой поворот событий ставит нас в тупик. Сколько бы мы ни дизассемблировали ядро, это ни на йоту не приблизит нас к источнику критической ошибки. Что ж, все вполне логично. Текущий адрес (8045249Сh) лежит далеко за пределами драйвера- убийцы (0BE80A00h). Хорошо, давайте развернемся и пойдем другим путем.
Помните тот адрес, что высвечивал "голубой экран смерти"? Не помните — не беда! Если это только не запрещено настройками, копии всех голубых экранов сохраняются в Журнале системы. Откроем его: Панель управления -> Администрирование ^ Просмотр событий (листинг 3.24).
Листинг 3.24. Копия "голубого экрана смерти", сохраненная в системном журнале
Компьютер был перезагружен после критической ошибки:
0x0000001e (0xc0000005, 0xbe80b000, 0x00000000, 0x00000000).
Microsoft Windows 2000 [v15.2195]
Копия памяти сохранена: C:\WINNT\MEMORY.DMP.
Отталкиваясь от категории критической ошибки (0x1E), мы без труда сможем определить адрес инструкции-убийцы — 0xBE80B000 (в приведенном листинге 3.24 он выделен полужирным шрифтом). Применяем команду u BE80B000 для просмотра его содержимого и видим следующий результат (листинг 3.25).
Листинг 3.25. Результат дизассемблирования дампа памяти по адресу, сообщенному "голубым экраном смерти"
kd>u 0xBE80B000
be80b000
a100000000
moveax,[00000000]
be80b005
c20800
ret0x8
be80b008
90
nop
be80b009
90
nop
be80b00a
90
nop
be80b00b
90
nop
be80b00c
90
nop
be80b00d
90
nop
Ага! Вот это уже больше похоже на истину! Инструкция, на которую указывает курсор (в тексте она выделена черным цветом), обращается к ячейке с нулевым адресом, возбуждая тем самым губительное для системы исключение. Теперь мы точно знаем, какая ветка программы вызвала сбой.
Хорошо, а как быть, если копии экрана смерти в нашем распоряжении нет? На самом деле, синий экран всегда с нами, надо только знать где искать! Попробуйте открыть файл дампа в любом HEX-редакторе и вы обнаружите следующие строки (листинг 3.26).
Листинг 3.26. Копия голубого экрана в заголовке дампа программы
00000000: 50 41 47 45 44 55 4D 50 | 0F 00 00 00 93 08 00 00PAGEDUMPSУп
00000010:00 00 03 00 00 80 8B 81 | C0 A4 46 80 80 A1 46 80 V АЛБLдFААбFА
L© ©▲* LL© ©▲* L00000020: 4C 01 00 00 01 00 00 00 | 11E 00 00 00 105 00 00 C0|
L© ©▲* L
L© ©▲* L
AGEAGE00000030: 100 B0 80 ВЁ| 00 00 00 00 | 00 00 00 00 00 41 47 45||А
AGE
AGE
С первого же взгляда удается опознать все основные Bug Check-параметры: 1E 00 00 00 — это код категории сбоя 0x1E (на процессорах x86 наименее значимый байт располагается по меньшему адресу, то есть все числа записываются в обратном порядке); 05 00 00 C0 — код исключения ACCESS VIOLATION; а 00 B0 80 BE — и есть адрес машинной команды, породившей это исключение. В комбинации же 0F 00 00 00 93 08 легко узнается номер билда системы, стоит только записать его в десятичной нотации.
Для просмотра Bug Check-параметров в более удобочитаемом виде можно воспользоваться следующей командой отладчика: dd KiBugCheckData (листинг 3.27).
Листинг 3.27. Bug Check-параметры, отображаемые в удобочитаемом виде
kd> dd KiBugCheckData
dd KiBugCheckData
8047e6c00000001ec0000005be80b00000000000
8047e6d000000000000000000000000100000000
8047e6e000000000000000000000000000000000
8047e6f000000000000000000000000000000000
8047e70000000000000000000000000000000000
8047e71000000000000000000000000000000000
8047e72000000000000000000000000000000000
8047e73000000000e0ffffffedffffff00020000
Другие полезные команды: !drivers — выводящая список драйверов, загруженных на момент сбоя, !arbiter — показывающая всех арбитров вместе с диапазонами арбитража, !filecache — отображающая информацию о кэше файловой системы и PT, !vm — отчитывающаяся об использовании виртуальной памяти и т. д. и т. п. — всех не перечислишь! (полный перечень команд вы найдете в руководстве по своему любимому отладчику).
Конечно, в реальной жизни определить истинного виновника краха системы намного сложнее, поскольку всякий нормальный драйвер состоит из множества сложно взаимодействующих функций, образующих запутанные иерархические комплексы, местами пересеченные туннелями глобальных переменных, превращающих драйвер в самый настоящий лабиринт. Приведем только один пример. Конструкция вида mov eax, [ebx], где ebx == 0, работает вполне нормально, послушно возбуждая исключение, и пытаться "поговорить с ней по-мужски" — бессмысленно! Нужно найти тот код, который записывает в регистр EBX нулевое значение, и сделать это непросто. Можно, конечно, просто прокрутить экран вверх, надеясь, что на данном
участке программный код выполнялся линейно, но никаких гарантий, что это действительно так у нас нет, равно как нет и возможности обратной трассировки (back trace). Грубо говоря, адрес предшествующей машинной инструкции нам неизвестен и "закладываться" на прокрутку экрана нельзя!
Загрузив подопытный драйвер в любой интеллектуальный дизассемблер, автоматически восстанавливающий перекрестные ссылки (например, дизассемблер IDA Pro), мы получим более или менее полное представление о топологии управляющих ветвей программы. Конечно, дизассемблирование в силу своей статической природы, не гарантирует, что управление не перекинулось откуда-то еще, но, по крайней мере, сужает круг поиска. Вообще же, о дизассемблировании написано множество хороших книг (и "Фундаментальные основы хакерства" Криса Касперски в том числе), поэтому не будем останавливаться на этом вопросе, а просто пожелаем всем читателям удачи.
Рис. 3.5. Отладчик i386kd за работой (пиво, бутерброды прилагаются); несмотря на свою отталкивающую внешность это чрезвычайно мощный и удобный в работе инструмент, позволяющий проворачивать умопомрачительные пассажи нажатием всего пары-тройки клавиш (одна из которых вызывает ваш собственный скрипт).
Рис. 3.6. Windows Debugger c загруженным дампом памяти. Обратите внимание: отладчик самостоятельно высвечивает Bug Check-коды, не ожидая пока мы об этом его попросим, а при попытке дизассемблирования инструкции, возбудившей исключение, на экране выскакивает "Module Load: W2K_KILL.SYS", сообщающая нам имя драйвера-убийцы. Вроде бы мелочь, а как приятно!
Глава 4
Интерфейсы взаимодействия с оборудованием
Стандарты — вещь хорошая. Всегда есть из чего выбрать.
Фольклор
Существует множество способов взаимодействия с оборудованием. В зависимости от специфики решаемой задачи и специфики самого оборудования, предпочтение отдается либо тем, либо иным интерфейсам управления. На самом высоком уровне интерфейсной иерархии располагается семейство API-функций операционной системы, реализующих типовые операции ввода/вывода (такие, например, как открыть файл, прочитать данные из файла). Для подавляющего большинства прикладных программ этого оказывается более, чем достаточно, однако даже простейший копировщик на этом наборе, увы, не напишешь и приходится спускаться по меньшей мере на один уровень вглубь, обращаясь непосредственно к драйверу данного устройства.
Стандартные дисковые драйвера, входящие в состав операционных систем Windows 9x и Windows NT, поддерживают довольно ограниченное количество типовых команд (прочитать сектор, просмотреть TOC и т. д.), не позволяющих в должной мере реализовать все возможности современных приводов CD-ROM/R/RW, однако для написания простейших защитных механизмов их функционала вполне достаточно.
Подавляющее большинство защитных механизмов данного типа безупречно копируется штатными копировщиками, что, собственно, и неудивительно: ведь и копировщик, и защита кормятся из одной и той же кормушки, простите, используют идентичный набор управляющих команд, работающих с устройством на логическом уровне.
Для создания устойчивой к взлому защиты мы должны опуститься на самое дно колодца, заговорив с устройством на родном для него языке. Несмотря на то, что контроллеры оптических накопителей поддерживают высокоуровневый набор управляющих команд (намного более высокоуровневый, чем приводы гибких дисков), несмотря на то, что интерфейс привода абстрагирован от конкретного физического оборудования, и, что CD-ROM/R/RW дискиизначально не были ориентированы на защиту, создание практически не копируемых дисков на этом уровне все-таки возможно.
Вопреки расхожему мнению, для низкоуровневого управления накопителями совершенно необязательно прибегать к написанию своего собственного драйвера.
Все необходимые драйвера давно-даным написаны до нас, и на выбор разработчика предоставляется несколько конкурирующих интерфейсов, обеспечивающих низкоуровневое взаимодействие со SCSI/ATAPI-устройствами с прикладного уровня. Это и ASPI (Advanced SCSI Programming Interface), и SPTI (SCSI Pass Through IOCTLs), и MSCDEX (MS-DOS CD-ROM Extension) (ныне практически забытый, но все же поддерживаемый операционными системами Windows 98 и ME). Каждый из интерфейсов имеет свои достоинства и свои недостатки, поэтому коммерческие программные пакеты вынуждены поддерживать их все.
Поскольку, программирование оптических накопителей выходит далеко за рамки предмета защиты лазерных дисков (основного предмета данной книги!), то интерфейсы взаимодействия с устройствами будут рассмотрены максимально кратко и упрощенно. К слову сказать, ряд книг, посвященных непосредственно управлению SCSI/ATAPI устройствами, значительно проигрывает настоящему разделу (взять, к примеру, "Программирование устройств SCSI и IDE" Всеволода Несвижского — СПб.: БХВ-Петербург, 2003 г., описывающего исключительно интерфейс ASPI и к тому же описывающего его неправильно).
Информации, приведенной далее, вполне достаточно для самостоятельного изучения всех вышеперечисленных интерфейсов с абсолютного нуля. Даже если вам никогда до этого не приходилось сталкиваться с программированием SCSI/ATAPI-устройств, вы вряд ли будете испытывать какие-либо затруднения по ходу чтения книги (не говоря уж о том, что данная книга научит вас основам шпионажа за чужими программами и взлому оных, но это строго между нами!).
Доступ через CD-ROMдрайвер
Управление драйверами устройств в операционных системах семейства Windows осуществляется посредством вызова функции DeviceIoControl, отвечающей за посылку специальных FSCTL/IOCTL-команд. Префикс FS- свидетельствует о принадлежности данной команды к файловой системе и в контексте настоящей публикации не представляет для нас никакого интереса. Команды с префиксом IO- относятся к устройству ввода/вывода, а точнее — к его драйверу.
Функция DeviceIoControl просто передает такую команду, как она есть, совершенно не задумываясь о ее "физическом смысле". Следовательно, совершенно бессмысленно искать перечень доступных IOCTL-команд в описании функции DeviceIoControl. Их там нет! Точнее, здесь приводятся лишь стандартные IOCTL- команды, а вся остальная информация по этому вопросу содержится в DDK (Device Driver Kit).
Там, в частности, мы найдем, что для чтения оглавления диска используется команда IOCTL_CDROM_READ_TOC, а для перечисления адресов сессий многосессионных дисков — IOCTL_CDROM_GET_LAST_SESSION. Также обратите свое внимание на команду IOCTL_CDROM_READ_Q_CHANNEL, обеспечивающую извлечение информации из Q-канала подкода (для извлечения ключевых меток — это актуально).
Чтение "сырых" секторов осуществляется командой IOCTL_CDROM_RAW_READ, возможности которой, к сожалению, ограничены только лишь дисками CD-DA (Compact Disk Digital Audio). Посекторное чтение с дисков CD-DATA ни на сыром, ни на "сухом" уровнях не поддерживается. В соответствии с принятой политикой безопасности, никакое приложение не должно действовать в обход системы безопасности, в противном случае, злоумышленник сможет без труда дорваться до конфиденциальных данных, просто прочитав диск на секторном уровне. Штатные драйвера, которыми укомплектованы операционные системы семейства Windows, всецело следуют этим требованиям, хотя сторонние разработчики могут, при желании, и нарушить этот запрет. В состав NT DDK входит исходный текст демонстрационного CD-ROM-драйвера (NTDDK\src\storage\class\cdrom\), который после небольшой обработки напильником, согласится читать диски всех типов, не задавая при этом глупых вопросов. Найдите в теле файла cdrom.c следующую строку if (rawReadInfo->TrackMode == CDDA) { и перейдите к ветке, чей OperationCode равен SCSIOP_READ. А теперь модифицируйте код так, чтобы эта ветка получала управление и во всех остальных случаях.
Замечание
Команда IRP_MJ_READ, присутствующая в DDK, и по идее обеспечивающая возможность чтения отдельных логических блоков, является внутренней функцией драйвера и доступ к последней с прикладного уровня закрыт; пытаться использовать ее в паре с функцией DeviceIoControl — бессмысленно.
В таблице 4.1 приведено описание IOCTL-команд штатного драйвера CD-ROM (за более подробной информацией обращайтесь к DDK).
Таблица 4.1. Описание IOCTL-команд штатного драйвера CD-ROM
IOCTL-команда
Описание
IOCTL_CDROM_CHECK_VERIFY, IOCTL_STORAGE_CHECK_VERIFY (0x24800h) IOCTL_CDROM_CLOSE_DOOR*
IOCTL_STORAGE_LOAD_MEDIA (0x2D480Ch) IOCTL_CDROM_FIND_NEW_DEVICES, IOCTL_STORAGE_FIND_NEW_DEVICES (0x24818h)
IOCTL_CDROM_GET_CONTROL
IOCTL_CDROM_GET_DRIVE_GEOMETRY (0x2404Ch)
Определяет факт смены диска (открытия/закрытия лотка)
Закрывает лоток привода
Перечисляетновыеприводы,
подключенные после загрузки системы или последнего вызова данной команды
Сообщаеттекущуюпозицию
воспроизведения аудио
Определяет тип лазерного диска и его геометрию (количество секторов на диске, размер одного сектора и т. д.)
IOCTL_CDROM_GET_LAST_SESSION (0x24038h)IOCTL_CDROM_GET_VOLUME (0x24014h)IOCTL_CDROM_PAUSE_AUDIO (0x2400Ch)IOCTL_CDROM_PLAY_AUDIO_MSF (0x24018h)IOCTL_CDROM_RAW_READ (0x2403Eh)IOCTL_CDROM_READ_Q_CHANNEL (0x2402Ch)IOCTL_CDROM_READ_TOC (0x24000h)IOCTL_CDROM_RESUME_AUDIO (0x24010h)IOCTL_CDROM_SEEK_AUDIO_MSF (0x24004h)IOCTL_CDROM_SET_VOLUME (0x24028h)IOCTL_CDROM_STOP_AUDIO (0x24008h)IOCTL_CDROM_GET_LAST_SESSION (0x24038h)IOCTL_CDROM_GET_VOLUME (0x24014h)IOCTL_CDROM_PAUSE_AUDIO (0x2400Ch)IOCTL_CDROM_PLAY_AUDIO_MSF (0x24018h)IOCTL_CDROM_RAW_READ (0x2403Eh)IOCTL_CDROM_READ_Q_CHANNEL (0x2402Ch)IOCTL_CDROM_READ_TOC (0x24000h)IOCTL_CDROM_RESUME_AUDIO (0x24010h)IOCTL_CDROM_SEEK_AUDIO_MSF (0x24004h)IOCTL_CDROM_SET_VOLUME (0x24028h)IOCTL_CDROM_STOP_AUDIO (0x24008h)Перечисляет стартовые адреса сессий и записывает их в буфер TOC, читаемый командой IOCTL_CDROM_READ_TOCВозвращает текущий уровень громкости с CD-ROMВременно останавливает воспроизведение аудиоИнициирует процесс воспроизведения аудио от сих до сихВыполняет "сырое" чтение секторов с аудиодисковЧитает данные Q-канала подкодаЧитает оглавление дискаПродолжает воспроизведение аудиоПозиционирует оптическую головкуУстанавливает уровень громкости с CD- ROMОстанавливает воспроизведение аудиоПеречисляет стартовые адреса сессий и записывает их в буфер TOC, читаемый командой IOCTL_CDROM_READ_TOCВозвращает текущий уровень громкости с CD-ROMВременно останавливает воспроизведение аудиоИнициирует процесс воспроизведения аудио от сих до сихВыполняет "сырое" чтение секторов с аудиодисковЧитает данные Q-канала подкодаЧитает оглавление дискаПродолжает воспроизведение аудиоПозиционирует оптическую головкуУстанавливает уровень громкости с CD- ROMОстанавливает воспроизведение аудио
IOCTL_CDROM_GET_LAST_SESSION (0x24038h)
IOCTL_CDROM_GET_VOLUME (0x24014h)
IOCTL_CDROM_PAUSE_AUDIO (0x2400Ch)
IOCTL_CDROM_PLAY_AUDIO_MSF (0x24018h)
IOCTL_CDROM_RAW_READ (0x2403Eh)
IOCTL_CDROM_READ_Q_CHANNEL (0x2402Ch)
IOCTL_CDROM_READ_TOC (0x24000h)
IOCTL_CDROM_RESUME_AUDIO (0x24010h)
IOCTL_CDROM_SEEK_AUDIO_MSF (0x24004h)
IOCTL_CDROM_SET_VOLUME (0x24028h)
IOCTL_CDROM_STOP_AUDIO (0x24008h)
IOCTL_CDROM_GET_LAST_SESSION (0x24038h)
IOCTL_CDROM_GET_VOLUME (0x24014h)
IOCTL_CDROM_PAUSE_AUDIO (0x2400Ch)
IOCTL_CDROM_PLAY_AUDIO_MSF (0x24018h)
IOCTL_CDROM_RAW_READ (0x2403Eh)
IOCTL_CDROM_READ_Q_CHANNEL (0x2402Ch)
IOCTL_CDROM_READ_TOC (0x24000h)
IOCTL_CDROM_RESUME_AUDIO (0x24010h)
IOCTL_CDROM_SEEK_AUDIO_MSF (0x24004h)
IOCTL_CDROM_SET_VOLUME (0x24028h)
IOCTL_CDROM_STOP_AUDIO (0x24008h)
Перечисляет стартовые адреса сессий и записывает их в буфер TOC, читаемый командой IOCTL_CDROM_READ_TOC
Возвращает текущий уровень громкости с CD-ROM
Временно останавливает воспроизведение аудио
Инициирует процесс воспроизведения аудио от сих до сих
Выполняет "сырое" чтение секторов с аудиодисков
Читает данные Q-канала подкода
Читает оглавление диска
Продолжает воспроизведение аудио
Позиционирует оптическую головку
Устанавливает уровень громкости с CD- ROM
Останавливает воспроизведение аудио
Перечисляет стартовые адреса сессий и записывает их в буфер TOC, читаемый командой IOCTL_CDROM_READ_TOC
Возвращает текущий уровень громкости с CD-ROM
Временно останавливает воспроизведение аудио
Инициирует процесс воспроизведения аудио от сих до сих
Выполняет "сырое" чтение секторов с аудиодисков
Читает данные Q-канала подкода
Читает оглавление диска
Продолжает воспроизведение аудио
Позиционирует оптическую головку
Устанавливает уровень громкости с CD- ROM
Останавливает воспроизведение аудио
* — устарело и ныне удалено из DDK
Функции DeviceIoControl всегда предшествует вызов функции CreateFile, возвращающей дескриптор соответствующего устройства, задаваемого в виде \\.\X:, где X — буквенное обозначение того привода, с которым мы собрались работать, причем флаг dwCreationDisposition должен быть установлен в состояние OPEN_EXISTING, иначе вы потерпите неудачу. Типовой пример вызова функции приведен далее в листингах 4.1—4.2.
Замечание
Windows NT регистрирует устройство с именем \\.\CdRomx, где x — номер привода, считая от нуля, которое ссылается на тот же самый драйвер, что и буквенное обозначение диска и обладает тем же самым набором функций.
Листинг 4.1. Пример открытия устройства
HANDLE hCD;// дескриптор привода
hCD=CreateFile("\\\\.\\X:", GENERIC_READ, FILE_SHARE_READ, 0, OPEN_EXISTING, 0,0); if (hCD == INVALID_HANDLE_VALUE)// ошибка
Прототип самой же функции DeviceIoControl выглядит так, как это показано в листинге 4.2.
Листинг 4.2. Прототип функции DeviceIoControl
BOOL DeviceIoControl(
HANDLE hDevice,//DWORD dwIoControlCode,//LPVOID lpInBuffer,////DWORD nInBufferSize,//LPVOID lpOutBuffer,////DWORD nOutBufferSize,//LPDWORD lpBytesReturned,//LPOVERLAPPED lpOverlapped//HANDLE hDevice,//DWORD dwIoControlCode,//LPVOID lpInBuffer,////DWORD nInBufferSize,//LPVOID lpOutBuffer,////DWORD nOutBufferSize,//LPDWORD lpBytesReturned,//LPOVERLAPPED lpOverlapped//дескриптор устройства
HANDLE hDevice,//
DWORD dwIoControlCode,//
LPVOID lpInBuffer,//
//
DWORD nInBufferSize,//
LPVOID lpOutBuffer,//
//
DWORD nOutBufferSize,//
LPDWORD lpBytesReturned,//
LPOVERLAPPED lpOverlapped//
HANDLE hDevice,//
DWORD dwIoControlCode,//
LPVOID lpInBuffer,//
//
DWORD nInBufferSize,//
LPVOID lpOutBuffer,//
//
DWORD nOutBufferSize,//
LPDWORD lpBytesReturned,//
LPOVERLAPPED lpOverlapped//
IOCTL-код команды для выполнения
указатель на входной буфер
(Irp->AssociatedIrp.SystemBuffer)
размер входного буфера в байтах
указатель на выходной буфер
(Irp->AssociatedIrp.SystemBuffer)
размер выходного буфера в байтах
указатель на счетчик кол-ва возвращенных байт
указатель на структуру для асинхронных операций
);
Здесь:
hDevice — тот самый дескриптор, который был только что возращен функцией CreateFile;
dwIoControlCode — IOCTL-код нашей операции;
ipinBuffer — указатель на буфер, содержащий данные, подготовленные для передачи устройству (как правило, аргументы команды). В процессе выполнения функциисодержимоебуферакопируетсяв
Irp->AssociatedIrp.SystemBuffer. Это на тот случай, чтобы, увидев такую абракадабру в DDK, вы не хватались за сердце и не пытались "скормить" функции DeviceIoControl всю IRP-структуру;
nInBufferSize — размер входного буфера в байтах. В процессе выполнения функциионкопируетсявструктуру
Parameters.DeviceIoControl.InputBufferLength;
ipOutBuffer — указатель на выходной буфер, в который помещается содержимое Irp->AssociatedIrp.SystemBuffer;
nOutBuffersSize — указатель на двойное слово, в которое будет записано количество байт, возвращенных драйвером через выходной буфер.
Если операция завершилась успешно, функция возвращает ненулевое значение, и нуль — в противном случае. За более подробной информацией об ошибке возвращайтесь к функции GetLastError.
Передача IOCTL-команд устройству не требует наличия прав администратора (за тем исключением, когда устройство открывается с флагом GENETIC_WRITE), что значительно увеличивает "эргономичность" защитных механизмов, базирующихся на ее основе (Кстати, о защитных механизмах, точнее их стойкости ко взлому.
Поскольку функция DeviceIoControl к числу популярных явно не относится, она демаскирует штаб-квартиру защитного механизма, и его становится очень легко "запеленговать". Достаточно поставить на функцию DeviceIoControl точку останова и дождаться, пока передаваемая ей IOCTL-команда не примет одно из вышеперечисленных значений. На функцию CreateFile точку останова лучше не ставить, — т. к. это даст множество ложных срабатываний (CreateFile вызывается всякий раз при открытии/создании какого-либо файла). А вот попробовать поискать в теле программы текстовую строку "\\.\" все-таки стоит. И, если она действительно будет найдена, вам останется лишь подбежать курсором к перекрестной ссылке и нажать на клавишу <Enter>. Все! Защитный код перед вами!)
Для лучшего понимания данного способа взаимодействия между прикладной программой и драйвером далее в листинге 4.3 приведен ключевой фрагмент функции, как раз и осуществляющей такое взаимодействие (обработка ошибок по соображениям наглядности опущена).
Листинг 4.3. [/IOCTL.CDDA.raw.read.c] Функция, демонстрирующая технику чтения "сырых" секторов через CDFS-драйвер (только для дисков CD-DA!)
//--[ReadCDDA]
//
//читает сектор в "сыром" виде с CDDA-дисков
//==========================================
// ARG:
//drive-имя устройства, с которого читать(например "\\\\.\\X:")
//start_sector-номер первого читаемого сектора
//n_sec-сколько секторов читать
//
// RET:
//== 0- ошибка
//!= 0- указатель на буфер, содержащий считанные сектора
//
// NOTE:
// функция поддерживает только диски тех типов, что поддерживает драйвер
// CDFS, который она и использует, а штатный драйвер Windows NT поддерживает
// лишь CDDA-диски
//
char* ReadCDDA(char *drive, int start_sector, int n_sec)
{
// поддерживаемые типы треков
typedef enum _TRACK_MODE_TYPE {
YellowMode2,// native MODE 2 (не CD-data)
XAForm2,XAForm2,CDDACDDAtypedef struct __RAW_READ_INFO { LARGE_INTEGERDiskOffset;ULONGSectorCount;TRACK_MODE_TYPETrackMode;} RAW_READ_INFO, *PRAW_READ_INFO;typedef struct __RAW_READ_INFO { LARGE_INTEGERDiskOffset;ULONGSectorCount;TRACK_MODE_TYPETrackMode;} RAW_READ_INFO, *PRAW_READ_INFO;// смещение в байтах лог . блоков// кол-во секторов для чтения// режим читаемого трека// смещение в байтах лог . блоков// кол-во секторов для чтения// режим читаемого трека
XAForm2,
XAForm2,
CDDA
CDDA
typedef struct __RAW_READ_INFO { LARGE_INTEGERDiskOffset;
ULONGSectorCount;
TRACK_MODE_TYPETrackMode;
} RAW_READ_INFO, *PRAW_READ_INFO;
typedef struct __RAW_READ_INFO { LARGE_INTEGERDiskOffset;
ULONGSectorCount;
TRACK_MODE_TYPETrackMode;
} RAW_READ_INFO, *PRAW_READ_INFO;
// смещение в байтах лог . блоков
// кол-во секторов для чтения
// режим читаемого трека
// смещение в байтах лог . блоков
// кол-во секторов для чтения
// режим читаемого трека
// XA MODE 2 Form 2 (VideoCD)
// Audio-CD
} TRACK_MODE_TYPE, *PTRACK_MODE_TYPE;
// аргумент IOCTL-команды IOCTL_RAW_READ
HANDLEDWORD charBOOLHANDLEDWORD charBOOLfResult = 0;fResult = 0;unsigned charunsigned char*buf;*buf;
HANDLE
DWORD char
BOOL
HANDLE
DWORD char
BOOL
fResult = 0;
fResult = 0;
unsigned char
unsigned char
*buf;
*buf;
#define CDROM_RAW_SECTOR_SIZE2352
#define CDROMSECTORSIZE2048
int a;
hCD;
x_size;
*szDrive;
RAW_READ_INFO rawRead;
// ПОДГОТАВЛИВАЕМ СТРУКТУРУ RAW_READ_INFO, передаваемую драйверу CD-ROM' а rawRead.TrackMode= CDDA;// тип диска – Audio CD
rawRead.SectorCount= n_sec;// кол-во читаемых секторов
rawRead.DiskOffset.QuadPart = start_sector * CDROM_SECTOR_SIZE;
//
// стартовый сектор задается отнюдь не своим логическим номером,
// а номером своего первого байта . сквозная нумерация байтов от
// первого до последнего байта диска теоритически обеспечивает
// полное абстрагирование от конкретного оборудования
// (размер одного сектора возвращается IOCTL-командой
// IOCTRL_CDROM_GET_DRIVE_GEOMETRY), но практически архитекторами
// драйвера допущен грубый ляп, "благодаря" которому драйвер
// принимает вовсе не сквозные номера байт,
// а start_address * CDROM_SECTOR_SIZE, где
// SECTOR_SIZE – размер логического блока, который в данном случае равен
// стандартному размеру сектора CDDATA-диска (2048 байт для справки),
// в то время как размер сектора CDDA-дисков составляет 2352 байта
// поэтому DiskOffset равен start_secor * CDROM_SECTOR_SIZE, а размер
// буфера должен быть равен start_secor * CDROM_RAW_SECTOR_SIZE
// ВЫДЕЛЯЕМ ПАМЯТЬ
buf = malloc(CDROM_RAW_SECTOR_SIZE * n_sec);
// ПОЛУЧАЕМ ДЕСКРИПТОР УСТРОЙСТВА
hCD = CreateFile(drive,GENERIC_READ,FILE_SHARE_READ,0,OPEN_EXISTING,0,0); if (hCD != INVALID_HANDLE_VALUE)
// ПЕРЕДАЕМ ДРАЙВЕРУ ПРИВОДА КОМАНДУ IOCTL_CDROM_RAW_READ fResult = DeviceIoControl( hCD, 0x2403E /* IOCTL_CDROM_RAW_READ */, &rawRead, sizeof(RAW_READ_INFO), buf, CDROM_RAW_SECTOR_SIZE*n_sec, &x_size, (LPOVERLAPPED) NULL);
// ВЫВОДИМ РЕЗУЛЬТАТ (если есть, что выводить )
if (fResult)
for (a = 0; a <= x_size; ++a) printf("%02X%s",buf[a],(a%24)?" ":"\n"); else
printf("-ERROR"); printf("\n");
// СВАЛИВАЕМ
CloseHandle(hCD); return (fResult)?buf:0;
}
Еще один демонстрационный пример приведен в листинге 4.4, изучение которого бывает полезно при анализе некоторых защищенных дисков. Он иллюстрирует технику чтения TOC (Table Of Content) — своеобразный аналог таблицы разделов лазерных аудиодисков.
Листинг 4.4. [/IOCTL.read.TOC.c] Пример программы, взаимодействующей с CDFS- драйвером через IOCTL и читающей содержимое TOC (с расшифровкой)
/*
*
*ЧТЕНИЕ И РАСШИФРОВКА TOC
*========================
*
* build 0x001 @ 26.05.2003
*/
main(int argc, char **argv) {
int
a;
HANDLE
hCD;
unsigned char
*buf;
WORD
TOC_SIZE;
BYTE
n_track;
DWORD
x_size,b;
#define DEF_X
"\\\\.\\G:"// привод по умолчанию
#define argCD
((argc>1)?argv[1]:DEF_X)
// ПРОВЕРКА АРГУМЕНТОВ
if (argc < 2) {fprintf(stderr, "USAGE: IOCTL.read.TOC \\\\.\\X:\n"); return 0;}
// TITLE
fprintf(stderr,"simple TOC reader via IOCTL\n");
// ВЫДЕЛЯЕМ ПАМЯТЬ
buf = (char *) malloc(buf_len);
// ОТКРЫВАЕМ УСТРОЙСТВО
hCD=CreateFile(argv[1], GENERIC_READ, FILE_SHARE_READ, 0, OPEN_EXISTING, 0, 0);
// ВЫХОДИМ, ЕСЛИ ОШИБКА
if (hCD == INVALID_HANDLE_VALUE)
{fprintf(stderr,"-ERR: %x\n", GetLastError()); return 0;}
// ПЕРЕДАЕМ ДРАЙВЕРУ КОМАНДУ CDROM_READ_TOC
if (DeviceIoControl( hCD, 0x24000 /* IOCTL_READ_TOC */, 0, 0, buf, buf_len, &x_size, 0) != 0)
{
// ПОЛУЧАЕМ ДЛИНУ ТОС' а (она записана в обратном порядке)
TOC_SIZE = buf[0]*0x100L + buf[1];
printf("TOC Data Length%d\n",TOC_SIZE);
// декодируем остальную информацию
printf("First Session Number...%d\n",buf[2]);
printf("Last Session Number%d\n\n",(n_track=buf[3])); for (a = 1; a <= n_track; a++) {
printf("track %d\n{\n",a);
printf("\treserved%x\n",buf[a*8-4]);
printf("\tADR|control%d\n",buf[a*8-3]);
printf("\ttrack number%d\n",buf[a*8-2]);
printf("\treserved%d\n",buf[a*8-1]);
printf("\treserved%d\n",buf[a*8+0]);
printf("\tmin%d\n",buf[a*8+1]);
printf("\tsec%d\n",buf[a*8+2]);
printf("\tframe%d\n",buf[a*8+3]);
printf("}\n\n");
}
// выводим содержимое TOC'a в "сыром" виде printf("\n\t\t\t* * * RAW * * *\n"); for(a = 0; a < x_size; a++)
printf("%02X%s",(unsigned char)buf[a],((a+1)%22)?" ":"\n"); printf("\n\t\t\t* * *** * *\n");
}
}
Доступ через Cooked-Mode (режим блочного чтения)
Операционная система Windows NT выгодно отличается тем, что поддерживает режим блочного чтения с устройства, — так называемый, Cooked-Mode в котором все содержимое диска трактуется как один большой файл. По этому "файлу" можно перемещаться вызовом функции SetFilePointer и читать/писать отдельные сектора посредством вызовов функций ReadFile/WriteFile соответственно. Текущая позиция указателя задается в байтах (не секторах!), однако значение указателя обязано должно быть кратным логической длине сектора (512 байт для гибких/жестких дисков и 2048 байт для CD-ROM), в противном случае произойдет ошибка. Количество байт, читаемых (записываемых) за один раз, также должно укладываться в целое число секторов. Попытка прочитать сектор по "кусочкам" ни к чему не приведет.
Несмотря на всю изящность и простоту программной реализации, данному способу взаимодействия с приводом присущи серьезные недостатки. Во-первых, он не работает с файловыми системами отличными от ISO 9660/Juliet и High Sierra File System. В переводе на нормальный человеческий язык это означает, что для чтения секторов с аудиодисков режим блочного чтения непригоден и подходит лишь для обработки дисков с данными. Во-вторых, чтение "сырых" секторов в Cooked-Mode невозможно, и нам придется довольствоваться лишь той их частью, что содержит пользовательские данные (User-Data). Такое положение дел
значительно ослабляет стойкость защитного механизма и позволяет легко ввести его в заблуждение. Допустим, защита, основанная на привязке к физическим дефектам поверхности носителя, пытается прочесть ключевой сектор на предмет проверки его читабельности. Поскольку содержимое кодов коррекции защитному механизму недоступно, он не может отличить действительные физические дефекты от их грубой имитации (то есть умышленного искажения ECC/EDC кодовкопировщиком с целью эмуляции неустранимых ошибок чтения).
Проверить, использует ли защита данный способ доступа к диску или нет можно следующим образом: просто установите точку останова на функцию CreateFile, заставив отладчик всплывать в том и только в том случае, если первые четыре символа имени открываемого файла равны \\.\ (то есть функция открывает не файл, а устройство). Например, это может выглядеть так: bpx CreateFileA if (*esp- >4=='\\\\.\\'), затем нам останется лишь убедиться в том, что за последней косой чертой следует буква именного того привода, который нам нужен (на компьютере автора это привод \\.\G:). Дождавшись выхода из функции CreateFile по команде p ret и подсмотрев возращенный ей дескриптор устройства (который будет содержаться в регистре EAX), мы сможем перехватить все вызовы функций SetFilePointer/ReadFile, анализ окрестностей которых и "разоблачит" алгоритм работы защитного механизма.
Демонстрационный пример, приведенный в листинге 4.5, представляет собой вполне законченную утилиту для "грабежа" дисков с данными на секторном уровне с последующей записью всего "награбленного" в файл.
Листинг 4.5. [/cooked.sector.read.c] Пример, демонстрирующий технику чтения секторов в Cooked-Mode
/* *
*ЧИТАЕТ СЕКТОРА С CD-ROM В БЛОЧНОМ РЕЖИМЕ
*========================================
*
* данная программа работает только под Windows NT, не требуя для себя
* прав администратора
*
* Build 0x001 @ 19.05.03
*/
#include <windows.h>
#include <winioctl.h>
#include <stdio.h>
// ПАРАМЕТРЫ ПО УМОЛЧАНИЮ
"sector""sector"#define DEF_FN
"sector"
"sector"
#define DEF_TO#define DEF_FROM#define CDROMSECTORSIZE 2048#define DEF_TO#define DEF_FROM#define CDROMSECTORSIZE 20480x6660x000// for MODE1/MODE2FORM1 only0x6660x000// for MODE1/MODE2FORM1 only
#define DEF_TO
#define DEF_FROM
#define CDROMSECTORSIZE 2048
#define DEF_TO
#define DEF_FROM
#define CDROMSECTORSIZE 2048
0x666
0x000
// for MODE1/MODE2FORM1 only
0x666
0x000
// for MODE1/MODE2FORM1 only
// АРГУМЕНТЫ КОМАНДНОЙ СТРОКИ
#define argCD(argv[1])
#define argFN((argc > 2)?argv[2]:DEF_FN)
#define argFROM((argc > 3)?atol(argv[3]):DEF_FROM)
#define argTO((argc>4)?(atol(argv[4])>argFROM)?atol(argv[4]):argFROM:DEF_TO)
main(int argc,
char **argv)
int
a;
FILE
*f;
HANDLE
hCD;
char
*buf;
DWORD
x_read;
char
buf_n[1024]
// ПРОВЕРЯЕМ АРГУМЕНТЫ
if (argc<2)
{
printf("USAGE: cooked.sector.read PhysCD [filename] [from] [to]\n");
printf("\tPhysCD-physical name of CD (\"\\\\.\\G:\")\n");
printf("\tfilename-file name to store followsector\n");
printf("\tfrom-start sector\n");
printf("\tto-end sector\n");
return 0;
}
// TITLE
fprintf(stderr,"cooked sector reader for NT\n");
// ВЫДЕЛЯЕМ ПАМЯТЬ
buf=malloc(CDROM_SECTOR_SIZE);if (!buf){printf("-ERR:low memory\n");return -1;}
// ОТКРЫВАЕМ УСТРОЙСТВО
hCD=CreateFile(argCD, GENERIC_READ, FILE_SHARE_READ, 0, OPEN_EXISTING, 0, 0); if (hCD == INVALID_HANDLE_VALUE) {
printf("-ERR: error CreateFile(%s,)\n", argCD); return -1;
}
// INFO
printf("read sector from %04d to %04d in %s file\n", argFROM, argTO, argFN);
// ПОЗИЦИОНИРУЕМ УКАЗАТЕЛЬ НА ПЕРВЫЙ ЧИТАЕМЫЙ СЕКТОР
SetFilePointer (hCD, CDROM_SECTOR_SIZE * argFROM, NULL, FILE_BEGIN);
// ЧИТАЕМ СЕКТОРА ОДИН ЗА ДРУГИМ
for (a = argFROM; a <= argTO; a++)
{
// читаем очередной сектор
if (ReadFile(hCD, buf, CDROM_SECTOR_SIZE, &x_read, NULL) && x_read) {
// записываем только что считанный сектор в файл
sprintf(buf_n,"%s[%04d].dat",argFN, a);
if (f=fopen(buf_n,"wb")){fwrite(buf, 1, x_read, f); fclose(f);} printf("sector [%04d.%04d] read\r",a, argTO);
}
else
{
printf("sector %04d read error\n",a);
}
}
}
Доступ через SPTI
Одно из интереснейших архитектурных особенностей операционной системы Windows NT заключается в ее умении взаимодействовать с IDE-устройствами через SCSI-интерфейс! К сожалению, данная технология чрезвычайно скудно документирована — Platform SDK, MSDN, DDK содержат лишь обрывки информации, а имеющиеся примеры крайне ненаглядны и к тому же выполнены с большим количеством фактических ошибок, так что разобраться с ними под силу лишь профессионалу ну или очень настырному новичку.
Замечание
В общем-то ситуация вполне логична — ведь Microsoft не имеет к ATAPI/SCSI- интерфейсам ни малейшего отношения, и их стандартизацией занимаются совершенно иные комитеты. Однако в "приличных домах" так все-таки не поступают. Вместо того, чтобы оставить программиста со своими проблемами наедине, составители документации могли бы по крайней мере нарисовать общую картину взаимодействия.
Попробуйте выкачать из Сети тысячи страниц технической документации (большей частью ненужной, но кто ж это знает заранее!) и, проштудировав ее всю, попытаться свести эту разрозненную картину воедино.
И, судя по сообщениям в телеконференциях, многим программистам осилить технику управления устройствами через SCSI-интерфейс так и не удалось, поэтому имеет смысл рассмотреть эту проблему поподробнее.
Для решения поставленной задачи нам понадобятся:
Описание SCSI-интерфейса (см. документ "SCSI Architecture Model — 3", описывающий общие концепции SCSI-архитектуры и "SCSI Primary Commands — 3", определяющий базовый набор команд для всех SCSI-устройств; черновые версии обоих документах доступны в электронном виде по адресам http://www.t10.org/ftp/t10/drafts/sam3/sam3r08.pdfи
http://www.t10.org/ftp/t10/drafts/spc3/spc3r14.pdf соответственно; в качестве пособия "быстрого старта" рекомендую "The Linux SCSI programming HOWTO", которыйможнонайтипоадресу
http://www.ibiblio.org/pub/Linux/docs/HOWTO/other-formats/pdf/SCSI- Programming-HOWTO.pdf).
Описание SCSI-команд, специфичных для оптических накопителей (см. документ "MultimediaCommands — 4",описывающий принципы
программирования CD-ROM/R/RW накопителей, электронную версию которого можнонайти,вчастности,поадресу:
http://www.t10.org/ftp/t10/drafts/mmc4/mmc4r02b.pdf).
Описание ATAPI-интерфейса для CD-ROM/DVD накопителей (см. например, "ATA Packet Interface for CD-ROMs" и "Specification for ATAPI DVD Devices", причем, спецификации на DVD гораздо лучше и полнее описывают архитектуру CD-ROM, чем его родная документация; не самые свежие, но вполне подходящие ревизии можно найти по адресам: www.stanford.edu/~csapuntz/specs/INF- 8020.PDF и ftp.seagate.com/sff/INF-8090.PDF; описания SCSI- и ATAPI-команд во многом дублируют друг друга, однако некоторые особо тонкие моменты лучше описываются то в одном, то в другом руководстве, поэтому профессиональные программисты должны иметь оба).
Описание форматов хранения данных на лазерных дисках (см. стандарт ECMA- 130 "Data interchange on read-only 120 mm optical data disks", известный также под именем "Желтой Книги", которую можно найти по адресу: http://www.ecma- international.org/publications/files/ecma-st/Ecma-130.pdf; это — базовый стандарт для CD-ROM накопителей).
Помимо этого годится любая литература, так или иначе затрагивающая вопросы программирования CD-ROM; нелишним будет почитать "ATAPI(IDE) CD. Информация к размышлению" от Константина Норватова и "Особенности программирования CD-ROM'а на Спектруме" от Влада Сотникова.
Итак, что же такое SCSI? Это — стандартизованный, платформенно-независимый интерфейс, обеспечивающий согласованное взаимодействие различных устройств и высокоуровневых приложений. Собственно, аббревиатура SCSI именно так и
расшифровывается — Small Computer System Interface (системный интерфейс малых компьютеров). Благодаря SCSI для низкоуровневого управления устройствами совершенно необязательно прибегать к написанию собственных драйверов (писать драйвер только для того, чтобы прорваться сквозь ограничения API — чистейший маразм), ведь эту задачу можно решить и на прикладном уровне, посылая устройству специальные CDB-блоки, содержащие стандартные или специфичные для данного устройства команды управления вместе со всеми необходимыми им параметрами. Собственно, CDB так и расшифровывается — Command Descriptor Block. Пример одного из таких блоков приведен в таблице 4.2.
Таблица 4.2. Пример CDB блока, который будучи переданным SCSI-устройству, заставляет его прочитать 0x69-сектор
Смещение, байт
Содержимое
0x0
0x28
Код команды "read sector"
0x1
0x00
Зарезервировано
0x2
0x00
Номер сектора — 0х69
0x3
0x00
0x4
0х00
0x5
0x69
0x6
0x00
Количество секторов
0x7
0x01
0x8
0x00
Зарезервировано
0x9
0x00
Зарезервировано
0xA
0x00
Зарезервировано
Первый байт блока представляет собой команду операции (в нашем случае: 0x28 — чтение одного или нескольких секторов), а все остальные байты блока — параметры данной команды. Причем, обратите внимание на тот факт, что младший байт слова располагается по большему адресу, — то есть все происходит не так, как в привычном нам IBM PC! Поэтому, если передать в качестве номера первого сектора последовательность 0x69 0x00 0x00 0х00, то почитается 0x6900000 сектор, а вовсе не 0x00000069, как можно было того ожидать!
Краткое описание стандартных SCSI-команд можно найти в том же "The Linux SCSI programming HOWTO", однако для наших целей их вряд ли окажется достаточно, и команды, специфичные для CD-ROM дисков, мы рассмотрим отдельно. Однако это произойдет не раньше, чем мы разберемся как CDB-блоки упаковываются в SRB- конверт (SCSI Request Block), без которого операционная система просто не поймет, что же мы хотим сделать (как известно, машинная программа выполняет то, что ей приказали сделать, иногда это совпадает с тем, что от нее хотели, иногда нет).
Структура SRB-блока подробно описана в NT DDK, поэтому не будем подробно на ней останавливаться и пробежимся по основным полям лишь вкратце (листинг 4.6).
Листинг 4.6. Краткое описание структуры SCSI_REQUEST_BLOCK
typedef struct _SCSI_REQUEST_BLOCK {
USHORT Length;// длина структуры SCSI_REQUEST_BLOCK
UCHAR Function;
// функция (обычно SRB_FUNCTION_EXECUTE_SCSI == 0, т .е. // отправить устройству команду на выполнение )
UCHAR SrbStatus;
// здесь устройство отображает прогресс выполнения
// команды, наиболее часто встречаются значения:
// SRB_STATUS_SUCCESS == 0x1 – команда завершена успешно
// SRB_STATUS_PENDING == 0x0 – команда еще выполняется
// SRB_STATUS_ERROR == 0x4 – произошла ошибка
// также возможны и другие значения, перечисленные в DDK
UCHAR ScsiStatus;
// здесь устройство возвращает статус завершения команды
// и, если не SUCCESS, значит, произошел ERROR
UCHAR PathId
// SCSI-порт , на котором сидит контроллер устройства
// для "виртуальных" SCSI устройств всегда 0
UCHAR TargetId;
// контроллер устройства на шине
// для IDE устройств обычно 0 – primary, 1 – secondary
UCHAR Lun;
// логический номер устройства внутри контроллера
// для IDE устройств обычно 0 – master, 1 – slayer
CHAR QueueTag;
// обычно не используется и должно быть равно нулю
CHAR QueueAction;
// обычно не используется и должно быть равно нулю
CHAR CdbLength;
// длина CDB-блока, для ATAPI-устройств всегда 12 (0Ch)
CHAR SenseInfoBufferLength; // длина SENSE-буфера (о нем ниже)
LONG SrbFlags;
// флаги. обычно принимают два значения
// SRB_FLAGS_DATA_IN == 0x40 – перемещение данных от
//устройства к компьютеру (чтение )
// SRB_FLAGS_DATA_OUT == 0x80 – перемещение данных от
//компьютера к устройству (запись )
ULONG DataTransferLength;ULONG DataTransferLength;// длина блока читаемых/записываемых данных
ULONG DataTransferLength;
ULONG DataTransferLength;
LONG TimeOutValue;LONG TimeOutValue;PVOID DataBuffer;PVOID DataBuffer;// время вылета по тайм-ауту в секундах
LONG TimeOutValue;
LONG TimeOutValue;
PVOID DataBuffer;
PVOID DataBuffer;
// указатель на буфер c читаемыми/записываемыми данными
PVOID SenseInfoBuffer; // указатель на SENSE буфер (о нем – ниже)
struct _SCSI_REQUEST_BLOCK *NextSrb; // указатель на след. SRB. Обычно не исп.
PVOID OriginalRequest; // указатель на IRP. Практически не используется
PVOID SrbExtension;PVOID SrbExtension;UCHAR Cdb[16];UCHAR Cdb[16];// обычно не используется и должно быть равно нулю
PVOID SrbExtension;
PVOID SrbExtension;
UCHAR Cdb[16];
UCHAR Cdb[16];
// собственно, сам CDB-блок
} SCSI_REQUEST_BLOCK, *PSCSI_REQUEST_BLOCK;
Заполнив поля структуры SCSI_REQUEST_BLOCK подобающим образом, мы можем передать SRB-блок выбранному нами устройству посредством функции DeviceIoControl, просто задав соответствующий код IOCTL. Вот, собственно, и все! Заглотнув наживку, операционная система передаст CDB-блок соответствующему устройству, и оно выполнит (или не выполнит) содержащуюся в нем (СDB-блоке) команду. Обратите внимание: CDB-блок обрабатывается не драйвером устройства, а самим устройством, и потому мы имеем практически неограниченные возможности по управлению последним. И все это — с прикладного уровня!
Теперь о грустном. Процедура управления устройствами довольно капризна и одноединственное неправильно заполненное поле может обернуться категорическим нежеланием устройства выполнять передаваемые ему команды. Вместо этого будет возвращаться код ошибки или вовсе не возвратится ничего. К тому же малейшая неаккуратность может запросто испортить данные на всех жестких дисках, а потому с выбором значений TargetID и lun вы должны быть особенно внимательными! (Для автоматического определения физического адреса CD-ROM'а можно использовать SCSI-команду SCSI_INQUIRY — см. демонстрационный пример \NTDDK\src\win_me\block\wnaspi32 из DDK). Однако довольно говорить об опасностях (без них жизнь была бы слишком скучной), переходим к самому интересному — поиску того самого IOCTL-кода, который этот SRB-блок собственно и передает.
Оказывается, напрямую это сделать не так-то просто, точнее — легальными средствами невозможно вообще! Создатели Windows по ряду соображений решили предоставить полный доступ к полям структуры SCSI_REQUEST_BLOCK только
писателям драйверов, а прикладных программистов оставили наедине со структурами SCSI_PASS_THROUGH и SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT, — схожими по назначению с SRB, но несколько ограниченными в своей функциональности. К счастью, на содержимое CDB-блоков не было наложено никаких ограничений, а потому возможность низкоуровневого управления железом у нас все-таки осталась. Подробнее обо всем этом можно прочитать в разделе "9.2 SCSI Port I/O Control Codes" из NT DDK, а также из исходного текста демонстрационного примера \NTDDK\src\storage\class\spti из того же DDK (обратите внимание на файл spti.htm, лежащий в этом же каталоге, который достаточно подробно описывает суть управления устройством через SСSI-интерфейс).
Согласно наименованию каталога с демонстрационным примером, данный способ взаимодействия с устройством носит название SPTI и расшифровывается как SCSI Pass Through IOCTLs — т. е. SCSI, проходящий через IOCTL. Кратко перечислим основные особенности и ограничения SPTI-интерфейса.
□ Во-первых, для передачи CDB-блоков устройству вы должны обладать привилегиями администратора, что не всегда удобно (зато безопасно!).
□ Во-вторых, использование многоцелевых команд запрещено (т. е. мы не можем отдать команду копирования данных с устройства А на устройство Б в обход процессора, хотя такие команды у современных приводов есть, и было бы очень здорово копировать лазерные диски совершенно не загружая процессор).
□ В-третьих, реверсивное (то бишь двунаправленное) перемещение данных не поддерживается, и в каждый момент времени данные могут перемещаться либо от устройства к компьютеру, либо от компьютера к устройству, но не то и другое одновременно!).
□ В-четвертых, при установленном class-драйвере для целевого устройства, мы должны направлять CDB-блоки именно class-драйверу, а не самому SCSI- устройству. То есть, для управления CD-ROM'ом вы должны взаимодействовать с ним через устройство \\.\X:, где X — буква привода, попытка же обращения к \\.\Scsi0: возвратит ошибку (и это, как показывает практика, основной камень преткновения неопытных программистов, начинающих программировать раньше, чем читать документацию).
Замечание
Как вариант — можно обращаться к устройству \\.\CdRom0 или \\.\CdRom1 без знака двоеточия на конце, где 0 и 1 — порядковый номер CD-ROM привода в системе. Вопреки распространенному заблуждению, гласящему, что устройство \\.\CdRom0 расположено на более низком уровне, чем \\.\X:, с точки зрения операционной системы это синонимы и, чтобы убедиться в этом, достаточно заглянуть в содержимое таблицы объектов (objdir "\DosDevice"), доказывающее, что \\.\X: представляет собой ни что иное, как символическую ссылку на \\.\CdRomN.
В-пятых,на максимальный размер пересылаемых данных
(MaximumTransferLength) наложены жесткие ограничения, диктуемые спецификой используемого оборудования и обслуживающего его драйвера мини-
порта. Ограничения касаются как предельно допустимого размера блока данных, так и количества занятых им физических страниц. Для определения конкретных характеристик следует послать устройству команду IOCTL_SCSI_GET_CAPABILITIES,которая возвратит структуру
IO_SCSI_CAPABILITIES (ищите ее определение в NTDDSCSI.h), содержащую среди всего прочего значения MaximumTransferLength и MaximumPhysicalPages_in_bytes. Максимальный размер пересылаемых данныхвычисляетсяпоследующейформуле:
largest transfer = min (MaximumTransferLength, MaximumPhysi calPages_in_bytes)
Как вариант можно ограничиться блоками по 64 Кбайт, гарантированно поддерживаемых всеми устройствами. Буфер так же должен быть выровнен на величину кратную величине AlignmentMask, возвращаемую в структуре IO_SCSI_CAPABILITIES. Степень выравнивания, обеспечиваемая функцией malloc, для этих целей оказывается вполне достаточной и при ее использовании никаких проблем не возникает. Другое дело, если выделение памяти осуществляется конструкцией char buf[BUF_SIZE], — в этом случае работоспособность вашей программы уже не гарантируется.
В-шестых, сама структура SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT (листинг 4.7) содержит значительно меньше полей, причем значения полей PathId, TargetId и Lun просто игнорируются! Физический адрес устройства на шине определяется непосредственно самой операционной системой по символьному имени дескриптораустройства,которому,собственно, и посылается
SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT-запрос.
Листинг 4.7. Формат структуры SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT (структура SCSI_PASS_THROUGH во всем похожа на нее, но не обеспечивает передачу данных через DMA).
typedef struct _SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT {
USHORT Length;
// размер структуры SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT
UCHAR ScsiStatus;
// статус выполнения SCSI-команды устройством
UCHAR PathId;
// игнорируется
UCHAR TargetId;
// игнорируется
UCHAR Lun;
// игнорируется
UCHAR CdbLength;
// длина CDB-пакета, посылаемая устройству, байты
UCHAR SenseInfoLength;
// длина SENSE-буфера для возращения ошибки
UCHAR *DataIn;
// направление передачи данных
ULONG DataTransferLength;
// размер буфера для обмена данными в байтах
ULONG TimeOutValue;
// время вылета по тайм-ауту
PVOID DataBuffer;
// указатель на буфер для обмена данными
ULONG SenseInfoOffset;
// указатель на SENSE-буфер с информацией о error
UCHAR Cdb[16];
// буфер с CDB-пакетом (16 байт максимум)
}SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT, *PSCSI_PASS_THROUGH_DIRECT;
К счастью, "цензура", в основном, коснулась тех полей, которые в реальной жизни все равно практически не используются, так что мы ровным счетом ничего не потеряли. Заполняем оставшиеся поля, и наша структура готова!
Естественно, прежде чем передать ее устройству, нам необходимо получить дескриптор, этого самого устройства. Это можно сделать так как показано в листинге 4.8.
Листинг 4.8. Открытие привода для получения дескриптора использующегося для его уприавления
HANDLE hCD = CreateFile ("\\\\.\\X:", GENERIC_WRITE | GENERIC_READ,
FILE_SHARE_READ | FILE_SHARE_WRITE, 0, OPEN_EXISTING, 0, 0);
Убедившись, что hCD не равно INVALID_HANDLE_VALUE, передаем полученный дескриптор вместе с самой структурой IOCTL_SCSI_PASS_THROUGHT_DIRECT функции DeviceIoControl, вызывая ее как это показано в листинге 4.9.
Листинг 4.9. Передача структуры IOCTL_SCSI_PASS_THROUGH
DeviceIoControl(hCD, 0x4D014h /* IOCTL_SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT */, &srb, sizeof(SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT), sense_buf, SENSE_SIZE, &returned, 0);
Где srb и есть заполненный экземпляр структуры IOCTRL_SCSI_PASS_THROUGHT_DIRECT, а returned — переменная, в которую будет записано количество байт, возращенных устройством. В свою очередь, sense_buf — это тот самый буфер, в котором заполненный нами экземпляр структуры IOCTL_SCSI_PASS_THROUGHT_DIRECT возвращается назад, да не один, а вместе с Sense Info, — кодом ошибки завершения операции. Если же операция завершилась без ошибок, то Sense Info не возвращается и sense_buf содержит только структуру IOCTL_SCSI_PASS_THROUGHT. Позиция размещения Sense Info в буфере определяется содержимым поля SenseInfoOffset, значение которого должно быть подобрано так, чтобы не "наступать на пятки" структуре IOCTRL_SCSI_PASS_THROUGHT, т. е., попросту говоря, минимально возможное смещение Sense Info равно: srb.SenseInfoOffset = sizeof(SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT). Обратите внимание, SenseInfoOffset это не указатель на Sense Info, но индекс первого байта Sense Info в возвращаемом буфере!
Для определения факта наличия ошибки, необходимо проанализировать количество байт, возращенных функцией DeviceIoControl в переменной returned. Если оно превышает размер структуры IOCTL_SCSI_PASS_THROUGHT, то в буфере находится
Sense Info, а раз есть Sense Info, то есть и ошибка! Формат кода ошибки Sense Info приведен на рисунке 4.1.
Рис. 4.1. Формат кода Sense Info, возвращаемого устройством в случае возникновения ошибки
Первый байт указывает на тип ошибки и обычно принимает значение 70h (текущая ошибка — current error) или 71h (отсроченная ошибка — deferred error). Коды ошибок с 72h по 7Eh зарезервированы, причем ошибки с кодом 7Eh указывают на нестандартный (vendor-specific) формат sense-info. Коды ошибок с 00h по 6Fh в спецификации CD-ROM ATAPI неопределенны, и потому их использование нежелательно (данное предостережение, разумеется, адресовано не программистам, а разработчикам аппаратуры).
Описание ошибки кодируется тройкой чисел: Sense Key, Additional Sense Code (дополнительный смысловой код, сокращенно ASC) и Additional Sense Code Qualifier (ASCQ). Вершину этой иерархической пирамиды возглавляет Sense Key, содержащий общую категорию ошибки (genetic categories), затем идет дополнительный смысловой код, более детально описывающий ошибку и, наконец, в самом низу иерархии находится квалификатор дополнительного смыслового кода, уточняющий непосредственно сам дополнительный смысловой код. Если ошибка исчерпывающе описывается одним лишь кодом Sense Key и ASC, то ASCQ в таком случае отсутствует (точнее — находится в неопределенном состоянии).
Расшифровка основных кодов ошибок описывается в двух таблицах (табл. 4.3 и 4.4). Стоит сказать, что для анализа ошибки значение Sense Key в общем-то некритично, т. к. гарантируется, что каждый код ASC принадлежит только одному Sense Key;
напротив, один и тот же код ASCQ может принадлежать нескольким различным
кодам ASC, и потому в отрыве от последнего он бессмыслен.
Таблица 4.3. Основные Sense Key (категории ошибок) и их описания
Sense Key
Описание
00h
NO SENSE. Нет дополнительной Sense Info. Операция выполнена успешно.
01h
RECOVERED ERROR (восстановленная ошибка). Операция выполнена успешно, но в процессе ее выполнения возникли некоторые проблемы, устраненные непосредственно самим приводом. За дополнительной информацией обращайтесь к ключам ASC и ASCQ
02h
NOT READY (не готов). Устройство не готово
03h
MEDIUM ERROR (ошибка носителя). В процессе выполнения операции произошла неустранимая ошибка, вызванная, по всей видимости, дефектами носителя или ошибкой записи данных. Данный Sense Key может возвращаться и в тех случаях, когда привод оказывается не в состоянии отличить дефект носителя от аппаратного сбоя самого привода
04h
HARDWARE ERROR (аппаратная ошибка). Неустранимая аппаратная
ошибка (например, отказ контроллера)
05h
ILLEGAL REQEST (неверный запрос). Неверные параметры, переданные приводу в CDB-пакете (например, начальный адрес больше конечного)
06h
UNIT ATTENTION (модуль требует внимания) Носитель заменен или выполнен сброс контроллера привода
07h
DATA PROTECT (защищенные данные) Попытка чтения защищенных данных
8h—0Ah
Зарезервировано
0Bh
ABORTED COMMAND (команда прервана). По тем или иным причинам выполнение команды было прервано
0Eh
MISCOMPARE (ошибка сравнения) Исходные данные не соответствуют данным, прочитанным с носителя
0Fh
Зарезервировано
Таблица 4.4. Основные ASC- и ASCQ-коды.
ASC
ASCQ
DROM
Описание
00
00
DROM
NO ADDITIONAL SENSE INFORMATION
00
11
R
PLAY OPERATION IN PROGRESS
00
12
R
PLAY OPERATION PAUSED
00
13
R
PLAY OPERATION SUCCESSFULLY COMPLETED
00
14
R
PLAY OPERATION STOPPED DUE TO ERROR
00
15
R
NO CURRENT AUDIO STATUS TO RETURN
01
00
R
MECHANICAL POSITIONING OR CHANGER ERROR
02
00
DROM
NO SEEK COMPLETE
04
00
DROM
LOGICAL DRIVE NOT READY - CAUSE NOT REPORTABLE
04
01
DROM
LOGICAL DRIVE NOT READY - IN PROGRESS OF BECOMING READY
04
02
DROM
LOGICAL DRIVE NOT READY - INITIALIZING COMMAND REQUIRED
04
03
DROM
LOGICAL DRIVE NOT READY - MANUAL INTERVENTION REQUIRED
05
01
DROM
MEDIA LOAD - EJECT FAILED
06
00
DROM
NO REFERENCE POSITION FOUND
09
00
DRO
TRACK FOLLOWING ERROR
09
01
RO
TRACKING SERVO FAILURE
09
02
RO
FOCUS SERVO FAILURE
09
03
RO
SPINDLE SERVO FAILURE
11
00
DRO
UNRECOVERED READ ERROR
11
06
RO
CIRC UNRECOVERED ERROR
15
00
DROM
RANDOM POSITIONING ERROR
15
01
DROM
MECHANICAL POSITIONING OR CHANGER ERROR
15
02
DRO
POSITIONING ERROR DETECTED BY READ OF MEDIUM
17
00
DRO
RECOVERED DATA WITH NO ERROR CORRECTION APPLIED
17
01
DRO
RECOVERED DATA WITH RETRIES
17
02
DRO
RECOVERED DATA WITH POSITIVE HEAD OFFSET
17
03
DRO
RECOVERED DATA WITH NEGATIVE HEAD OFFSET
17
04
RO
RECOVERED DATA WITH RETRIES AND/OR CIRC APPLIED
17
05
DRO
RECOVERED DATA USING PREVIOUS SECTOR ID
18
00
DRO
RECOVERED DATA WITH ERROR CORRECTION APPLIED
18
01
DRO
RECOVERED DATA WITH ERROR CORRECTION & RETRIES APPLIED
18
02
DRO
RECOVERED DATA - THE DATA WAS AUTOREALLOCATED
18
03
R
RECOVERED DATA WITH CIRC
18
04
R
RECOVERED DATA WITH L-EC
1A
00
DROM
PARAMETER LIST LENGTH ERROR
20
00
DROM
INVALID COMMAND OPERATION CODE
21
00
DROM
LOGICAL BLOCK ADDRESS OUT OF RANGE
24
00
DROM
INVALID FIELD IN COMMAND PACKET
26
00
DROM
INVALID FIELD IN PARAMETER LIST
26
01
DROM
PARAMETER NOT SUPPORTED
26
02
DROM
PARAMETER VALUE INVALID
28
00
ROM
NOT READY TO READY TRANSITION, MEDIUM MAY HAVE CHANGED
29
00
ROM
POWER ON, RESET OR BUS DEVICE RESET
OCCURRED
2A
00
ROM
PARAMETERS CHANGED
2A
01
ROM
MODE PARAMETERS CHANGED
30
00
ROM
INCOMPATIBLE MEDIUM INSTALLED
30
01
RO
CANNOT READ MEDIUM - UNKNOWN FORMAT
30
02
RO
CANNOT READ MEDIUM - INCOMPATIBLE FORMAT
39
00
ROM
SAVING PARAMETERS NOT SUPPORTED
3A
00
ROM
MEDIUM NOT PRESENT
3F
00
ROM
ATAPI CD-ROM DRIVE OPERATING CONDITIONS
HAVE CHANGED
3F
01
ROM
MICROCODE HAS BEEN CHANGED
40
NN
ROM
DIAGNOSTIC FAILURE ON COMPONENT NN (80H- FFH)
44
00
ROM
INTERNAL ATAPI CD-ROM DRIVE FAILURE
4E
00
ROM
OVERLAPPED COMMANDS ATTEMPTED
53
00
ROM
MEDIA LOAD OR EJECT FAILED
53
02
ROM
MEDIUM REMOVAL PREVENTED
57
00
R
UNABLE TO RECOVER TABLE OF CONTENTS
5A
00
DROM
OPERATOR REQUEST OR STATE CHANGE INPUT (UNSPECIFIED)
5A
01
DROM
OPERATOR MEDIUM REMOVAL REQUEST
63
00
R
END OF USER AREA ENCOUNTERED ON THIS TRACK
64
00
R
ILLEGAL MODE FOR THIS TRACK
B9
00
R
PLAY OPERATION OBORTED
BF
00
R
LOSS OF STREAMING
Как видите, — все просто! Единственное, с чем мы еще не разобрались, — это ATAPI. Поскольку мы не собираемся взаимодействовать с ATAPI-интерфейсом напрямую (этой возможности "благодаря" архитекторам Windows мы, увы, лишены) промчимся галопом лишь по ключевым аспектам и особенностям. Как пишет Михаил Гук в своей книге "Интерфейсы персональных компьютеров": "Для устройств, логически отличающихся от жестких дисков — оптических, магнитооптических, ленточных и любых других — в 1996 г. была принята спецификация ATAPI. Это пакетное расширение интерфейса, которое позволяет передавать по шине ATA устройству блоки командной информации, структура которых была
позаимствована из SCSI". Теперь, по крайней мере, становится понятно, почему Windows так лихо "превращает" ATAPI-устройства в SCSI. Если отбросить аппаратные различия интерфейсов, которые с программного уровня все равно не видны, то ATAPI-интерфейс будет очень напоминать SCSI. Во всяком случае, управление ATAPI-устройствами осуществляется посредством тех самых CDB- блоков, которые мы уже рассмотрели ранее.
Естественно, чтобы управлять устройством, необходимо знать, какими именно командами оно управляется. Для получения этой информации нам понадобится документ "ATAPI Packet Commands for CD-ROM devices". Откройте его на описании команды READ CD command (код BEh) и вы обнаружите таблицу формата этой команды (рис. 4.2).
Рис. 4.2. Формат команды READ CD
Попробуем в ней разобраться. Первый байт (точнее байт 0), представляющий собой код выполняемой команды, никаких вопросов не вызывает, но вот дальше мы сталкиваемся с полем Expected Sector Type, задающим тип требуемого сектора. Перевернув несколько страниц вперед, мы найдем коды, соответствующие всем существующим типам секторов: CDDA, Mode 1, Mode 2, Mode 2 Form 1 и Mode 2 Form 2. Если же тип сектора заранее неизвестен, передавайте с этим полем 0x0, что обозначает "нас устроит любой тип сектора".
Следующие четыре байта занимает адрес первого читаемого сектора (Starting Logical Block Address), заданный в формате LBA (Logical Block Address). За этой страшной аббревиатурой скрывается элегантный способ сквозной нумерации секторов. Если вы когда-то программировали древние жесткие диски, то наверняка помните, какие громоздкие расчеты приходилось выполнять, чтобы определить к какой головке, цилиндру, сектору каждый байт прилежит. Теперь же можно обойтись безо всех этих заморочек. Первый сектор имеет номер 0, затем идет 1, 2, 3… и так до последнего сектора диска. Только помните, что порядок байт в этом двойном слове обратный, — т. е. старший байт старшего слова идет первым.
Байты с шестого по восьмой оккупировал параметр, задающий количество читаемых секторов (Transfer Length in Blocks). Вот какая несправедливость — для адреса сектора выделяется четыре байта, а для количества читаемых секторов только три. Шутка! Вы же ведь не собираетесь читать весь диск за раз?! Порядок байт здесь также обратный, так что не ошибитесь, иначе при попытке считать один- единственный сектор вы запросите добрую половину диска целиком!
Девятый байт наиболее интересен, ибо он хранит флаги, определяющие, какие части сектора мы хотим прочитать (Flag Bits). Помимо пользовательских данных, мы можем запросить синхробайты (Synch Field), заголовок (Header(s) code), EDC/ECC коды (EDC & ECC) и даже флаги ошибок чтения (Error Flag(s)) (для взлома некоторых защит это самое то! — правда, эту возможность поддерживают не все приводы).
Десятый байт (Sub-Channel Data Selection Bits) отвечает за извлечение данных из подканалов, однако поскольку эти же самые данные уже содержатся в заголовке, то без них можно, в принципе, и обойтись.
Наконец, последний, одиннадцатый, считая от нуля, байт, никак не используется и зарезервирован на будущее, а потому для гарантии совместимости с новыми моделями приводов, он должен быть равен нулю.
Естественно, в зависимости от рода и количества запрашиваемых данных, длина возращенного сектора может варьироваться в очень широких пределах (табл. 4.5).
Таблица 4.5. Взаимосвязь рода запрошенных данных и длины возвращаемого сектора, старндаррые режимы выдлены серым
Data to be transferred
Flag Bits
CD-DA
Mode 1
Mode 2 non XA
Mode 2
Form 1
Mode 2
Form 2
User Data
10h
2352
2048
2336
2048
2338
User Data + EDC/ECC
18h
(10h)
2336
(lOh)
2336
(lOh)
Header Only
20h
(10h)
4
4
4
4
Header Only + EDC/ECC
28h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Header & User Data
30h
(10h)
2052
2340
Illegal
Illegal
Header & User Data + EDC/ECC
38h
(10h)
2344
(30h)
Illegal
Illegal
Sub Header Only
40h
(10h)
8
8
8
8
Sub Header Only + EDC/ECC
48h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Sub Header & User Data
50h
(10h)
(lOh)
(lOh)
2056
2336
Sub Header & User Data + EDC/ECC
58h
(10h)
(lOh)
(lOh)
2344
(50h)
All Header Only
60h
(10h)
12
12
12
12
All Header Only + EDC/ECC
68h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
All Header & User Data
70h
(10h)
(30h)
(30h)
2060
2340
All Header & User Data + EDC/ECC
78h
(10h)
(30h)
(30h)
2340
2340
Sync & User Data
90h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Sync & User Data + EDC/ECC
98h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Sync & Header Only
A0h
(10h)
16
16
16
16
Sync & Header Only + EDC/ECC
A8h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Sync & Header & User Data
B0h
(ЮЬ)
2064
2352
Illegal
Illegal
Sync & Header & User Data + EDC/ECC
B8h
(10h)
2344
(30h)
Illegal
Illegal
Sync & Sub Header Only
C0h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Sync & Sub Header Only + EDC/ECC
C8h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Sync & Sub Header & User Data
D0h
(10h)
(10h)
(10h)
Illegal
Illegal
Sync & Sub Header & User Data + EDC/ECC
D8h
(10h)
(10h)
(10h)
Illegal
Illegal
Sync & All Headers Only
E0h
(10h)
24
24
24
24
Sync & All Headers Only + EDC/ECC
E8h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Sync & All Headers & User Data
F0h
(10h)
2064
2352
2072
2352
Sync & All Headers & User Data + EDC/ECC
F8h
(10h)
2352
(FOh)
2352
(FOh)
Repeat All Above and Add Error Flags
02h
294
294
294
294
294
Repeat All Above and Add Block & Error Flags
04h
296
296
296
296
296
IDE-устройства с прикладного уровня видятся как SCSI. Разумеется, на физическом уровне с приводом не происходит никаких изменений, и привод CD-ROM с IDE- интерфейсом так IDE-приводом и остается, со всеми присущими ему достоинствами и недостатками. Однако IRP-запросы (I/O Request Packet) к этому драйверу, проходя через Storage class driver, транслируются в блок SRB (SCSI Request Block). Затем SRB- запросы попадают в Storage port driver (т. е. непосредственно в сам драйвер привода), где они заново транслируются в конкретные физические команды данного устройства (рис. 4.3). Подробности этого увлекательного процессора можно почерпнуть из набора NT DDK ("4.1 Storage Driver Architecture"), здесь же достаточно указать на тот немаловажный факт, что, кроме команд семейства IRP_MJ_ххх, мы также можем посылать устройству и SRB-запросы, которые обладают значительно большей свободой и гибкостью. Однако такое взаимодействие невозможно осуществить непосредственно с прикладного уровня, поскольку, IRP- команды относятся к числу приватных команд, в то время как API-функция DeviceIoControl передает лишь публичные команды, явно обрабатываемые драйвером в диспетчере IRP_MJ_DEVICE_CONTROL.
Давайте теперь, в порядке закрепления всего вышесказанного, попытаемся создать программу, которая бы читала сектора с лазерных дисков в "сыром" виде. Ее ключевой фрагмент (вместе со всеми необходимыми комментариями) приведен в листинге 4.10.
Листинг 4.10. [/SPTI.raw.sector.read.c] Функция, читающая сектора в "сыром" виде посредством SPTI
#define RAW_READ_CMD
0xBE // ATAPI RAW READ
#define WHATS_READ
0xF8 // Sync & All Headers & User Data + EDC/ECC
#define PACKET_LEN
2352 // длина одного сектора
//#define WHATS_READ
0x10 // User Data
//#define PACKET_LEN
2048 // длина одного сектора
//-[SPTI_RAW_SECTOR_READ]
// функция читает один или несколько секторов с CDROM в сыром (RAW) виде, // согласно переданным флагам
//
//
//
ARG:
CD
- что открывать (типа "\\\\.\\X:"
или "\\\\.\\CdRom0"
//
buf
- буфер куда читать
//
buf_len
- размер буфера в байтах
//
StartSec
- с какого сектора читать, считая
от нуля
//
N_SECTOR
- сколько секторов читать
//
flags
- что читать (см. спецификацию на
SCSI/ATAPI)
//
//
//
RET:
!=0
- функция завершилась успешно
//
==0
- функция завершилась с ошибкой
// // //
NOTE:
- работает
только под NT/W2K/XP и требует прав администратора
//
//
- 64 Кб данных за раз максимум
//
SPTI_RAW_SECTOR_READ(char *CD,char *buf,int buf_len,int StartSec,int N_SEC,char flags)
{
HANDLEhCD;
SCSI_PASS_THROUGH_DIRECTsrb;
DWORDreturned,length,status;
// ОТКРЫВАЕМ УСТРОЙСТВО
hCD = CreateFile ( driver, GENERIC_WRITE|GENERIC_READ,
FILE_SHARE_READ|FILE_SHARE_WRITE,0,OPEN_EXISTING,0,0);
if (hCD == INVALID_HANDLE_VALUE) { printf("-ERR: open CD\n"); return 0;}
// ФОРМИРУЕМ SRB
memset(&srb,0,sizeof(SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT));// инициализация
srb.Length
= sizeof(SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT);
srb.PathId
=
0;
//
SCSI controller ID
srb.TargetId
=
6;
//
игнорируется
srb.Lun
=
9;
//
игнорируется
srb.CdbLength
=
12;
//
длина CDB пакета
srb.SenseInfoLength
=
0;
//
нам не нужна SenseInfo
srb.DataIn
=
SCSI_IOCTL_DATA_IN;
//
мы будем читать
srb.DataTransferLength
=
PACKET_LEN*N_SECTOR;
//
сколько мы будем читать
srb.TimeOutValue
=
200;
//
время выхода по TimeOut
srb.DataBufferOffset
=
buf;
//
указатель на буфер
srb.SenseInfoOffset
=
0;
//
SenseInfo на не нужна
// CDB-пакет , содержащий команды ATAPI
srb.Cdb[0]= RAW_READ_CMD;
//
читать сырой сектор
srb.Cdb[1]
=
0x0;
//
формат диска - любой
// номер первого
сектора для чтения, причем сначала передается старший
// байт старшего
слова, а потом младший байт младшего слова
srb.Cdb[2]
= HIBYTE(HIWORD(StartSector));
srb.Cdb[3]
= LOBYTE(HIWORD(StartSector));
srb.Cdb[4]
= HIBYTE(LOWORD(StartSector));
srb.Cdb[5]
= LOBYTE(LOWORD(StartSector));
// количество секторов для чтения
srb.Cdb[6]
= LOBYTE(HIWORD(N_SECTOR));
srb.Cdb[7]
= HIBYTE(LOWORD(N_SECTOR));
srb.Cdb[8]
= LOBYTE(LOWORD(N_SECTOR));
srb.Cdb[9]
= flags;// что читать
srb.Cdb[10]
= 0;// Sub-Channel Data Bits
srb.Cdb[11]= 0;// reserverd
// ОТПРАВЛЯЕМ SRB-блок ATAPI-устройству
status = DeviceIoControl(hCD, IOCTL_SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT,
&srb, sizeof(SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT), &srb, 0, &returned, 0);
return 1;
}
Остается отметить, что защитные механизмы, взаимодействующие с диском посредством интерфейса SPTI, элементарно ломаются установкой точки останова на функции CreateFile/DeviceIoControl. Для предотвращения "лишних" всплытий отладчика фильтр точки останова должен реагировать только на те вызовы функции CreateFile, чей первый слева аргумент равен \\.\X: или \\.\CdRomN. Автоматически, второй слева аргумент функции DeviceIoControl должен представлять собой либо структуру IOCTL_SCSI_PASS_THROUGHT, либо IOCTL_SCSI_PASS_THROUGHT_DIRECT, шестнадцатеричные значения кодов которых равны 0x4D004 и 0x4D014 соответственно.
Доступ через ASPI
Отлаженная программа — это такая программа, для которой еще не найдены условия, в которых она откажет.
Программистский фольклор
Вот два основных недостатка интерфейса SPTI (только что описанного ранее): для взаимодействия с устройством он требует наличия прав администратора и, что еще хуже, SPTI поддерживается только операционными системами семейства NT и отсутствует в Windows 9x/ME. Единственный легальный способ дотянуться до CD- ROM'а под Windows 9x — это воспользоваться 16-разрядным шлюзом, напрямую обращаясь к MS-DOS драйверу MSCDEX, который обеспечивает значительно большую функциональность, нежели Windows-драйвер. Естественно, параллельная поддержка двух семейств операционных систем требует от программиста значительных усилий, что существенно повышает себестоимость программного продукта.
Для упрощения разработки кросс-платформенных приложений фирма Adaptec разработала специальный системно-независимый интерфейс, позволяющий управлять различными SCSI-устройствами с прикладного уровня, и назвала его ASPI — Advanced SCSI Programming Interface (хотя неофициально его расшифровывают как Adaptec SCSI Programming Interface, поскольку это больше соответствует истине).
Системонезависимость интерфейса ASPI обеспечивается двухуровневой моделью его организации: архитектурно он состоит из низкоуровневого драйвера и прикладной
библиотеки-обертки. ASPI-драйвер разрабатывается с учетом специфики конкретной операционной системы и отвечает за непосредственное управление SCSI- шиной (реальной или виртуальной — не суть важно). Поскольку интерфейс между операционной системой и драйвером меняется от одной операционной системы к другой, то для сокрытия всех этих различий используется специальная ASPI- библиотека, предоставляющая единый унифицированный интерфейс для всех операционных систем.
Рассмотрим, как осуществляется внедрение ASPI-интерфейса в операционную систему на примере Windows ME (см. рис. 4.2). На самом высоком уровне иерархии находятся прикладные библиотеки Wnaspi32.dll и Winaspi.dll для 32- и 16-разрядных приложений соответственно. Они экспортируют три базовых ASPI-функции: GetASPI32DLLVersion, GetASPI32SupportInfo и SendASPI32Command (причем последняя — самая важная) и три вспомогательных: GetASPI32Buffer, FreeASPI32Buffer, TranslateASPI32Address (последняя — только в 32- разрядной версии библиотеки).
Посредством функции DeviceIoControl они взаимодействуют с ASPI-драйвером, расположенным "ниже" и, в зависимости от версии операционной системы, называющимся либо APIX.VXD (Windows 9x), либо ASPI.SYS (Windows NT) и создающим в процессе своей инициализации устройство с непроизносимым названием MbMmDp32. Только не спрашивайте меня, как это абракадабра расшифровывается — ответ похоронен в застенках компании Adaptec.
Замечание
В 16-разрядных приложениях взаимодействие с драйвером осуществляется через функцию 1868h прерывания 2Fh. Подробности этого процесса можно узнать, дизассемблируя Winaspi.dll. Она, кстати, совсем крошечная — всего 5 Кбайт.
В принципе, ничего не мешает взаимодействовать с ASPI-драйвером и напрямую — в обход библиотеки Wnaspi32.dll. Собственно, многие разработчики защитных механизмов именно так и поступают. Достаточно лишь дизассемблировать Wnaspi32.dll и разобраться каким ASPI-командам, какие IOCTL-коды соответствуют (ASPI-протокол по понятным соображениям не документирован). Действительно, на функции SendASPI32Command очень легко поставить бряк, и тогда хакер мгновенно локализует защитный код. С вызовами же функции DeviceIoControl в силу их многочисленности взломщикам справиться намного труднее. К тому же начинающие ломатели защит (а таких среди хакеров — большинство) весьма смутно представляют себе архитектуру ввода-вывода и уж тем более не разбираются в ASPI- протоколе. Впрочем, для опытных хакеров такая защита — не преграда (подробнее см. главу 5).
Сам же ASPI-драйвер "подключен" к SCSI- и IDE/ATAPI-портам (рис. 4.4), за счет чего он позволяет управлять всеми этими устройствами (и приводами CD-ROM в том числе).
Клиентские модули (на данной схеме они обозначены цифрами 1, 2 и 3) посылают свои запросы драйверу файловой системы — Instable File System (обозначенному цифрой 6). В распоряжении клиентских модулей также имеются ASPI-библиотеки для 32- и 16-разрядных приложений соответственно (они обозначены цифрами 4 и 6). От всей системы они стоят особняком, поскольку разработаны независимой компанией Adaptec и представляют собой факультативные компоненты. Драйвер файловой системы перенаправляет полученный им запрос на один их следующих специализированных драйверов, среди которых присутствует и драйвер привода CD- ROM, — CDFS.VxD, обозначенный цифрой 8. В его задачи входит поддержка файловых систем лазерных дисков, таких как: ISO-9660, High Sierra или других файловых систем. Уровнем ниже лежит Volume Tracker (цифра 14), отслеживающий смену диска в накопителе, а еще ниже находится непосредственно сам драйвер, поддерживающий данную модель CD-ROM, — так называемый CD type specific driver, реализуемый драйвером CDVSD.VxD и среди прочих обязанностей отвечающий за назначение буквы приводу. Это и есть секторный уровень взаимодействия с диском, никаких файловых систем здесь нет и в помине. Несмотря на то, что данный драйвер специфичен для конкретной модели привода CD-ROM, он совершенно независим от его физического интерфейса, поскольку опирается на CD-ROM device SCSI'zer (цифра 21), преобразующий IOP-запросы, поступающие от вышележащих драйверов, в SRB-пакеты, направляемые нижележащим драйверам (подробнее об этом см. раздел "Доступ через SCSI-порта" данной главы). Еще ниже находится SCSI CD-ROM helper (цифра 23), обеспечивающий стыковку SCSI'zer'a с SCSI-портом. Сам же SCSI-port, создаваемый менеджером SCSI-портов (цифра 26) представляет собой унифицированное системно-независимое средство взаимодействия драйверов среднего уровня с физическим (или виртуальным) оборудованием. К одному из таких SCSI-портов и подключается ASPI-драйвер (цифра 18), реализованный в файле APIX.VxD и восходящий к своим "оберткам" — Wnaspi32.dll и Wnaspi.dll (цифры 11 и 12 соответственно). Ниже SCSI-менеджера расположены драйвера мини-портов, переводящие SCSI-запросы в язык конкретной интерфейсной шины. В частности, драйвер, обеспечивающий поддержку IDE-устройств, реализован в файле ESDI_506.PDR (цифра 29). Естественно, при желании мы можем общаться с IDE- устройствами и через IDE/ATAPI-порты (цифра 25), реализованные все тем же драйвером ESDI_506.PDR (ASPI-драйвер по соображениям производительности именно так, собственно, и поступает). Левую часть блок-схемы, изображающую иерархию драйверов прочих дисковых устройств мы не рассматриваем, т. к. она не имеет никакого отношения к теме нашего обсуждения.
Для программирования под ASPI требуются как минимум две вещи: ASPI-драйвер и ASPI-SDK. Драйвер можно бесплатно скачать с сервера самой Adaptec (ею разработаны драйвера для следующих операционных системы: MS-DOS, Novell, Windows 9x, Windows NT/W2K/XP), а вот SDK с некоторого момента распространяется за деньги. И хотя его стоимость чисто символическая (что-то около 10$, если мне не изменяет память), неразвитость платежных систем в России превращает процесс покупки в довольно затруднительное дело. Однако все необходимое для работы (документация, заголовочные файлы, библиотеки) можно
позаимствовать из… Windows ME DDK (кстати, входящего в состав DDK для Windows 2000). Так что, если у вас уже есть W2K DDK, вам не о чем беспокоиться. В противном случае попробуйте обратиться к MSDN, распространяемой вместе с Microsoft Visual Studio 6.0. Здесь вы найдете документацию и заголовочные файлы, ну а недостающие библиотеки из соответствующих DLL можно получить и самостоятельно (lib.exe с ключом /DEF), либо же вовсе обойтись без них, загружая все необходимые функции через LoadLibrary/GetProcAddress.
Поскольку ASPI-интерфейс хорошо документирован (руководство по программированию насчитывает порядка 35 листов), то его освоение не должно вызвать никаких непреодолимых проблем (во всяком случае, после знакомства с SPTI). К тому же, в Windows ME DDK входит один законченный демонстрационный пример использования ASPI, найти который можно в папке \src\win_me\block\wnaspi32\. Несмотря на досадный суффикс "Me", он отлично уживается и с другими операционными системами, как-то: Windows 98, Windows 2000, Windows XP и т. д.
Впрочем, реализован этот пример на редкость криво и с большим количеством ошибок, а его наглядность такова, что менее наглядного примера для демонстрации ASPI пожалуй и не подобрать! Уж лучше исследовать исходные тексты программы CD slow, которые можно легко найти в Интернете (однако она написана на ассемблере, а с ассемблером знаком не всякий).
Кратко перечислим основные недочеты демонстрационного примера aspi32ln.c:
Во-первых, это не консольная программа, GUI'вая (Graphical User Interface) — графическому интерфейсу пользователя, а потому большая часть ее кода к ASPI вообще никакого отношения не имеет.
Во-вторых, используется единая функция для получения уведомлений сразу от выполнения двух команд: SCSI_INQUIRY и SCSI_READ10, причем последняя в половине случаев заменена своей константой 0x28, что тоже не способствует ее пониманию.
В-третьих, накопители на CD-ROM программой поддерживаются лишь частично. Плохо спроектированная архитектура программы не позволила разработчикам осилить поставленную перед ними задачу. Поэтому ветка, отвечающая за чтение с CD-ROM в функции ASPI32Post, специальным образом закомментирована. Если же наложенную блокировку убрать, то при чтении будет происходить ошибка, поскольку программа ориентирована лишь на те накопители, чей размер сектора составляет 0x200 байт. Приводы CD-ROM дисков, чей сектор вчетверо больше, очевидно, к этой категории не относятся и, чтобы не переписывать всю программу целиком, единственное, что можно сделать — это увеличить размер запрашиваемого блока данных до 0х800 байт (с жестких дисков будет считываться по четыре сектора за раз, что вполне допустимо).
В четвертых, инкремент (т. е. вычисление адреса следующего считываемого блока) реализован через одно место и поэтому вообще не работоспособен.
Ладно, не будет увлекаться критикой сопроводительных примеров (даже плохой программный код все же лучше, чем совсем ничего) и перейдем непосредственно к изучению ASPI-интерфейса, а точнее — его важнейшей команды SendASPI32Command, обеспечивающей передачу SRB-блоков устройству (со всеми остальными командами вы без труда справитесь и самостоятельно).
Структура SRB_ExecSCSICmd, в которую, собственно, и упаковывается SRB-запрос, как две капли воды похожа на структуру SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT. Во всяком случае, между ними больше сходства, чем различий (листинг 4.11).
Листинг 4.11. Структура SRB_ExecSCSICmd
typedef struct
BYTE SRB_Cmd;
//
ASPI command code = SC_EXEC_SCSI_CMD
BYTE SRB_Status
//
ASPI command status byte
BYTE SRB_HaId;
//
ASPI host adapter number
BYTE SRB_Flags;
//
ASPI request flags
DWORD SRB_Hdr_Rsvd;
//
Reserved, MUST = 0
BYTE SRB_Target;
//
Target's SCSI ID
BYTE SRB_Lun;
//
Target's LUN number
WORD SRB_Rsvd1;
//
Reserved for Alignment
DWORD SRB_BufLen;
//
Data Allocation Length
LPBYTE SRB_BufPointer;
//
Data Buffer Pointer
BYTE SRB_SenseLen;
//
Sense Allocation Length
BYTE SRB_CDBLen;
//
CDB Length
BYTE SRB_HaStat;
//
Host Adapter Status
BYTE SRB_TargStat;
//
Target Status
LPVOID SRB_PostProc;
//
Post routine
BYTE SRB_Rsvd2[20];
//
Reserved, MUST = 0
BYTE CDBByte[16];
//
SCSI CDB
BYTE SenseArea[SENSE_LEN+2];
}
SRB_ExecSCSICmd, *PSRB_ExecSCSICmd;
//
Request Sense buffer
Обратите внимание: для взаимодействия с устройством вам совершенно незачем знать его дескриптор! Достаточно указать его физический адрес на шине (т. е. правильно заполнить поля SRB_HaId и SRB_Target)…. а как их узнать? Да очень просто: достаточно разослать по всем физическим адресам команду INQUIRY (код 12h). Устройства, реально (и/или виртуально) подключенные к данному порту вернут идентификационную информацию (среди прочих полезных данных содержащую и свое имя), а несуществующие устройства не вернут ничего и операционная система отрапортует об ошибке.
Простейшая программа опроса устройств может выглядеть, например, так как показано в листинге 4.12.
Листинг 4.12. Последовательный опрос портов на предмет наличия подключенных к ним устройств
#define MAX_ID8
#define MAX_INFO_LEN48
SEND_SCSI_INQUITY() {
#define MAX_LUN8// макс . возможноекол-вологических устройств
BYTE AdapterCount;
DWORD ASPI32Status;
unsigned char buf[0xFF];
unsigned char str[0xFF];
unsigned char CDB[ATAPI_CDB_SIZE];
long a, real_len, adapterid, targetid;
// получаем кол-во адаптеров на шине
ASPI32Status = GetASPI32SupportInfo();
AdapterCount = (LOBYTE(LOWORD(ASPI32Status)));
// готовим CDB-блок
memset(CDB, 0, ATAPI_CDB_SIZE);
CDB[0] = 0x12;//INQUIRY
CDB[4] = 0xFF;//размер ответа
// спамим портывнадежденайтитех, ктонамнужен
for (adapterid = 0; adapterid < MAX_LUN; adapterid++)
{ // внимание! нельзя здесь ААААААААААААА использовать AdapterCount, // как это рекомендуется в некоторых руководствах, поскольку номера // адаптеров устройств далеко не всегда идут вплотную друг к другу, // и если в нумерации возникает "разрыв", одно или более устройств // останутся необнаруженными
for (targetid = 0; targetid < MAX_ID; targetid++) {
a = SEND_ASPI_CMD(adapterid, targetid, CDB, ATAPI_CDB_SIZE, 0, buf, 0xFF, ASPI_DATA_IN);
if (a == SS_COMP) {
real_len=(buf[4]>MAX_INFO_LEN)?buf[4]:MAX_INFO_LEN;
memcpy(str,&buf[8],real_len);str[real_len]=0; printf("%d.%d <-- %s\n",adapterid, targetid, str);
}
}
}
}
Результат работы программы на компьютере автора выглядит так, как показано в листинге 4.13 (обратите внимание, что адреса устройств, подключенных к виртуальной SCSI-шине, созданной драйвером ASPI, могут и не соответствовать их физическим адресам; в данном случае, привод PHILIPS висящий на физическом IDE- порту с номером 0, попал на виртуальный порт с номером 1, поскольку нулевой порт занят драйвером Virtual CloneCD, при удалении последнего из системы, соответствие виртуальных и физических адресов полностью восстанавливается, однако ручаться за это нельзя). Первая слева цифра в листинге — adapter ID, следующая за ней — target ID.
Листинг 4.13. Устройства, подключенные к компьютеру автора
0.0 <-- ELBY
DVD-ROM
1.0
1.0 <-- IBM-DTLA-307015
TX2O
1.1 <-- PHILIPS
CDRW2412A
P1.55VO1214DM10574
2.0 <-- ST380011A
3.06
2.1 <-- TEAC
CD-W552E
1.09
3.0 <-- AXV
CD/DVD-ROM
2.2a
3.1 <-- AXV
CD/DVD-ROM
2.2a
3.2 <-- AXV
CD/DVD-ROM
2.2a
Другое немаловажное достоинство ASPI-интерфейса по сравнению с SPTI состоит в поддержке асинхронного режима обработки запросов. Отдав запрос на чтение такого-то количество секторов, вы можете продолжить выполнение своей программы, не дожидаясь, пока процесс чтения секторов полностью не завершится. Конечно, для достижения аналогичного результата при использовании интерфейса SPTI достаточно всего лишь создать еще один поток, но… это уже не так элегантно и красиво. Демонстрационный пример программы, осуществляющей "сырое" чтение сектора с CD-диска показан в листинге 4.14.
Листинг 4.14. [\etc\RAW.CD.READ\aspi32.raw.c] Пример программы, осуществляющей "сырое" чтение сектора с CD-диска
#include "scsidefs.h"
#include "wnaspi32.h"
void ASPI32Post (LPVOID);
#define
F_NAME"raw.sector.dat"
/* ASPI
SRB packet length */
#define
ASPI_SRB_LEN0x100
#define
RAW_READ_CM0xBE
#define
WHATS_READ0xF8// Sync & All Headers & User Data
// + EDC/ECC
#define
PACKETLEN2352
//#define WHATS_READ0x10// User Data
//#define PACKET_LEN2048
#define MY_CMDRAW_READ_CMD
HANDLE hEvent;
//-[DWORD READ_RAW_SECTOR_FROM_CD]
//
функция читает один или несколько секторов с CD-ROM в "сыром"
//
(RAW) виде, согласно переданным флагам
//
//
ARG:
//
adapter_id-номер шины (0 - primary, 1 - secondary)
//
read_id-номер устройства на шине (0 - master, 1 - slaeyer)
//
buf-буфер, куда читать
//
buf_len-размер буфера в байтах
//
StartSector-с какого сектора читать , считая от нуля
//
N_SECTOR-сколько секторов читать \
//
flags-что читать (см. спецификацию на ATAPI)
//
//
RET:
//
-ничего не возвращает
//
//
NOTE:
//
- функция возвращает управления до завершения выполнения запроса,
//поэтому на момент выхода из нее , содержимое буфера с данными еще
//пусто, и реально он заполняется только при вызове функции
//ASPI32Post (вы можете модифицировать ее по своему усмотрению)
//для сигнализации о завершении операции рекомендуется использовать
//события (Event)
//
//- функция работает и под 9x/ME/NT/W2K/XP и _не_ требует для себя
//прав администратора. Однако ASPI-драйвер должен быть установлен.
//
READ_RAW_SECTOR_FROM_CD(int adapter_id,int read_id,char *buf,int buf_len, int StartSector,int N_SECTOR,int flags)
{
PSRB_ExecSCSICmd SRB;
DWORD ASPI32Status;
// выделяем память для SRB-запроса
SRB = malloc(ASPI_SRB_LEN); memset(SRB, 0, ASPI_SRB_LEN);
// ПОДГОТОВКА SRB-блока
SRB->SRB_Cmd= SC_EXEC_SCSI_CMD;// выполнить SCSI команду
SRB->SRB_HaId= adapter_id;// ID адаптера
SRB->SRB_Flags= SRB_DIR_IN|SRB_POSTING;// асинхр. чтение данных
SRB->SRB_Target= read_id;// ID устройства
SRB->SRB_BufPointer = buf;// сюда читаются данные
SRB->SRB_BufLen= buf_len;// длина буфера
SRB->SRB_SenseLen= SENSE_LEN;// длина SENSE-буфера
SRB->SRB_CDBLen= 12;// размер ATAPI-пакета
SRB->CDBByte [0]= MY_CMD;// ATAI-команда
SRB->CDBByte [1]= 0x0;// формат CD - любой
// номер первого сектора
SRB->CDBByte [2]SRB->CDBByte [3]SRB->CDBByte [4]SRB->CDBByte [5]SRB->CDBByte [2]SRB->CDBByte [3]SRB->CDBByte [4]SRB->CDBByte [5]SRB->CDBByte [6]SRB->CDBByte [7]SRB->CDBByte [6]SRB->CDBByte [7]= HIBYTE(HIWORD(StartSector));
SRB->CDBByte [2]
SRB->CDBByte [3]
SRB->CDBByte [4]
SRB->CDBByte [5]
SRB->CDBByte [2]
SRB->CDBByte [3]
SRB->CDBByte [4]
SRB->CDBByte [5]
SRB->CDBByte [6]
SRB->CDBByte [7]
SRB->CDBByte [6]
SRB->CDBByte [7]
= LOBYTE(HIWORD(StartSector));
= HIBYTE(LOWORD(StartSector));
= LOBYTE(LOWORD(StartSector));
// кол -во читаемых секторов
= LOBYTE(HIWORD(N_SECTOR));
= HIBYTE(LOWORD(N_SECTOR));
SRB->CDBByte [8]= LOBYTE(LOWORD(N_SECTOR));
SRB->CDBByte
[9]
= flags
// что читать ?
SRB->CDBByte
[10]
= 0;
// данные подканала не нужны
SRB->CDBByte
[11]
= 0;
// reserverd
// адрес процедуры, которая будет получать уведомления
SRB->SRB_PostProc = (void *) ASPI32Post;
// посылаем SRB-запрос устройству SendASPI32Command(SRB);
// возвращаемся из функции _до_ завершения выполнения запроса return 0;
}
// / /эта callback-функция вызывается самим ASPI и получает управление при
//завершении выполнения запроса или же при возникновении ошибки.
// в качестве параметра она получает указатель на экземпляр структуры // PSRB_ExecSCSICmd, содержащей всю необходимую информацию (статус, указатель // на буфер и т.д.) // void ASPI32Post (void *Srb) {
FILE *f;
// наш запрос выполнен успешно?
if ((((PSRB_ExecSCSICmd) Srb)->SRB_Status) == SS_COMP) {
// ЭТОТ КОД ВЫ МОЖЕТЕ МОДИФИЦИРОВАТЬ ПО СВОЕМУ УСМОТРЕНИЮ
//
// записывает содержимое сектора в файл
// внимание! PSRB_ExecSCSICmd) Srb)->SRB_BufLen содержит не актуальную // длину прочитанных данных, а размер самого буфера. если количество // байт, возвращенных устройством, окажется меньше размеров буфера, то // его хвост будет содержать мусор! здесь мы используем поле SRB_BufLen // только потому, что при вызове функции SendASPI32Command тщательно // следим за соответствием размера буфера количеству возвращаемой нам // информации
if (f=fopen(F_NAME, "w"))
{
// записывает сектор в файл
fwrite(((PSRB_ExecSCSICmd) Srb)->SRB_BufPointer,1, ((PSRB_ExecSCSICmd) Srb)->SRB_BufLen, f);
fclose(f);
}
// кукарекаем и "размораживаем" поток, давая понять , что процедура // чтения закончилась
MessageBeep(0); SetEvent(hEvent);
// }
}
main(int argc, char **argv) {
void *p; int buf_len, TIME_OUT = 4000;
if (argc<5) {
fprintf(stderr,"USAGE:\n\tRAW.CD.READ.EXE adapter_id"\
", read_id, StartSector, n_sec\n"); return 0; }
// вычисляем длину буфера и выделяем для него память
// ВНИМАНИЕ: таким образом можно юзать только до 64КБ
// если же вам требуются буфера больших объемов,
// используйте функцию GetASPI32Buffer
buf_len = PACKET_LEN*atol(argv[4]); p = malloc(buf_len);
// создаем событие
if ((hEvent = CreateEvent(NULL,FALSE,FALSE,NULL)) == NULL) return -1;
// читаем один или несколько секторов с CD
READ_RAW_SECTOR_FROM_CD(atol(argv[1]), atol(argv[2]),p,buf_len, atol(argv[3]), atol(argv[4]),WHATS_READ);
// ждем завершения выполнения операции
WaitForSingleObject(hEvent, TIME_OUT);
return 0;
}
Откомпилировав этот пример и запустив его на выполнение, убедитесь, что он успешно работает как под Windows 9x, так и под Windows NT, причем не требуя у вас наличия прав администратора! С одной стороны, это, бесспорно хорошо, но с другой… наличие ASPI-драйвера создает огромную дыру в системе безопасности, позволяя зловредным программам вытворять с вашим оборудованием все, что угодно. Заразить MBR boot-сектора? Пожалуйста! Уничтожить информацию со всего диска целиком — да проще этого ничего нет! Поэтому, если вы заботитесь о собственной безопасности — удалите ASPI32-драйвер со своего компьютера (для этого достаточно удалить файл ASPI.SYS из каталога WINNT\System32\Drivers). Разумеется, сказанное относиться только к NT, поскольку в операционных системах Windows 9x прямой доступ к оборудованию можно заполучить и без этого.
Доступ через SCSI-порт
Как уже говорилось ранее (см. разд. "Доступ через SPTI" этой главы), независимо от физического интерфейса дискового накопителя (SCSI или IDE) мы можем взаимодействовать с ним через унифицированный SCSI-интерфейс. Другими словами, драйвер конкретного устройства (и привода CD-ROM, в частности) полностью абстрагирован от особенностей реализации шинного интерфейса данного устройства. Даже если завтра появится накопители, работающие через инфракрасный порт, драйвер CDROM.SYS ничего об этом не "узнает" и будет по-прежнему управлять ими через SCSI-порт.
Даже если на вашем компьютере не установлено ни одного SCSI-контролера, паратройка вполне работоспособных SCSI-портов у вас обязательно есть. Конечно, это виртуальные, а не физические порты, но с точки зрения программного обеспечения они выглядят точь-в-точь как настоящие. Попробуйте с помощью функции CreateFile отрыть устройство \\.\SCSI0:, и оно успешно откроется, подтверждая наличие существования виртуальных SCSI-портов (только не забудьте про двоеточие на конце). Посылая определенные IOCTL-команды SCSI-порту, мы можем управлять подключенным к этому порту физическим или виртуальным устройством. Да! Между SCSI-портом (виртуальным) и интерфейсной шиной (физической) расположен еще один уровень абстракции, занимаемый SCSI-мини-портом, который, собственно, и "отвязывает" драйвер SCSI-порта от конкретного физического оборудования (подробнее см. разд. "Доступ через SCSI мини-порт" этой главы).
Естественно, прежде чем посылать IOCTL-команды в SCSI-порт, неплохо бы узнать, какое именно оборудование к этому порту подключено. Существует множество способов решения этой проблемы: от послать устройству команду идентификации IOCTL_SCSI_GET_INQUIRY_DATA (см. исходный текст демонстрационного примера в NT DDK "NTDDK\src\storage\class\spti"), и тогда устройство среди прочей информации сообщит нам, как его зовут (например, PHILIPS CDRW2412A), до заглянуть в таблицу объектов, чем мы сейчас и займемся. В состав NT DDK входит утилита objdir.exe, которая, как и следует из ее названия, позволяет отображать
содержимое дерева объектов в виде директории. Устройства, доступные для открытия функцией CreateFile, хранятся в каталоге с довольно нелепым именем \DosDevices\, глядя на которое можно подумать, что оно содержит имена устройств, видимых из-под MS-DOS, которую Windows NT вынуждена эмулировать для сохранения обратной совместимости. На самом же деле этот каталог активно используется win32-подсистемойWindows NT, и всякий раз, когда функция CreateFile обращается к тому или иному логическому устройству (например, пытается открыть файл C:\MYDIR\myfile.txt), подсистема Win32 обращается к каталогу \DosDevices\ чтобы выяснить, с каким именно внутренним устройством это логическое устройство связано. Внутренние устройства видны лишь из-под Native- NT, а для всех ее подсистем они лишены всякого смысла. В частности, диск С: под Native-NT зовется как \Device\HarddiskVolume1, а полный путь к файлу myfile.txt выглядит так: \Device\HarddiskVolume1\MYDIR\myfile.txt. Только не пытайтесь "скормить" эту строчку функции CreateFile — она скорее "поперхнется", чем "поймет", что же от нее хотят.
Таким образом, каталог \DosDevices\ служит своеобразным связующим звеном между подсистемой win32 и ядром системы Windows NT. Вот и давайте, в плане "возращения к нашим баранам", посмотрим с каким native-устройством ассоциировано логическое устройство SCSI. Запустив objdir с ключом \Dos\Devices и не забыв перенаправить весь вывод в файл (objdir \DosDevices | MORE — как альтернативный результат), мы среди моря прочей информации обнаружим следующие строки (при отсутствии DDK можно воспользоваться отладчиком Soft-Ice в котором для достижения аналогичного результата следует набрать команду objdir \?? — именно так! Здесь имеется два знака вопроса, поскольку директория \DosDevices на самом деле никакая не директория, а символическая ссылка на директорию \?? или, если так угодно, ее ярлык). В листинге 4.15 показан пример взаимосвязи SCSI-устройств с native-устройствами.
Листинг 4.15. Взаимосвязь логических SCSI-устройств с native-NT устройствами
Scsi0:SymbolicLink-\Device\Ide\IdePort0
Scsi1:SymbolicLink-\Device\Ide\IdePort1
Scsi2:SymbolicLink-\Device\Scsi\axsaki1
Оказывается, устройства Scsi0: и Scsi1: представляют собой ни что иное, как символические ссылки на IDE-порты с номерами 0- и 1- соответственно. Впрочем, устройства с именами IdePort0 и IdePort1 не являются IDE-портами в физическом смысле этого слова. Это виртуальные SCSI-порты, создаваемые драйвером ATAPI.SYS в процессе его инициализации. Он же создает символические связи \DosDevices\SCSI0: и \DosDevices\SCSI1: к ним, а также ярлыки \Device\ScsiPort0 и \Device\ScsiPort1, недоступные подсистеме win32, но предназначенные для внутреннего использования исключительно на уровне драйверов. Разумеется, ATAPI.SYS не только создает все ранее перечисленные
устройства, но и обслуживает их, предоставляя драйверам более высоких уровней унифицированный интерфейс для взаимодействия с установленным оборудованием.
А вот устройство с именем Scsi2: ни с какими физическими шинами вообще не связно, и к соответствующему ему SCSI-порту подключен виртуальный привод CD- ROM, создаваемый программой Alcohol 120%, а точнее ее драйвером — AXSAKI.SYS! Драйвера высокого уровня (в частности, драйвер CDROM.SYS), не заподозрив никакого подвоха, будут работать с виртуальным диском точно так же как и с настоящим, что, собственно, и не удивительно, т. к. концепция SCSI-порта обеспечивает независимость драйверов верхнего уровня от особенностей оборудования, с которым они, с позволения сказать, "работают". Именно поэтому под Windows NT так легко реализуются эмуляторы физических устройств!
Кстати, на счет авторов программы Alcohol 120%.
Управлять SCSI-устройствами можно и с прикладного уровня через STPI-интерфейс, однако вместо буквенного имени привода следует задавать имя SCSI-порта, к которому этот привод подключен. Основное достоинство такого способа управления заключается в том, что для взаимодействия с приводом совершенно необязательно обладать правами администратора! Привилегий простого смертного пользователя будет более чем достаточно. К тому же, прямая работа со SCSI-портом несколько производительнее взаимодействия с устройством через длинную цепочку драйверов верхнего уровня многочисленных фильтров, окружающих их.
Однако все попытки передачи SRB-блока через SCSI-порт заканчиваются неизменной ошибкой. Следующий код (листинг 4.16) наотрез отказывается работать. Почему?
Листинг 4.16. Пример неправильной работы с виртуальным SCSI-портом
// получаем дескриптор SCSI-порта
hCD = CreateFile ("\\\\.\\SCSI1", GENERIC_WRITE|GENERIC_READ,
FILE_SHARE_READ|FILE_SHARE_WRITE,0,OPEN_EXISTING,0,0);
// ФОРМИРУЕМ SRB-блок
// ОТПРАВЛЯЕМ SRB-блок непосредственно на SCSI-порт
status = DeviceIoControl(hCD, IOCTL_SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT, &srb, sizeof(SCSI_PASS_THROUGH), &srb, 0, &returned, FALSE);
Зарубежные телеконференции буквально кишат вопросами на этот счет, — у одних этот код исправно работает, а других — нет (и их большинство). А ответ, между тем, находится в DDK (если, конечно, читать его сверху вниз, а не наискосок по диагонали). Вот, пожалуйста, цитата из раздела 9.2 SCSI Port I/O Control Codes: "If a class driver for the target type of device exists, the request must be sent to that class
driver. Thus, an application can send this request directly to the system port driver for a target logical unit only if there is no class driver for the type of device connected to that LU" ("Если класс-драйвер для целевого устройства установлен, управляющие запросы должны посылаться класс-драйверу, но не самому порту устройства. Таким образом, приложения могут посылать непосредственные запросы драйверу системного порта для целевых логических устройств только если класс-драйвер для соответствующего типа устройств, подключенных к данному LU, не установлен"). В переводе на нетехнический язык, непосредственное управление портом с прикладного уровня возможно для тех и только тех устройств, чей класс-драйвер не установлен. Скажем, если вы подключили к компьютеру какую-то нестандартную железяку, то управлять ей напрямую через SCSI-порт вполне возможно (ведь класс- драйвера для нее нет!). Но приводы CD-ROM, про которые мы собственно и говорим, — совсем иное дело! Класс-драйвер для них всегда установлен и потому операционная система всячески препятствует прямому взаимодействую с оборудованием через SCSI-порт, поскольку это единственный надежный путь избежать конфликтов.
Выходит, доступ к приводам через SCSI-порт невозможен? И так, и не так! Прямой доступ к SCSI-порту действительно блокируется системой, но та же самая система предоставляет возможность управления устройством через SCSI-мини порт. Минипорт? Что это такое?! А вот в этом мы сейчас и разберемся!
Рис. 4.5. Архитектура подсистемы ввода/вывода в Windows NT
Доступ через SCSI-мини порт
Драйвер SCSIмини-порта и есть тот самый драйвер, за счет которого системе удается абстрагироваться от особенностей физических интерфейсов конкретного оборудования. Условимся для краткости называть его просто "мини-драйвером", хотя это будет и не совсем верно, поскольку, помимо SCSI-мини-портов , существуют драйвера для видео и сетевых мини-портов. Однако поскольку ни те, ни другие к рассматриваемому нами контексту ни коим боком не относятся, то никаких разночтений и не возникает.
Иерархически драйвер мини-порта располагается между физическими (виртуальными) устройствами, подключенными к тем или иным интерфейсным шинам компьютера (IDE/PCI/SCSI) и драйвером SCSI-порта. Драйвер мини-порта представляет собой системно-независимый драйвер, но в то же время зависимый от специфики конкретных HBA (Host Bus Adapter), то есть того самого физического/виртуального оборудования, которое он обслуживает. Драйвер минипорта экспортирует ряд функций семейства ScsiPortXXX, предназначенных для
использования драйверами верхних уровней, и обычно реализуется как динамическая библиотека (то есть DLL), естественно, исполняющийся в нулевом кольце "ядерного" уровня.
Именно он транслирует SCSI-запросы в команды подключенного к нему устройства, именно он создает виртуальные SCSI-порты с именами типа \Device\ScsiPortx, именно он обеспечивает поддержку накопителей с физическими интерфейсами, отличными от SCSI-интерфейса. ATAPI.SYS, обслуживающий CD-ROM с ATAPI- интерфейсом, DISK.SYS, обслуживающий жесткие диски, — все они реализованы как драйверы мини-порта.
Управление мини-портом осуществляется посредством специального IOCTL-кода, передаваемого функции DeviceIoControl и определенного в файле NTDDSCSI.H как IOCTL_SCSI_MINIPORT. Если же у вас нет NT DKK, то вот его непосредственное значение: 0x4D008. Естественно, прежде чем вызывать DeviceIoControl, соответствующий SCSI-порт должен быть заблаговременно открыт функцией CreateFile. Это может выглядеть, например, так как это показано в листинге 4.17. Причем обратите внимание на то, что имя порта должно выглядеть как SCSIx:, а не как ScsiPortx; причем в его конце обязательно должен присутствовать символ двоеточия, иначе ничего не получится.
Листинг 4.17. Открытие SCSI-порта для управления драйвером мини-порта
h = CreateFile("\\\\.\\SCSI1:", GENERIC_READ | GENERIC_WRITE, FILE_SHARE_READ | FILE_SHARE_WRITE, NULL,OPEN_EXISTING, 0, NULL);
Здесь мы открываем первый, считая от нуля, SCSI-порт, который, как мы уже знаем, соответствует первому каналу IDE или, другими словами, Secondary IDE- контроллеру (на компьютере автора привод CD-ROM "висит" именно на нем). Для определения расположения приводов на неизвестном нам компьютере можно воспользоваться IOCTL-кодом IOCTL_SCSI_GET_INQUIRY_DATA, который заставит драйвер мини-порта перечислить все имеющееся в его наличии оборудование, после чего нам останется только определить его тип (подробнее см. "NTDDK\SRC\STORAGE\CLASS\SPTI").
Однако управление мини-портом осуществляется совсем не так, как SCSI-портом! На этом уровне никаких стандартных команд уже не существует, и мы вынуждены работать с учетом специфики и особенностей реализации конкретного оборудования. Вместо SRB-запросов, мини-драйверу передается структура SRB_IO_CONTROL, обеспечивающая управление драйвером мини-порта и определенная следующим образом (листинг 4.18).
Листинг 4.18. Назначение полей структуры SRB_IO_CONTROL
typedef struct _SRB_IO_CONTROL {
ULONG
HeaderLength;
//
sizeof(SRB_IO_CONTROL)
UCHAR
Signature[8];
//
сигнатура мини-драйвера
ULONG
Timeout;
//
макс. время ожидания выполнения запроса в сек
ULONG
ControlCode;
//
код команды
ULONG
ReturnCode;
//
здесь нам вернут статус завершения
ULONG
Length;
//
длина всего передаваемого буфера целиком
} SRB_IO_CONTROL, *PSRB_IO_CONTROL;
Ну, с полем HeaderLength все более или менее ясно, но вот что эта за сигнатура такая?! Дело в том, что коды управления драйверами мини-порта не стандартизованы и определяются непосредственно самим разработчиком данного драйвера, а потому коды команд одного драйвера вряд ли подойдут к другому. Вот во избежание междоусобных конфликтов каждый драйвер мини-порта и содержит уникальную сигнатуру, которую тщательно сверяет с сигнатурой переданной приложением в поле Signature структуры SRB_IO_CONTROL. И, если эти сигнатуры не совпадают, драйвер "отвечает": SRB_STATUS_INVALID_REQUEST (типа, отвали, моя черешня). К сожалению, интерфейс штатных мини-драйверов ATAPI.SYS и DISK.SYS абсолютно незадокументирован, и, если вы не умеете дизассемблировать, то вам остается лишь посочувствовать. Дизассемблер же сразу показывает, что сигнатуры обоих драйверов выглядят как SCSIDISK, а сигнатура мини-драйвера от Alcohol 120% — Alcoholx (впрочем, последний, в силу своей нештатности, не представляет для нас особенного интереса).
С кодами команды разобраться сложнее. Правда, специалисты, постоянно читающие MSDN, и потому неплохо в нем ориентирующиеся, вероятно, смогут вспомнить, что: "…this specification describes the API for an application to issue SMART commands to an IDE drive under Microsoft Windows 95 and Windows NT. Under Windows 95, the API is implemented in a Vendor Specific Driver (VSD), Smartvsd.vxd. SMART functionality is implemented as a "pass through" mechanism whereby the application sets up the IDE registers in a structure and passes it to the driver through the DeviceIoControl API" ("…эта спецификация описывает API для приложений, передающих SMART-команды жестким дискам с IDE-интерфейсом под Microsoft Windows 95 и Windows NT. Под Windows 95 API реализован в драйвере, специфичном для конкретного производителя (VSD — Vendor Specific Driver), называемом Smartvsd.vxd. SMART-функциональность реализована как "pass through"-механизм, посредством которого приложения устанавливают IDE-регистры, передавая их драйверу через специальную структуру, помещаемую во входной буфер функции DeviceIoControl").
Ага! Один из драйверов позволяет нам манипулировать регистрами IDE-контроллера по своему усмотрению, то есть фактически предоставляет низкоуровневый доступ к диску! Очень хорошо! Интерфейс со SMART-драйвером достаточно хорошо документирован (см. "MSDN -> Specifications -> Platforms -> SMART IOCTL API Specification"), правда, раздражает гробовое молчание насчет Windows NT. То, что в NT никаких VxD нет — это и ежу ясно. Но в то же время заявляется, что SMART API
в ней как будто бы реализована… Если напрячь свои мозги и проявить чудеса интуиции, можно догадаться, что поддержка SMART в NT обеспечивается штатными средствами! Весь вопрос в том, какими именно средствами и как? Ни SDK, ни DDK не содержат никакой информации на этот счет, но вот копание в заголовочных файлах из комплекта NT DDK может кое-что дать! Посмотрите, что обнаруживается в файле scsi.h при тщательном его изучении (листинг 4.19). Здесь представлены команды управления технологией SMART в Windows NT, которые мы можем передавать драйверу мини-порта через поле ControlCode структуры SRBIOCONTROL.
Листинг 4.19. Команды управления SMART в Windows NT
//
// SMART support in atapi
//
#defineIOCTL_SCSI_MINIPORT_SMART_VERSION((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0500)
#defineIOCTL_SCSI_MINIPORT_IDENTIFY((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0501)
#defineIOCTL_SCSI_MINIPORT_READ_SMART_ATTRIBS((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0502)
#defineIOCTL_SCSI_MINIPORT_READ_SMART_THRESHOLDS((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0503)
#defineIOCTL_SCSI_MINIPORT_ENABLE_SMART((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0504)
#defineIOCTL_SCSI_MINIPORT_DISABLE_SMART((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0505)
#defineIOCTL_SCSI_MINIPORT_RETURN_STATUS((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0506)
#defineIOCTL_SCSI_MINIPORT_ENABLE_DISABLE_AUTOSAVE((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0507)
#defineIOCTL_SCSI_MINIPORT_SAVE_ATTRIBUTE_VALUES((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0508)
#defineIOCTL_SCSI_MINIPORT_EXECUTE_OFFLINE_DIAGS((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0509)
#defineIOCTL_SCSI_MINIPORT_ENABLE_DISABLE_AUTO_OFFLINE (FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x050a
Оторви Тиггеру хвост, если в Windows NT функциональность SMART реализуется не в драйвере мини-порта! И дизассемблирование ATAPI.SYS действительно подтверждает это! Вот вам и качество документации от Microsoft, — уродство сплошное в стиле маразм крепчает. Какой смысл включать в заголовочный файл IOCTL-команды, но не документировать их?! Причем согласно лицензии дизассемблирование любых компонентов операционной системы запрещено. Ладно, не будем скулить по поводу и без, а лучше еще раз перечитаем "SMART IOCTL API Specification", откуда поймем, что для управления драйвером мини-порта под Windows NT в поле ControlCode структуры SRB_IO_CONTROL мы должны передать код одной из приведенных выше команд. Пусть это будет, например, IOCTL_SCSI_MINIPORT_IDENTIFY.
Сразу же за концом структуры SRB_IO_CONTROL должна быть расположена структура SENDCMDINPARAMS, дающая прямой доступ к IDE-регистрам и определенная как это показано в листинге 4.20.
Листинг 4.20. Структура SENDCMDINPARAMS
typedef struct _SENDCMDINPARAMS {
DWORD
cBufferSize;
// размер буфера в байтах или нуль
IDEREGS
irDriveRegs;
// структура, содержащая значение IDE-регистров
BYTE
bDriveNumber;
// физический номер диска, считая от нуля
BYTE
bReserved[3];
// зарезервировано
DWORD
dwReserved[4];
// зарезервировано
BYTE
bBuffer[1];
// отсюда начинается входной буфер
} SENDCMDINPARAMS, *PSENDCMDINPARAMS, *LPSENDCMDINPARAMS;
То есть входной буфер функции DeviceIoControl должен выглядеть как на рисунке 4.6.
Рис. 4.6. 0x038 Структура входного буфера функции DeviceIoControl для управления драйвером мини-порта под Windows 9x/NT
Первый элемент структуры — cBufferSize, содержащий размер bBuffer'a слишком очевиден и не интересен. А вот структура IDREGS обеспечивает низкоуровневый доступ к IDE-регистрам и представляет собой настоящий клад. Вот взгляните сами (листинг 4.21), только не упадите со стула, ибо потрясение будет столь же острым, сколь и глубоким.
Листинг 4.21. Структура IDEREGS
typedef struct _IDEREGS {
BYTE bFeaturesReg;
BYTE bSectorCountReg;
//
//
IDE Features-регистр
IDE SectorCount-регистр
BYTE bSectorNumberReg;
//
IDE SectorNumber-регистр
BYTE bCylLowReg;
//
IDE CylLowReg-регистр
BYTE bCylHighReg;
//
IDE CylHighReg-регистр
BYTE bDriveHeadReg;
//
IDE DriveHead-регистр
BYTE bCommandReg;
//
командный регистр
BYTE bReserved;
//
зарезервировано
} IDEREGS, *PIDEREGS, *LPIDEREGS;
Всякий, кто читал спецификацию на ATA/ATAPI и хоть однажды сталкивался с программированием устройств с интерфейсом IDE, должен немедленно узнать до боли знакомые регистры Command, Drive/Head, Cylinder High, Cylinder Low, Sector
Number, Sector Count и Features, правда, в структуре IDEREGS они перечислены почему-то в обратном порядке, но это уже мелочи реализации. Главное, что с помощью этой структуры мы можем вытворять с приводом все мыслимые и немыслимые фокусы, на которые только способно железо. Даже не верится, что в подсистеме безопасности существует такая дыра размерами со слонопотама. И это при том, что для управления мини-портом наличие прав администратора совсем не обязательно! Дрожа и подпрыгивая от нетерпения, наскоро заполняем оставшиеся поля структуры SENDCMDINPARAMS, как-то: bDriveNumber — физический номер привода, считая от нуля и буфер для передачи данных.
Внимание
Именно буфер, а не указатель на.
Но ведь мы пока не собираемся записывать никаких данных на диск, верно? Вот и оставим это поле пустым.
Увы! При попытке "скормить" приводу команду, отличную от команд семейства SMART, нас постигает глубокое разочарование, ибо драйвер мини-порта "далеко не дурак" и проверяет содержимое структуры IDEREGS перед ее передачей IDE- приводу. Исключение составляет лишь команда идентификации накопителя — 0xEC, о чем Microsoft прямо и заявляет "There are three IDE commands supported in this driver, ID (0xEC), ATAPI ID (0xA1), and SMART (0xB0). The "subcommands" of the SMART commands (features register values) are limited to the currently defined values (0xD0 through 0xD6, 0xD8 through 0xEF). SMART subcommand 0xD7, write threshold value, is not allowed. Any other command or SMART subcommand will result in an error being returned from the driver. Any SMART command that is not currently implemented on the target drive will result in an ABORT error from the IDE interface" ("Только три IDE-команды поддерживаются этим драйвером: ID (код 0xEC), ATAPI ID (0xA1) и SMART (0xB0). "Подкоманды" базовой команды SMART (передаваемые через feature- регистр), ограничены лишь теми значениями, которые специфицированы на настоящий момент: от 0xD0 до 0xD6 и от 0xD8 до 0xEF. Использование подкоманды с кодом 0xD7, записывающей пороговое значение SMART, заблокировано. Любые другие команды и подкоманды будут игнорироваться драйвером, и возвращать сообщение об ошибке. Любые SMART-команды, что не реализованы на текущий момент, в целевом приводе будут возвращать ABORT- ошибку").
Кажется, что это полный провал, но нет! Ведь эту проверку в принципе можно и отключить! Давайте дизассемблируем драйвер ATAPI.SYS (листинг 4.22), отвечающий за проверку передаваемых IDE-команд на соответствие принадлежности к "белому" списку, и посмотрим, что мы можем сделать.
db ' SCSIDISK',0; DATA XREF: SCSI_MINIPORT+CC↓odb ' SCSIDISK',0; DATA XREF: SCSI_MINIPORT+CC↓oЛистинг 4.22. Фрагмент дизассемблерного листинга драйвера ATAPI.SYS
db ' SCSIDISK',0; DATA XREF: SCSI_MINIPORT+CC↓o
db ' SCSIDISK',0; DATA XREF: SCSI_MINIPORT+CC↓o
.text:00013714 aScsidisk
; вот она наша сигнатура
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text:
.text:
.text:
.text:
.text:
.text:
.text:
.text:
.text:
.text:
000137DF
loc_
37DF:
; CODE XREF: SCSI_MINIPORT+B5тj
000137DF
mov
[edi], ebx
000137E1
mov
eax, [ebx+18h]
000137E4
push
8
; длина сравниваемой строки
000137E6
add
eax, 4
000137E9
push
offset aScsidisk
; эталонная сигнатура
000137EE
push
eax
; сигнатура, переданная приложением
000137EF
call
ds:RtlCompareMemory сигнатуры совпадают?
000137F5
cmp
eax, 8
000137F8
jnz
loc_13898
; нет , не совпадают , сваливаем отсюда
000137F8
000137FE
mov
esi,[ebx+18h]
00013801
mov
eax,[esi+10h]
; извлекаем ControlCode
00013804
cmp
eax, 1B0500h
; IOCTL_SCSI_MINIPORT_SMART_VERSION
00013809
jz
loc_1389F
; ^ обработка ...SMART_VERSION
0001380F
mov
ecx, 1B0501h
; IOCTL_SCSI_MINIPORT_IDENTIFY
00013814
cmp
eax, ecx
;
00013816
jz
short loc_1382D
; ^ обработка „.IDENTIFY
00013818
jbe
short loc_13898
; IF ControlCode < IDENTIFY THEN на выход
0001381A
cmp
eax, 1B050Ah
; IOCTL_SCSI_MINIPORT_ENABLE_DISABLE…
0001381F
ja
short loc_13898
; IF ControlCode > ENABLE_DISAB„ на выход
00013821
push
ebx
;
00013822
push
edi
;
00013823
call
sub_12412
; обрабатываем остальные SMART-команды
00013828
jmp
loc_1393E
000137DF
0001382D;
00012412sub_12412 proc near ; CODE XREF: SCSI_MINIPORT+106ip
00012433 cmp [ebp+var_1E], 0B0h ; SMART-command
00012437 jnz loc_12633; если это не SMART, то выходим
00012437; отсюда начинаются проверки
0001243D
movzx
eax,
[ebp+var_1C]
00012441
mov
eax,
[ebx+eax*4+0B0h]
; загружаем Drive/Head-регистр в EAX
00012448
test
al,
1;
сравниваем младший бит AL с единицей
0001244A
jz
loc_
1262F;
если младший бит равен нулю, выходим
00012450
test
al,
2;
сравниваем следующий бит AL с единицей
00012452
jnz
loc_
1262F;
если он не равен нулю, то выходим
text:
text:
00012458
0001245B
mov
cmp
al, [ebp+var_24]
al, 0D0h
; загружаем Feature-регистр в AL
; это SMART READ DATA?
text:
0001245D
mov
[ebx+0CCh], al
text:
00012463
jz
loc_12523
; если да , то переходим к его обработке
text:
00012469
cmp
al, 0D1h
; это Obsolete?
text:
0001246B
jz
loc_12523
; если да , то переходим к его обработке
text:
00012471
cmp
al, 0D8h
; это SMART ENABLE OPERATIONS?
text:
00012473
jz
short loc_12491
; если да , то переходим к его обработке
text:
00012475
cmp
al, 0D9h
; это SMART DISABLE OPERATIONS?
text:
00012477
jz
short loc_12491
; если да , то переходим к его обработке
text:
00012479
cmp
al, 0DA
; это SMART RETURN STATUS?
text:
0001247B
jz
short loc_12491
; если да , то переходим к его обработке
text:
0001247D
cmp
al, 0D2h
; это SMART ENBL/DSBL ATTRIBUTE AUTOSAVE
text:
0001247D
cmp
al, 0D2h
; процессор, ты не ошибся в натуре ?!
text:
0001247F
jz
short loc_12491
; если да , то переходим к его обработке
text:
00012481
cmp
al, 0D4h
; это SMART EXECUTE OFF-LINE IMMEDIATE?
text:
00012483
jz
short loc_12491
; если да , то переходим к его обработке
text:
00012485
cmp
al, 0D3h
; это SMART SAVE ATTRIBUTE VALUES?
text:
00012487
jz
short loc_12491
; если да , то переходим к его обработке
text:
00012489
cmp
al, 0DBh
; это SMART ENABLE OPERATIONS?
text:
0001248B
jnz
loc_12633
; если нет , то сваливаем
text:
00012491
text:
00012491
loc_
12491:
; CODE XREF: sub_12412+61 ↑j
text:
00012491
; отсюда начинается обработка команд
text:
00012491
;
text:
00012491
push
1
text:
00012493
pop
eax
text:
00012494
cmp
ds:0FFDF02C0h, eax
text:
0001249A
jnz
short loc_124A5
text:
0001249C
cmp
dword ptr [ebx+4],
640h
text:
000124A3
jz
short loc_124A7
text:
000124A5
text:
000124A5
loc_
124A5:
; CODE XREF: sub_12412+88 ↑ j
text:
000124A5
xor
eax, eax
text:
000124A7
?
000124A7
loc124A7:
; CODE XREF:
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
.
sub_12412+91 ↑ j
.text.text.text.text.text.text.text.text.text.text000124A7000124A7000124A7000124A7000124A7000124A7000124AD000124AD; отсюда начинается запись в порт!; отсюда начинается запись в порт!;;movmovtesttestesi, ds:WRITE_PORT_UCHAResi, ds:WRITE_PORT_UCHARal, alal, al
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
000124A7
000124A7
000124A7
000124A7
000124A7
000124A7
000124AD
000124AD
; отсюда начинается запись в порт!
; отсюда начинается запись в порт!
;
;
mov
mov
test
test
esi, ds:WRITE_PORT_UCHAR
esi, ds:WRITE_PORT_UCHAR
al, al
al, al
text:000124AF
text:000124B1
jz
mov
short loc_124C0
al,
[ebp+var_1C]
text:000124B4
shr
al,
1
text:000124B6
and
al,
1
text:000124B8
push
eax
text:000124B9
push
432h
text:000124BE
call
esi
; WRITEPORTUCHAR
Таким образом, чтобы разрешить драйверу отправлять IDE-приводу любые команды, мы должны удалить условный переход, расположенный по адресу 0х12437 (в листинге он выделен жирным шрифтом и обведен прямоугольником) на безусловный переход, передающий управление на команду записи по адресу 0x12491. Только не забудьте после модификации драйвера скорректировать его контрольную сумму, что можно сделать, например, с помощью утилиты EDITBIN.EXE, входящей в состав Microsoft Visual Studio, иначе Windows NT наотрез откажется загружать такой хакнутый драйвер.
Разумеется, такую операцию допустимо проделывать только на своем собственном драйвере, поскольку всем остальным вряд ли понравится дыра, проделанная в системе безопасности! К тому же, распространение модифицированного ATAPI.SYS вопиющим образом нарушает авторское право самой Microsoft со всеми вытекающими отсюда последствиями. Тем не менее, ваше приложение может безбоязненно "падчить" ATAPI.SYS непосредственно на компьютерах пользователей, естественно, запрашивая у них подтверждение на правомерность такой операции или, на худой конец, должно быть выполнено упоминие этого аспекта в сопроводительной документации.
В любом случае, данный способ взаимодействия с приводом не стоит сбрасывать со счетов, поскольку это значительно усложняет взлом защиты, созданной на его основе. Ведь далеко не все хакеры осведомлены о тонкостях управления минипортом и потому с вероятностью близкой к единице сядут в глубокую лужу, если, конечно, не упадут в яму глубокого информационного вакуума.
Пример программы, приведенной в листинге 4.23, как раз и демонстрирует передачу ATA-команд IDE-приводу через драйвер мини-порта.
Листинг 4.23. [/etc/SCSI.mini-port.c] Пример программы, демонстрирующий технику взаимодействия с мини-портом интерфейса SCSI
int ATAPI_MINIPORT_DEMO(void) {
inta;
HANDLEh;
char*buf;
intLU = 0;
DWORDreturned;
int controller;
char ScsiPort [16];
char buffer [sizeof(SRB_IO_CONTROL)+SENDIDLENGTH];
SRB_IO_CONTROL *p =(SRB_IO_CONTROL*)buffer;
SENDCMDINPARAMS *pin =(SENDCMDINPARAMS*)(buffer+sizeof (SRB_IO_CONTROL));
// перебираем оба IDE-контроллера в цикле
for (controller = 0; controller < 2; controller++) {
// формируем ScsiPort для каждого из котроллеров
sprintf (ScsiPort, "\\\\.\\Scsi%d:", controller);
// открываем соответствующий ScsiPort
h= CreateFile (ScsiPort,GENERIC_READ | GENERIC_WRITE,
FILE_SHARE_READ | FILE_SHARE_WRITE, NULL, OPEN_EXISTING, 0,0);
if (h == INVALID_HANDLE_VALUE) { // ЕСЛИ ПРОИЗОШЛА ОШИБКА - СВАЛИВАЕМ printf("-ERR:Unable to open ScsiPort%d\n",controller);return -1;
}
// перебираем оба устройства на каждом из IDE-контроллеров for (LU = 0; LU < 2; LU++)
{
// инициализируем входной буфер
memset (buffer, 0, sizeof (buffer));
// ПОДГОТАВЛИВАЕМ СТРУКТУРУ SRB_IO_CONTROL, // предназначенную для драйвера мини-порта
p -> Timeout= 10000;
// ждать до черта
p -> Length= SENDIDLENGTH;
// макс. длина
p -> HeaderLength = sizeof (SRB_IO_CONTROL);
// размер заголовка
p -> ControlCode = IOCTL_SCSI_MINIPORT_IDENTIFY;
// ^^^ код команды, посылаемой драйверу
// сигнатура. для ATAPI.SYS это "SCSIDISK"
strncpy ((char *) p -> Signature, "SCSIDISK", 8);
// ПОДГОТАВЛИВАЕМ СТРУКТУРУ SENDCMDINPARAMS,
// содержащую ATA-команды, передаваемые IDE-приводу
pin -> bDriveNumber= LU;
pin -> irDriveRegs.bCommandReg= IDE_ATA_IDENTIFY;
// ПОСЫЛАЕМ УПРАВЛЯЮЩИЙ ЗАПРОС ДРАЙВЕРУ МИНИ-ПОРТА
if (DeviceIoControl (h, IOCTL_SCSI_MINIPORT, buffer,
sizeof (SRB_IO_CONTROL) + sizeof (SENDCMDINPARAMS) - 1,
buffer, sizeof (SRB_IO_CONTROL) + SENDIDLENGTH, &returned, 0))
if (buffer[98]!=0)
{// в ответ нам возвращается строка с идентификационным
// именем IDE-привода, которую мы и выводим на экран
for (a = 98; a < 136; a+=2 )
printf("%c%c",buffer[a+1],buffer[a]); printf("\n");
}
}
CloseHandle (h); // закрыть дескриптор данного SCSI мини-порта
} return 0;
}
Взаимодействие через порты ввода/вывода
Операционная система Windows NT тщательно оберегает порты ввода/вывода от посягательства со стороны прикладных приложений. Мера эта вынужденная и реализованная под давлением выбранной политики безопасности. Свобода прикладных приложений умышленно ограничивается так, чтобы предотвратить возможные "террористические акты", направленные на подрыв системы или несанкционированный захват конфиденциальной информации. Правом непосредственного доступа к оборудованию обладают лишь драйвера и динамические библиотеки, исполняющиеся в режиме ядра (см. разд. "Доступ через SCSI мини-порт " этой главы).
Поневоле вспоминаются слова одного из "отцов-основателей" США, что нация, обменявшая свободу на безопасность, не заслуживает ни того, ни другого. И, правда! Как будто бы нельзя "завесить" систему через тот же SPTI/ASPI! Причем для этого даже не понадобится обладать правами администратора! Какая там политика безопасности, какое к черту разграничение доступа, когда ASPI дает доступ к диску на секторном уровне безо всяких проверок на предмет правомерности осуществления этой операции. Хоть сейчас boot-вирусы в загрузочный сектор внедряй! И это при том, что отсутствие доступа к портам ввода/вывода существенно усложняет задачу управления оборудованием и уж тем более создания надежных и трудноломаемых защитных механизмов!
Операционные системы семейства Windows 9x ведут себя более "демократично", однако их "снисходительность" распространяется исключительно на MS-DOS программы, а win32-приложения возможности прямого доступа к портам, увы, лишены.
Тем не менее, управлять оборудованием с прикладного уровня все-таки возможно. Существует по меньшей мере два пути решения этой проблемы:
создание драйвера-посредника, реализующего более или менее прозрачный интерфейс для взаимодействия с портами через механизм IOCTL;
модификация карты разрешения ввода-вывода (I/O Permission Map, — IOPM) с таким расчетом, чтобы обращение к портам перешло в разряд непривилегированных операций, осуществимых и с прикладного уровня.
Далее оба этих способа подробно рассмотрены. Начнем с интерфейсного драйвера.
В состав NT DDK входит весьма любопытный учебный драйвер PORTIO, создающий виртуальное устройство и реализующий специальный IOCTL-интерфейс, посредством которого прикладные приложения могут манипулировать с портами этого устройства произвольным образом (его исходный текст, с минимумом необходимых комментариев расположен в каталоге \NTDDK\src\general\portio). Конечно, виртуальное устройство, — это не совсем то, что нам нужно, поскольку диапазон принадлежащих ему портов ввода/вывода не может пересекаться с портами, принадлежащими другим устройствам, в противном случае система грязно выругается" и поставит в диспетчере устройств восклицательный знак, предупреждая пользователя об имеющемся конфликте ресурсов. И хотя на работоспособность системы такой конфликт никак не повлияет, созерцание восклицательных знаков уж точно не пойдет в прок пользователям нашей программы.
На самом деле, драйверу, работающему в режиме ядра, никто не запрещает обращаться к любым портам, каким ему только вздумается. Достаточно исключить из тела файла genport.c следующие строки (листинг 4.24), и мы сможем с его помощью читать весь диапазон портов ввода/вывода.
Листинг 4.24. Проверка адресов портов, к которым происходит обращение на принадлежность к диапазону портов виртуального устройства
if (nPort >= pLDI->PortCount ||
(nPort + DataBufferSize) > pLDI->PortCount ||
(((ULONG_PTR)pLDI->PortBase + nPort) & (DataBufferSize - 1)) != 0)
{
return STATUS_ACCESS_VIOLATION; // Illegal port number
}
Также следует обратить внимание на то, что драйвер ожидает получить не абсолютный адрес порта, а относительный, отсчитываемый от адреса базового
порта, задаваемого при добавлении виртуального устройства в систему (листинг 4.25).
Листинг 4.25. Вычисление действительного адреса порта через базовый
case IOCTL_GPD_READ_PORT_UCHAR:
*(PUCHAR)pIOBuffer=READ_PORT_UCHAR((PUCHAR)((ULONG_PTR)pLDI->PortBase+nPort)); break;
Очевидно, что текст, выделенный жирным шрифтом следует удалить, — в этом случае драйвер сможет оперировать абсолютными, а не относительными портами, и мы без труда сможем прорваться к любому порту системы! Причем, если мы перенесем модифицированный нами драйвер на Windows 9x, наши приложения будут работать в обеих операционных системах и останутся зависимыми разве что от самого оборудования. Но, с другой стороны, всякий, кто стремится дорваться до портов, должен отдавать себе отчет в том, зачем это ему нужно и какие сложности ему придется преодолеть.
Конечно, поскольку возможность бесконтрольного доступа ко всем имеющимся портам ввода/вывода существенно ослабляет и без того уязвимую операционную систему, нелишним будет ввести в драйвер кое-какие дополнительные проверки и ограничения. Скажем, запретить прямое обращение ко всему, что не является CD- ROM приводом. В противном случае, если ваша программа получит сколь-нибудь широкое распространение, толпы вандалов ринуться писать зловредных троянских коней, военная мощь которых окажется практически безграничной, и совладеть с ними будет очень и очень трудно. С другой стороны, — за все время существования интерфейса ASPI не было зафиксировано ни одной попытки использовать его для деструктивных целей, хотя такая возможность до сих пор имеется.
Другой недостаток предложенного способа управления устройствами заключается в его катастрофически низком быстродействии. Вызовы DeviceIoControl распадаются на десятки тысяч машинных команд (!), "благодаря" чему время обработки запросов становится слишком большим, а измерение физических характеристик спиральной дорожки (если мы действительно захотим эти характеристики измерять) — неточным. К тому же, функция DeviceIoControl громоздка и неизящна, а самое неприятное в том, что на нее очень легко поставить BreakPoint, и потому участь такой защиты заранее предрешена. Во времена MS-DOS, когда взаимодействие с оборудованием осуществлялось посредством машинных команд IN и OUT, локализовать защитный код в теле программы было значительно сложнее, а управлять устройствами с их помощью существенно легче и — главное — намного производительнее.
Считается, что в среде Windows NT прямое обращение к портам возможно только на уровне ядра, а приложения вынуждены общаться с портами через высокоуровневый интерфейс, предоставляемый драйвером. И хотя этот интерфейс может быть полностью прозрачным (драйверу ничего не стоит перехватить исключение,
возникающее при попытке чтения/записи в порт с прикладного уровня, и выполнить этот запрос самостоятельно), и все-таки это не то…
На самом деле, выполнять команды IN/OUT можно и на прикладном уровне, правда не без помощи недокументированных возможностей операционной системы и документированных, но малоизвестных особенностей реализации защищенного режима работы в процессорах Intel 80386+. Вот с процессоров мы, пожалуй, и начнем. Давайте откроем "Instruction Set Reference" и посмотрим, как "устроена" машинная команда OUT. Среди прочей полезной информации мы найдем и ее псевдокод, которой выглядит приблизительно так, как это показано в листинге 4.26.
Листинг 4.26. Псевдокод инструкции OUT
if ((PE == 1) && ((CPL > IOPL) || (VM == 1))) {
/* Protected mode with CPL > IOPL or virtual-8086 mode */
if (Any I/O Permission Bit for I/O port being accessed == 1)
#GP(0);/* I/O operation is not allowed */
else
DEST ^ SRC; /* Writes to selected I/O port */
}
else
{
/* Real Mode or Protected Mode with CPL <= IOPL */
DEST ^ SRC;/* Writes to selected I/O port */
}
Обратите внимание! Обнаружив, что полномочий текущего уровня привилегий категорически недостаточно для выполнения данной машинной инструкции, процессор не спешит выбросыватььисключение general protection fault, а дает ей еще один шанс, осуществляя дополнительную проверку на предмет состояния карты разрешения ввода/вывода (I/O permission bitmap) и, если бит памяти, соответствующий данному порту не равен единице, то вывод в порт осуществляется несмотря ни на какие запреты со стороны CPL!
Таким образом, для взаимодействия с портами с прикладного уровня нам достаточно всего лишь скорректировать карту разрешения ввода/вывода, после чего подсистема защиты операционной системы Windows NT перестанет нам мешать, поскольку контроль доступа к портам осуществляется не на программном, а на аппаратном уровне и, если процессор перестанет выбрасывать исключения, то операционная система ничего не узнает о происходящем!
Проблема в том, что подавляющее большинство авторов книг по ассемблеру о карте разрешения ввода/вывода даже не упоминают, и лишь немногие программисты знают
о ее существовании — те, кто предпочитает оригинальную документацию корявым переводам и пересказам.
Обратившись к "Architecture Software Developer's Manual Volume 1: Basic Architecture", мы узнаем, что карта ввода/вывода находится в сегменте состояния задачи (TSS — Task State Segment), — точнее, ее действительное смещение относительно начала TSS определяется 32-битным полем, расположенном в 0x66 и 0x67 байтах сегмента состояния задачи. Нулевой бит этой карты отвечает за нулевой порт, первый — за первый, второй — за второй и т. д. вплоть до старшего бита 0x2000 байта, отвечающего за 65 535 порт. Битовую карту завершает так называемый байт-терминатор, имеющий значение 0xFF. Вот, собственно, и все. Порты, чьи биты сброшены в нулевое значение, доступны с прикладного уровня безо всяких ограничений. Разумеется, сама карта ввода/вывода доступна лишь драйверам, но не приложениям, поэтому без написания собственного драйвера нам все равно не обойтись. Однако этот драйвер будет работать только на стадии своей инициализации, а весь дальнейший ввод/вывод пойдет напрямую, даже если выгрузить драйвер из памяти.
Теперь плохая новость. В Windows NT смещение карты ввода/вывода по умолчанию находится за пределами сегмента состояния задачи и потому модифицировать карту ввода/вывода не так-то просто, поскольку ее вообще нет! Процессор, кстати говоря, на такую ситуацию реагирует вполне спокойно, но доступ к портам ввода/вывода с прикладного уровня тем не менее запрещает.
На самом же деле карта ввода/вывода в TSS все-таки есть, но она умышленно заблокирована системой, чтобы не дать прикладным приложениям своевольничать. Исключение составляют лишь высокопроизводительные графические библиотеки, напрямую обращающиеся к портам ввода/вывода с прикладного режима. Как нетрудно догадаться, такой трюк дает Microsoft значительную фору перед конкурентами, вынужденными управлять портами либо с уровня ядра, либо через интерфейс, предоставляемый видеодрайвером. Естественно, оба этих способа значительно проигрывают в производительности прямому доступу к портам.
Однако попытка подкорректировать указатель на карту ввода/вывода ни к чему не приводит, поскольку коварная Windows NT хранит копию этого значения в контексте процесса, а потому при переключении контекста указатель на прежнюю карту автоматически восстанавливается. С одной стороны это хорошо, так как каждый процесс может иметь свою собственную карту ввода/вывода, а с другой… штатная документация от Microsoft не содержит и намека на то, как с этой картой работать.
Правда, можно схитрить и увеличить размер сегмента состояния задачи так, чтобы адрес карты ввода/вывода, прежде указывающий за его конец, теперь приходился на действительную и подвластную нам область памяти. А поскольку в хвосте последней страницы, занятой TSS, имеется всего лишь 0xF55 байт, максимальный размер карты, которую мы только можем создать в этом промежутке, охватывает всего лишь 31 392 портов ввода/вывода. Хотя, если говорить честно, остальные порты нам все равно вряд ли понадобятся, так что ничего трагичного в таком ограничении и нет.
Впрочем, существуют и более изящные способы решения этой проблемы. Усилиями Дейла Робертса были обнаружены три полностью недокументированные функции: Ke386SetIoAccessMap(), Ke386QueryIoAccessMap() и Ke386IoSetAccessProcess(), которые, как и следует из их названий, обеспечивают вполне легальный способ управления картой ввода/вывода. "Полностью недокументированные" в том смысле, что даже заголовочные файлы из DDK не содержат их прототипов (а, как известно, в заголовочных файлах DDK перечислено множество недокументированных функций). Тем не менее, библиотека NTOSKRNL их все-таки экспортирует, и они легко доступы с уровня драйверов.
Подробнее обо всем этом можно прочитать в статье их первооткрывателя — Дейла Робертса, — перевод которой можно найти, в частности, по следующему адресу: http://void.ru/?do=printable&id=701. Здесь же мы рассмотрим их лишь кратко. Итак, функция Ke386SetioAccessMap принимает два аргумента: двойное слово, которое будучи установленным в единицу, заставляет функцию копировать карту ввода/вывода указатель, на которую передан ей со вторым аргументом. Функция Ke38 6QueryioAccessMap принимает те же самые аргументы, но осуществляет прямо противоположную операцию, извлекая текущую карту ввода/вывода из сегмента состояния задачи и копируя ее в указанный буфер. Наконец, функция Ke386ioSetAccessProcess принимает со своим вторым аргументом указатель на структуру процесса, полученный вызовом документированной функции PsGetCurrentProcess(). Первый аргумент играет ту же самую роль, что и в предыдущих функциях: нулевое значение переводит указатель на карту ввода/вывода за границы TSS, тем самым запрещая доступ к портам с прикладного уровня, а единичное — активизирует ранее переданную карту ввода/вывода.
Пример драйвера, открывающего прямой доступ к портам ввода/вывода на прикладном уровне и приведенный в листинге 4.27, все это, собственно, и демонстрирует.
Листинг 4.27. [/etc/GIVEIO.c] Демонстрационный пример драйвера
/*
*
*ДРАЙВЕР. РАЗРЕШАЕТ ВЫПОЛНЕНИЕ
*МАШИННЫХ КОМАНД IN/OUT НА ПРИКЛАДНОМ УРОВНЕ
*===========================================
*
* ВНИМАНИЕ! Я, Крис Касперски, не имею никакого отношения к этой программе!
*
*
* GIVEIO.SYS: by Dale Roberts
* КОМПИЛЯЦИЯ: Используйте средство DDK BUILD
* НАЗНАЧЕНИЕ: Предоставить доступ к прямому в/в процессам режима пользователя
*/
#include <ntddk.h>
/* Имя нашего драйвера устройства */
#define DEVICE_NAME_STRING L"giveio"
// Структура" IOPM. это просто массив байт размером 0x2000, содержащий // 8К * 8 бит == 64К бит IOPM, которые покрывают всё 64 Кб адресное // пространство ввода/вывода x86 процессоров.
// Каждый нулевой бит предоставляет доступ к соответствующему порту // для user-mode процесса; каждый единичный бит запрещает доступ к в/в // через соответствующий порт
#define IOPM_SIZE 0x2000
typedef UCHAR IOPM[IOPM_SIZE];
// массив нулей, который копируется в настоящую IOPM в TSS посредством
// вызова dsKe386SetIoAccessMap()
// необходима память выделяется во время загрузки драйвера
IOPM *IOPM_local = 0;
// это две полностью недокументированные функции, которые мы используем,
// чтобы дать доступ к в/в вызывающему процессу
// * Ke386IoSetAccessMap()- копирует переданную карту в/в в TSS
// * Ke386IoSetAccessProcess() - изменяет указатель смещения IOPM, после
//чего только что скопированная карта
//начинает использоваться
void Ke386SetIoAccessMap(int, IOPM *);
void Ke386QueryIoAccessMap(int, IOPM *);
void Ke386IoSetAccessProcess(PEPROCESS, int);
// ОСВОБОДИТЬ ВСЕ ВЫДЕЛЕННЫЕ РАНЕЕ ОБЪЕКТЫ
VOID GiveioUnload(IN PDRIVER_OBJECT DriverObject) {
UNICODE_STRING uniDOSString;
WCHAR DOSNameBuffer[] = L"\\DosDevices\\" DEVICE_NAME_STRING;
if(IOPM_local) MmFreeNonCachedMemory(IOPM_local, sizeof(IOPM));
RtlInitUnicodeString(&uniDOSString, DOSNameBuffer);
IoDeleteSymbolicLink (&uniDOSString);
IoDeleteDevice(DriverObject->DeviceObject);
}
//
//устанавливаем IOPM (карту разрешения в/в) вызывающего процесса так, чтобы
//ему предоставлялся полный доступ к в/в. Массив IOPM_local[] содержит
// одни нули, соответственно, IOPM обнулится.
// Если OnFlag == 1, процессу предоставляется доступ к в/в;
// Если он равен 0, доступ запрещается .
//
VOID SetIOPermissionMap(int OnFlag) {
Ke386IoSetAccessProcess(PsGetCurrentProcess(), OnFlag); Ke386SetIoAccessMap(1, IOPM_local);
}
void GiveIO(void) {
SetIOPermissionMap(1);
}
//
//cлужебный обработчик для user-mode вызова CreateProcess().
//эта функция введена в таблицу вызовов функций объекта драйвера с помощью
//DriverEntry(). когда user-mode приложение вызывает CreateFile(), эта
//функция получает управление всё ещё в контексте вызвавшего приложения ,
//но с CPL (текущий уровень привилегий процессора) установленым в 0.
//Это позволяет производить операции возможные только в kernel mode.
//GiveIO вызывается для предоставления вызывающему процессу доступа к в/в .
//Все , что приложение режима пользователя, которому нужен доступ к в/в ,
//должно сделать - это открыть данное устройство, используя CreateFile()
// Никаких других действий не нужно .
// NTSTATUS GiveioCreateDispatch(IN PDEVICE_OBJECT DeviceObject,IN PIRP Irp) {
GiveIO(); // give the calling process I/O access
Irp->IoStatus.Information = 0;
Irp->IoStatus.Status= STATUS_SUCCESS;
IoCompleteRequest(Irp, IO_NO_INCREMENT); return STATUS_SUCCESS;
}
//
//процедура входа драйвера. эта процедура вызывается только раз после
//загрузки драйвера в память . она выделяет необходимые ресурсы для работы
//драйвера . в нашем случае она выделяет память для массива IOPM и создаёт
//устройство , которое может открыть приложение режима пользователя .
//она также создаёт символическую ссылку на драйвер устройства .
//что позволяет user-mode приложению получить доступ к нашему драйверу
// используя \\.\giveio нотацию.
//
NTSTATUS DriverEntry(IN PDRIVER_OBJECT DriverObject,IN PUNICODE_STRING RegistryPath)
{
NTSTATUS status;
PDEVICE_OBJECTdeviceObject;
UNICODE_STRINGuniNameString, uniDOSString;
WCHAR NameBuffer[]= L"\\Device\\" DEVICE_NAME_STRING;
WCHAR DOSNameBuffer[]= L"\\DosDevices\\" DEVICE_NAME_STRING;
// выделим буфер для локальной IOPM и обнулим его
IOPM_local = MmAllocateNonCachedMemory(sizeof(IOPM));
if(IOPM_local == 0) return STATUS_INSUFFICIENT_RESOURCES; RtlZeroMemory(IOPM_local, sizeof(IOPM));
// инициализируем драйвер устройства и объект устройства (device object) RtlInitUnicodeString(&uniNameString, NameBuffer);
RtlInitUnicodeString(&uniDOSString, DOSNameBuffer);
status = IoCreateDevice(DriverObject, 0, &uniNameString,FILE_DEVICE_UNKNOWN, 0, FALSE, &deviceObject);
if(!NT_SUCCESS(status)) return status;
status = IoCreateSymbolicLink (&uniDOSString, &uniNameString);
if (!NT_SUCCESS(status)) return status;
// инициализируем точки входа драйвера в объекте драйвера
// всё, что нам нужно , это операции создания (Create) и выгрузки (Unload) DriverObject->MajorFunction[IRP_MJ_CREATE] = GiveioCreateDispatch;
DriverObject->DriverUnload = GiveioUnload;
return STATUS_SUCCESS; }
Пример демонстрации ввода/вывода в порт с прикладного уровня показан в листинге 4.28.
Листинг 4.28. [/etc/GIVEIO.demo.c] Пример ввода/вывода в порт с прикладного уровня
/*
*
*ДЕМОНСТРАЦИЯ ВЫЗОВА IN/OUT НА ПРИКЛАДНОМ УРОВНЕ
*(внимание! драйвер GIVEIO.SYS должен быть предварительно загружен!)
*====================================================================
*
* ВНИМАНИЕ! Я, Крис Касперски, не имею никакого отношения к этой программе!
*
*
* GIVEIO.TST: by Dale Roberts
* НАЗНАЧЕНИЕ: Тестирование драйвера GIVEIO, производя какой-нибудь в/в.
*: (мы обращаемся к внутреннему динамику PC)
*/ #include <stdio.h>
#include <windows.h>
#include <math.h>
#include <conio.h>
typedef struct {
short int pitch;
short int duration;
} NOTE;
// ТАБЛИЦА НОТ
NOTE notes[] = {{14, 500}, {16, 500}, {12, 500}, {0, 500}, {7, 1000}};
// УСТАНОВКА ЧАСТОТЫ ДИНАМИКА PC В ГЕРЦАХ
// ДИНАМИК УПРАВЛЯЕТСЯ ТАЙМЕРОМ INTEL 8253/8254 С ПОРТАМИ В/В 0X40-0X43 void setfreq(int hz) {
hz = 1193180 / hz;// базовая частота таймера 1.19MHz
outp(0x43, 0xb6);// Выбор таймера 2, операция записи,режим 3
outp(0x42, hz);// устанавливаем делитель частоты
outp(0x42, hz >> 8);// старший байт делителя
} // // длительность ноты задается в долях частоты 400 Hz, число 12 задает масштаб // Спикер управляется через порт 0x61. Установка двух младших битов разрешает // канал 2 таймера 8253/8254 и включает динамик. // void playnote(NOTE note) { outp(0x61, inp(0x61) | 0x03);// включаем динамик
setfreq((int)(400 * pow(2, note.pitch / 12.0))); Sleep(note.duration); _outp(0x61, _inp(0x61) & ~0x03);// выключаем
} // // открытие и закрытие устройства GIVEIO, что дает нам прямой доступ к в/в; // потом пытаемся проиграть музыку // int main() { inti;
HANDLE h;
h = CreateFile("\\\\.\\giveio", GENERIC_READ, 0, NULL, OPEN_EXISTING, FILE_ATTRIBUTE_NORMAL, NULL);
if(h == INVALID_HANDLE_VALUE) { printf("Couldn't access giveio device\n"); return -1; } CloseHandle(h);
for(i = 0; i < sizeof(notes)/sizeof(int); ++i) playnote(notes[i]); return 0; }
Теперь поговорим о том, как данный способ взаимодействия с портами ввода/вывода может быть использован на благо защитных механизмов. Допустим, наша защита привязывается к физическому дефекту поверхности лазерного диска. Тогда все, что нам надо — попытаться как можно незаметнее прочитать этот сектор: если он
действительно не читается, диск можно считать оригинальным и наоборот. Прямое управление приводом через порты ввода/вывода с вероятностью близкой к единице останется незамеченным даже бывалыми хакерами, потому такой вариант им попросту не придет в голову! Единственное, о чем следует позаботиться, — не дать обнаружить защитный код по перекрестным ссылкам, оставленных "ругательным" сообщением, которое выводится на экран в том случае, если диск признан пиратским.
Тем не менее, матерых хакеров на такую наживку не возьмешь! Злорадно ухмыльнувшись, они просто поставят точку останова на ввод/вывод в порты 0x1F7/0x177 (для Primary и Secondary приводов соответственно). А чтобы не утонуть в море обращений к приводу через функции API, задействуют условные точки останова, приказывая отладчику "всплывать" только в том случае, если адрес машинной команды, осуществляющей ввод/вывод, находится ниже адреса 0x70000000, т. е., другими словами, принадлежит пользовательскому приложению, а не ядру.
Но что нам мешает с прикладного уровня выполнить команду ввода/вывода по адресу, принадлежащему ядру? Достаточно просто просканировать верхнюю половину адресного пространства на предмет наличия команд OUT DX, AL (опкод 0xEE) и IN AL, DX (опкод 0xEC). Спрашиваете: а как мы сможем вернуть управление? Да очень просто, — с помощью обработки структурных исключений. Если машинная команда, следующая за IN/OUT, возбуждает исключение (а таких команд — хоть пруд пруди), то, перехватив его, мы сможем как ни в чем не бывало продолжить выполнение программы.
Достоинство этого приема в том, что точка останова, поставленная хакером на порты ввода/вывода, не сработает (точнее, сработает, но будет тут же проглочена фильтром), а недостаток: неоправданное усложнение защитного механизма.
Доступ через MSCDEX драйвер
Знаменитый MSCDEX, созданный еще во времена царствования MS-DOS, несмотря на свои многочисленные недостатки, все-таки обеспечивал программистов всем необходимым им функционалом и достаточно полно поддерживал возможности существующих в то время приводов. Так, например, чтение отдельных секторов осуществлялось функцией 1508h прерывания INT 2Fh, а если возникала необходимость спуститься на "сырой" уровень, мы всегда могли попросить MSCDEX передать приводу ATAPI-пакет напрямую, чем занималась функция 1510h того же прерывания (загляните в (Interrupt List), если нуждаетесь в более подробной информации).
Забавно, но возможности штатного драйвера "новейшей" и "могучей" Windows 9x, не в пример беднее и спуститься на секторный уровень, при этом, не разорвав себе задницу, под ее управлением, по-видимому, нельзя. Судя по всему, архитекторы системы сочли секторный обмен ненужным и к тому же системно-зависимым, а "правильные" приложения должны разрабатываться как полностью переносимые и
довольствующиеся исключительно стандартными вызовами интерфейса win32 API. Все остальное от лукавого!
Между тем, для сохранения обратной совместимости с программами, написанными для MS-DOS и Windows 3.1, операционная система Windows 95 поддерживает MSCDEX-интерфейс, причем по соображениям производительности, реализует его не в "настоящем" MSCDEX, который и вовсе может отсутствовать на диске, а в CD- ROM драйвере, исполняющемся в 32-разрядном защищенном режиме. Выходит, что весь необходимый нам функционал в системе все-таки есть, а значит, есть и надежда как-то до него добраться. Естественно, с уровня ядра эта задача решается без проблем, но… писать свой собственный драйвер только для того, чтобы пробить интерфейсную шахту к уже существующему драйверу, — это маразм какой-то!
К счастью, готовый (и даже задокументированный!) интерфейс между win32- приложениями и MSCDEX-драйвером в системе Windows 9x действительно есть. К несчастью, он реализован через ж… (и именно через ж…). В общих чертах схема прокладывания туннеля к MSCDEX выглядит приблизительно так: создав 16- разрядную DLL, мы получаем возможность взаимодействовать с DPMI через функции прерывания INT 31h.
Конкретно нас будет интересовать функция 1508h, — DPMI Simulate Real Mode Interrupt, позволяющая вызывать прерывания реального режима из защищенного. Обращаясь к эмулятору MSCDEX-драйвера через родное для него прерывание INT 2Fh, мы можем делать с приводом практически все, что нам только вздумается, поскольку интерфейс MSCDEX'a как уже отмечалось ранее, могуч и велик.
Таким образом, вырисовывается следующий программистский маршрут: Win32 приложение -> 16-разрядная DLL -> DMPI Simulate RM Interrupt ->
MSCDEX -> CDFS. Не слишком ли наворочено, а? Уж лучше воспользоваться ASPI (благо в Windows 95 оно есть) или засесть за написание собственного драйвера. Тем не менее, даже если вы не собираетесь управлять приводом через MSCDEX, знать о существовании такого способа взаимодействия с оборудованием все-таки небесполезно, особенно, если вы планируете заняться взломом чужих программ. В этом случае точки останова, установленные на API-функции, ничего не дадут, поскольку чтение секторов осуществляется через прерывания INT 31h (DMPI) и INT 2Fh. К сожалению, прямая установка точек останова на последние дает очень много ложных срабатываний, а применение фильтров вряд ли окажется эффективным, поскольку количество возможных вариаций слишком велико. Уж лучше поискать вызовы прерываний в дизассемблерном тексте программы!
Дополнительную информацию по этому вопросу можно найти в технической заметке Q137813, входящей в состав MSDN, распространяемой вместе с Microsoft Visual Studio и озаглавленную как "How Win32 Applications Can Read CD-ROM Sectors in Windows 95". Полный перечень DMPI- и MSCDEX-функций содержится в Interrupt- List'e Ральфа Брауна, так что никаких проблем с использованием данного приема у вас возникнуть не должно (правда, раздобыть компилятор, способный генерировать
16-разрядный код и линкер под Windows 3.1 сегодня не так-то просто! К слову сказать, Microsoft Visual Studio 6.0 для этой цели уже не подходит, ибо, начиная с некоторой версии — уже сейчас и не вспомню какой — он утратил возможность создания проектов под MS-DOS/Windows 3.1).
Далее приводится ключевой фрагмент программы (листинг 4.29), позаимствованный из MSDN, и демонстрирующий технику вызова прерываний реального режима из 16- разрядных DLL, исполняющихся в среде Windows.
Листинг 4.29. Ключевой фрагмент программы, демонстрирующей технику взаимодействия с драйвером MSCDEX из 16-разрядного защищенного режима
BOOL FAR PASCAL MSCDEX_ReadSector(BYTE bDrive, DWORD StartSector, LPBYTE RMlpBuffer)
{
RMCScallStruct;
BOOLfResult;
// Prepare DPMI Simulate Real Mode Interrupt call structure with
// the register values used to make the MSCDEX Absolute read call.
// Then, call MSCDEX using DPMI and check for errors in both the DPMI // call and the MSCDEX call
BuildRMCS (&callStruct);
callStruct.eax = 0x1508; //callStruct.ebx = LOWORD(RMlpBuffer); // callStruct.es = HIWORD(RMlpBuffer); // callStruct.ecx = bDrive; // callStruct.edx = 1; //callStruct.eax = 0x1508; //callStruct.ebx = LOWORD(RMlpBuffer); // callStruct.es = HIWORD(RMlpBuffer); // callStruct.ecx = bDrive; // callStruct.edx = 1; //callStruct.esi = HIWORD(StartSector); //callStruct.edi = LOWORD(StartSector); //callStruct.esi = HIWORD(StartSector); //callStruct.edi = LOWORD(StartSector); //MSCDEX функция "ABSOLUTE READ" смещение буфера для чтения сектора сегмент буфера для чтения сектора буква привода 0=A, 1=B, 2=C и т.д . читаем один секторномер читаемого сектора(старшее слово ) номер читаемого сектора(младшее слово )MSCDEX функция "ABSOLUTE READ" смещение буфера для чтения сектора сегмент буфера для чтения сектора буква привода 0=A, 1=B, 2=C и т.д . читаем один секторномер читаемого сектора(старшее слово ) номер читаемого сектора(младшее слово )
callStruct.eax = 0x1508; //
callStruct.ebx = LOWORD(RMlpBuffer); // callStruct.es = HIWORD(RMlpBuffer); // callStruct.ecx = bDrive; // callStruct.edx = 1; //
callStruct.eax = 0x1508; //
callStruct.ebx = LOWORD(RMlpBuffer); // callStruct.es = HIWORD(RMlpBuffer); // callStruct.ecx = bDrive; // callStruct.edx = 1; //
callStruct.esi = HIWORD(StartSector); //
callStruct.edi = LOWORD(StartSector); //
callStruct.esi = HIWORD(StartSector); //
callStruct.edi = LOWORD(StartSector); //
MSCDEX функция "ABSOLUTE READ" смещение буфера для чтения сектора сегмент буфера для чтения сектора буква привода 0=A, 1=B, 2=C и т.д . читаем один сектор
номер читаемого сектора(старшее слово ) номер читаемого сектора(младшее слово )
MSCDEX функция "ABSOLUTE READ" смещение буфера для чтения сектора сегмент буфера для чтения сектора буква привода 0=A, 1=B, 2=C и т.д . читаем один сектор
номер читаемого сектора(старшее слово ) номер читаемого сектора(младшее слово )
// вызываем прерывание реального режима
if (fResult = SimulateRM_Int (0x2F, &callStruct)) fResult = !(callStruct.wFlags & CARRY_FLAG);
return fResult;
}
BOOL FAR PASCAL SimulateRM_Int(BYTE bIntNum, LPRMCS lpCallStruct) {
BOOL fRetVal = FALSE;BOOL fRetVal = FALSE;// Assume failure// Assume failure
BOOL fRetVal = FALSE;
BOOL fRetVal = FALSE;
// Assume failure
// Assume failure
__asm {
push di
; сохраняем регистр DI
mov ax, 0300h
; DPMI Simulate Real Mode Interrupt
mov bl, bIntNum
; номер прерывания реального режима для вызова
mov bh, 01h
; бит 0 = 1; все остальные должны быть равны нулю
xor cx, cx
; ничего не копируем из стека PM в стек RM
les di, lpCallStruct
; указатель на структуру со значением регистров
int 31h
; шлюз к DMPI
jc END1
; если ошибка, – прыгаем на END1
mov fRetVal, TRUE
; все ОК
pop di
; восстанавливаем регистр DI
END1:
}
// возвращаемся
return (fRetVal);
}
Взаимодействие через собственный драйвер
Несмотря на то, что Windows позволяет управлять устройствами и с прикладного уровня, достаточно многие разработчики предпочитают осуществлять такое управление через свой собственный драйвер, который может взаимодействовать с приводом как напрямую, так и через его драйвер. Последний способ более предпочтителен, поскольку он позволяет абстрагироваться от конкретного оборудования и обеспечивает единый унифицированный интерфейс для всех приводов. Большинство таких драйверов "подключаются" к ATAPI и/или SCSI-порту и взаимодействуют с диском приблизительно так же, как и ASPI-драйвер, уже рассмотренный нами.
Взаимодействие с прикладными приложениями обычно осуществляется посредством специальных кодов IOCTL, передаваемых драйверу функцией DeviceIoControl. "Специальных", — потому что разработка протокола взаимодействия драйвера с устройством целиком лежит на совести (и фантазии) создателя этого самого драйвера, и никакой стандартизацией здесь даже отдаленно не пахнет! К тому же, DeviceIoControl — это не единственно возможный вариант. Драйверу, исполняющемуся в нулевом кольце, формально доступны все ресурсы операционной системы, и при желании можно осуществить самые "крутые извращения". Например, взаимодействовать с приложением через общую область памяти. Тогда точки останова, установленные на DeviceIoControl не дадут никакого результата! Однако подавляющее большинство драйверов работают через IOCTL и не блистают
оригинальностью. В каком-то смысле такая позиция вполне оправдана. Действительно, с ростом извращенности драйвера увеличивается и его конфликтность, а совместимость с другими программами (и операционными системами) резко падает. К тому же, навороченный драйвер значительно труднее довести до ума, чем простой. С другой стороны, неизвращенный драйвер очень легко взломать, и его разработка ничем не оправдает себя. Уж лучше воспользоваться тем же ASPI, который обеспечивает полнофункциональный низкоуровневый и при этом системно-независимый интерфейс. Тогда вам не придется создавать реализации своего драйвера под все существующие операционные системы и лихорадочно переписывать код при выходе новых версий Windows.
Сводная таблица характеристик различных интерфейсов
В сводной таблице, приведенной далее (табл. 4.6), показаны основные характеристики всех ранееописанных методик доступа. Как видно, наибольшее количество очков набрал метод доступа через ASPI, обеспечивающий простой, симпатичный и к тому же системно-независимый интерфейс управления накопителями. Следом на ним идет STPI, основой недостаток которого заключается в том, что он поддерживается лишь операционными системами семейства NT и не работает на "народной" Windows 9x. Неплохой идеей выглядит создание собственного драйвера, — будучи реализованным под Windows NT и Windows 9x (кстати, WDM-драйвера на уровне исходного кода совместимы с этими двумя системами), обеспечит возможность работы ваших приложений как в NT, так и в Windows 9x.
Таблица 4.6. Сравнение различных методов доступа
Метод доступа
Характеристика
CDFS
cockedmode
MSCDEX
ASPI
SPTI
SCSI port
mini port
own driver
IOPM
Наличие в ОС
Windows 9x
^^^^^^^^^^
^^^^™^^^^™
+
+
^^^^^^^^^^
—
^^^^^^^^^^
+
н/д
Наличие в ОС
Windows NT
+
+
^^^^^^^^^^~
+
+
+
+
+
+
Требуетправа
системного администратора
нет
нет
—
нет
да
нет
нет
хз
**
Поддерживает CD-
DA
да
нет
да
да
да
да
да
да
да
Поддерживает
CD data
да
да
да
да
да
да
да
да
да
"Сырое" чтение с
да
нет
да
да
да
да
да
да
да
CD-DA
"Сырое" чтение с CD data
нет
нет
да
да
да
да
да
да
да
Потенциально опасен
нет
нет
нет
да
нет
нет
нет
да
да
Хорошо документирован
да
да
да
да
нет
нет
нет
да
нет
Легкость использования
да
да
нет
да
да
да
нет
нет
нет
** — здесь и далее "хз" обозначает "зависит от реализации"
**
— установка драйвера требует наличия прав администратора на локальной машине, но вот его последующее использование — нет
Ячейки с неблагоприятными значениями характеристик выделены черным цветом.
Глава 5
Способы разоблачения защитных механизмов
Защита, нуждающаяся в низкоуровневом доступе к CD, обязательно выдаст себя наличием функций DeviceIoControl и/или SendASPI32Command в таблице импорта. Если же защитный механизм загружает эти функции динамически, "поймать его за хвост" можно установкой точек останова на LoadLibrary/GetProcAddress (однако опытные программисты могут отважиться на самостоятельный поиск требуемых им функций в памяти, — и это отнюдь не такая трудная задача, какой она кажется).
Также в теле программы могут присутствовать строки: "\\.\", "SCSI", "CdRom", "Wnaspi32.dll" и другие. Установив точку останова на первый байт строки, мы сможем мгновенно локализовать защитный код при первом его к ним обращении. Чтобы этого не произошло, разработчики часто шифруют все текстовые строки, однако большинство из них ограничивается примитивной статической шифровкой (которая обычно осуществляется ASPack'ом или подобной ей), а потому, если дождаться завершения расшифровки и вызвать отладчик после, а не до запуска программы, все текстовые строки предстанут перед нами в прямом виде! Динамическая шифровка намного надежней. В этом случае текстовые строки расшифровываются непосредственно перед их передачей в соответствующую API- функцию, а потом зашифровываются вновь. Но и динамическую шифровку при желании можно преодолеть! Достаточно поставить условную точку останова на функцию CreateFile, которой эти текстовые строки и передаются, всплывая в том и только в том случае, если первые четыре байта имени файла равны "\\.\". Пример ее вызова может выглядеть, например, так: bpx CreateFileA if (*esp- >4=='\\\\.\\'), после чего останется только пожинать урожай.
Естественно, под "урожаем" понимается, во-первых, имя самого открываемого файла, а точнее — драйвера (это уже многое что дает), и, во-вторых, возращенный функцией CreateFile дескриптор. Далее можно поступить двояко: либо установить точку останова на ту ячейку памяти, в которой этот дескриптор сохраняется, либо установить условную точку останова на функцию DeviceIoControl, отлавливая только те ее вызовы, которые нам необходимы. Пример сеанса работы с отладчиком приведен в листинге 5.1.
Листинг 5.1. Пример изобличения и разоблачения защитного механизма в Soft-Ice
:bpx CreateFileA if (*esp->4=='\\\\.\\')(ставим точку останова)
xx(выходим из отладчика)
x
x
(отладчик немного думает, а потом всплывает в момент вызова CreateFileA)
:P RET
(выходим из CreateFileA)
:? eax
(узнаем значение дескриптора)
000000300000000048"0"
(ответ отладчика)
:DeviceIoControlA if (*esp->4==0x30)
(ставим точку останова на DeviceIoCntrl)
(подумав, отладчик всплывает в момент вызова DeviceIoControl)
:P RET
(выходим из DeviceIoControl)
: U
(все ! мы нашли защиту!)
001B:00401112LEAECX,[EBP-38]
001B:00401115PUSHECX
;
001B:00401116PUSH0004D004
; вот он, IOCTL_SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT!
001B:0040111BMOVEDX,[EBP-0C]
001B:0040111EPUSHEDX
001B:0040111FCALL[KERNEL32!DeviceIoControl]
Как видно, поиск DeviceIoControl не занял много времени. Остается проанализировать передаваемый ей IOCTL-код (в нашем случае IOCTL_SCSI_PASS_THROUGHT_DIRECT) и его параметры, передаваемые через стек одним двойным словом выше.
Некоторые разработчики помещают критическую часть защитного кода в драйвер, надеясь, что хакеры там ее не найдут. Наивные! Драйвера в силу своего небольшого размера очень просто анализируются, и спрятать защитный код там попросту негде. А вот если "размазать" защиту по нескольким мегабайтам прикладного кода, то на ее анализ уйдет чертова уйма времени, и если у хакера нет никаких особых стимулов для взлома (как-то: спортивный интерес, повышение собственного профессионализма и т. п.), то он скорее приобретет легальную версию, чем в течении нескольких недель будет метаться от дизассемблера к отладчику.
Какие же фокусы используют разработчики, чтобы затруднить анализ драйверов? Ну, вот, например: шифруют текстовую строку с символьным именем устройства, которое создает драйвер при своей загрузке. В результате, хакер точно знает, что защитный код открывает устройство "\\.\MyGoodDriver", но не может быстро установить: какому именно драйверу это имя соответствует. Если же шифровка отсутствует, то задача решается простым контекстным поиском. Вот, например, захотелось нам узнать: какой именно драйвер создает устройство с именем MbMmDp32 — заходим FAR'ом в папку WINNT\System32\Drivers, нажимаем <ALT>+<F7> и в строку поиска вводим "MbMmDp32", не забыв установить флажок Use all installed character tables (в противном случае FAR ничего не найдет, т. к. строка должна задаваться в Unicode). Прошуршав некоторое время диском, FAR выдаст единственно правильный ответ: ASPI32.SYS. Это и есть тот самый драйвер, который нам нужен! А теперь представьте, что строка с именем зашифрована… Если драйвер загружается динамически, то это еще полбеды: просто ставим точку
останова на функцию IoCreareDevice и ждем "всплытия" отладчика. Затем даем команду P RET и по карте загруженных моделей (выдаваемых командой mod) смотрим — кто "проживает" в данном регионе памяти. С драйверами, загружающимися вместе с самой операционной системой, справиться значительно сложнее и, как правило, отыскивать нужный драйвер приходится методом "тыка". Часто в этом помогает дата создания файла, — драйвер, устанавливаемый защищенным приложением, обычно имеет ту же самую дату создания, что и остальные его файлы. Однако защитный механизм может свободно манипулировать датой создания по своему усмотрению, так что это не очень-то надежный прием. Хороший результат дает сравнение содержимого каталога WINNT\System32\Drivers до и после инсталляции защищенного приложения, — очевидно, защита может скрываться только среди вновь появившихся драйверов.
"Отжиг" дисков. За, против и немного вокруг
Может ли Бог сотворить такой камень, который сам же и не сможет поднять — неизвестно, но вот программист запросто находит такое, что хрен потом отладит.
Программистский фольклор
Для защиты дисков от копирования, приступать к созданию своей собственной программы "прожига" совершенно необязательно. Вместо этого вы можете манипулировать с "сырыми" образами дисков, поддерживаемыми программами Alcohol 120% или CloneCD. Несмотря на то, что все эти программы налагают на записываемые ими образы определенные ограничения, создание качественных защитных механизмов все-таки остается возможным. Другими словами, эти программы спокойно записывают то, что самостоятельно скопировать оказываются не в состоянии!
При создании собственного копировщика защищенных дисков без умения прожигать диски можно, в принципе, и обойтись, — достаточно лишь подготовить образ диска (т. е. корректно прочитать защищенный диск), ну а тиражирование "хакнутого" образа уже не проблема. Лучше сфокусироваться непосредственно на анализе защищенных дисков, чем изобретать велосипед, в очередной раз разрабатывая то, что уже давно разработано до вас. Alcohol 120% и CloneCD имеют превосходные возможности прожига, но вот читающий движок у них явно слабоват, и даже незначительные искажения служебных структур лазерного диска способны сбить их столку.
Если же, несмотря ни на что, вы по прежнему убеждены, что свой собственный Нерон, сжигающий Рим, вам все-таки нужен, что ж! Добро пожаловать в гости к Демону Максвелла, попасть в лапы к которому гораздо сложнее, чем вырваться из них. Шутка! А вся доля правды в том, что техника прожига дисков — чрезвычайно обширный вопрос, даже краткое изложение которого потребовало бы отдельной книги. Одних лишь стандартов и спецификаций по SCSI-командам здесь окажется недостаточно, поскольку в них опущены многочисленные подробности процесса
генерации различных структур данных, требующихся приводу для корректной записи исходного образа на лазерный диск. Лучшим из имеющихся пособий по прожигу дисков автор считает приложение "Functional Requirements for CD-R (Informative)" к документу "SCSI-3 Multimedia Commands", электронную версию которого можно найти по адресу: http://www.t10.org/ftp/t10/drafts/mmc/mmc- r10a.pdf (обратите внимание, что в более поздних ревизиях документа это приложение было изъято).
Попробуйте также обратиться к исходным текстам утилиты CDRTOOLS, которые можно найти по адресу: http://prdownloads.sourceforge.net/cdromtool/cdromtool_2002-11-26.zip?download.
Конечно, семь с небольшим мегабайт исходных текстов — не самое лучшее средство для вдохновения, но более простые программы прожига автору неизвестны.
Более трудоемким (но вместе с тем и соблазнительным!) способом является дизассемблирование исполняемых файлов программ Alcohol 120%, CloneCD, CDRWin и других, включая Nero Burning ROM. Собственно, полное дизассемблирование проводить совершенно необязательно, достаточно перехватить передаваемые приводы SCSI-команды и проанализировать последовательность их вызовов, не забывая при этом о значениях аргументов, в которых все ключевые структуры данных, собственно, и содержатся.
В зависимости от способа, выбранного разработчиком приложения для взаимодействия с устройством, шпионаж осуществляется либо перехватом функции DeviceIoControl с аргументами IOCTL_SCSI_PASS_THROUGH/IOCTL_SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT (4D004h/4D014h), либо SendASPI32Command для интерфейсов SPTI и ASPI соответственно. Приложения, взаимодействующие с приводом посредством своего собственного драйвера, также поддаются перехвату, но универсальных решений здесь нет, и каждый конкретный случай следует рассматривать индивидуально.
Давайте исследуем копировщик Alcohol 120% на предмет выявления алгоритма очистки и "прожига" CD-RW дисков (CD-R диски "прожигаются" аналогичным образам но, по понятным причинам, не поддаются очистке). Итак, запускаем программу Alcohol 120%, переходим к вкладке "Настройки", щелкаем по ссылке "Общие" и в ниспадающем боксе "Интерфейс управления дисками" выбираем "Интерфейс WinASPI Layer (безопасный режим)", если только он уже не был выбран ранее. После смены интерфейса программа Alcohol 120% потребует перезапуска программы, — что ж выходим из нее и тут же запускаем вновь, убеждаясь в работоспособности последней.
Теперь вызываем отладчик Soft-Ice (или любой другой отладчик, поддерживающий точки останова на функции API) и, предварительно загрузив ASPI-экспорт в память (NuMega Symbol Loader -> File -> Load Exports -> Wnaspi32.dll), открываем процесс Alcohol.exe, при необходимости распаковав (по обыкновению он упакован упаковщиком исполняемых файлов UPX).
Пытаемся установить точку останова на функции SendASPI32Command, выдавая отладчику следующую команду bpx SendASPI32Command, но ничего хорошего из
этого у нас не получится, —Soft-Ice ругается, что не может найти такую функцию, несмотря на то, что ее имя написано без ошибок. Это не покажется удивительным, если предположить, что библиотека Wnaspi32.dll загружается динамически в ходе выполнения программы и на этапе загрузки Alcohol.exe адреса ASPI-функций еще не известны.
Можно поставить точку останова на функции LoadLibraryA, отслеживая загрузку всех динамических библиотек, но, поскольку программа Alcohol 120% загружает огромное количество разнообразных DLL, то на отладку уйдет чудовищное количество времени, в течении которого мы будем тупо пялиться на экран, монотонно нажимая комбинацию клавиш <CTRL>+<D> на клавиатуре. Более прогрессивным средством мониторинга будет установка условной точки останова, которая автоматически отсечет все заведомо ложные вызовы. Соответствующая ей команда может выглядеть, например, так: bpx LoadLibraryA IF *(ESP- >4) == "SANW", где SANW — это четыре первых символа имени "Wnaspi32.dll", записанные задом наперед с учетом регистра, выбранного разработчиком программы (если регистр наперед неизвестен, можно использовать функцию сравнения нечувствительную к регистру).
Затем команда "bpx GetProcAddress" позволит перехватить загрузку всех ASPI- функций и SendASPI32Command в том числе. Имя загружаемой функции может быть просмотрено командой d esp -> 4. Дождавшись появления SendASPI32Command, выдаем команду P RET и, установив точку останова на "BPX EAX", нажимаем комбинацию клавишь <Ctrl>+<D> для выхода из отладчика Soft-Ice (все остальные точки останова при желании можно удалить).
По факту "всплытия" отладчика, наскоро набираем команду d esp ^ 4, и в окне дампа памяти появляется содержимое структуры SRB_ExecSCSICmd. Теперь 30h байт по счету — это первый байт CDB-пакета (внимание! это именно первый байт пакета, а не указатель на сам пакет); 03h и 10h байты — это флаги направления передачи данных и указатель на буфер обмена соответственно.
Далее приведены примеры "шпионских" протоколов, перехваченных в процессе очистки и прожига болванки CD-RW (листинг 5.2).
Листинг 5.2. Содержимое перехваченных CDB-блоков, посылаемых программой Alcohol 120% устройству при быстрой очистке лазерного диска
1E 00 00 00 01 00^ PREVENT REMOVAL (ON) +
51 00 00 00 00 00^ READ DISK INFORMATION+|
1E 00 00 00 00 00^ PREVENT REMOVAL (OFF) 1 +
BB 00 FF FF FF FF ^ SET SPEED+||
5A 002A000000^MODE SENSE+|||
BB 00FFFF02C2^1+||
5A 002A000000^+||
1E 00 00 00 00 00^1---+
51 00 00 00 00 0051 00 00 00 00 00^^++
51 00 00 00 00 00
51 00 00 00 00 00
^
^
+
+
A1 11 00 00 00 00^ BLANK
Обратите внимание, что для очистки диска программа Alcohol 120% использует SCSI-команду BLANK, подробное описание которой содержится в документах "Multimedia Commands — 4" и "Information Specification for ATAPI DVD Devices". Именно команда BLANK, а не ERASE, как пытается убедить нас товарищ Всеволод Несвижский в своей книге "Программирование устройств SCSI и IDE". Приведенные им листинги программ не работают, да и не должны работать в принципе. Команда ERASE (10), с кодом операции 2Ch, местами упоминается как команда с кодом операции 1Ch, соответствующим SCSI-команде RECEIVE DIAGNOSTIC RESULTS, кстати, не поддерживаемой оптическими накопителями вообще. Команды ERASE (12) не то чтобы совсем не существовало в природе, однако согласно приведенному автором коду операции — ACh — это есть ни что иное, как команда GET PERFORMANCE. Интересно, как автор планировал что-либо стирать с ее помощью?
Ладно, оставим дохлое дело критики в стороне и продолжим нашу шпионскую деятельность, наблюдая за процессом прожига лазерного диска. Последовательность, SCSI-команд, посылаемых устройству, будет следующей:
Листинг 5.3. Содержимое перехваченных CDB-блоков, посылаемых программой Alcohol 120% устройству при "прожиге" образа лазерного диска
выбираем" прожиг " вменю
BB 00FFFFFFFF^SETSPEED
5A 002A000000^MODE SENSE
AC 0000000052^GETPERFORMANCE
появляется диалог "запись"
1E 0000000001^PREVENT REMOVAL (LOCK)
51 0000000000^READ DISK INFORMATION
1E 0000000000^PREVENT REMOVAL (UNLOCK)
запись
диска в
прогрессе
43
02
04
00
00
00
^
READ
ATIP
51
00
00
00
00
00
^
READ
DISK INFORMATION
52
00
00
00
00
00
^
READ
TRACK/ZONE INFORMATION
5A
00
05
00
00
00
^
MODE
SENSE
55
10
00
00
00
00
^
MODE
SELECT
51
00
00
00
00
00
^
READ
DISK INFORMATION
2A 00 FF FF D2 AC ^ WRITE(10) -+
2A 000000D2BC^1—writeLead-In
2A 000000D2CC^+
2A 00 00 00 65 B3 ^ WRITE(10) -+
2A 00000065CD^1—writetrack
2A 00000065E7^+
В заключение отметим перечень SCSI-команд, непосредственно относящихся к записи и рекомендованных для внимательнейшего изучения. Это: BLANK, CLOSE TRACK/SESSION, FORMAT UNIT, READ BUFFER CAPACITY, READ DISC INFORMATION, READ MASTER CUE, READ TRACK INFORMATION, REPAIR TRACK, RESERVE TRACK, SEND CUE SHEET, SEND OPC INFORMATION, SYNCHRONIZE CACHE, WRITE (10). Все вышеперечисленные команды относятся к Стандарту MMC-1 и потому максимально просты для понимания. Сам же текст стандарта можно найти по адресу: http://www.t10.org/ftp/t10/drafts/mmc/mmc-r10a.pdf.
Блокирование/разблокирование кнопки Eject
Если приложение, взаимодействующие с CD, выполняет операцию, которая не должна быть ни при каких обстоятельствах прервана, можно воспользоваться ICTL- командой блокировки лотка — IOCTL_CDROM_MEDIA_REMOVAL (а вот и ее непосредственное значение: 0x24804). При попытке сделать диску "Eject" — при заблокированном лотке, мой PHILIPS CDRW начинает злобно моргать красным огоньком, показывая, что диск IN, но он "is locked". Вплоть до момента разблокирования лотка извлечь диск можно разве булавкой или перезагрузив операционную систему.
Уже одно это создает богатое поле для всевозможных пакостей со стороны многочисленных злоумышленников, да и просто некорректно работающих программ, успевающих умереть от критической ошибки прежде, чем разблокировать лоток. Как с этим бороться? Да очень просто — разблокировать лоток самостоятельно!
Дело в том, что система не требует, чтобы разблокирование выполнялось в контексте того процесса, который выполнил блокирование. Она просто ведет счет количества блокировок, и если тот равен нулю, — лоток свободен. Соответственно, если счет блокировок равен, например, шести — мы должны шесть раз вызывать команду разблокирования, прежде чем лазерный диск удастся извлечь на свет божий.
Утилита, исходный текст которой приведен в листинге 5.4, позволяет манипулировать счетчиком блокировок диска по вашему собственному усмотрению. Аргумент командной строки "+" увеличивает значение счетчика на единицу, а "–" — уменьшает. При достижении счетчиком нуля дальнейшие попытки его уменьшения не возымеют никакого действия.
Как это можно использовать? Ну, например, для преждевременного извлечения диска из записывающей программы, что полезно для экспериментов. Другое применение: отлучаясь от своего компьютера на несколько минут, вы можете заблокировать диск, чтобы быть уверенными, что окружающие коллеги его не упрут. А если все-таки упрут (перезагрузив компьютер) заблокируйте лотки их CD-ROM'ob — пусть теперь перезагружаются!
Листинг 5.4. [/etc/CD.lock.c] Утилита для блокирования/разблокирования лотка в приводе CD-ROM
/*
*
*БЛОКИРУЕТ/РАЗБЛОКИРУЕТ ЛОТОК CD-ROM
*===================================
*
* build 0x001 @ 04.06.2003
*/
#include <windows.h>
#include <winioctl.h>
#include <stdio.h>
#define IOCTL_CDROM_MEDIA_REMOVAL 0x24804 main(int argc, char **argv) { BOOLact;
DWORDxxxx;
HANDLEhCD;
PREVENT_MEDIA_REMOVALpmrLockCDROM;
// ПРОВЕРКА АРГУМЕНТОВ if (argc<3){printf("USAGE: CD.lock.exe \\\\.\\X: {+,-}\n"); return -1;}
if (argv[2][0]==' + ') act=TRUE;// УВЕЛИЧИТЬ СЧЕТЧИК БЛОКИРОВОК
else if (argv[2][0]=='-') act=FALSE; // УМЕНЬШИТЬ СЧЕТЧИК БЛОКИРОВОК else {printf(stderr,"-ERR: in arg %c\n",argv[2][0]); return -1;}
// ПОЛУЧИТЬ ДЕСКРПИТОР УСТРОЙСТВА hCD=CreateFile(argv[1],GENERIC_READ,FILE_SHARE_READ,0,OPEN_EXISTING,0,0); if (hCD == INVALID_HANDLE_VALUE) {printf("-ERR: get CD-ROM\n");return -1;}
// ЗАБЛОКИРОВАТЬ/РАЗБЛОКИРОВАТЬ ЛОТОК CD-ROM'а
pmrLockCDROM.PreventMediaRemoval = act;
DeviceIoControl (hCD, IOCTL_CDROM_MEDIA_REMOVAL,
&pmrLockCDROM, sizeof(pmrLockCDROM), NULL, 0, &xxxx, NULL);
}
Хакерские секреты.
Рецепты тормозной жидкости для CD
Появление высокоскоростных приводов CD-ROM породило огромное количество проблем и, по общему мнению, пользователей плюсов здесь гораздо меньше, чем минусов. Этого реактивный гул, вибрация, разорванные в клочья диски — скажите, на кой черт все это вам нужно? К тому же, многие из алгоритмов привязки к CD на высоких скоростях чувствуют себя крайне неустойчиво, и защищенный диск запускается далеко не с первого раза, если вообще запускается. Какой же из всего этого выход? Естественно — тормозить! Благо, команду SET CD SPEED (опкод 0BBh) большинство приводов все-таки поддерживает. Казалось бы, задал нужные параметры и вперед! Ан нет, — тут все не так просто…
Неприятность первая (маленькая, но зато досадная!). Скорость задается не в "иксах", а в килобайтах в секунду (именно в килобайтах, а не байтах!). Причем однократной скорости передачи соответствует пропускная способность в 176 Кбайт/с. А двукратной? Думаете, 176 х 2 = 352? А вот и нет — 353! Зато трехкратная скорость вычисляется в полном соответствии с привычной нам математикой: 176 х 3 = 528, но уже четырехкратная скорость опять отклоняется от "иксов": 176 х 4 = 704, против 706 по стандарту. Неправильно заданная скорость приводит к установке скорости на ступень меньшей ожидаемой, причем соответствие между "иксами" и ступенями далеко не однозначное. Допустим, привод поддерживает следующий ряд скоростей: 16x, 24x, 32x и 40х. Если заданная скорость (в килобайтах в секунду) не дотягивает до нормативной скорости 32 "икса", то привод переходит на ближайшую "снизу" поддерживаемую им скорость, т. е. в нашем случае 16х. Отсюда мораль, для перевода "иксов" в килобайты в секунду их нужно умножать не на 176, а на 177!
Неприятность вторая (крупнее и досаднее). Команды, выдающей полный список поддерживаемых скоростей в стандартной спецификации, нет, и добывать эту информацию приходится исключительно методом перебора. Корректно работающая программа перед началом такого перебора должна убедиться в отсутствии носителя в приводе, а если он там есть — принудительно открыть лоток. Дело в том, что раскручивание некачественного CD-ROM диска до высоких скоростей может привести к его разрыву и вытекающей отсюда порче самого привода. Пользователь должен быть абсолютно уверен в том, что установленный в привод диск будет вращаться именно с той скоростью, с которой его просят, и его программа не станет самопроизвольно увеличивать скорость без видимых на то причин.
Неприятность третья (или тихий ужас). Некоторые приводы (в частности TEAK 522E) успешно заглатывают команду SET CD SPEED и подтверждают факт
изменения скорости, возвращая в MODE SENSE ее новое значение, однако физически скорость диска остается неизменной вплоть до тех пор, пока к нему не произойдет того или иного обращения. Поэтому, вслед за командой SET CD SPEED, недурно бы дать команду чтения сектора с диска, если, конечно, диск вообще присутствует. Изменять же скорость привода без диска в лотке — совершенно бессмысленная операция, пригодная разве что для построения ряда поддерживаемых скоростей, т. к. после вставки нового диска в привод прежние скоростные установки оказываются недействительными, и наиболее оптимальная (с точки зрения привода!) скорость для каждого диска определяется индивидуально. Так же привод вправе изменять скорость диска по своему усмотрению, понижая ее, если чтение идет неважно и, соответственно, увеличивая обороты, если же все идет хорошо.
Примеры исследования реальных программ
В качестве закрепления всего ранеесказанного и обретения минимальных практических навыков давайте исследуем несколько популярных программ, работающих с лазерными дисками на низком уровне, на предмет выяснения: как именно осуществляется такое взаимодействие.
Вызвав незаменимый отладчик Soft-Ice и установив точку останова на bpx CreateFileA if (*esp->4=='\\\\.\\'), мы будем последовательно запускать три следующих программы: Alcohol 120%, Easy CD Creator и CloneCD, каждый раз отмечая имя открываемого устройства. Итак, приступим.
Alcohol 120%
Программа Alcohol 120% в зависимости от настроек может обращаться к диску тремя путями: через собственный драйвер (по умолчанию), через ASPI/SPTI интерфейс и через ASPI Layer. Начнем с собственного драйвера. Установка точки останова на функции CreateFileA показывает, что программа Alcohol 120% открывает устройство \\.\SCSI2: (естественно, на других компьютерах номер может быть и другим), и дальнейшая проверка подтверждает, что функция DeviceIoControl получает тот же самый дескриптор, что возвратился при открытии устройства SCSI! Следовательно, под "собственным" драйвером программа Alcohol 120% понимает тот самый драйвер мини-порта, которой он и установил в систему при своей установке.
Теперь изменим настройки программы Alcohol 120% так, чтобы она работала посредством интерфейса SPTI/ASPI. После перезапуска программы (а при смене метода доступа программа Alcohol 120% требует обязательного перезапуска), мы снова "словим" открытие устройства \\.\SCSI2, а затем произойдет открытие диска \\.\G: (естественно, на других компьютерах буква может быть и другой). Собственно, при взаимодействии с устройством черезSPTI интерфейс именно так все и происходит. Точнее должно происходить. Программа Alcohol 120% открывает диск \\.\G: многократно, что указывает на "корявость" его архитектуры. Это существенно усложняет нашу задачу, поскольку мы вынуждены следить за всеми дескрипторами одновременно, и если упустить хотя бы один из них,
реконструированный алгоритм работы программы окажется неверным (разве не интересно узнать, как именно Alcohol 120% осуществляет копирование защищенных дисков?).
Наконец, переключив программу Alcohol 120% на последний оставшийся способ взаимодействия с диском, мы получим следующий результат: \\.\\SCSI2, \\.\MbMmDp32, \\.\G:. Устройство с именем MbMmDp32 и есть уже знакомый нам ASPI-драйвер. Правда, не совсем понятно, зачем программа Alcohol 120% явно открывает диск "\\.\G:", ведь ASPI-интерфейс этого не требует.
Easy CD Creator
Программа Easy CD Creator обращается к приводу непосредственно по его "родному" имени (в моем случае это CDR4_2K), а затем открывает устройство MbDlDp32, которое сам драйвер CDR4_2K, собственно, и регистрирует.
Следовательно, программа Easy CD Creator работает с диском посредством своего собственного драйвера и, чтобы разобраться с ним, нам потребуется:
Дизассемблировать драйвер CDR4_2K и проанализировать, каким IOCTL-кодам какие действия драйвера соответствуют.
Отследить все вызовы функции DeviceIoControl (просто поставьте на нее условную точку останова, всплывающую при передаче "своего" дескриптора, возращенного функцией CreateFileA("\\\\.\\CRDR_2K", …) и CreateFileA("\\\\.\\MbDlDp32", …).
Оформив последовательность IOCTL-вызовов в виде импровизированной программы, мы сможем воссоздать протокол взаимодействия с диском и найти защиту (если она там есть).
CloneCD
Точка останова, установленная на функцию CreateFileA показывает, что программа CloneCD общается с диском посредством своего собственного драйвера — \\.\ELBYCDIO, причем по не совсем понятным причинам его открытие происходит в цикле, так что дескриптор драйвера возвращается многократно.
Часть III
Защиты от копирования и способы их преодоления
Глава 6
Механизмы защиты
В этой главе рассматриватся различные механизмы защит от несанкционированного копирования CD с объяснением принципов их работы, примерами программной реализации и демонстрацией как эти защиты могут быть нейтрализованы.
Классифицировать защиты от несанкционированного доступа можно по разным критериям (на редкость умная фраза, конечно, но надо же как-то начать).
Наиболее важными из них является следующие:
стойкость к взлому (копируется штатным копировщиком; копируется специализированным копировщиком или допускает эмуляцию защищенного носителя; не копируется в автоматическом режиме вообще);
принцип защиты (нестандартная разметка диска; привязка к физическим характеристикам конкретного носителя);
степень совместимости с программно/аппаратной средой (защитный механизм полностью соответствует стандарту и совместим со всем стандартным оборудованием; защитный механизм формально не нарушает стандарт, но закладывается на никем не гарантированные особенности реализации оборудования; защитный механизм явно нарушает стандарт, закладываясь на вполне определенный модельный ряд оборудования);
уровень реализации (программный — создание мастер-диска осуществляет на штатном оборудовании; аппаратный — создание мастер-диска требует специального оборудования);
интерфейс взаимодействия с приводом (стандартная библиотека языков Си и/или Паскаль; API операционной системы; низкоуровневый доступ к оборудованию);
объект защиты (защита от копирования всего диска целиком, защита от пофайлового копирования, защита цифрового "грабежа" аудио контента).
Что касается стойкости к взлому, то абсолютной защиты от копирования оптических носителей не существует, да и не может существовать в принципе, поскольку, коль скоро диск можно прочитать, можно его и скопировать. Конечно, при наличии достойной аппаратной защиты, насильно вмонтированной в чипсет привода, процедура взлома рискует оказаться весьма непростой, а то и вовсе нереализуемый на штатном оборудовании. Но что помешает хакеру модифицировать прошивку своего привода или внести в него определенные конструктивные изменения, заблокировав защиту? Достаточно вспомнить нашумевшую историю с чипами MOD, чтобы все иллюзии держателей авторских прав рассеялись словно дым.
Бороться с профессиональными взломщиками — абсолютно бессмысленно. Этот бой еще не выигрывал никто. Чем стремительнее совершенствуются защитные механизмы, тем соблазнительнее выглядит их взлом. Даже самые совершенные защиты ломаются — это только вопрос времени, стимула и вложенных во взлом денег (а финансовый потенциал пиратов поистине безграничен — имейте ввиду).
Поэтому защищаться следует не от хакеров, а от квалифицированных пользователей. По минимуму, защищенный диск не должен копироваться никакими штатными копировщиками (Ahead Nero, Roxio Easy CD Creator), а по максимуму — и специализированными копировщиками защищенных дисков тоже (Alcohol 120%, CloneCD). Впрочем, некопируемость бывает очень разной. Физические дефекты поверхности на бытовом оборудовании не копируются в принципе, но легко имитируются искажением контрольной суммы сектора, которая, впрочем, умными защитами элементарно распознается (правда, для этого защита должна спуститься с уровня API на несколько ступень вглубь, получив прямой доступ к железу, что не есть хорошо в плане конфликтности и безопасности).
Еще сложнее справиться с эмуляцией оригинального носителя. Некоторые продвинутые копировщики (например, Alcohol 120%) создают виртуальный привод, ведущий себя точь-в-точь как защищенный диск, старательно воспроизводя все ну, или практически все, физические характеристики поверхности. Отсюда: трудоемкость копирования оригинального носителя определяется отнюдь не сложностью имитации тех или иных ключевых особенностей, а скрытностью их размещения.
Другими словами, необходимо найти такой набор отличительных признаков, факт присутствия которого было бы чрезвычайно трудно обнаружить. Хорошим кандидатом на эту роль выглядят каналы подкода нечитаемых секторов — в силу конструктивных особенностей оптических приводов, точность позиционирования на субканальные данные невелика и результат SCSI/ATAPI-команды READ SUBCHANNEL не только непредсказуем, но еще и не воспроизводим! При каждом ее выполнении она возвращает субканальные данные сектора N ± δ + k, где N — адрес запрошенного сектора, δ — случайная, а k — систематическая погрешность привода. Таким образом, на "грабеж" субканальных данных всех секторов уйдет очень много времени, а, если, субканальные данные умышленно перепутаны и/или искажены,
задача их копирования становится вообще нереальной. Скопировать такой диск практически невозможно — ни существующими, ни последующими копировщиками. Стойкость защиты к bit-hack'у в общем-то не критична. Какой бы крутой она не была, ее все равно взломают — был бы стимул! Поэтому речь идет лишь о затруднении копирования оригинальных носителей штатными или хакерскими средствами. А как можно затруднить копирование?
Во времена господства MS-DOS и 3,5"/5,25" накопителей на гибких магнитных дисках (или приводов floppy) широко использовалась такие приемы защиты, как нестандартная разметка диска и создание трудновоспроизводимых дефектов диска, которые могли быть реализованы как на аппаратном, так и на программном уровне. Под "аппаратным" уровнем в данном контексте понимается нестандартное оборудование, используемое для записи защищенного диска (например, устройство, формирующее лазерные метки, путем испарения магнитного покрытия в строго определенных местах или же банальный конденсатор перменной емкости (КПЕ), подключенный параллельно к кварцу для изменения его частоты, а, значит, и длины дорожки). "Программные" же методики защиты ограничивались лишь штатным оборудованием, значительно снижая накладные расходы на тиражирование оригинальных дисков (при небольших партиях это было весьма актуально). Самое забавное, что стойкость аппаратных защит была ничуть не выше программных и все они ломались программными методами, зачастую в полностью автоматическом режиме.
Вообще говоря, все существующие методики защиты лазерных дисков можно разделить на два типа:
нестандартная разметка диска;
привязка к физическим характеристикам конкретного носителя.
Защиты первого типа живут за счет нарушения стандартов, в то время как подавляющее большинство "честных" программ эти самые стандарты стараются соблюдать. В результате, защищенный диск не может быть скопирован штатным способом, на что держатели авторских прав, собственно, и рассчитывают. Идея нестандартных разметок не нова и широко использовалась еще во времена "древних" компьютеров таких как "Амига", "Спектурм" и прочих. Устоять против "человека с мозгами" такая защита все равно не могла, а вот проблемы, которые она вызывала у легальных пользователей, уже давно вошли в анналы. Любое, даже самое незначительное отступление от стандартов, лишает вас всяких гарантий того, что диск вообще будет читаться! Большое количество разнородного оборудования, присутствующего на рынке, не позволяет протестировать защищенные диски на всех существующих моделях приводов, а, значит, есть риск, что обладатели не протестированных моделей столкнуться с серьезными проблемами. И с ростом тяжести нарушения стандарта, этот риск многократно усиливается.
Рис. 6.1. Классификация защитных механизмов
Защита диска от проигрывания в компьютерных приводах CD-ROM, так же называемая защитой от цифрового воспроизведения — самый гнусный тип защиты из всех защитных механизмов вообще. Основная цель защиты — предотвратить несанкционированное копирование диска и его "грабеж" в MP3, в тоже самое время никак не препятствуя его нормальному проигрыванию. Очевидно, что требования, предъявляемые к защите, взаимоисключающие, поскольку, воспроизведение аудиодиска в общем случае его "грабеж" и есть. Куда подаются "сграбленные" данные (на вход ЦАП или MP3-компрессора) это уже не суть важно, т. к. провод не сообщает диску через какие электронные цепи он его читает (со своим завтраком не разговаривают!)
Правда, на практике все обстоит не совсем так. Бытовые аудио проигрыватели и компьютерные приводы CD-ROM имеют множество конструктивных различий и по разному интерпретируют одну и туже информацию, записанную на CD. Да и сами компьютерные CD—ROM'ы чаще всего воспроизводят аудиодиски через специальный аудио-тракт, природа которого заметно отличается от цифрового канала чтения данных. Таким образом, создание защитного механизма сводится к преднамеренному внесению в структуру диска таких искажений, которые бы проявлялись лишь в режиме цифрового "грабежа" данных, а во всех остальных случаях оставались незамеченными.
Как уже говорилось ранее, любые искажения структуры диска, выходящие за рамки стандарта, делают диск нестандартным, а поведение нестандартных дисков на произвольном оборудовании — непредсказуемо! Причем, обработка нестандартных аудиодисков значительно отличается от обработки нестандартных дисков с данными. Защитный механизм, помещенный в исполняемый файл и, по сути своей являющийся программой, знает все об искажениях формата защищенного диска и знает как его следует обрабатывать. От читающего провода требуется лишь одно — не мешать и делать то, и только то, что ему скажут. Аудиодиск, обрабатывающийся микропрограммой самого привода, — это совсем другое дело, ибо представляет не исполняемый код, а данные и эти данные приходится обрабатывать внешней программе ("прошивке" привода), которая спроектирована в соответствии со стандартом и любые отклонения от данного вправе трактовать как "nonaudio disk or no disk present". Огромное количество "разношерстной" цифровой техники чрезвычайно затрудняет задачу тестирования защитных механизмов на совместимость.
Фактически защита от копирования аудиодисков превращается в защиту от их воспроизведения. Зачастую такие диски отказываются работать даже на обыкновенных аудио плеерах, не говоря уже про компьютерные CD-ROM'ы, на которых если они и воспроизводятся то только через аудио тракт, который мало помалу уже начинает отмирать. Так операционные системы Windows 2000 или Windows XP во всю используют цифровое воспроизведение аудиодисков, а на Mac'ах это, судя по слухам, и вовсе их основной режим. Не собираясь рассуждать о достоинствах цифрового воспроизведения перед аналоговым (это тема совсем другой книги), отметим лишь то, что каждый пользователь вправе сам выбирать наиболее предпочтительный способ прослушивания. А потому, взлом таких защит не то что незаконное, но даже благородное дело!
Компания PHILPS (один из изобретателей технологии CD) открыто выступает против любых нарушений стандарта и запрещает маркировать защищенные диски логотипом "CD". Законодательство многих стран (в том числе и России) придерживается такого же мнения. Защищенный нестандартным форматом диск должен содержать недвусмысленное предупреждение, что приобретаемый вами кусок пластика только с виду похож на компакт-диск, но в действительности таковым не является.
Ностальгия
"Во времена Спектрума с дисководом одна фирма, которая выпускала компьютерный журнал (не могу вспомнить название за давностью событий) придумала вот что — на микросхему контроллера дисковода подается определенная тактовая частота, исходя из которой он и оперирует. А поскольку метод записи там MFM, т. е. FM, то от частоты зависит длина дорожки. Обычно (если я правильно помню) длина дорожки была около 6200 байт (это неформатированная длина). Так вот — эта фирма (наверное, скорее – группа товарищей) делала на диске дорожку длиной, например, 5000 байт (т. е. меньше). За счет ФАПЧ в контроллере она читалась вполне нормально, но длина в 5000 байт сохранялась.
Так вот — такую защиту скопировать было невозможно на стандартном компьютере (это понятно). Но я как раз-то писал именно копировщик таких защищенных дисков… И придумал соответственно на время копирования такой — дорожки подключать параллельно кварцу в контроллере КПЕ, крутя который следовало добиваться нужной длины (на экране все отображалось)" Bob Johnson
Встроенная защита CD-дисков
Защита от несанкционированного копирования была заложена в лазерные диски изначально. Даже в те незапамятные времена, когда еще не существовало ни персональных компьютеров, ни лазерных дисков с данными, ни самой проблемы пиратства, "Красная книга" уже описывала специальный бит digital copy prohibited/permitted, запрещающий цифровое чтение с носителя, если держателю авторских прав было так угодно (см. поле CONTROL Q-канала подкода, если первый, считая от нуля, бит сброшен, то цифровое чтение разрешено и, соответственно, наоборот). Однако, ни один их известных автору копировщиков этот
бит не учитывает (Ahead Nero Burning ROM выдает предостерегающее предупреждение, но не более того), и ни один из приводов не блокирует цифровое чтение, даже если оно и "запрещено". Отчасти это вызвано тем, что цифровое воспроизведение имеет значительные преимущества перед аналоговым (меньше посторонних шумов, программная коррекция звука и т. д.), чем и объясняется стремительное вытеснение последнего с рынка. Устройству, не поддерживающему цифровое воспроизведение, будет очень трудно найти своего покупателя, вот производителям и приходиться игнорировать стандарт в угоду интересам пользователя.
Защиты, основанные на нестандартных форматах диска
Искажение TOC и его последствия
Искажение TOC — жестокий, уродливый но на удивление широко распространенный прием, использующийся в доброй половине защитных механизмов. Штатные копировщики (Easy CD Creator, Stomp Record Now, Ahead Nero Burning ROM) на таких дисках в буквальном смысле слова "сходят с ума" и "едут крышей". Копировщики защищенных дисков (CloneCD, Alcohol 120%) к искаженному TOC относятся гораздо лояльнее, но требуют для своей работы определенного сочетания пишущего и читающего приводов, да и в этом случае копируют такой диск не всегда. Пишущий привод обязательно должен поддерживать режим RAW DAO (Disc At Once), — в котором весь диск записывается за один проход лазера. Режим RAW SAO (Session At Once) для этих целей совершенно непригоден, поскольку предписывает приводу писать сначала содержимое сессии, а потом — TOC. Как следствие — приводу приходится самостоятельно анализировать TOC, чтобы определить стартовый адрес сессии и ее длину. Попытка записать искаженный TOC в режиме RAW SAO в общем случае приводит к непредсказуемому поведению привода и работоспособной копии защищенного диска нечего и думать! Первая, встретившаяся приводу, сессия с искаженным TOC, обычно оказывается и последней, т. к. остальные сессии писать уже некуда (искажение TOC обычно преследует цель увеличения размера сессии до нескольких гигабайт).
Читающий привод помимо режима "сырого" чтения (который поддерживают практически все приводы) должен уметь распознавать искаженный TOC, автоматически переходя в этом случае на использование "резервного" средства адресации — Q-канала подкода. В противном случае, сессия, содержащая искаженный TOC, окажется недоступной для чтения даже на секторном уровне.
Таким образом, копирование дисков с искаженным TOC осуществимо не на всяком оборудовании и порядка 1/3 моделей пишущих приводов для этих целей непригодны. Узнать: поддерживает ли выбранная вами модель привода режим RAW DAO или нет можно в частности из раздела "Tech support" справочной системы по программе
CloneCD, где перечислены характеристики достаточно большого количества всевозможных приводов (впрочем, моих приводов там увы нет). Другой путь — "скормить" приводу SCSI/ATAPI команду 46h (GET CONFIGURATION) и посмотреть что он ответит. Из двух моих пишущих приводов режим RAW DAO поддерживает один лишь NEC. С определением возможности чтения искаженных сессий дела обстоят на порядок сложнее, ибо данная особенность поведения является исключительно внутренней характеристикой привода и не афишируется ни самим приводом, ни его производителями. Приходится выяснять эту информацию экспериментально. Возьмите диск с искаженным TOC (о том как его создать — рассказано далее в этой главе), вставьте его в привод и попробуйте прочесть несколько секторов из искаженной сессии. Реакция приводов может быть самой разнообразной. Тот же PHILIPS в зависимости от "настроения" своих электронных цепей, то рапортует об ошибке чтения, то возвращает совершенно бессмысленный мусор, в котором не угадывается даже синхропоследовательность, возглавляющая заголовок "сырого" сектора.
Основной недостаток защитных механизмов с искаженным TOC состоит в том, что некоторые приводы такие диски просто не "видят" и потому не могут их воспроизвести. Легальный пользователь, испытавший несовместимость защиты со своей аппаратурой, в лучшем случае обложит ее разработчика матом и поспешит вернуть диск продавцу…. если конечно, сможет вытащить эту "бяку" из недр CD- ROM'a, что вовсе не факт, поскольку микропроцессорная начинка некоторых приводов при попытке анализа искаженного TOC'a просто "зависает" и привод полностью абстрагируется от всех раздражителей внешнего мира, не реагируя в том числе и на настойчивые попытки пользователя сделать диску Eject. Отверстие для аварийного выброса диска, правда, еще никто не отменял, но по слухам не везде оно есть (хотя лично мне такие приводы еще не встречались), а там где есть — зачастую оказывается скрытым за декоративной панелью или, что более вероятно, пользователь может вообще не знать, что это за отверстие такое, для чего оно предназначено и как им, собственно, следует пользоваться. Посмотрите внимательно на лицевую панель своего привода CD-ROM, видите, — внизу лотка расположено крохотное отверстие порядка 1 мм в диаметре? Воспользовавшись любым длинным, тонким и достаточно прочным предметом, например, металлической канцелярской скрепкой, слегка приоткройте лоток, введя "отмычку" в указанное отверстие до упора и еще чуть-чуть надавив. Все! — дальше лоток можно выдвинуть уже руками.
Внимание !
Во-первых проделывайте эту операцию только при выключенном компьютере, а, во- вторых, держите "отмычку" строго горизонтально, иначе вы можете промазать и угодить в какой ни будь нежный узел, основательно его повредив.
На "Макинтошах" (Macintosh) таких отверстий нет — это точно (или же пользователи этих компьютеров сплошь идиоты). Во всяком случае, количество судебных исков, поданных последними, в буквальном смысле слова не поддается ни разуму, ни исчислению. Самое интересное, что подавляющее большинство этих исков были удовлетворены и разработчикам пришлось оплатить и "ремонт" аппаратуры, и моральный ущерб, и, собственно сами, судебные издержки. (Между
нами говоря, снятие защиты с дисков, записанных с грубыми нарушениями стандарта, коими в частности и являются диски с искаженным TOC, не считается взломом, и не преследуется по закону, поэтому: ломайте, ломайте и еще раз ломайте).
Некорректный стартовый адрес трека
Для создания защищенного диска с искаженным TOC нам понадобиться: любая программа записи на диск, умеющая создавать многосессионные диски (например, Roxio Easy CD Creator), копировщик защищенных дисков, сохраняющий содержимое TOC в текстовом файле, доступном для редактирования (мы выбираем CloneCD) и, естественно, сам пишущий привод, поддерживающий режим "сырой" записи в режиме DAO. Для облегчения восприятия материала все действия будут расписаны по шагам, хотя это выглядит и не слишком литературно.
Шаг первый. Создание оригинального диска. Достаем из упаковки новую болванку CD-R или, что даже лучше, вставляем в привод "потертый жизнью" диск CD-RW и записываем на него пару сессий в штатном режиме. Будет лучше (вернее нагляднее) если вторая сессия будет включать в себя файлы первой сессии, той самой сессии, чей TOC мы и собираемся искажать. Интересно, сможет ли привод прочесть ее содержимое или нет?
Шаг второй. Получение образа оригинального диска. Запускаем программу CloneCD и указываем ей создать образ оригинального диска (выбираемый профиль настроек на данном этапе некритичен, поскольку диск еще не защищен, то с равным успехом можно использовать как "CD с данными", так и "Protected PC Game"; флажок "создавать Cue-Sheet" устанавливать необязательно — все равно он действителен лишь на односессионных компакт-дисках).
Шаг третий. Искажение стартового адреса первого трека в образе. Если все сделано правильно и программно/аппаратное обеспечение во всей своей совокупности работает нормально, на жестком диске должны образоваться три файла: IMAGE.CCD, — несущий в себе содержимое Q-канала подкода области LeadIn или, попросту говоря, TOC; IMAGE.IMG — "сырой" образ диска со всеми секторами от 00:00:02 до "сколько на диске есть там" и IMAGE.SUB — содержимое полей подкода "программной" части диска. Последний файл в принципе может и отсутствовать (он создается только если установлен флажок "Чтение субканалов из треков с данными"), но это некритично, т. к. сейчас нас в первую очередь интересуют не каналы подкода, а сам TOC! Откроем файл IMAGE.CCD в любом текстовом редакторе и попытаемся перевести расклад геометрии диска на человеческий язык (листинг 6.1). Обобщенно говоря, диск содержит две секции, — по одному треку каждая. Абсолютный адрес начала первого трека — 00:00:02, абсолютный адрес Lead-Out области первой сессии — 00:29:33 (адрес последнего сектора трека на две секунды короче), абсолютный адрес начала второго трека — 03:01:33, а абсолютный адрес Lead-Out второй сессии — 03:24:33. Максимально достижимая емкость диска — 22:14:34 (хотя на самом диске и написано, что он 23минутный).
Листинг 6.1. Содержимое неискаженного TOC в "сыром" виде
[CloneCD]
; данные о CloneCD
Version=3
; версия CloneCD. Идет лесом
[Disc]
; данные диска
TocEntries=12
; кол-во элементов TOC'a
Sessions=2
; кол-во сессий = 2
DataTracksScrambled=0 ; поле DVD (см. inf-8090)
CDTextLength=0
; для CD эта информация лишена смысла
; CD-Text'a в полях подкода Lead-In области нету
[Session 1]
; данные сессии 1
PreGapMode=1
; тип трека Mode 1(трек с данными, 2048 байт данных)
PreGapSubC=0
; данных подканала – нет
[Session 2]
; данные сессии 2
PreGapMode=1
; тип трека Mode 1(трек с данными, 2048 байт данных)
PreGapSubC=0
; данных подканала – нет
[Entry 0]
; данные элемента TOC'a №0
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xa0
; номер первого трека сессии 1 в PMin/тип диска в PSec
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=1
; номер первого трека сессии 1
PSec=0
; тип диска CD-DA и CD-ROM диск в Mode 1
PFrame=0
; не несет никакой полезной информации
PLBA=4350
; номер трека представленный CloneCD как LBA-адрес, т.е . чушь
[Entry 1]
; данные элемента TOC'a №1
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xa1
; номер последнего трека сессии 1 в PMin
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=1
; номер последнего трека сессии 1 (в сессии только один трек)
PSec=0
; не несет никакой полезной информации
PFrame=0
; не несет никакой полезной информации
PLBA=4350
; номер трека представленный CloneCD как LBA-адрес, т.е . чушь
[Entry 2]
; данные элемента TOC'a №2
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xa2
; положение Lead-out области в PMin:PSec:PFrame
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=0
; \
PSec=29
; + - абсолютный адрес Lead-out области сессии 1
PFrame=33
; /
PLBA=2058
; LBA-адрес Lead-out области сессии 1
[Entry 3]
; данные элемента TOC'a №3
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0x01
; данные трека 1 сессии 1
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=0
; \
PSec=2
; + - абсолютный адрес начала трека 1 сессии 1
PFrame=0
; /
PLBA=0
; LBA-адрес начала трека 1 сессии 1
[Entry 4]
; данные элемента TOC'a №4
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xb0
; позиция следующий записываемой области в AMin:ASec:AFrame
ADR=0x05
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=2
; \
ASec=59
;+ - абсолютный адрес следующей записываемой области
AFrame=33
; /
ALBA=13308
; LBA-адрес следующей записываемой области
Zero=3
; кол-во pointer' ов в Mode 5
PMin=22
; \
PSec=14
;+ - абсолютный адрес максимальной записываемой области
PFrame=34
; /
PLBA=99934
; LBA-адрес максимальной записываемой области
[Entry 5]
; данные элемента TOC'a №5
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xc0
; стартовый адрес Lead-In области Hybrid диска (если он есть )
ADR=0x05
; Mode 5 (Оранжевая книга)
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=162
; рекомендуемая мощность лазера для записи
ASec=128
; Application code
AFrame=140
; зарезервировано
ALBA=288590
; LBA-" адрес " трех предыдущих полей
Zero=0
; зарезервировано
PMin=97
; \
PSec=27
;+ - абсолютный адрес Lead-In области Hybrid диска
PFrame=21
; /(адрес лежит за пределами диска, т.е . Hybrid-диска нет)
PLBA=-11604
; LBA-адрес Lead-In области Hybrid'a(вычислен с переполнением)
[Entry 6]
; данные элемента TOC'a №6
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xc1
; копия ATIP-информации
ADR=0x05
; -+
Control=0x04;
-+
TrackNo=0;
-+
AMin=4;
-+
ASec=120;
-+
AFrame=96;
-+
ALBA=26946;
-+ - ATIP информация
Zero=0;
-+
PMin=0;
-+
PSec=0;
-+
PFrame=0;
-+
PLBA=-150;
-+
[Entry 7];
данные элемента TOC'a №7
Session=2;
элемент сессии 2 (вот мы и добрались до сессии 2!)
Point=0xa0;
номер первого трека сессии 2 в PMin/тип диска в PSec
ADR=0x01;
q-Mode == 1
Control=0x04;
диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0;
трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=0;
\
ASec=0;
+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0;
/
ALBA=-150;
LBA-адрес текущего трека
Zero=0;
это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=2;
номер первого трека сессии 2 ( нумерация треков сквозная!)
PSec=0;
тип диска CD-DA и CD-ROM диск в Mode 1
PFrame=0;
не несет никакой полезной информации
PLBA=8850;
номер трека представленный CloneCD как LBA-адрес, т.е . чушь
[Entry 8];
данные элемента TOC'a №8
Session=2;
элемент сессии 2
Point=0xa1;
номер последнего трека сессии 2 в PMin
ADR=0x01;
q-Mode == 1
Control=0x04;
диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0;
трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=0;
\
ASec=0;
+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0;
/
ALBA=-150;
LBA-адрес текущего трека
Zero=0;
это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=2;
номер последнего трека сессии 2 (в сессии только один трек)
PSec=0
; не несет никакой полезной информации
PFrame=0
; не несет никакой полезной информации
PLBA=8850
; номер трека представленный CloneCD как LBA-адрес, т.е . чушь
[Entry 9]
; данные элемента TOC'a №9
Session=2
; элемент сессии 2
Point=0xa2
; положение Lead-out области в PMin:PSec:PFrame
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=3
; \
PSec=24
; + - абсолютный адрес Lead-out области сессии 2
PFrame=23
; /
PLBA=15173
; LBA-адрес Lead-out области сессии 2
[Entry 10]
; данные элемента TOC'a №10
Session=2
; элемент сессии 2
Point=0x02
; данные трека 2 сессии 2
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=3
; \
PSec=1
; + - абсолютный адрес начала трека 2 сессии 2
PFrame=33
; /
PLBA=13458
; LBA-адрес начала трека 2 сессии 2
[Entry 11]
; данные элемента TOC'a №11
Session=2
; элемент сессии 2
Point=0xb0
; адрес следующей записываемой области в AMin:ASec:AFrame
ADR=0x05
; Mode 5
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=4
; \
ASec=54
;+ - абсолютный адрес следующей записываемой области
AFrame=23
; /
ALBA=21923
; LBA-адрес следующей записываемой области
Zero=1
; кол-во pointer'ов Mode 5
PMin=22
; \
PSec=14
; + - абсолютный адрес последней возможной Lead-out области
PFrame=34
; / (на самом диске написано 23 мин, ; это ж как надо округлять 22:14:34)
PLBA=99934
; LBA-адрес последней возможной Lead-out области
[TRACK 1]
; данные трека 1
MODE=1
; режим Mode 1
INDEX 1=0
; post-gap?
[TRACK 2]
; данные трека 2
MODE=1
; режим Mode 1
INDEX 1=0
; post-gap?
Давайте теперь немного "поиздеваемся" над TOC и увеличим стартовый адрес первого трека так, чтобы он вышел далеко за пределы первой сессии и попал… ну, собственно, куда-нибудь он все равно попадет. Чтобы быстро отыскать
соответствующую
ему запись, воспользуемся контекстным поиском. Жмем на
клавишу <F7> и вводим point=0x1 (листинг 6.2).
Листинг 6.2. Атрибуты трека 1
[Entry 3]
; данные элемента TOC'a №3
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0x01
; данные трека 1 сессии 1
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=0
; \
PSec=2; + - абсолютный адрес начала трека 1 сессии 1
PFrame=0; /
PLBA=0; LBA-адрес начала трека 1 сессии 1
Как мы видим, здесь присутствует как абсолютный, измеряемый в минутах: секундах: фреймах, так и LBA-адрес трека, представляющий собой ничто иное, как порядковый номер сектора, считая от нуля. На самом деле, LBA-адрес — это "отсебятина", добавляемая в файл самим CloneCD и в TOC он не храниться. Судя по всему, CloneCD вычисляет LBA-адрес исходя из соображений удобства (работать с LBA-адресацией, действительно намного комфортнее). Однако, при внесении каких-либо изменений в CCD-файл, за согласованием обоих типов адресов нам придется следить самостоятельно. Для перевода абсолютных адресов в LBA можно воспользоваться следующей формулой:
Logical Sector Address = (((Minute * 60) + Seconds) * 75 +Frame) – 150.
Далее в листинге 6.3 представлен вид атрибутов трека 1 до и после искажения.
Листинг 6.3. Атрибуты трека 1 до искажений (слева) и после искажения (справа)
[Entry 3]
[Entry 3]
Session=1
Session=1
Point=0x01
Point=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
Control=0x04
Control=0x04
TrackNo=0
TrackNo=0
AMin=0
AMin=0
ASec=0
ASec=0
AFrame=0
AFrame=0
ALBA=-150
ALBA=-150
Zero=0
Zero=0
PMin=0
^
PMin=10
PSec=2
^
PSec=2
PFrame=0
^
PFrame=0
PLBA=0
^
PLBA=-1
На самом деле коварный автор схитрил и вместо вычислений LBA-адреса имел в виду тот факт, что его версия CloneCD всегда использует абсолютные адреса, а LBA — игнорирует. Выбор абсолютного адреса первого трека — произвольный, но осуществленный с таким расчетом, чтобы искаженный адрес гарантированно "вылетал" за границы первой сессии, область Lead-Out которой находится по адресу 00:29:33 (см. поля PMin:PSec:PFrame в секции [Entry 2] листинга 6.1. ).
Шаг четвертый. Монтирование искаженного образа на виртуальный привод. Теперь смонтируем искаженный образ диска на виртуальный привод, создаваемый
программой Alcohol 120% и посмотрим, что из этого получилось. Конечно, нет никакой уверенности в том, что виртуальный привод поведет себя как настоящий, но ведь и настоящие приводы на искаженных дисках ведут себя по разному! Поэтому, использовать Alcohol 120% в качестве рабочего "макетника" вполне допустимо, тем более что это экономит уйму времени и болванок, ведь монтирование виртуального диска в отличии от прожига болванки осуществляется мгновенно, если, конечно оно вообще осуществляется… Вплоть до версии 1.4.3 включительно — самой свежей версии на момент написания этих строк — программа Alcohol 120% органически не переваривала искаженные образы дисков и отказывалась их монтировать, апеллируя к недоступности образа файла: "Unable to mount image. File not accessible". Судя по всему, Alcohol 120% понимает искаженный TOC слишком буквально, пытаясь отыскать в файле-образе то, что там заведомо нет (трека, начинающегося с адреса 10:02:00 и заканчивающегося адресом 00:29:33 там точно нет!).
Какая жалость! Возможность монтирования дисковых образов с искаженным TOC позволила бы нам преодолевать защиту от копирования на любых пишущих приводах, а не только тех, что поддерживают режим RAW DAO, — просто сбрасываем образ защищенного диска на болванку в виде обыкновенного файла и динамически монтируем его программой Alcohol 120% по мере необходимости. Выходит, что на проверку эта программа оказывается гораздо менее крута, чем это кажется!
Шаг пятый. Запись искаженного образа на диск. В порядке эксперимента попробуем прожечь искаженный образ в режиме RAW SAO, в котором, как уже было сказано ранее, корректная запись сессий с искаженным TOC невозможна. Для гарантированного исключения возможных побочных эффектов желательно использовать привод не поддерживающий режим RAW DAO чисто физически (ну мало ли, вдруг копировщик в плане проявления чудес искусственного интеллекта автоматически перейдет на более подходящий режим записи, игнорируя наши установки).
Мастер записи образов копировщика Alcohol 120% выдает следующую информацию о записываемом образе (листинг 6.4). Обратите внимание на размеры и адрес первого трека первой сессии (они выделены полужирным шрифтом).
Листинг 6.4. Сводная информация по записываемому образу, выдаваемая Alcohol 120%
Тип :Файл-образCloneCD
Путь:L:\
Имя :Image.ccd
Image.img
Image.sub
Размер :8.81 MB
Сессий:2
Треков :2
Сессия 01:
Трек 01: Mode 1, Длина: -42942(8191.92 GB), Адрес: 045000
Сессия 02:
Трек 02: Mode 1, Длина : 001715(3.3 MB), Адрес : 013458
Вот это номер! Если верить программе Alcohol 120%, то длина первой трека составляет целых 8 Тбайт. Этот чудовищный объем не то, что на CD-, даже на DVD- диск не залезет! На самом деле, длина треков в TOC нигде явным образом не хранится, но вычисляется как разница стартовых адресов двух смежных треков (если же сессия содержит всего один трек, то в ход идет адрес области Lead-Out, примыкающей к треку). Искажение стартового адреса первого трека привело к тому, что разница стартовых адресов области Lead-Out и этого самого трека стала отрицательной.Действительно, 00:29:33 – 10:02:00 = 2058 – 45000 = – 42942,
а, если вспомнить, что LBA-адреса по стандарту выражаются 32-разрядными неотрицательными числами, становится понятно, как программа Alcohol 120% получила такой неестественно огромный объем (отрицательные числа — это такие числа, чей старший бит взведен, отсюда — маленькое отрицательное число — это очень-очень большое положительное). Расчеты показывают, что заявленное Alcohol 120% значение в 8-Тбайт достигается лишь при использовании 43-битных переменных. Вот это да! Alcohol 120% явно проектировался с запасом на будущее (а в будущем нас, как известно, ждут диски с объемами от 30 и более Гбайт, для адресации которых 32-бит оказывается уже недостаточно, плюс еще необходимо учесть резерв, предназначенный для "отлова" отрицательных длин, образовавшихся в результате жестоких "извращений" с TOC, ведь программа Alcohol 120% — это защищенный копировщик!)
И вот наступает волнующий момент — момент "заливки" искаженного образа на диск CD-R/CD-RW.
Внимание !
Используя диск CD-RW вы должны отдавать себе отчет в том, что можете его безвозвратно потерять! Если ваш единственный пишущий привод откажется опознавать такой диск, очистка последнего окажется невозможной!
Благополучно проглотив искаженный образ, безо всяких препирательств со своей стороны, привод зажигает огонек индикации записи (если, конечно, на вашем приводе он есть) и приступает к делу. Проходит минута, другая… а индикатор прогресса по прежнему остается на нуле. К исходу шестой минуты, когда пишущая головка достигает кромки диска, процесс записи аварийно прерывается приводом и Alcohol 120%, издав грустное "бэмс", сигнализирует об аппаратной ошибке.
Просмотр "недорезанного" диска на приводах ASUS и NEC обнаруживает лишь первую сессию, а от второй не видно и следа. С приводом PHILIPS дела обстоят еще хуже — он вообще отказывается признавать вставленную в него "штуку" лазерным диском и, после непродолжительного скрежета своих механических внутренностей, сопровождаемых натужными завываниями перебирающего различные скорости мотора, индикатор "DISC IN" прощально гаснет. "Прощально" в том смысле, что с
испорченной болванкой вам придется расстаться. Конечно, если это всего лишь дешевый диск CD-R, то туда ему и дорога, но потерять CD-RW — жалко. К счастью, на приводе NEC очистка диска протекает успешно и воодушевленные этим обстоятельством, мы продолжаем свои "издевательства" вновь.
Копировщик CloneCD ведет себя в этом отношении иначе. Во-первых, он оценивает длину искаженного трека в 4 294 868 664 Кбайт (листинг 6.5), что указывает на использование 32-разрядных переменных и вытекающую отсюда невозможность отличать положительные длины от отрицательных. Обратите внимание на размер первого трека первой сессии (он выделен полужирным шрифтом).
Листинг 6.5. Сводная информация по записываемому образу, выдаваемая CloneCD
ИНФОРМАЦИЯ О ФАЙЛЕ-ОБРАЗЕ:
Число сессий: 2
Занято на диске : 34850 Кбайт
Секторов: 15173
Время: 03:22:23 (мин:сек:кадр)
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 4726 Кбайт
Число треков: 1
Pregap: Данные Mode 1, размер: 103359 Кбайт
Track 1: Данные Mode 1, размер : 4294868664 Кбайт
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 2:
Размер сессии: 3939 Кбайт
Число треков: 1
Track 2: Данные Mode 1, размер : 3939 Кбайт
Во-вторых, обнаружив, что запись искаженного TOC на данном приводе невозможна, CloneCD корректирует TOC так, чтобы его облик принял "человеческий" вид. В результате, процесс "прожига" протекает без каких-либо ошибок и мы получаем как будто бы работоспособный диск. Стартовый адрес первого трека начинается там, где кончается область Lead-In первой сессии (точнее, Pre-gap первого трека начинается там, где кончается Post-gap области Lead-In первой сессии, но это уже детали). Такой диск нормально читается в любом приводе CD-ROM, но! Если защитный механизм прочитает содержимое TOC, он легко обнаружит, что имеет дело с копией, но не оригиналом. Спрашивается: и на кой черт нам такое копирование нужно?! Хоть бы предупреждение было какое… Ладно, профессионалы запросто определят в чем
подвох, но в каком положении окажутся новички и/или просто квалифицированные пользователи, использующие программу CloneCD для своих нужд? В общем мрак одним словом…
Правда, в режиме RAW DAO "нарезка" искаженного образа протекает отлично и CloneCD не вносит в TOC никакой отсебятины, благодаря чему, у нас образуется действительно защищенный CD, который мы сейчас и будем "ломать".
Шаг шестой. Проверка работоспособности защищенного диска. Просмотр защищенного диска под приводом NEC показывает все файлы, даже те, что принадлежат первому треку — тому самому треку, чей стартовый адрес был жестоко искажен. Двойной щелчок мышью доказывает, что файлы не только присутствуют в каталоге, но и успешно открываются ассоциированным с ними приложениям и, судя по всему, выглядят вполне нормальными. Нашу душу начинают грызть смутные сомнения: действительно ли пишущий привод записал стартовый адрес первого трека таким, который мы просили или молчаливо исправил его налету?
Для ответа на этот вопрос мы должны исследовать геометрию диска, т. е. попросту говоря, прочитать TOC. Запускам уже полюбившийся нам Roxio Easy CD Creator и в меню CD находим пункт CD Information. Щелкаем по нему мышкой и на экране тут же раскрывается диалоговое окно с раскладкой диска.
Внимание!
Не все программы способы переваривать искаженный TOC! Easy CD Creator это умеет, а вот, например, Stomp Record NOW! — нет. В отсутствии подходящей утилиты вы можете воспользоваться программой raw.TOC.exe, поставляемой вместе с этой книгой на компакт-диске.
Как и следовало ожидать, стартовый адрес первого трека лежит далеко за пределами своей "родной" сессии и его длина, будучи выраженная положительным числом, значительно превышает доступную емкость диска (рис. 6.2). Так что все наши волнения абсолютно безосновательны!
Рис. 6.2. Отрицательная длина первого трека сводит штатный копировщик "с ума"
Постойте, но как же тогда осуществляется доступ к содержимому первого трека? А кто вам вообще сказал, что лазерный диск адресуется по трекам?! Основной адресацией лазерного диска с данными является сектор. Абсолютный же адрес всякого сектора однозначно определяется принадлежащим ему Q-каналом подкода (с учетом несовпадения границ секций и секторов максимально возможное расхождение допускаемое стандартом составляет 1 сек, т. е. 75 секторов, поэтому этот способ используется лишь для грубого позиционирования оптической головки). Точная наводка на цель выполняется непосредственно по самому секторному заголовку, в явном виде содержащему его абсолютный адрес. Номера треков в процессе обработки сектора вообще не участвуют, вернее могут и не участвовать… Но могут ведь и участвовать! Все зависит от электронной начинки привода и его микропрограммной прошивки. Как именно они в этом участвуют, — сие есть великая тайна разработчиков привода и простым смертным ее понять не дано. Но, так или иначе, встретив некорректный TOC некоторые приводы запутываются и в стройных битовых рядах возникает настоящая сумятица.
Результаты тестирования четырех моих приводов следующие: NEC и TEAC показывают содержимое обоих секций, корректно обрабатывая их содержимое. ASUS показывает только первую — искаженную — сессию и в упор не видит вторую, делая ее недоступной даже на секторном уровне. Зато файлы первой сессии обрабатываются вполне корректно. Привод PHILPS видит обе сессии, но корректно
обрабатывает файлы лишь последней из них (т. е. той, что не искажена). Искаженная сессия доступна на секторном уровне, но нестабильно. Иногда без всяких видимых причин, Филька (привод PHILPS) едет крышей и возвращает лишенный всякого смысла мусор.
Мораль: защитные механизмы, базирующиеся на искаженном TOC не могут закладываться ни на одну из сессий. Поэтому, обе сессии должны дублировать содержимое друг друга — авось хоть одну из них привод пользователя да прочитает. Какой же тогда в этой защите смысл? А вот какой — пускай защита не может без риска для жизни привязываться к сессиям, она может привязаться к сырому содержимому TOC'a. О том как осуществить такую привязку на практике мы поговорим чуточку позднее, а пока попробуем скопировать защищенный диск нашими фаворитами — CloneCD и Alcohol 120%, естественно, не забывая и штатные копировщики.
Автоматическое копирование и обсуждение его результатов
Горячо любимая мной программа Stomp Record Now! при попытке скопировать диск с искаженным стартовым адресом первого трека выводит сообщение "Invalid disk" и отказывается начинать операцию. В общем-то, это и не удивительно. Что можно взять с "юзерского" копировщика?
Гораздо интереснее протестировать поведение Ahead Nero популярнейшего профессионального копировщика программ. Проверка показывает, что независимо от состояния флажка Ignore Illegal TOC Type, находящегося во вкладке Read options и положения остальных опций, скопировать защищенный диск никак не получается. "Нюра" (программа Ahead Nero CD Speed) выдает сообщение "Invalid track mode" и даже не пытается начать чтение! Служебная утилита Scan Disk Ahead Nero CD Speed так же работает некорректно и выполняет сканирование отнюдь не первого трека, но той области, в которой расположен искаженный стартовый адрес (рис. 6.3). На рисунке видно, что утилита "согласилась" на сканирование диска с искаженным стартовым адресом, однако, "залезла" совсем "не в ту степь", принявшись сканировать область диска, с адресом первого трека, указанную в TOC. Второй же трек здесь и вовсе не виден!
Рис. 6.3. Сканирование служебной утилитой Scan Disk программы Ahead Nero CD Speed
Теперь перейдем к копировщикам защищенных дисков, одним из которых является CloneCD, создатели которого утверждают, что он может справиться с любой, существующей ныне защитой.
В какой бы привод защищенный диск ни был вставлен, CloneCD выдает неизменно постоянный результат, не имеющий ничего общего с реальной действительностью. Обратите внимание (листинг 6.6), что он распознал на диске лишь одну сессию из двух (первую), да и то неправильно. По его скромному мнению, диск содержит всего одну сессию с общей протяженностью в 4,6 Мбайт, но зато размер единственного трека составляет ни много ни мало — 3,9 Тбайт!
Листинг 6.6. Таким видит защищенный диск копировщик CloneCD
ИНФОРМАЦИЯ О CD В ДИСКОВОДЕ :
Число сессий: 1
Занято на диске : 4726 Кбайт
Секторов: 2058
Время: 00:27:33 (мин:сек:кадр)
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 4726 Кбайт
Число треков: 1
Pregap: Данные Mode 1, размер: 103359 Кбайт
Track 1: Data, размер: 4294868664 Кбайт
Еще до завершения процесса копирования нас начинают одолевать стойкие сомнения или, я бы даже сказал, непоколебимая уверенность, в том, что диск будет скопирован неправильно. И действительно, чего мы опасались, то мы и получили! Давайте создадим образ скопированного диска в плане сравнения копии TOC с оригиналом (листинг 6.7). Здесь несоответствующие поля выделены полужирным шрифтом.
Листинг 6.7. Образ защищенного диска, снятый программой CloneCD
[CloneCD][CloneCD]; данные о копировщике; данные о копировщикеVersion=3Version=3; версия CloneCD; версия CloneCD
[CloneCD]
[CloneCD]
; данные о копировщике
; данные о копировщике
Version=3
Version=3
; версия CloneCD
; версия CloneCD
[Disc]TocEntries=7Sessions=1DataTracksScrambled=0[Disc]TocEntries=7Sessions=1DataTracksScrambled=0CDTextLength=0CDTextLength=0; данные о диске
[Disc]
TocEntries=7
Sessions=1
DataTracksScrambled=0
[Disc]
TocEntries=7
Sessions=1
DataTracksScrambled=0
CDTextLength=0
CDTextLength=0
; кол-во элементов TOC'a == 7 (в оригинале было 12)
; кол-во сессий == 1 (в оригинале было 2)
; поле DVD
; CD-Text'a в полях подкода Lead-In области нету
[Session 1]PreGapMode=1PreGapSubC=0[Session 1]PreGapMode=1PreGapSubC=0; данные сессии 1
[Session 1]
PreGapMode=1
PreGapSubC=0
[Session 1]
PreGapMode=1
PreGapSubC=0
; тип трека == Mode 1
; данных подканала – нет
[Entry 0];
данные элемента TOC'a №0
Session=1;
элемент сессии 1
Point=0xa0;
номер первого трека сессии 1 в PMin/тип диска в PSec
ADR=0x01;
q-Mode == 1
Control=0x04;
диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0;
трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=0;
\
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=1
; номер первого трека сессии 1
PSec=0
; тип диска CD-DA и CD-ROM диск в Mode 1
PFrame=0
; не несет никакой полезной информации
PLBA=4350
; номер трека представленный CloneCD как LBA-адрес, т.е . чушь
[Entry 1]
; данные элемента TOC'a №1
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xa1
; номер последнего трека сессии 1 в PMin
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=1
; номер последнего трека сессии 1 (в сессии только один трек)
PSec=0
; не несет никакой полезной информации
PFrame=0
; не несет никакой полезной информации
PLBA=4350
; номер трека представленный CloneCD как LBA-адрес, т.е . чушь
[Entry 2]
; данные элемента TOC'a №2
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xa2
; положение Lead-out области в PMin:PSec:PFrame
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=0
; \
PSec=29
; + - абсолютный адрес Lead-out области сессии 1
PFrame=33
; /
PLBA=2058
; LBA-адрес Lead-out области сессии 1
[Entry 3];
данные элемента TOC'a №3
Session=1;
элемент сессии 1
Point=0x01;
данные трека 1 сессии 1
ADR=0x01;
q-Mode == 1
Control=0x04;
диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0;
трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=0;
\
ASec=0;
+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0;
/
ALBA=-150;
LBA-адрес текущего трека
Zero=0;
это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=10;
\
PSec=2;
+ - абсолютный адрес начала трека 1 сессии 1
PFrame=0;
/
PLBA=45000;
LBA-адрес начала трека 1 сессии 1
[Entry 4];
данные элемента TOC'a №4
Session=1;
элемент сессии 1
Point=0xb0;
позиция следующий записываемой области в AMin:ASec:AFrame
ADR=0x05;
q-Mode == 1
Control=0x04;
диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0;
трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=2;
\
ASec=59;
+ - абсолютный адрес следующей записываемой области
AFrame=33;
/
ALBA=13308;
LBA-адрес следующей записываемой области
Zero=3;
кол-во pointer'ов в Mode 5
PMin=22;
\
PSec=14;
+ - абсолютный адрес максимальной записываемой области
PFrame=34;
/
PLBA=99934;
LBA-адрес максимальной записываемой области
[Entry 5];
данные элемента TOC'a №5
Session=1;
элемент сессии 1
Point=0xc0;
стартовый адрес Lead-In области Hybrid диска (если он есть )
ADR=0x05;
Mode 5 (Оранжевая книга)
Control=0x04;
диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0;
трек, который мы сейчас читаем – это Lead-In трек (т. е . TOC)
AMin=162;
рекомендуемая мощность лазера для
ASec=200
; Application code (в оригинале здесь было 128)
AFrame=224
; в оригинале здесь было 140
ALBA=294074
; LBA-" адрес " трех предыдущих полей
Zero=0
; зарезервировано
PMin=97
; \
PSec=27
;+ - абсолютный адрес Lead-In области Hybrid диска
PFrame=21
; /( адрес лежит за пределами диска, т.е . Hybrid-диска нет)
PLBA=-11604
; LBA-адрес Lead-In области Hybrid'a(вычислен с переполнением)
[Entry 6]
; данные элемента TOC'a №6
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xc1
; копия ATIP-информации
ADR=0x05
; -+
Control=0x04
; -+
TrackNo=0
; -+
AMin=4
; -+
ASec=192
; -+
AFrame=150
; -+- ATIP (изменена!)
ALBA=32400
; -+
Zero=0
; -+
PMin=0
; -+
PSec=0
; -+
PFrame=0
; -+
PLBA=-150
[TRACK 1]
MODE=0
INDEX 1=45000
Сокращение сессий с двух до одной очень сильно смущает. Куда девалась вторая — неискаженная(!) — сессия вообще непонятно. И, хотя искаженные данные первого трека сохранились, оказались неожиданно измененными поля Application Code и ATIP (и это несмотря на то, что запись производилась на туже самую болванку CD- RW, что и раньше, хотя в ее прожиг осуществлялся различными приводами). Самое удивительное — вместо действительного адреса выводной области программа CloneCD указала какую-то муть. По ее мнению абсолютный Lead-Out адрес равен 00:29:33, в то время как Lead-Out оригинального диска располагался в позиции 03:24:23, а стартовый адрес первого трека скопированного диска — 10:02:00. Да! Адрес выводной области оказался расположенным до начала стартового адреса первого трека! Вот так копировщик — не справился с родной защитой диска, но навесил на него свою собственную. Между прочим, диски с искаженным адресом выводной области способны выводить механику приводов из строя на чисто
физическом уровне. Как следствие: скопированный диск оказывается работоспособен не на всех приводах (ASUS, NEC и TEAC его прочитают, хотя увидят лишь первую сессию, а вот PHILIPS — откажется использовать такой диск вообще), к тому же защите ничего не стоит прочитать текущий TOC и сравнить его с эталонным. Благодаря тому обстоятельству, что TOC скопированного диска оказался чудовищно искажен, становится легко отличить оригинал от его пиратского дубликата (конкретный пример привязки см. разд. "Пример реализации защиты на программном уровне" этой главы).
Короче говоря, факир был пьян и фокус не удался. Что ж, попробуем обратиться за помощью к программе Alcohol 120% — уж она-то должна наверняка с этим справиться! Действительно, Alcohol 120% видит обе сессии: как искаженную, так и неискаженную, однако по малопонятным причинам сохраняет в образ лишь вторую из них (CloneCD сохранял первую). Ну что это за "зоопарк" такой, а? Кажется, что содержимое TOC скопированного диска можно даже и не сравнивать — там будет далеко не то, что защита собирается ожидать. Тем не менее, вопреки всем пессимистическим предчувствиям, содержимое TOC, снятое программой Alcohol 120% практически полностью соответствует оригиналу. Единственно, в чем ошибся Alcohol 120% — определил тип Pre-gap обоих треков не как Mode 1, но и как Mode 2 (рис. 6.4). Впрочем, в силу отсутствия в образе первой сессии (рис. 6.5), полученная с его помощью копия диска все равно оказывается неработоспособной.
Рис. 6.4. 0x061 Alcohol 120% видит обе сессии защищенного диска, но…
Рис. 6.5. Alcohol 120% копирует лишь вторую сессию, а первую нагло пропускает
А ведь заявлялось, что копировщики CloneCD/Alcohol 120% способны копировать любые существующие на сегодняшний момент защищенные диски и вдруг на проверку оказывается, что даже такую простую защиту, которую может создать на кончике пенька любой программист (даже начинающий!) они преодолеть ни вместе, ни по раздельности не в состоянии! Причем, аппаратура, на которой все эти эксперименты и осуществлялись, возможность корректного копирования искаженного диска гарантированно поддерживает (сам проверял!) и потому отмахнуться физическими ограничениями приводов разработчикам обоих копировщиков уже не удастся!
Копировщик Alcohol 120% сообщает (рис. 6.6): "Размер образа НЕ соответствует Lead-Out, записанному в TOC!" (что есть прямое следствие ошибочного снятия образа копировщиком из-за искажения стартового адреса первого трека). "Адрес Lead-Out в TOC: 03:22:23. Размер образа: 12:54:65. Для продолжения выберите одну из опций ниже!" Предлагаемые опции:
Сохранить TOC как на исходном CD, записать до конца файла-образа;
Изменить адрес Lead-out по длине файла-образа;
Сохранить TOC как на исходном CD записать до адреса Lead-out.
Рис. 6.6. Сообщение выводимое программой Alcohol 120%
Выбираем "сохранить TOC как на исходном CD, записать до конца файла- образа" и получаем:
08:46:48 (G:) TEAC CD-W552E (1:1): Во время записи произошла ошибка !
08:46:48 Ошибка:[05/26/00] - Invalid Field In Parameter List
08:46:48 (G:) TEAC CD-W552E (1:1): Во время записи произошла ошибка!
08:46:48 Загрузка файла-образа отменена!
08:46:51 Во время записи произошли какие-то неполадки! Просмотрите файл с отчётом и сообщите обо всех ошибках в службу техподдержки.
Даже не вериться, что такой простой прием "ослепляет" лучшие копировщики защищенных дисков! Неужели и вправду, создания некопируемых дисков вполне осуществимо на обыкновенном бытовом оборудовании?! Да! Именно так! Конечно, не стоит путать некопируемость диска автоматическими копировщиками с принципиальной невозможностью получения его идентичной копии. В ручном режиме копирование таких дисков вполне осуществимо (правда, при условии, что ваш пишущий привод поддерживает режим RAW DAO, а читающий — читает сектора из обоих секций) и сейчас мы продемонстрируем как.
Так как же все-таки скопировать такой диск?
Конечно, с помощью "Добермана Пинчера" ("Pinch of File") (или любого другого блочного копировщика файлов), HIEW, двух образов защищенного диска (один — с первой сессией — от CloneCD, другой — со второй сессией — от Alcohol 120%) и
еще "чьей-то матери" мы можем воссоздать идентичную копию оригинального диска, путем их совокупного объединения, но… это будет как-то не по-хакерски, да и вообще некрасиво.
Чтобы не писать свою собственную программу прожига диска ограничимся использованием CloneCD. При условии, что подсунутый ему образ диска запечатлен правильно, CloneCD обычно справляется с прожигом на ура.
Итак, у нас есть более и менее верный файл IMAGE.CCD, содержащий TOC (его можно позаимствовать от программы Alcohol 120%), но недостает файла-образа IMAGE.IMG. Попробуем его получить? Будем отталкиваться от того, что LBA- адреса всех секторов диска пронумерованы последовательно, включая области, занятые Lead-In/Lead-Out и прочим служебным барахлом. Разумеется, непосредственное чтение служебных областей диска на сектором уровне невозможно, но… именно на этом мы и собираемся сыграть! Последовательно читая диск с первого по последний сектор, мы обнаружим, что сектора с LBA-адресами с 0 по 2 055 сектор включительно читаются без каких-либо проблем, после чего наступает "сумеречная зона" не читающихся секторов, протянувшаяся вплоть до 13 307 сектора. Здесь сектора либо совсем не читаются, либо возвращаются в сильно мутированном виде, легко опознаваемым по отсутствию правильной синхропоследовательности в их заголовке. Наконец, с адреса 13 308 чтение вновь продолжается без каких-либо проблем.
Судя по всему, мы имеет дело с двухсессионным диском и "сумеречная зона" между сессиями есть ни что иное как области Lead-Out/Lead-In. Накинув два сектора на область Post-gap (при условии, что она записана с соблюдением стандарта), получаем, что LBA-адрес последнего значимого сектора первой сессии составляет: 2 057 или, в пересчете на абсолютные единицы — 00 минут, 29 секунд и еще 32 фрейма. Соответственно, LBA-адрес первого сектора второй сессии равен: 13 308 + 150 (Pre-gap) = 13 458 или 3 минуты, 1 секунда, 33 фрейма. Конечно, если исследуемый диск содержит большое количество ошибок, то его анализ значительно усложняется, т. к. физические дефекты на сектором уровне могут выглядеть точно так же, как области Lead-In/Lead-Out, конечно, при том условии, что дефективные области имеют соответствующую протяженность — а это вряд ли.
Отбросив сектора, расположенные в зонах Pre-gap и Post-gap (т. е. 150 секторов от конца первой читаемой области и ровно столько же от начала следующей), мы должны объединить их в один файл, используя для этой цели любой файловый копировщик (например, штатную команду MS-DOS copy file_1 /b + file_2 image.img). Остается прочитать сырой TOC SCSI/ATAPI командой READ TOC (opcode: 43h, format: 2h) и записать его в файл IMAGE.CCD в соответствии с синтаксисом CloneCD. Как альтернативный вариант — можно воспользоваться CCD-файлом, сформированным программой Alcohol 120%, предварительно скорректировав Pre-gap Mode (как уже сказано выше, Alcohol 120% определил его неправильно, перепутав Mode 1 с Mode 2). Согласно стандарту, режим сектора задается пятнадцатым, считая от нуля, байтом его заголовка. Если этот байт равен одному (что, собственно, и наблюдается в нашем случае), то и Mode сектора будет 1, но не 2.
При условии, что все сделано правильно, после записи собственноручно сформированного образа диска, мы получаем практически идентичный оригинал. Просто? Да проще простого! И написать автоматический копировщик, автоматизирующий наш труд, можно буквально за несколько часов! Если чтение "сырых" секторов с диска представляет для вас проблему, воспользуйтесь исходными текстами утилит ASPI32.raw/SPTI.raw как раз такое чтение и осуществляющих.
Так что искажение TOC — не очень-то надежный прием защиты от копирования, как ни крути. Правда, от обычных пользователей, вооруженных программой CloneCD или Alcohol 120% он все-таки спасает, а больше от защиты зачастую и не требуется.
Пример реализации защиты на программном уровне
Покажем теперь как такая защита может быть реализована на программном уровне. Самое простое, что можно сделать — отправить приводу команду сырого чтения TOC: read toc (opcode: 43h, format: 2h) и сравнить возращенный ею результат с эталоном. Какие именно поля TOC защита будет проверять — это ее личное дело. По минимуму достаточно проверить количество сессий и стартовый адрес искаженного трека. По максимуму можно контролировать весь TOC целиком. Естественно, от побайтового сравнения контролируемого TOC с оригиналом настоятельно рекомендуется воздержаться, — т. к. это неявно закладывает защиту на особенности микропрограммной прошивки читающего привода. Стандарт ничего не говорит том, в каком порядке должно возвращается содержимое TOC и потому его бинарное представление может варьироваться от привода к приводу (хотя на практике такого и не наблюдается). Грамотно спроектированная защита должна анализировать только те поля, к содержимому которых она привязывается явно.
Демонстрационный пример, приведенный в листинге 6.8, как раз и иллюстрирует технику корректной привязки к TOC. Разумеется, явная проверка целости TOC может быть элементарно обнаружена хакером и выкинута из программы как ненужная, поэтому не стоит копировать этот демонстрационный пример один к одному в свои программы. Лучше используйте значения полей TOC как рабочие константы жизненно необходимые для нормальной работоспособности программы, — в этом случае сличение "паспортов с лицами" будет не столь наглядным. Естественно, явная проверка оригинальности диска все равно обязана быть, но ее основная цель отнюдь не защитить программу от взлома, а довести до сведения пользователя, что проверяемый диск с точки зрения защиты не является лицензионным.
Листинг 6.8. [crackme.9822C095h.c] Демонстрационный пример простейшей защиты, привязывающейся к искаженному TOC и не позволяющей себя копировать
/*
*
**crack me 9822C095h
*
*
*
*
* демонстрация техники привязки к искаженному TOC'у;для работе программе
* требуется лазерный диск, прожженный соответствующим образом
*
*/
#include <stdio.h>
#include <windows.h>
#include "CD.h"
#include "SPTI.h"
#include "ASPI32.h"
// параметры защищенного диска , которые мы будем проверять
//–
main(int argc, char **argv){long a, real_len, try = 1;unsigned char TOC[MAX_TOC_SIZE];unsigned char CDB[ATAPI_CDB_SIZE];main(int argc, char **argv){long a, real_len, try = 1;unsigned char TOC[MAX_TOC_SIZE];unsigned char CDB[ATAPI_CDB_SIZE];// основные переменные// сюда будет читаться TOC// SCSI CDB-блок для SCSI/ATAPI устройств// основные переменные// сюда будет читаться TOC// SCSI CDB-блок для SCSI/ATAPI устройств
main(int argc, char **argv)
{
long a, real_len, try = 1;
unsigned char TOC[MAX_TOC_SIZE];
unsigned char CDB[ATAPI_CDB_SIZE];
main(int argc, char **argv)
{
long a, real_len, try = 1;
unsigned char TOC[MAX_TOC_SIZE];
unsigned char CDB[ATAPI_CDB_SIZE];
// основные переменные
// сюда будет читаться TOC
// SCSI CDB-блок для SCSI/ATAPI устройств
// основные переменные
// сюда будет читаться TOC
// SCSI CDB-блок для SCSI/ATAPI устройств
#define
#define
#define
_N_SESSION
_TRACK _TRACK_LBA
2
1
0x6B124
// кол-во сессий
// номер проверяемого трека
// стартовый LBA-адрес трека
TRACK
// параметры программы
//
#define MAX_TRY
3
// мак. кол-во попыток чтения
TOC'a
#define
TRY_DELAY
100
// задержка между попытками
#define
MAX_TOC_SIZE
(2352)
// максимальный размер TOC'a
// TITLE
fprintf(stderr,"crackme 9822C095 by Kris Kaspersky\n");
if (argc <2)
{
fprintf(stderr,"USAGE:crackme.9822C095h.exe drive\n"); fprintf(stderr,"\tdrive - \\\\.\\X: or Trg.Lun\n"); return -1;
}
// инициализация буферов
memset(CDB, 0, ATAPI_CDB_SIZE); memset(TOC, 0, MAX_TOC_SIZE);
// готовим CDB-блок
// READ TOC// RAW TOC// номер первой сессии// размер ...//... буфера// READ TOC// RAW TOC// номер первой сессии// размер ...//... буфераCDB[0] = 0x43;
// READ TOC
// RAW TOC
// номер первой сессии
// размер ...
//... буфера
// READ TOC
// RAW TOC
// номер первой сессии
// размер ...
//... буфера
CDB[2] = 0x2;
CDB[6] = 0;
CDB[7] = HIBYTE(MAX_TOC_SIZE);
CDB[8] = LOBYTE(MAX_TOC_SIZE);
// читаем TOC
while(1)
{
// посылаем CDB-блок SCSI/ATAPI устройству
a = SEND_SCSI_CMD(argv[1], CDB, ATAPI_CDB_SIZE, NO_SENSE, TOC, MAX_TOC_SIZE, SCSI_DATA_IN);
if (a == SCSI_OK) break; // TOC успешно прочитан, рвем когти
// произошла ошибка. что ли привод не готов?
Sleep(TRY_DELAY);// выдерживаем паузу
if (try++ == MAX_TRY)// макс. кол-во попыток уже вышло ?
{ fprintf(stderr,"-ERR: can not read TOC\x7\n"); return -1;} }
// TOC прочитан , приступаем к его анализу
//
// проверка кол-ва сессий
if ((TOC[3] - TOC[2]) != (_N_SESSION-1))
{fprintf(stderr, "-ERR: not original CD\n");return -1;}
// проверка стартового LBA-адреса трека _TRACK
//
real_len = TOC[0]*0x100L+TOC[1];
//
определение реальной длины TOC'a
for (a = 4; a < real_len; a+=11)
//
перебор всех entry
{
if (TOC[a+3] == _TRACK)
//
это наш трек?
if ((((TOC[a+4]*60L)+TOC[a+5])
*75L)+TOC[a+6] != _TRACK_LBA)
{fprintf(stderr, "-ERR: not original LBA\n");return -1;} else
break;
}
// это оригинальный диск!
printf("Hello, original CD\n");
}
Предлагаемая защита не копируется программой CloneCD (т. к. она создает всего одну сессию вместо ожидаемых двух), но легко обходится программой Alcohol 120%, которая хоть и помещает на место первой секции непотребный мусор, зато вполне корректно воссоздает оригинальный TOC.
Для усиления защиты мы можем попытаться не только проверять обе сессии на существование, но и контролировать целостность их содержимого. Разумеется, не обязательно перелопачивать каждую из секций целиком. Достаточно выбрать несколько ключевых секторов, желательно имеющих по возможности уникальное содержимое. Постойте! — воскликнет внимательный читатель. Разве автор не предостерегал нас о последствиях такой проверки?! Ведь никто не может гарантировать, что на оборудовании пользователя эти сектора вообще прочтутся! Что ж, — отвечу я. Закладываться на читабельность секторов, действительно категорически не рекомендуется, но вот контролировать успешно просчитавшиеся сектора можно и нужно! То есть: если ключевые сектора не читаются, то все хорошо и нет никаких поводов считать диск нелицензионным — это просто у конечного пользователя оборудование такое (в смысле "кривое"). Другое дело, если чтение секторов прошло без ошибок, но вместо ключевых данных в них оказалось нечто совсем иное. Вот тогда, действительно, проблема не в оборудовании, а в диске.
Усиленный вариант защиты уже не копируется программой Alcohol 120% (т. к. вместо оригинального содержимого первой сессии она помещает на диск какой-то дикий мусор), но может быть скопирован вручную по методике, описанной ранее. К тому же, привязка к искаженному TOC элементарно отламывается в отладчике/дизассемблере. Как? Сейчас отвечу. Так что дальнейшее совершенствование защиты практически полностью бессмысленно. От "простых смертных" пользователей мы уже защитились, а от хакеров мы не сумеем защититься все равно (во всяком случае, не этим способом). В любом случае, более продвинутые защиты — тема отдельного разговора.
Полная нейтрализация защиты
Получить работоспособную копию защищенного диска — это только полдела. Законченный взлом подразумевает как минимум восстановление искаженного TOC и отвязку защиты от диска. Другими словами, корректно взломанный диск должен копироваться на любом оборудовании, любыми штатными копировщиками и при этом не должен ни с чем конфликтовать.
Процесс отвязки обычно начинается с анализа геометрии диска на предмет выявления реально используемых сессий/секторов. Искаженные сессии обычно не несут никакой полезной нагрузки — для защиты важен лишь сам факт их существования, но отнюдь не содержимое, которое на некоторых приводах вообще
не доступно. А какие существуют способы проверки секций на существование? На железном уровне способ один — компьютер посылает приводу SCSI/ATAPI команду READ TOC и получает в ответ полный каталог содержимого. На программном уровне взаимодействие с аппаратурой чаще всего осуществляется посредством ASPI/SPTI- интерфейса, реже — непосредственно через порты ввода-вывода. Некоторые защиты предпочитают действовать через драйвер привода CD-ROM, полагая что этот способ более цивилизован и менее опасен.
В любом случае у хакера есть два пути — либо локализовать команду чтения TOC в машинном коде (обычно это делается установкой точки останова на функцию SendASPI32Command) и попытаться переписать код программы так, чтобы она корректно работала с любым TOC, либо путем перехвата функции CreateFile/DeviceIoContorl внедрить шпиона, отслеживающего весь проходящий через него поток SCSPI/ATAPI-команд и, в случае чтения TOC защищенного диска, возвращающего защите подложные данные. Первый путь боле надежен, а, значит, и более практичен. Рассмотрим его поподробнее.
Фиктивный трек в настоящем треке
Не зная броду больше шансов утопиться народная мудрость
Тот факт, что диски с данными адресуются исключительно на секторном уровне, дает большой простор для извращений с раскладкой треков, — ни сам привод, ни операционная система не обращают на это обстоятельство ни малейшего внимания, но сбивает с толку подавляющее большинство копировщиков, включая копировщиков защищенных дисков, пытающихся скопировать диск именно по трекам, а не по секторам. Еще больший эффект дает размещение фиктивных треков в служебных областях, которые либо вовсе не могут быть скопированы приводом, либо завязаны на малоизвестных и редко используемых структурах, присутствие которых копировщики предпочитают не замечать. Но для начала разберемся как организованы стандартные треки и как все это хозяйство ухитряется работать.
По соображениям экономии места служебные структуры лазерных дисков содержат минимум необходимой информации и длина треков нигде явным образом не хранится. В грубом приближении она вычисляется путем вычитания стартового адреса текущего трека от стартового адреса следующего трека (стартового адреса выводной области диска — если текущий трек в сессии последний). Сами же стартовые адреса хранятся в оглавлении диска (листинг 6.9), так называемом TOC (Table Of Contents).
Листинг 6.9. Пример содержимого оглавления диска в "сыром" виде с комментариями
session number | ADR/control || TNO
||| point
||||||||AM:AS:AFAM:AS:AF||||||||||||||zerozero||||||||||||||||PM:PS:PFPM:PS:PF010114140000A0A00000000000000000010100000000^^номерномерпервого трека первой сессии дискапервого трека первой сессии диска010114140000A1A10000000000000000020200000000^^номерномерпоследнего трека первой сессии дискапоследнего трека первой сессии диска010114140000A2A2000000000000000000001D1D2121^^адресадресвыводной области первой сессии дискавыводной области первой сессии диска01011414000001010000000000000000000002020000^^стартовый адрес трека N1стартовый адрес трека N101011414000002020000000000000000000011110000^^стартовый адрес трека N2стартовый адрес трека N2020214140000A0A00000000000000000030300000000^^номерномерпервого трека второй сессии дискапервого трека второй сессии диска020214140000A1A10000000000000000030300000000^^номерномерпоследнего трека второй сессии дискапоследнего трека второй сессии диска020214140000A2A20000000000000000030318181717^^адресадресвыводной области второй сессии дискавыводной области второй сессии диска02021414000003030000000000000000030301012121^^стартовый адрес трека N3стартовый адрес трека N3
|
|
|
|
|
|
|
|
AM:AS:AF
AM:AS:AF
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
zero
zero
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
|
PM:PS:PF
PM:PS:PF
01
01
14
14
00
00
A0
A0
00
00
00
00
00
00
00
00
01
01
00
00
00
00
^
^
номер
номер
первого трека первой сессии диска
первого трека первой сессии диска
01
01
14
14
00
00
A1
A1
00
00
00
00
00
00
00
00
02
02
00
00
00
00
^
^
номер
номер
последнего трека первой сессии диска
последнего трека первой сессии диска
01
01
14
14
00
00
A2
A2
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
1D
1D
21
21
^
^
адрес
адрес
выводной области первой сессии диска
выводной области первой сессии диска
01
01
14
14
00
00
01
01
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
02
02
00
00
^
^
стартовый адрес трека N1
стартовый адрес трека N1
01
01
14
14
00
00
02
02
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
11
11
00
00
^
^
стартовый адрес трека N2
стартовый адрес трека N2
02
02
14
14
00
00
A0
A0
00
00
00
00
00
00
00
00
03
03
00
00
00
00
^
^
номер
номер
первого трека второй сессии диска
первого трека второй сессии диска
02
02
14
14
00
00
A1
A1
00
00
00
00
00
00
00
00
03
03
00
00
00
00
^
^
номер
номер
последнего трека второй сессии диска
последнего трека второй сессии диска
02
02
14
14
00
00
A2
A2
00
00
00
00
00
00
00
00
03
03
18
18
17
17
^
^
адрес
адрес
выводной области второй сессии диска
выводной области второй сессии диска
02
02
14
14
00
00
03
03
00
00
00
00
00
00
00
00
03
03
01
01
21
21
^
^
стартовый адрес трека N3
стартовый адрес трека N3
Между концом области Lead-In и стартовым адресом первого трека каждой сессии расположена область пред-зазора иначе называемая областью Pre-gap протяженностью в 150 секторов, формально принадлежащая первому треку и по стандартам Красной и Желтой книг (базовые стандарты для аудиодисков и дисков с данными соответственно) не содержащая никаких полезных данных и на штампованных дисках CD-ROM обычно заполненная нулями. Тип области пред- зазора совпадает с типом относящегося к ней трека и она сконструирована по его образу и подобию. А это значит, что для треков, записанных в MODE1, MODE2 FORM1 и MODE2 FORM2 область пред-зазора оказывается совсем не пустой. Как минимум она содержит корректные заголовки секторов, а как максимум — заголовки секторов, контрольную сумму, корректирующие коды Рида- Соломона и прочую служебную информацию.
Листинг 6.10. Сектор из области Pre-gap аудио-трека (слева) и трека с данными (справа)
00000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000 FF FF FF00 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 FF FF FF00 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 00FF FF FF FF00 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 00FF FF FF FF00 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 00FF FF FF 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 00FF FF FF 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 02 0100 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 02 0100 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 0000 00 00 00
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00 FF FF FF
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 FF FF FF
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
FF FF FF FF
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
FF FF FF FF
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
FF FF FF 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
FF FF FF 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 02 01
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 02 01
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
00 00 00 00
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
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
00000000000000000000000000000000
69A0A782CA8A00000000000000000000
000000000000CA6565BCAFD900000000
00000000000000000000000000000000
0000A75BBD72880A9223000000000000
000000000000000000003D909048ADD8
69A0A782CA8A00000000000000000000
000000000000CA6565BCAFD900000000
00000000000000000000000000000000
0000A75BBD72880A9223000000000000
000000000000000000003D909048ADD8
Между концом последнего трека и выводной областью каждой сессии расположена область постзазора иначе называемая областью Post-gap протяженностью от 150 и более секторов, формально принадлежащая последнему треку и аналогично области Pre-gap не содержащая никаких данных. Тип области постзазора такой же, как и у предшествующего ей трека.
Если за треком одного типа следует трек другого типа (например, MODE1 сменяется на MODE2 или аудио-треки чередуются с треками данных), такие треки разделяются переходной областью (transition area) протяженностью по меньшей мере в 350 секторов. Первые 150 секторов занимает область Post-gap предшествующего трека, а остальные 200 секторов принадлежат расширенной (Extended) pre-gap области последующего трека. Расширенная область пред-зазора состоит из двух частей, занимающих по 50 и 150 секторов соответственно. Первые 50 секторов сохраняют тип предшествующего им трека, а оставшиеся 150 секторов представляют собой обычную область пред-зазора.
Треки данных идентичного типа могут располагаться как вплотную друг к другу, так и разделяться переходными областями. Однако, некоторые копировщики (в частности, Ahead Nero) ошибочно полагают, что переходные области между соседними треками присутствуют всегда и в порядке собственной инициативы пропускают последние ~350 секторов каждого трека. Поэтому, диски без переходных областей (или с укороченной переходной областью) такими копировщиками копируются некорректно, несмотря на свое полное соответствие стандарту.
Заметим, что здесь указаны лишь минимально допускаемые по стандарту размеры переходных областей, а их предельная длина практически ничем не ограничена. Размеры переходных областей нигде в явном виде не хранятся и для определения их границ необходимо проанализировать субканальные данные. Конкретно — содержимое поля INDEX Q-канала подкода. Нулевое значение соответствует Pre-gap (или, применительно к аудиодискам — паузе), любое другое — действительному сектору трека или области Post-gap. Таким образом, область постзазора ничем не отличается от предшествующего ей трека и копировщик не в состоянии определить ее длину и наличие Post-gap распознается лишь по косвенным признакам, а именно по отсутствию информации в пользовательской части последних секторов трека. Грамотно спроектированный копировщик должен копировать содержимое всех сессий диска целиком — от первого до последнего принадлежащего им сектора, не пытаясь анализировать раскладку треков, ибо она может быть произвольным образом искажена (адресация дисков с данными идет исключительно на секторном уровне и треки в ней не участвуют, а потому искажение их атрибутов вполне допустимо и не приводит ни к каким возмущениям со стороны операционной системы). К сожалению, подавляющее большинство копировщиков (включая и копировщики защищенных дисков) негласно на стандартные размеры переходных областей и
крайне чувствительны к их искажениям. Обратите внимание (листинг 6.11), что второй трек начинается с адреса 465h, что соответствует абсолютному адресу 00:11h:00, приведенному в листинге 6.9 адрес начала Pre-gap, равный 3CFh, отстоит от стартового адреса трека ровно на 96h (150) секторов, следовательно, данная область Pre-gap полностью соответствует стандарту.
Листинг 6.11. Определение длины области Pre-gap по субканальным данным
++- номер трека
!!++- index
03CC:0015000C0114010103CD:0015000C0114010103CE:0015000C0114010103CF:0015000C0114020003D0:0015000C0114020003D1:0015000C0114020003CC:0015000C0114010103CD:0015000C0114010103CE:0015000C0114010103CF:0015000C0114020003D0:0015000C0114020003D1:0015000C01140200000003CC000003CC000003CD000003CD000003CE000003CE^000003CF00000096^000003D000000095000003D100000094000003CC000003CC000003CD000003CD000003CE000003CE^000003CF00000096^000003D000000095000003D100000094конец post-gap первого треканачало pre-gap второго трекаконец post-gap первого треканачало pre-gap второго трека
03CC:0015000C01140101
03CD:0015000C01140101
03CE:0015000C01140101
03CF:0015000C01140200
03D0:0015000C01140200
03D1:0015000C01140200
03CC:0015000C01140101
03CD:0015000C01140101
03CE:0015000C01140101
03CF:0015000C01140200
03D0:0015000C01140200
03D1:0015000C01140200
000003CC000003CC
000003CD000003CD
000003CE000003CE^
000003CF00000096^
000003D000000095
000003D100000094
000003CC000003CC
000003CD000003CD
000003CE000003CE^
000003CF00000096^
000003D000000095
000003D100000094
конец post-gap первого трека
начало pre-gap второго трека
конец post-gap первого трека
начало pre-gap второго трека
0462:0015000C011402000463:0015000C011402000464:0015000C011402000465:0015000C011402010466:0015000C011402010467:0015000C011402010462:0015000C011402000463:0015000C011402000464:0015000C011402000465:0015000C011402010466:0015000C011402010467:0015000C01140201000004620000000300000463000000020000046400000001000004650000000000000466000000010000046700000002000004620000000300000463000000020000046400000001000004650000000000000466000000010000046700000002^ конец pre-gap второго трека^ начало второго трека^ конец pre-gap второго трека^ начало второго трека
0462:0015000C01140200
0463:0015000C01140200
0464:0015000C01140200
0465:0015000C01140201
0466:0015000C01140201
0467:0015000C01140201
0462:0015000C01140200
0463:0015000C01140200
0464:0015000C01140200
0465:0015000C01140201
0466:0015000C01140201
0467:0015000C01140201
0000046200000003
0000046300000002
0000046400000001
0000046500000000
0000046600000001
0000046700000002
0000046200000003
0000046300000002
0000046400000001
0000046500000000
0000046600000001
0000046700000002
^ конец pre-gap второго трека
^ начало второго трека
^ конец pre-gap второго трека
^ начало второго трека
Однократно записываемые и перезаписываемые лазерные диски, используют Pre-gap для хранения такой экзотической и малоизвестной структуры данных как TDB (Track Descriptor Block — блок описания трека), содержащей сведения о режиме записи, размере одного пакета и т. д. Стандарт предписывает "прожигать" блок описания трека в режиме пакетной записи и режиме TAO (Track At Once — по треку за раз), однако, большинство программ "прожига" (включая уже упомянутый Ahead Nero), "прожигают" TDB во всех доступных режимах записи, включая DAO. В листинге 6.12 представлен пример TDB с диска, прожженного Ahead Nero (диск записан в XA MODE2 FORM1, поэтому первый байт пользовательской области начинается со смещения 17h, а не 10h как это происходит в MODE1).
Листинг 6.12. Пример TDB с диска, "прожженного" Nero
000:00FFFFFFFFFFFFFF010:0000000000000000020:0180FFFFFF000000030:0000000000000000040:0000000000000000000:00FFFFFFFFFFFFFF010:0000000000000000020:0180FFFFFF000000030:0000000000000000040:0000000000000000FFFFFF000000050254444901500101010000000000000000 QA00000000000000000000000000000000FFFFFF000000050254444901500101010000000000000000 QA00000000000000000000000000000000♣☻ ; sector headTDI©P©0G> ; TDT-блок \; TDU-блок / TDB♣☻ ; sector headTDI©P©0G> ; TDT-блок \; TDU-блок / TDB
000:00FFFFFFFFFFFFFF
010:0000000000000000
020:0180FFFFFF000000
030:0000000000000000
040:0000000000000000
000:00FFFFFFFFFFFFFF
010:0000000000000000
020:0180FFFFFF000000
030:0000000000000000
040:0000000000000000
FFFFFF0000000502
5444490150010101
0000000000000000 QA
0000000000000000
0000000000000000
FFFFFF0000000502
5444490150010101
0000000000000000 QA
0000000000000000
0000000000000000
♣☻ ; sector head
TDI©P©0G> ; TDT-блок \
; TDU-блок / TDB
♣☻ ; sector head
TDI©P©0G> ; TDT-блок \
; TDU-блок / TDB
050:00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
810:00
820:00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
C3
93
0C 2E
82
F5
00
60
00
F5
00
F5
00
F5
h».E
к
о
78
85
УхЕ1'
in ,
830:F5
0B
AA
AA
AA
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
!^ккк
р
Р
840:00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
р
И
850:00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
к
Д
860:00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
58
14
X¶
т
А
870:72
9B
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
C7
3C
гЫ
!<
и
880:CC
F4
30
F4
F4
F4
F4
8B
55
55
55
00
00
00
00
00
Ц=1ииилиии
р
890:00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
у
С
8A0:00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
ю
О
8B0:00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
щ
Л
8C0:00
00
00
00
9B
18
5C
19
00
00
00
00
00
00
00
00
ЫА|
и
О
8D0:00
00
00
00
00
00
72
9B
E5
94
71
47
E6
48
00
00
rЫхФqGцH ,
е
М
8E0:D1
00
F3
15
CC
F5
2B
2C
B1
AF
F6
51
41
80
E0
F2
у e§^i+,gnYQAApe ,
О
8F0:23
40
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
#@
к
Н
900:00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
5C
19
54
03
75
4A
\|TVuJ ,
о
А
910:7D
50
00
00
7B
00
0C
BF
93
AB
D5
AD
24
2E
42
51
}P
{ »тУлгн$
.BQ
д
920:4E
0D
6E
CF
77
04
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
N>n^w^
ы
Блок описателя трека занимает один сектор, начинаясь с первого байта его пользовательской части, и дублируется во всех секторах второй половины Pre-gap данного трека. На структурном уровне он стоит из двух частей: таблицы описателя трека и одно или двух модулей описателей трека, сокращенно обозначаемых как TDT (Track Descriptor Table) и TDU (Track Descriptor Unit) соответственно. Дешифровка TDT в представленном листинге 6.12: длина Pre-gap 150 секторов, данный TDB относится только к первому треку, следом за блоком TDT идет один- единственный TDU, описывающий текущий трек; дешифровка TDU: тип записи — непрерывная запись.
Таблица описателя трека начинается со специальной сигнатуры: TDI (54h 44h 49h), что расшифровывается как Track Descriptor Identification (идентификатор описателя трека), следующие два байта хранят заявленную длину Pre-gap области, записанную в BCD-формате. Поле Type of Track Description Unit (табл. 6.1) указывает на количество модулей описания трека (сокращенно TDU от Track Description Unit), начинающихся непосредственно за концом блока TDB. Единичное значение соответствует одному-единственному модулю, относящемуся к текущему треку. Нулевое значение указывает на наличие двух модулей, следующих друг за другом, первый из которых описывает атрибуты предшествующего трека, а текущий трек специфицируется вторым модулем.
Поля Lowest Track Number и Highest Track Number , записанные в BCD-формате, содержат наименьший и наибольший номера треков, описанных в данном TDB и
используются главным образом в режиме пакетной записи для определения режимов предпочтительной записи. Во всех остальных случаях, следить за корректностью этих полей необязательно.
Первый байт модуля описателя трека содержит BCD-номер трека, который он, собственно, и описывает. Следующий за ним байт специфицирует метод записи и может принимать следующие значения:
00000000b — непрерывная запись (аудио-трек);
10010000b — непрерывная запись (всего лишь один пакет);
10010000b — инкрементная запись с пакетами переменной длины;
10010001b — инкрементная запись с пакетами фиксированной длины.
Поле Packet Size действительно только в режиме инкрементной записи пакетов постоянной длины – в этом случае оно содержит размер одного пакета, измеряемых в секторах. Иначе здесь должно находится FF FF FFh.
Таблица 6.1. Структура блока описателя трека с одним модулем описателя трека на конце
Байт
Содержимое
0
"T"
1
"D"
2
"I"
3
Pre-gap length
4
5
Type of Track Description Unit
6
Lowest Track Number
7
Highest Track Number
8+00
Track Number
8+01
Write Method of the Track
8+02
Packet Size
8+03
8+04
8+05
Reserved
8+06
8+07
8+08
8+09
8+10
8+11
8+12
8+13
8+14
8+15
8+16
Большинство копировщиков защищенных дисков (и Alcohol 120%/CloneCD в том числе) в отношении переходных областей ведут себя чрезвычайно некорректно и никогда не копируют область Pre-gap первого трека, либо оставляя ее непрожженной (Alcohol 120%), либо забитой нулями (CloneCD). Последующие же переходные области копируются вполне нормально.
Все переходные области, за исключением Pre-gap первого трека первой сессии диска, свободно доступны на секторном уровне и не вызывают никаких проблем при чтении. Но область Pre-gap первого трека первой сессии — особенная. Поскольку, логический адрес первого значимого сектора диска принят за ноль (и это адрес первого сектора первого трека), то предшествующая ему область Pre-gap целиком лежит в отрицательных адресах. Это не вызывает никаких затруднений у команды READ CD MSF, принимающей в качестве аргументов абсолютные адреса, однако при использовании READ CD уже требуется совершенно иная система преобразования адресов (отрицательные LBA-адреса привод в упор не понимает). Она описана в стандарте, однако, разработчики копировщиков не всегда обращают на нее внимание, а может быть, им просто лень топтать кнопки? Кто знает… Но, как бы там ни было, первую область Pre-gap никто из них не читает, что позволяет нам использовать ее для хранения ключевой информации (на штампованных и дисках CD-R/RW) или же привязываться к конкретному TDB (на дисках CD-R/RW).
Сектор с адресом 00:00:00 (первый сектор Pre-gap) по стандарту читаться не обязан, т. к. у привода еще отсутствуют субканальные данные и он вынужден некоторое время заниматься их накоплением. На практике же, однако, штампованные и однократно записываемые диски CD-ROM/CD-R в зависимости от их качества и модели привода начинают читаться где-то со второго—десятого сектора, а до этого идут сплошные ошибки. С перезаписываемыми дисками ситуация обстоит намного хуже и они зачастую содержат нечитабельные сектора даже в середине области Pregap!
Таким образом, для защиты лазерного диска от несанкционированного копирования мы можем использовать следующие приемы:
размещать соседние треки вплотную, без переходных областей (такой диск не копируется Ahead Nero, но копируется Alcohol 120% и CloneCD);
разместить в области Pre-gap первого трека диска ключевую информацию (такой диск копируется Ahead Nero, но не копируется ни Alcohol 120%, ни CloneCD);
создать фиктивный трек в подлинном треке или в переходной области подлинного трека (такой диск не копируется Ahead Nero, но копируется CloneCD);
разместить фиктивный трек в области Pre-gap первого трека (такой диск не копируется вообще ничем).
Добавление фиктивного трека приводит к искажению длины первого трека, т. к. теперь она вычисляется путем вычитания стартового адреса первого — подлинного — трека от стартового адреса второго — фиктивного — трека минус размер области Post-gap первого трека и Pre-gap второго (рис. 6.7). Допустим мы имеем диск с одним треком (рис. 6.7, а) и добавляем в TOC фиктивную запись о втором, реально несуществующем треке; как следствие этого длина первого трека уменьшается на sizeof(TRACK2) + sizeof(post-gap) + sizeof(pre-gap), причем между треком номер один и треком номер два образуется "дыра" в sizeof(post-gap) + sizeof(pre-gap) байт (рис. 6.7, б), которая штанными копировщиками не копируется! Поскольку, номера треков в адресации дисков с данными вообще не участвуют, операционной системе по-прежнему доступно все содержимое исходного трека, включая и области Pre-gap и Post-gap, образовавшиеся на границе настоящего и фиктивного треков. Другими словами, диск будет нормально читаться на любом оборудовании и под любой операционной системой, но скопировать его смогут лишь те копировщики, которые копируют содержимое Pre-gap и Post-gap, что по стандарту они делать не обязаны, т. к. с официальной точки зрения эти области не содержат ничего интересного. Как следствие — скопированный диск будет содержать "дыру" в 300 секторов, заполненных нулями. Такая рана способа угробить любой файл, а то и несколько файлов сразу!
Рис. 6.7. Длина трека определяется как разность стартовый адресов следующего трека и стартового адресам самого этого трека минус размер области Post-gap
Еще большие перспективы открывает создание фиктивных треков в буферных областях Post-gap и Pre-gap. Длина образовавшегося трека, вычисленная по алгоритму PreGap_len = min(&Lead-Out, &NexTrack - 150) - &MyTrack – 150, становится резко отрицательной, дезориентируя такие копировщики как Ahead Nero, CDRWin, Blind Write и даже самого Alcohol 120%. Причем, если первые три копировщика дипломатично отказываются копировать защищенный диск, завершая свою работу вежливым сообщением об ошибке, то дезориентация Alcohol 120% сопровождается конкретным обрушением последнего.
А вот CloneCD копирует такие диски вполне корректно! На первый взгляд, это полностью обессмысливает данный защитный механизм (действительно, кому нужна защита, копирующаяся хотя бы одним-единственным широко распространенным копировщиком?). Однако, не торопитесь выносить окончательное решение! Среди защитных механизмов существует и такие, что легко копируются Alcohol 120%, но жестоко обламывают CloneCD. Совмещение нескольких защитных механизмов на одном диске, равносильно объединению разрозненных штатов (княжеств) в единую державу, стойчески сопротивляющуюся натиску злобных полчищ врагов. В этом свете, извращения с размещением фиктивных треков в областях Pre-gap и Post-gap становятся весьма перспективной и к тому же чрезвычайно неконфликтной технологией защиты, претендующей на широкое распространение. Достаточно заманчивые перспективы, не так ли?
Итак, задача-минимум: добавить в файл IMAGE.CCD еще один трек, соответствующим образом скорректировав все, связанные с ним поля. Эта, элементарная на первый взгляд миссия, на самом деле требует внесения в файл
большого количества изменений. По меньшей мере должны быть проделаны следующие операции:
количество TocEntries должно быть увеличено на единицу;
поле PMin, принадлежащее point'у 0A1h, также должно быть увеличено на единицу;
необходимо добавить новый Entry с подложным треком (для простоты можно скопировать Entry подлинного трека, слегка изменив его стартовый адрес);
номера всех последующих треков должны быть увеличены на единицу (т. е. все последующие points такие, что 64h > point > 00h, должны быть перенумерованы, при этом предполагается, что диск содержит менее 63h треков, т. к. максимальное количество треков жестко ограничено сверху);
номера всех последующих Entry должны быть увеличены на единицу;
если на диске имеется больше, чем одна сессия, то номера треков и point'ов A0h/A1h последующих сессий должны быть увеличены на единицу (point A0h первой сессии увеличивать ненужно);
в карту треков должен быть добавлен фиктивный трек, а номера всех последующих треков перенумерованы.
Для пущей важности (в смысле для лучшего соответствия стандарту) было бы нелишне скорректировать субканальные данные фиктивного трека, увеличив содержимое полей TNO (Track Number) каждого из них, на единицу. Эта информация содержаться в Q-канале подкода, который вместе со всеми остальными каналами находится в файле IMAGE.SUB. Каждый 0Dh + 60h * N байт файла содержит поле TNO сектора N (строго говоря: жесткого соответствия между субканальными данными и секторами нет, поэтому эта формула весьма приблизительна). После внесения всех необходимых изменений, контрольная сумма каждой 16-байтовой субканальной секции должна быть пересчитана заново, в противном случае защищаемый диск перестанет работать. Для этой цели можно воспользоваться функцией CalcSubChannelCRC из динамической библиотеки newtrf.dll, входящей в состав прожигателя Ahead Nero.
Листинг 6.13. Пример секции субнанальных данных, выделенное полужирным шрифтом поле содержит номер текущего трека
0003060C: 41 02 01 00 00 06 00 03 | 01 39 63 8A 00 00 00 00 Ле© * V©9cK
Если вам лень возиться с субканальными данными — ничего не трогайте и оставьте все как есть — в процессе чтения диска с данными номера треков никак реально не используются. Вот аудиодиски — другое дело. Там поле TNO используется для индикации текущего воспроизводимого трека и (иногда) для переключения между треками.
С другой стороны, наличие некорректных полей TNO существенно усиливает защищенность диска, поскольку лишь немногие из копировщиков способны копировать субканальные данные, да и у тех эта опция по умолчанию отключена (у CloneCD отключена точно).
Фиктивный трек в области данных подлинного трека
Самое простое (и, с точки зрения совместимости — самое надежное) это расположить фиктивный трек в области данных подлинного трека, выбрав стартовый адрес фиктивного трека так, чтобы до начала следующего трека оставалось не менее 350 секторов, которые пойдут на покрытие областей Post-gap/Pre-gap (для последнего трека сессии достаточно и 150 секторов, поскольку здесь не нужно тратиться на Pregap). Между стартовым адресом подлинного трека и стартовым адресом фиктивного трека также должно помещаться по меньшей мере 350 секторов, занимаемых постзазором подлинного и предзазором фиктивного трека. Нарушение этого правила приводит к усилению защиты, но и порождает определенные побочные эффекты, о которых мы поговорим позднее (см. разд. "Фиктивный трек в Post-gap подлинного трека" и "Фиктивный трек в Pre-gap подлинного трека" этой главы).
Сейчас же нас больше всего интересует как именно добавить новое Entry в файл IMAGE.CCD, не нарушив его работоспособности. Алгоритм создания фиктивного трека, подробно рассмотренный в предыдущем разделе, все еще представляет собой абстрактную теорию, достаточно далеко отстоящую от практики. В ходе осуществления творческого замысла на нашем пути могут встретиться различные трудности и нам придется сразиться с ними, или… просто обойти их.
Давайте рассмотрим самый сложный случай — многосессионный диск. Правила хорошего тона обязывают нас скорректировать не только содержимое той сессии, к которой добавляется новый трек, но и атрибуты всех последующих сессий, поскольку нумерация треков на диске — сквозная. Частая ошибка начинающих — перенумеровать треки. Перенумеровать-то они перенумеруют, а вот переустановить указатели на первый и последний трек каждой сессии — забывают. Как следствие, этого защищенный диск перестает читаться совсем или читается неправильно (конкретное поведение зависит от "темперамента" привода на который этот диск попадет).
Конкретный пример добавления нового трека в уже существующий приведен далее в листинге 6.14. По понятным причнам его наглядность оставляет желать лучшего (все таки печатная книга это вам не утилита WinDiff), но это все же лучше, чем совсем ничего. Первая и третья колонки, залитые серым цветом, содержат оригинальные значения редактируемого файла, вторая и четвертая — измененные. Непосредственно сами изменения выделены полужирным шрифтом.
Листинг 6.14. Создание фиктивного трека – трека номер два; все изменения выделены полужирным шрифтом, значение оригинальных полей залито серым цветом (нечетные колонки)
[CloneCD][CloneCD][CloneCD][CloneCD][Entry 6][Entry 6][Entry 7][Entry 7]
[CloneCD]
[CloneCD]
[CloneCD]
[CloneCD]
[Entry 6]
[Entry 6]
[Entry 7]
[Entry 7]
Version=3
Version=3
Session=l
Session=1
Point=0xcl
Point=0xc1
[Disc]
[Disc]
ADR=0x05
ADR=0x05
TocEntries=12
TocEntries=13
Control=0x04
Control=0x04
Sessions=2
Sessions=2
TrackNo=0
TrackNo=0
DataTracksScrambled=O
DataTracksScrambled=0
AMin=4
AMin=4
CDTextLength=O
CDTextLength=0
ASec=120
ASec=120
AFrame=96
AFrame=96
[Session 1]
[Session 1]
ALBA=26946
ALBA=26946
PreGapMode=l
PreGapMode=1
Zero=0
Zero=0
PreGapSubC=O
PreGapSubC=0
PMin=0
PMin=0
PSec=0
PSec=0
[Session 2]
[Session 2]
PFrame=0
PFrame=0
PreGapMode=l
PreGapMode=1
PLBA=-150
PLBA=-150
PreGapSubC=O
PreGapSubC=0
[Entry 0]
[Entry 0]
[Entry 7]
[Entry 8]
Session=l
Session=1
Session=2
Session=2
Point=0xa0
Point=0xa0
Point=0xa0
Point=0xa0
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
AMin=0
AMin=0
AMin=0
AMin=0
ASec=0
ASec=0
ASec=0
ASec=0
AFrame=0
AFrame=0
AFrame=0
AFrame=0
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
Zero=0
Zero=0
Zero=0
Zero=0
PMin=l
PMin=1
PMin=2
PMin=3
PSec=0
PSec=0
PSec=0
PSec=0
PFrame=0
PFrame=0
PFrame=0
PFrame=0
PLBA=4350
PLBA=4350
PLBA=8850
PLBA=-1
[Entry 0]
[Entry 0]
[Entry 8]
[Entry 9]
Session=l
Session=1
Session=2
Session=2
Point=0xa0
Point=0xa0
Point=0xal
Point=0xa1
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
AMin=0
AMin=0
AMin=0
AMin=0
ASec=0
ASec=0
ASec=0
ASec=0
AFrame=O
AFrame=0
AFrame=O
AFrame=0
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
Zero=0
Zero=0
Zero=0
Zero=0
PMin=l
PMin=1
PMin=2
PMin=3
PSec=O
PSec=0
PSec=O
PSec=0
PFrame=O
PFrame=0
PFrame=O
PFrame=0
PLBA=4350
PLBA=4350
PLBA=8850
PLBA=-1
[Entry 1]
[Entry 1]
[Entry 9]
[Entry 10]
Session=l
Session=1
Session=2
Session=2
Point=Oxal
Point=0xa1
Point=0xa2
Point=0xa2
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
AMin=O
AMin=0
AMin=O
AMin=0
ASec=O
ASec=0
ASec=O
ASec=0
AFrame=O
AFrame=0
AFrame=O
AFrame=0
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
Zero=0
Zero=0
Zero=0
Zero=0
PMin=l
PMin=2
PMin=3
PMin=3
PSec=O
PSec=0
PSec=24
PSec=24
PFrame=O
PFrame=0
PFrame=2 3
PFrame=23
PLBA=4350
PLBA=-1
PLBA=15173
PLBA=15173
[Entry 2]
[Entry 2]
[Entry 10]
[Entry 11]
Session=l
Session=1
Session=2
Session=2
Point=0xa2
Point=0xa2
Point=0x02
Point=0x03
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
AMin=O
AMin=0
AMin=0
AMin=0
ASec=O
ASec=0
ASec=0
ASec=0
AFrame=O
AFrame=0
AFrame=0
AFrame=0
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
Zero=0
Zero=0
Zero=0
Zero=0
PMin=O
PMin=0
PMin=3
PMin=3
PSec=29
PSec=29
PSec=l
PSec=1
PFrame=33
PFrame=33
PFrame=33
PFrame=33
PLBA=2058
PLBA=2058
PLBA=13458
PLBA=13458
[Entry 3]
[Entry 3]
[Entry 11]
[Entry 12]
Session=l
Session=1
Session=2
Session=2
Point=0x01
Point=0x01
Point=OxbO
Point=0xb0
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=OxO5
ADR=0x05
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
AMin=O
AMin=0
AMin=4
AMin=4
ASec=O
ASec=0
ASec=54
ASec=54
AFrame=O
AFrame=0
AFrame=2 3
AFrame=23
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=21923
ALBA=21923
Zero=0
Zero=0
Zero=l
Zero=1
PMin=O
PMin=0
PMin=22
PMin=22
PSec=2
PSec=2
PSec=14
PSec=14
PFrame=O
PFrame=0
PFrame=34
PFrame=34
PLBA=O
PLBA=0
PLBA=99934
PLBA=99934
[Entry 4]
[Entry 5]
[Entry 6]
Session=1
Session=l
Session=1
Point=0x02
Point=OxcO
Point=0xc0
ADR=0x01
ADR=OxO5
ADR=0x05
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
AMin=0
AMin=162
TrackNo=0
ASec=0
ASec=128
ASec=128
AFrame=0
AFrame=140
AFrame=140
ALBA=-150
ALBA=288590
ALBA=288590
Zero=0
Zero=0
Zero=0
PMin=22
PMin=97
PMin=97
PSec=0
PSec=27
PSec=27
PFrame=0
PFrame=21
PFrame=21
PLBA=-1
PLBA=-11604
PLBA=-11604
[Entry 4]
[Entry 5]
[TRACK 1]
[TRACK 1]
Session=l
Session=1
MODE=1
MODE=1
Point=OxbO
Point=0xb0
INDEX 1=0
INDEX 1=0
ADR=OxO5
ADR=0x05
Control=0x04
Control=0x04
[TRACK 2]
TrackNo=0
TrackNo=0
MODE=1
AMin=2
AMin=2
INDEX 1=0
ASec=59
ASec=59
AFrame=33AFrame=33ALBA=13308ALBA=13308Zero=3Zero=3PMin=22PMin=22PSec=14PSec=14PFrame=34PFrame=34PLBA=99934PLBA=99934AFrame=33AFrame=33ALBA=13308ALBA=13308Zero=3Zero=3PMin=22PMin=22PSec=14PSec=14PFrame=34PFrame=34PLBA=99934PLBA=99934[TRACK 2][TRACK 3]MODE=1MODE=1INDEX 1=0INDEX 1=0[TRACK 2][TRACK 3]MODE=1MODE=1INDEX 1=0INDEX 1=0
AFrame=33
AFrame=33
ALBA=13308
ALBA=13308
Zero=3
Zero=3
PMin=22
PMin=22
PSec=14
PSec=14
PFrame=34
PFrame=34
PLBA=99934
PLBA=99934
AFrame=33
AFrame=33
ALBA=13308
ALBA=13308
Zero=3
Zero=3
PMin=22
PMin=22
PSec=14
PSec=14
PFrame=34
PFrame=34
PLBA=99934
PLBA=99934
[TRACK 2]
[TRACK 3]
MODE=1
MODE=1
INDEX 1=0
INDEX 1=0
[TRACK 2]
[TRACK 3]
MODE=1
MODE=1
INDEX 1=0
INDEX 1=0
Сохранив отредактированный файл IMAGE.CCD на диск, "залейте" полученный образ на болванку с помощью CloneCD или Alcohol 120%. Убедитесь, что защищенный диск нормально обрабатывается операционной системой и что к двум прежним трекам диска добавился еще один (рис. 6.8).
Рис. 6.8. В первой сессии находятся два трека, первый нормальный, второй — "рукотворный" фиктивныйРис. 6.8. В первой сессии находятся два трека, первый нормальный, второй — "рукотворный" фиктивный
Рис. 6.8. В первой сессии находятся два трека, первый нормальный, второй — "рукотворный" фиктивный
Рис. 6.8. В первой сессии находятся два трека, первый нормальный, второй — "рукотворный" фиктивный
Попытка копирования защищенного диска штатными копировщиками (такими например, как Stomp Record Now! или Ahead Nero) как будто бы проходит успешно, но при ближайшем рассмотрении между первым и вторым треком обнаруживается "дыра" из 300 секторов, заполненных нулями. Что ж! Этого следовало ожидать!
Штатные копировщики слишком буквально понимают тот пункт стандарта, что утверждает будто бы области Post-gap и Pre-gap не содержат никаких данных.
Изменяется и субканальная информация. Копировщики, не выполняющие фактического чтения Q-канала подкода копируемого диска и самостоятельно воссоздающие его с нуля, исправно маркируют субканальные данные порядковыми номерами соответствующих им треков, что позволяет легко отличить оригинал от его грубой копии.
Листинг 6.15. Демонстрация изменения субканальной информации при копировании диска
# читаем TOC защищенного диска для определения стартового адреса 2го трека
$toc TEAC 0
0014010000000000
00140200000002A3 # стартовый адрес 2го трека = 2A3h или 675 в дес. нотац .
0014030000003492
0014AA0000003B45
читаем субканальные данные из 2го трека защищенного дика $seek_and_Q TEAC 675
seek CD-ROM & read Q-subcode by KK
LBA - 02A3: 00 15 00 0C 01 14 01 01 00 00 02 A3 00 00 02 A3
поле TNO 2го трека содержит ^^ номер один
копируем диск Ahead Nero/Easy CD Creator/Record Now!
# или CloneCD/Alcohol 120% без чтения субканальной информации
читаем субканальные данные из 2го трека дика-копии
$seek_and_Q TEAC 675
seek CD-ROM & read Q-subcode by KK
LBA - 02A3: 00 15 00 0C 01 14 02 01 00 00 02 A3 00 00 00 00
поле TNO 2го трека содержит ^^ номер два
субканальная информация изменилась!
Забавно, но MP3-файл, расположенный на оригинальном диске, даже будучи жестоко продырявленнымповрежденным, воспроизводится вполне нормально, негромко "булькая" в месте своего ранения, что конечно неприятно, но все таки не смертельно. Конечно, чем больше фиктивных треков содержит защищенный диск и чем теснее эти треки расположены друг к другу, тем сильнее несанкционированный дубликат будет отличаться от оригинала. Копия диска, нашпигованного фиктивными треками по самую макушку уже не играет, а свистит и булькает, вызывая у доморощенных пиратов смесь злости с недоумением. Вот так и рождаются легенды о неизбежном
падении качества при копировании лазерных дисков. Разумеется, речь идет исключительно о дисках с MP3 или видеодисках. Диски с данными гораздо более ранимы и если "дыра", оставленная копировщиком попадет на исполняемый файл и/или архив, с вероятностью близкой к единице он окажется полностью выведеным из строя.
Впрочем, стойкость защиты данного типа очень и очень невелика и такой диск вполне успешно копируется копировщиками Alcohol 120% и CloneCD (конечно, при условии, что опция чтения субканальных данных включена), которые судя по всему вообще игнорируют стартовые адреса треков и читают всю читабельную область каждой сессии от конца Lead-In до начала Lead-Out целиком. Что ж! Тем хуже для тех, кто применяет эту защиту для затруднения копирования своих программ. Что же касается хваленого Blind Write, то он вообще не копирует такой диск, вылетая по экскепшену в (цитирую) "read engine". Чем ему не понравился фиктивный трек — загадка!?
Фиктивный трек в Post-gap подлинного трека
Разместить фиктивный трек в середине настоящего (как это и показано на рис. 6.8) — неинтересно. Лучше разместить фиктивный трек целиком в области Post-gap подлинного трека. Тогда, при попытке вычисления длины фиктивного трека, все копировщики сойдут с ума. Вспомним, что длина всякого нормального трека по стандарту равна: min(&Lead-Out, &NexTrack – 150) – &MyTrack – 150. Если расположить начало трека так, чтобы min(&Lead-Out, &NexTrack – 150) < (&MyTrack – 150), то его расчетная длина окажется отрицательной и многие из копировщиков просто не поймут что с таким треком вообще следует делать. К тому же, большинство копировщиков хранят длину треков в переменных типа unsigned long, а потому небольшое по модулю отрицательное число, ошибочно интерпретируемое процессором как беззнаковое, превращается в очень и очень большое положительное, и для записи "содержимого" фиктивного трека потребуется около 4 Гбайт свободного места на диске и еще столько же — на прожигаемой болванке.
Обратимся к point'уA2h, хранящему адрес выводной области, и скопируем принадлежащие ему PMin, PSec и PFrame в соответствующие поля фиктивного сектора, уменьшив PFrame последнего на некоторое значение (о том, как создаются фиктивные сектора, мы уже говорили, см. два предыдущих раздела этой главы).
Фиктивный трек в Pre-gap подлинного трека
Размещение фиктивного трека в области Pre-gap первого подлинного трека приводит к довольно интересным результатам, обсуждению которых не грех посвятить отдельный раздел. На первый взгляд такая защита полностью аналогична предыдущей, с той лишь разницей, что теперь исказиться адрес первого, а не второго треков. Да, это так, но лишь отчасти! Область Pre-gap первого трека — особенная. Мало того, что по стандарту она вообще не доступна для чтения (хотя некоторые приводы вроде бы ухитряются ее читать), так еще и LBA-адрес ее начала измеряется
отрицательным числом! Вспомним, что адреса LBA связаны с абсолютными адресами следующим соотношением:
LBA = ((Min * 60) + Sec) * 75 + Frame – 150,
где 150 и есть sizeof(pre-gap).
Абсолютный стартовый адрес первого нормального трека по стандарту должен быть равен 00:02:00 (что соответствует LBA-адресу 0h), абсолютный стартовый адрес первой области Pre-gap — 00:00:00 (что соответствует LBA-адресу –96h и –150 в десятичной нотации). Даже если разработчик копировщика использовал для хранения адресов знаковые переменные это все равно ничего не меняет, поскольку аргументы команд READ и READ CD всегда представляют собой беззнаковые числа! К тому же, размещение второго трека в области Post-gap первого приводит к тому, что стартовый адрес второго трека становится меньше стартового адреса первого, к чему подавляющее большинство копировщиков просто не готово.
Скопировать содержимое первой области Pre-gap (в которой расположен фиктивный трек) — нельзя, да, собственно, и не нужно. Но всякий ли копировщик об этом знает? Если только его разработчики заранее не предусмотрели обработку такой ситуации, копировщик в зависимости от типа используемой им адресации либо выдаст ошибку чтения (абсолютная адресация), либо совершит очень далекое перемещение головкой по сумасшедшему LBA-адресу (LBA-адресация без проверки корректности адресов), либо же просто не будет знать, что ему с этим отрицательным адресом делать (LBA- адресация с проверкой корректности адресов). Забегая вперед, отметим, что с защитой данного типа (кодовое наименование "Шакал") способен справиться один лишь CloneCD.
Используя файл IMAGE.CCD, оставшийся от предыдущих эксприменов, давайте переместим начало фиктивного трека по абсолютному адресу 00:01:00, как это показано в листинге 6.16.
Листинг 6.16. Фиктивный трек в Post-gap подлинного трека, расположенный по адресу 00:01:00
[Entry 4]
Session=1
Point=0x02
ADR=0x01
Control=0x04
TrackNo=0
AMin=0
ASec=0
AFrame=0
ALBA=-150
Zero=0
PMin=00
PSec=01
PFrame=0
PLBA=-1
При открытии отредактированного файла IMAGE.CCD, копировщик CloneCD неправильно вычисляет длину первого трека (см. листинг 6.17), однако на прожиге болванки это обстоятельство никак не сказывается.
Листинг 6.17. CloneCD выдает неправильную информацию о длине первого трека
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 4726 Кбайт
Число треков: 2
Track 1: Данные Mode 1, размер: 4.294.967.124 Кбайт
Track 2: Данные Mode 1, размер : 4899 Кбайт
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 2:
Размер сессии: 3939 Кбайт
Число треков : 1
Track 3: Data, размер: 3939 Кбайт
Проверка показывает, что защищенный таким способом диск, нормально читается на приводах NEC и TEAC, а ASUS "видит" лишь первый трек первой сессии диска, поэтому закладываться на вторую и все последующие сессии — неразумно да и не безопасно для своего здоровья (разъяренные пользователи при случаи и побить могут).
При попытке скопировать защищенный диск шатными копировщиками, последние ведут себя довольно странно. Stopm Record Now! и Ahead Nero вообще отказываются читать такой диск, ругаясь на Invalid Disk и Imvalid Track Mode соотвественно.
Столкнувшись с фиктивным треком в области Pre-gap, Ahead Nero совершенно дезореентируется и при попытке определения геометрии диска впадает в грубые ошибки (рис. 6.9). Ну, то что длина первого трека определяется неправльно — это нас и не удивляет, но вот насколько же нужно быть тупым, чтобы не суметь определить атрибуты всех остальных треков — это уже интересно! Стартовый адрес второго трека, равный 3728:17:16 со всей своей очевидностью указывает на то, что в качестве базового типа адресации Ahead Nero использует беззнаковые LBA-адреса, оперативно переводя их в MSF при необходимости. Поскольку, беззнаковый LBA- адрес начала второго трека представляет собой очень большое положительное число, разница между стартовым адресом Lead-Out и стартовым адресом фиктивного трека вновь оказывается отрицательна, что окончально запутывает Ahead Nero, приводя его к катострофически неверному результату. О причинах же неудачного определения типа третьего трека остается только гадать. Наверное, это как-то связано с неправильным определением количества сессий: Ahead Nero увидел всего лишь одну
сессию из двух. Только не спрашивайте меня почему, я этого все равно не знаю, а обращаться за разьяснениями в службу технической поддержки мне лень, да и не подписывался я сообщать разработчикам о ляпах в их программе. Пускай лучше думают головой, чем гонятся за деньгами.
Рис. 6.9. Ahead Nero, встретив фиктивный трек в Pre-gap подлинного трека запутался настолько, что не смог определить длину ни одного из треков и некорректно определил адрес второго — фиктивного трека.
Попытка сканирования поверхности диска утилитой Ahead Nero CD Speed на предмет поиска повержденных секторов (~Extra ^ ScanDisk) приводит к тому, что окно программы просто "слетает". Тесты такие как CPU Usage, Spin Up/Dows так же останавливается с сообщением об ошибке. Таким образом, размещение фиктивного трека в области Post-gap подлинного трека может служить эффективным средстом борьбы с утилитами, определяющими качество диска, позволяя тем самым продавать дефективные диски под видом хороших. Нет, это отнюдь не призыв. Напротив, это грустная констатация факта, что мир в котором мы живем, не иделен и доверять нельзя никому и ничему. Ладно, не будем вдаваться в лирику, а лучше попробуем скопировать защищенный диск Alcohol 120%.
Если только флажок Попуск ошибок чтения не был заблаговременно установлен, то программа Alcohol 120%, прервав чтение диска на 13%, невнятно ругнется на
"Illegal Mode For This Trak" и предложит удалить незавершенные файлы. Как бы сказал чукча из анедота про оленей "Тенденция, однако!"
Чтение диска с пропуском ошибок так же не дает никакого результата. Достигнув сектора 2056 (предпоследний сектор в Post-gap подлинного трека), Alcohol 120% со всего маху врезается в область Lead-Out широко раскинув мозгами (в смысле — разбросав их по всей терриотрии).
Фиктивный трек в Lead-Out
Фиктивный трек, размещенный в области Lead-Out, не препятствует нормальному чтению диска, но серьезно озадачивает штатных копировщиков. Во-первых, длина фиктивного трека, вычисляемая как разность стартовых адресов Lead-Out и самого этого трека минус sizeof(post-gap), в данном случае выражается отрицательным числом, а мы уже знаем какую головную боль для копировщиков представляет всякая отрицательная величина! Во-вторых, содержимое области Lead-out в силу его недоступности на сектором уровне, очень легко принять за bad sector'a со всеми вытекающими отсюда последствиями. В-третьих, предпоследний сектор области Post-gap подлинного трека (условно называемый нами X-сектором), по загадочным причинам не обрабатыается ни командой READ CD, ни командой SEEK, ни командой READ HEADER.
Обратимся к point'у A2h, хранящему адрес выводной области, и скопируем принадлежащие ему PMin, PSec и PFrame в соответствующие поля фиктивного сектора, увеличив PSec последнего на единицу или любую другую величину, находящуюся в границах области Lead-Out.
Пропустив традиционное ругательство программы CloneCD на ненормальную длину второго трека, мы "заливаем" модифицированный нами образ на диск CD-R/CD-RW. Как и в предыдущем примере, приводы NEC и TEAC "видят" все, доступные им сессии, а ASUS только первую из них, поэтому на вторую и последующие сессии мы не должны закладываться.
Копировщики Stop Record Now! и Ahead Nero откажутся копировать такой диск, а Disk info, возращенная последним, окажется некорректной (рис. 6.10). Конкретно: копировщик Ahed Nero не сможет определить MODE и длину третьего трека. Странно! Третий трек вообще не имеет никакого отношения к первым двум и для определения его атрибутов достаточно просто прочитать TOC.
Рис. 6.10. Ahead Nero неправильно определил длину второго — фиктивного — трека и, что увидительно, не справился с определением длины и mode третьего трека, лежащего совсем в другой сессии
Попытка копирования защищенного диска с помощью программы Alchol 120% ни к чему хорошему не приводит. Если флажок Пропуск ошибок чтения был сброшен, то на экране появляется сообщение "Ошибка: [05/64/00] – Illegal Mode For This Track" и процесс создания образа аварийно прерывается (рис. 6.11).
Рис. 6.11. Alcohol 120% без пропуска ошибок
Листинг 6.18. Реакция Alcohol 120% на фиктивный трек в области Lead-Out (режим пропуска ошибок выключен)
01:25:17 Информация о процессоре :
Pentium III (0.18 um) 256KB OnDie L2 Cache (736 MHz)
01:25:17 Дамп диска : (G:) TEAC CD-W552E (1:1)
01:25:18 Режим чтения: Режим RAW
01:25:18 Информация об источнике : Сессия: 2, Трек: 3, Длина : 29.6 MB / 003:22:23
01:25:18 Запись файла-образа : L:\CD-hack\030713_1649.img
01:25:20 Ошибка чтения диска : 2048
01:25:20 Во время дампа диска произошла ошибка !
01:25:20 Ошибка :[05/64/00] - Illegal Mode For This Track
01:25:20 L:\CD-hack\030713_1649.ccd: Запись файла-образа отменена
Если же режим пропуска ошибок чтения был включен (листинг 6.19), то создание образа как будто бы проходит успешно, пускай не без пулеметной очереди сбойных секторов, начинающихся с адреса 2058 и заканчивающихся адресом 2172 (очевидно, что эти сектора принадлежат области Pre-gap/Post-gap фиктивного трека, тщетно "пытаемой" Alcohol 120%).
Листинг 6.19. Реакция Alcohol 120% на фиктивный трек в области Lead-Out (режим пропуск ошибок включен)
01:32:11 Информация о процессоре:
Pentium III (0.18 um) With 256 KB On-Die L2 Cache (736MHz)
01:32:11 Дамп диска: (G:) TEAC CD-W552E (1:1)
01:32:12 Режим чтения: Режим RAW , Пропуск ошибок чтения
01:32:12 Информация об источнике: Сессия: 2, Трек: 3, Длина: 29.6 MB / 003:22:23
01:32:12 Запись файла-образа: L:\CD-hack\030713_1649.img
01:32:21Ошибкачтениядиска:2056
01:32:21Ошибкачтениядиска:2058
01:32:21Ошибкачтениядиска:2059
01:32:21Ошибкачтениядиска:2060
01:32:22Ошибкачтениядиска:2169
01:32:22Ошибкачтениядиска:2170
01:32:22Ошибкачтениядиска:2171
01:32:22Ошибкачтениядиска:2172
01:32:32 L:\CD-hack\030713_1649.ccd: Запись файла-образа завершена
01:32:32 Дамп диска завершён
На что он надеялся — неизвестно, но образ, созданный Alcohol 120% оказывается неработоспособным и выдает ошибку Sector not fount. Cannot read folder contents (рис. 6.12).
—= Error —=
Sector not found
Cannot read folder contents
Рис. 6.12. Диск, скопированный Alcohol 120% становится нечитаемым и при попытке просмотра его содержимого операционная система начинает жутко материться
Зато CloneCD копирует такой диск без каких-либо ошибок и его дубликат оказывается вполне работоспосбен, однако, он все-таки отличается от оригинала.
Чтение X-сектора командой READ CD по-прежнему возращает ошибку, но вот позиционирование головки командой SEEK и чтение заголовка командой READ HEADER выполняется нормально (напоминаем, что X-сектор оригинального диска не обрабатывался ни одной из этих команд!).
Листинг 6.20. Попытка чтения X-сектора оригинального диска командой READ CD дает ошибку Sense Key == 3 MEDIUM ERROR (выше), дубликат диска, полученный CloneCD ведет себя аналогично (ниже)
>cd_raw_read.exe 1.1 2056 1
-ERR:F0 00 03 00 00 00 00 0A 00 00 00 00 11 00
>cd_raw_read.exe 1.1 2056 1
-ERR:F0 00 03 00 00 00 00 0A 00 00 00 00 11 00
Листинг 6.21. Попытка чтения заголовка оригинального диска командой
READ HEADER дает ошибку Sense Key == 5 ILLEGAL REQUEST (выше), в то время как дубликат диска, полученный CloneCD обрабатывается нормально (ниже)
>read.header.exe 1.1 2056 2056
READ HEADER (44h) SCSI/ATAPI commad demo by KK
-ERR:f0 00 05 00 00 00 00 0a 00 00 00 00 64 00
>read.header.exe 1.1 2056 2056
READ HEADER (44h) SCSI/ATAPI commad demo by KK
LBA:0808h --> MSF:00:1D:1F (MODE-1 [L-EC symb])
Попытка позиционирования на X-сектор оригинального диска командой SEEK, с последующим чтением субканальной информации командой READ SUBCHANALL приводит к тому любопытному эффекту (листинг 6.22): привод не диагностирует ошибку, но и не перемещает оптическую головку, возвращая с командой READ SUBCHANALL субканальные данные с места ее предыдущего позиционирования (выше). Дубликат диска, полученный программой CloneCD, напротив, никак не препятствует позиционированию головки на X-сектор, успешно возвращая субканальные данные последнего (ниже).
Листинг 6.22. Попытка позиционирования на X-сектор оригинального диска командой SEEK, с последующим чтением субканальной информации командой
READ SUBCHANALL (выше). Дубликат диска, полученный CloneCD (ниже)
>seek_and_Q.exe 1.1 2056
seek CD-ROM & read Q-subcode by KK
00 15 00 0C 01 14 01 01 00 00 05 83 00 00 05 83
>seek_and_Q.exe 1.1 2056
seek CD-ROM & read Q-subcode by KK
00 15 00 0C 01 14 01 01 00 00 08 08 00 00 08 08
Таким образом, помещение фиктивного трека в область Lead-Out вкупе с обработкой X-сектора командами READ HEADER и SEEK/READ SUBCHANALL позволяет надежно отличить оригинальный диск от его копии (защита с кодовым наменованием "Волк").
Как скопировать "Волка"? При записи отредактированного образа на диск, CloneCD выдаст следующую информацию о его геометрии (листинг 6.23).
Листинг 6.23. Встретив диск с фиктивный треков в области Post-gap, CloneCD неправильно вычисляет его длину (выделена полужирным шрифтом)
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 4726 Кбайт
Число треков: 2
Track 1: Данные Mode 1, размер : 299397 Кбайт
Track 2: Данные Mode 1, размер: 4294672626 Кбайт
По скромному мнению CloneCD, длина второго трека составляет целых 4 294 672 626 Кбайт или 4 Тбайт! К счастью, это ничуть не мешает прожигу диска и если все было сделано правильно, то защищенный диск должен нормально обрабатываться операционной системой.
А вот Ahead Nero (рис. 6.13) (и подавляющее большинство остальных копировщиков) поведет себя иначе, наотрез отказываясь переваривать фиктивный трек и аварийно завершая свою работу с криком "Illegal track mode" (неверный тип трека) или что-то типа того.
Рис. 6.13. Информация, выдаваемая Ahead Nero при анализе геометрии защищенного диска, чудовищная ошибка определения длины фиктивного трека препятствует его нормальному копированию
Копировщик CRWin по не совсем понятным причинам отказывается определять тип фиктивного трека (рис. 6.14) (хотя тип трека явно прописан в заголовках каждого из принадлежащему ему секторов) и препятствует его select'у, то есть попросту говоря выделению курсором, без которого трек извлекаться ни за что не будет. Извлечение первого — вполне нормального трека — так же прерывается сообщением об ошибке.
Рис. 6.14. Копировщик CDRWin отказывается определить тип фиктивного трека
А теперь попытаемся скопировать защищенный диск программой Alcohol 120%. Если флажок пропуска ошибок не был заблаговременно установлен, то Alcohol 120%, невнятно ругнувшись, на Illegal Mode For This Track, просто прервет чтение диска в самом начале снятия образа (листинг 6.24).
Листинг 6.24. Alcohol 120% без пропуска ошибок
02:40:38 Информация о процессоре : Pentium III (0.18um) 256KB OnDie L2Cache (736MHz)
02:40:38 Дамп диска : (G:) TEAC CD-W552E (1:1)
02:40:46 Режим чтения: Режим RAW
02:40:46 Информация об источнике : Сессия: 2, Трек: 3, Длина : 29.6 MB / 003:22:23
02:40:53 Запись файла-образа : L:\CD-hack\030713_1649.img
02:40:58 Ошибка чтения диска : 2048
02:40:58 Во время дампа диска произошла ошибка !
02:40:58 Ошибка : [05/64/00] - Illegal Mode For This Track
02:40:58 L:\CD-hack\030713_1649.ccd: Запись файла-образа отменена
Хорошо, флажок Пропуск ошибок чтения установлен. Пытаемся скопировать защищенный диск опять. Благополучно достигнув X-сектора (LBA-адрес которого составляет 2056), программа Alcohol 120% выдает сообщение об ошибке чтения и… со всего маху врезается в выводную область, обдавая нас пулеметной очередью сбойных секторов. Достигнув 100% он по непонятным причинам продолжает процесс чтения и дальше. Затем, видимо испугавшись, что его могут неправильно понять, блокирует кнопку Отмена и… зависает. То есть, не то, чтобы совсем зависает (пулеметная очередь сбойных секторов раскаленными гильзами по- прежнему продолжает устилать экран), но и остановить разбушевавшегося Alcohol 120% становится невозможно. Приходится его убивать… Тоже мне, культура программирования!.
Листинг 6.25. Alcohol 120% с пропуском ошибок (при достижении 100% он "зависает", но продолжает сообщать о сбойных секторах)
09:52:22 Информация о процессоре :
Pentium III (0.18 um) 256KB OnDie L2 Cache (736MHz)
09:52:22 Дамп диска : (G:) TEAC CD-W552E (1:1)
09:52:29 Режим чтения: Режим RAW , Пропуск ошибок чтения
09:52:29 Информация об источнике : Сессия: 2, Трек: 3, Длина : 29.6 MB / 003:22:23
09:52:38 Ошибка чтения диска : 0
09:52:39 Запись файла-образа : L:\CD-hack\030713_1649.img
09:52:53 Ошибка чтения диска : 2056
09:52:57 Ошибка чтения диска : 2057
09:52:57 Ошибка чтения диска : 2058
09:53:01 Ошибка чтения диска : 2707
09:53:01 L:\CD-hack\030713_1649.ccd: Запись файла-образа отменена
09:53:01 Дамп диска отменён !
Третья попытка копирования защищенного диска начинается с перезапуска Alcohol 120% и установки флажка быстрого пропуска ошибочных блоков. На этот раз Alcohol 120% уже не виснет, но… и не копирует, отказывать читать весь диск целиком. По мнению программы Alcohol 120% сбойные сектора начинаются с первого (ну, в смысле нулевого) LBA адреса до последнего. Чудеса, да и только!
Листинг 6.26. Alcohol 120% с быстрым пропуском ошибок
02:52:18 Информация о процессоре :
Pentium III (0.18 um) With 256 KB On-Die L2 Cache (736MHz)
02:52:18 Дамп диска : (G:) TEAC CD-W552E (1:1)
02:52:25 Режим чтения: Режим RAW , Быстрый пропуск ошибочных блоков
02:52:25 Информация об источнике : Сессия: 2, Трек: 3, Длина: 29.6 MB / 003:22:23
02:52:25Ошибкачтениядиска:0
02:52:26Ошибкачтениядиска:1
02:52:26Ошибкачтениядиска:2
02:52:26Ошибкачтениядиска:3
Фиктивный трек, совпадающий с подлинным треком
Создание фиктивного трека, совмещенного с подлинным треком, приводит к тому, что длина первого трека обращается в ноль. Почему в ноль, а не в отрицательное число, ведь длина подлинного трека в данном случае равна: &Track2 – &Track1 – sizeof(post-gap) – sizeof(pre-gap), что в конкретных цифрах выглядит так: 00:02:00 – 00:02:00 – 00:02:00 – 00:02:00 == –00:04:00 или в переводе в LBA-адреса: – 300.
Все дело в том, что адрес 00:02:00 — особенный. Трек, начинающийся с этого адреса, не имеет Pre-gap (вернее, не позволяет обрабатывать свою область Pre-gap нормальным образом) и потому вычисление фактической длины такого трека происходит в отдельной ветке программы, которая оказывается достаточно интеллектуальной для того, чтобы догадаться не вычитать sizeof(post-gap) из нулевого значения. Особенности реализаций конкретных копировщиков сейчас нам неинтересны, достаточно лишь знать, что подавляющее большинство из них вычисляют длину первого и всех последующих за ним треков вполне корректно (правда, от проблем копирования защищенного диска это их все равно не избавляет). Внедренение X-сектора в подлинный трек (см. защиту типа "Шакал" в разд. "Фиктивный трек в Pre-gap подлинного трека" этой главы) приводит к следующему побочному эффекту: попытка чтения X-сектора командой READ CD возвращает ошибку, позицирование головки на X-сектор командой SEEK проходит без ошибок, но и без перемещения самой головки. Чтение заголовка X-сектора командой READ HEADER вновь возвращает ошибку. Забегая вперед отметим, что копия диска, полученная с помощью CloneCD читает заголовк и выполняет позиционирование головки без ошибок (головка при этом действительно перемещается), благодаря чему дубликат диска элементарно отличается от оригинала.
При открытии оригинального образа защищенного диска, CloneCD обнаруживат лишь второй — фиктивный — трек в первой сессии, "в упор не видя" настоящего (листинг 6.27). К счастью, несмотря на это, "прожиг" диска проходит успешно.
Листинг 6.27. Реакция CloneCD на фиктивный трек, совпадающий с настоящим треком
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 4726 Кбайт
Число треков: 2
Track 2: Данные Mode 1, размер : 4726 Кбайт
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 2:
Размер сессии: 3939 Кбайт
Число треков : 1
Track 3: Данные Mode 1, размер : 3939 Кбайт
Просмотр геометрии диска подтвержает существование двух треков с одинаковыми стартовыми адресами, причем длина первого трека действительно равна нулю, а не отрицательному числу (рис. 6.15). Еще интереснее то, что тип первого трека определен как "ISO 9660/Joliet", что мягко говоря не совсем соответствует истине. Идентификатор типа файловой системы ISO 9660 содержится в шестнадцатом, а Joliet — в семнадцатом секторе трека. При условии, что длина трека равна нулю (а это так и есть!) возникает вполне законный вопрос: какое отношение эти сектора имеют к первому треку? Сдается мне, что процедура идентификации типа файловой системы вообще не проверяет диапазон доступных адресов на переполнение!
Рис. 6.15. Первый и второй трек имют идентичные стартовые адреса в результате чего длина первого трека обращается в ноль
Приводы NEC и TEAC оказались достаточно интеллектуальными, чтобы суметь прочитать такой диск, а вот ASUS к своему стыду увидел лишь первую сессию. Следовательно, на вторую и все последующие сессии закладываться нельзя.
Попытка копирования защищенного диска программой Alcohol 120% традиционно проходит неуспешно (если режим попуска ошибок чтения не включен, Alcohol 120% вообще не хочет копировать такой диск, а в режиме пропуска ошибок чтения врезается в область Lead-Out и входит в дурной цикл, не позволяя себя прервать иначе, чем принудительным завершением процесса). Копировщик CloneCD, как уже говорилось, обрабатывает фиктивный трек вполне нормально, но удаляет "Шакал" из области Post-gap, "благодаря" чему дубликат диска легко отличается от оригинала.
Искажение нумерации треков
Согластно стандартру ECMA-130, информационные треки должны нумероваться последовательно, начиная от единицы и кончая последним треком диска ("Track Numbers 01 to 99 shall be those of the Information Tracks in the User Data area. Consecutive Information Tracks shall be numbered consecutively. The first Information Track of the user Data area of a disk shall have Track Number 01"). Чувство здравого смысла разработчиков аппаратно-программного обеспечения придерживается такого
же мнения и потому считается, что всякая система может закладываться на то, что за треком номер один следует либо трек с номером два, либо область Lead-Out (трек с номером AAh). Но ведь нумерация треков может быть легко искажена с таким расчетом, чтобы за первый треком располагался девятый или даже еще один "первый" трек!
Испытания показывают, что подавляющее большинство приводов и копировщиков на перенумерацию треков реагируют крайне неадекватно, порой вообще отказываясь распознавать такой диск или же отображая треки с данными как аудио. Неудивительно, что копирование искаженных дисков вызывает большие проблемы. Даже такие "зубры" как CloneCD и Alcohol 120% оказывается не в состоянии разобраться с разметкой защищенного диска и полученные копии оказываются чудовищно искажены или же вовсе неработоспособны.
Теоритически, диск с нарушенной нумераций треков должен копироваться без проблем, поскольку номера треков в абсолютной адресации вообще не участвуют и при работе с диском на секторном уровне копировщику достаточно лишь прочитать все содержимое диска от первого читаемого сектора до последнего, даже не подозревая о сущестовании треков вообще. Тем не менее, на практике все обстоит иначе и подавляющее большинство копировщиков копируют диск по трекам, а не по секторам. Причем, алгоритмы анализа TOC'a зачастую тупы до ужаса и не способны справиться даже с очевидными искажениями. Любые отклонения нумерации треков от нормальной вполне записываются на диск тем же CloneCD (за исключением трека, начинающегося с номера ноль, но об этом мы поговорим позже), но для чтения искаженного диска понадобится программа поумннее. Из всех известных мне программ на это способен лишь мой собственный копировщик (ну или посекторное копирование диска "вручную"), так что для защиты дисков эта методика — самое то!
Однако, чтобы защищенный диск не вызывал никаких конфликтов с оборудованием легальных пользователей, следует дейстовать очень осторожно, ни в коем случае не прикасаясь к нумерации треков первой сессии (т. к. зачастую это ведет к полной нечитаемости диска, подробности вы найдете далее в одноименном разд. "Диск, начинающийся не с первого трека" этой главы). Приятное исключение составляет лишь создание фиктивного трека с номером подлинного трека, — защита этого типа не конфликтует ни с каким доступным мне оборудованим и, судя по всему, не должна конфликтовать ни с каким оборудованием вообще, однако, полной уверенности в этом у меня нет. Нумерацию треков второй сессии можно изменять более или менее безболезненно. В худшем случае привод просто не увидит треки второй сессии, но первая сессия будет доступа ему целиком.
Для изменения нумерации треков достаточно лишь изменить номер point'а, соответствующий оригинальному номеру искажаемого трека и скорректировать значение поля PMin point'а A1h, хранящего номер последнего трека диска (если этого не сделать, то мы получим защиту типа "некорректный номер последнего трека"). Так же следует исправить раскладку треков, содержащуюся в конеце CCD- файла. Следующий пример (листинг 6.28) демонстрирует как создать разрыв между вторым и третьим треками, увеличив номер последнего с трех до девяти. Нечетные колонки, залитые серым цветом — оригинальное содержимое CCD-файла, справа
приведены измененные колонки (непосредственно сами изменения выделены полужирным шрифтом)
Листинг 6.28. Образование разрыва между вторым и третьим треками.
[Entry 8]
[Entry 8]
[Entry 11]
[Entry 11]
[TRACK 1]
[TRACK 1]
Session=2
Session=2
Session=2
Session=2
MODE=1
MODE=1
Point=Oxal
Point=0xa1
Point=0x03 ->
Point=0x09
INDEX 1=0
INDEX 1=0
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
[TRACK 2]
[TRACK 2]
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
MODE=1
MODE=1
AMin=O
AMin=0
AMin=O
AMin=0
INDEX 1=0
INDEX 1=0
ASec=O
ASec=0
ASec=O
ASec=0
AFrame=O
AFrame=0
AFrame=O
AFrame=0
[TRACK 3] ^
[TRACK 9]
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
MODE=1
MODE=1
Zero=0
Zero=0
Zero=0
Zero=0
INDEX 1=0
INDEX 1=0
PMin=3 -»
PMin=9
PMin=3
PMin=3
PSec=O
PSec=0
PSec=l
PSec=1
PFrame=O
PFrame=0
PFrame=33
PFrame=33
PLBA=8850
PLBA=-1
PLBA=13458
PLBA=13458
Поскольку, большинство дисков с данными имеют лишь по одному треку на каждую сессию, то для перенумерации треков в границе одной сессии обычно приходится прибегать к созданию фиктивного трека в настоящем. Эта методика уже рассматривалась ранее (см. разд. "Фиктивный трек в настоящем треке" этой главы) и здесь мы не будем повторяться.
Некорректный стартовый номер первого трека
Искажение стартового номера первого трека — достаточно честный и стойкий прием защиты. Подавляющее большинство приводов вполне уверенно "заглатывают" диски, нумерация треков которых начинается с цифры отличной от единицы. Предположим, что диск начинается с трека номер два…
Вернемся к оригинальному образу защищаемого диска и отредактируем файл IMAGE.CDD следующим образом (короче говоря, мы изменим сдвинем номера всех треков на единицу, не забывая о том, что номер первого и последнего трека каждой сессии хранится в pointer'ах 0xA0 и 0xA1 соответственно и для корректной защиты диска они так же должны быть модифицированы) (листинг 6.29—6.31). Серой заливкой выделены оригинальные значения, без заливки — измененные. Непосредственно сами изменения отмечены стрелкой и полужирным шрифтом.
Листинг 6.29. Изменение номера первого трека
[Entry 0]
[Entry 0]
[Entry 1]
[Entry 1]
[Entry 3]
[Entry 3]
Session=l
Session=1
Session=l
Session=1
Session=1
Session=1
Point=0xa0
Point=0xa0
Point=0xal
Point=0xa1
Point=0x1 ⇒
Point=0x2
PMin=l =>
PMin=2
PMin=l =>
PMin=2
PMin=0
PMin=0
PSec=0
PSec=0
PSec=0
PSec=0
PSec=2
PSec=2
PFrame=0
PFrame=0
PFrame=0
PFrame=0
PFrame=0
PFrame=0
Листинг 6.30. Изменение номера второго трека
[Entry 7]
Session=2
Point=0xa0
[Entry 7]
Session=2
Point=0xa0
[Entry 8]
Session=2
Point=0xal
[Entry 8]
Session=2
Point=0xa1
[Entry 10]
Session=2
Point=0x2 ⇒
[Entry 10]
Session=2
Point=0x3
PMin=2 =>
PMin=3
PMin=2 =>
PMin=3
PMin=0
PMin=0
PSec=0
PSec=0
PSec=0
PSec=0
PSec=2
PSec=2
PFrame=0
PFrame=0
PFrame=0
PFrame=0
PFrame=0
PFrame=0
Листинг 6.31. Изменение карты
[TRACK 1]^MODE=1INDEX 1=0[TRACK 1]^MODE=1INDEX 1=0[TRACK 2]MODE=1INDEX 1=0[TRACK 2]MODE=1INDEX 1=0[TRACK 2]^MODE=1INDEX 1=0[TRACK 2]^MODE=1INDEX 1=0[TRACK 3]MODE=1INDEX 1=0[TRACK 3]MODE=1INDEX 1=0
[TRACK 1]^
MODE=1
INDEX 1=0
[TRACK 1]^
MODE=1
INDEX 1=0
[TRACK 2]
MODE=1
INDEX 1=0
[TRACK 2]
MODE=1
INDEX 1=0
[TRACK 2]^
MODE=1
INDEX 1=0
[TRACK 2]^
MODE=1
INDEX 1=0
[TRACK 3]
MODE=1
INDEX 1=0
[TRACK 3]
MODE=1
INDEX 1=0
Внимание !
В параметрах профиля обязательно должен быть установлен флажок Не восстанавливать субканальные данные, в противном случае данные о номерах треков в Q-канале подкода не будут соответствовать TOC что чревато ухудшением совместимости)
Запишем измененный образ на диск и из рекордера выпрыгнет вполне симпатичный защищенный диск, нумерация треков которого начинается с цифры два (рис. 6.16). Такие приводы как ASUS или TEAC покажут все его треки, нормально отобразят оглавление диска средствами операционной системе и уж тем более без колебаний согласятся работать с защитой на секторном уровне. Правда, NEC обламывается с таким диском по полной программе — при перовой же попытке обращения (не важно на секторном уровне она производится или нет), привод, издавая негромкие щелкающие звуки впадает в дурной ступор, из которого его выводит только кнопка Eject. Увы, совместимость с нестандартным оборудованием у защит этого типа достаточно далека от идеала.
Рис. 6.16. Нумерация треков диска начинается с цифры 2
Посмотрим какова окажется ее стойкость к копированию. Штатные копировщики (Stomp Record Now!, Ahead Nero) отказываются признать такой диск хорошим лазерным диском и даже не пытаются начать его скопировать! Alcohol 120% из-за какой-то внутренней ошибки просто выплевывает сообщение о критической ошибке доступа и отлетает в мир иной не реагируя ни на мышь, ни на клавиатуру. Зато CloneCD копирует такой диск вполне успешно (правда, по не понятной причине пропускает point 0xC1, хранящий копию ATIP и это обстоятельство можно с лихвой использовать для привязки к оригинальному диску).
Тот факт, что защиту не копируют текущие версии Alcohol 120% еще не дает нам поводов для самодовольства, ибо в данном случае речь идет не о концептуальном архитектурном ограничении копировщика, а о досадной программистской ошибке. В любой момент ее могут исправить и тогда наша защита окажется совсем беззащитной! И, чтобы ее усилить, придется удалиться от буквы стандарта на довольно приличное расстояние, совершив рассогласование номеров каждого из треков с номерами pointer'ов 0xA0 и 0xA1. Пустьpointer'ы 0xA0 и0xA1 первой сессии указывают на 1, а pointer'ы 0xA0 и0xA1 второй сессии — на 2, в то время как нумерация самих треков начинается с двойки.
Такой диск на высоком уровне неспособен читать ни один из известных мне приводов (даже ASUS "видит" лишь первую сессию), однако на секторном уровне с
ним работать вполне можно (но только не на NEC'e!), поэтому, такая защита подходит лишь для двух дисковых программ. Первый диск — обычный, второй — защищенный и чтение содержащихся на нем данных осуществляется непосредственно самим приложением на секторном уровне.
Копировщики защищенных дисков уже не справляются с такой защитой: и для Alcohol 120% и CloneCD диск представляется… абсолютно пустым. Alcohol 120% не видит ни одной из сессий, а CloneCD на чистейшем русском языке признается, что…
ИНФОРМАЦИЯ О CD В ДИСКОВОДЕ :
Невозможно получить информацию о CD. Диск пуст ?
…но мы-то с вами знаем, что диск не пуст! И в его копировании нет ничего невозможного! При условии, что используемый вами привод вообще поддерживает такие диски, достаточно лишь проанализировать TOC, который, как уже неоднократно говорилось, можно прочитать командной READ TOC (opcode: 0x43; format 0x2) и "сграбить" содержимое всех треков на секторном уровне, после чего остается лишь сформировать образ для прожига диска. Вообще удивительно, что копировщики защищенных дисков до сих пор не научились копировать такие диски автоматически, — ведь ничего трудного в этом нет.
Дважды одинаковый трек
Стойкая, несложная в реализации, хорошо совместимая с оборудованием и при всем этом в высшей степени элегантная защита. Все, что нам требуется сделать так это изменить номер второго трека на первый, в результате чего на диске образуются два трека с идентичными номерами, но совершенно различным содержимым (не забудьте так же скорректировать point'ы 0xA0 и0xA1 и принудительно отключить восстановление субканальных данных!).
Защищенный диск нормально читается на всех известных мне приводах, однако не копируется ни одним доступным мне копировщиком (за исключением, моих собственных копировщиков разумеется). Два "первых" трека смотрятся довольно забавно (рис. 6.17) и не создают никаких проблем ни для самого привода, ни для операционной системы. Микропрограмма приводов обычно ищет лишь первый трек, который по наивному мнению некоторых разработчиков всегда имеет номер "один", а номера всех остальных — игнорирует. Операционная система, а точнее файловая система лазерных дисков, так же адресует треки не по их номерам, а по абсолютным секторным адресам, поэтому номера всех треков, кроме первого, как бы выпадают из поля зрения компьютера. Разумеется, сказанное относиться только к дискам с данными.
Рис. 6.17. Защищенный диск, содержащий два первых трекаРис. 6.17. Защищенный диск, содержащий два первых трека
Рис. 6.17. Защищенный диск, содержащий два первых трека
Рис. 6.17. Защищенный диск, содержащий два первых трека
Теоретически, копирование таких дисков не должно вызывать каких-либо проблем. Действительно, содержимое треков прекрасно читается на секторном уровне, номера треков в абсолютной адресации вообще не участвуют и грамотно спроектированного копировщику всего-то и остается: прочитать TOC и извлечь с диска содержимое всех его треков, не взирая на их номера. Конечно, если недальновидный разработчик решил помещать данные трека N в ячейку массива с индексом N, то наличие двух (или более) треков с идентичными номерами разобьют этот хлипкий алгоритм в пух и прах. Но…
Штатные копировщики со всем естеством своей штатной натуры копировать такие диски на отрез отказываются, ссылаясь на "Invalid disk" (Stomp Record Now!) и (Ahead Nero). Alcohol 120% достаточно корректно справляется с анализом геометрии диска (листинг 6.32), однако, здесь не обходится без двух "но".
Листинг 6.32. Данные о защищенном диске (слева) и данные его образа, созданного Alcohol 120% (справа)
ИНФОРМАЦИЯ О ФАЙЛЕ-ОБРАЗЕ:ИНФОРМАЦИЯ О ФАЙЛЕ-ОБРАЗЕ:ИНФОРМАЦИЯ О ФАЙЛЕ-ОБРАЗЕ:ИНФОРМАЦИЯ О ФАЙЛЕ-ОБРАЗЕ:
ИНФОРМАЦИЯ О ФАЙЛЕ-ОБРАЗЕ:
ИНФОРМАЦИЯ О ФАЙЛЕ-ОБРАЗЕ:
ИНФОРМАЦИЯ О ФАЙЛЕ-ОБРАЗЕ:
ИНФОРМАЦИЯ О ФАЙЛЕ-ОБРАЗЕ:
Число сессий: 2
Занято на диске : 34850 Кбайт
Секторов: 15173
Время: 03:22:23 (мин:сек:кадр)
Число сессий: 2
Занято на диске: 34850 Кбайт
Секторов : 15173
Время : 03:22:23 (мин : сек: кадр)
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 4726 Кбайт
Размер сессии: 4726 Кбайт
Число треков: 1
Число треков : 1
Track 1: Данные Mode 1,
Track 1:Данные Mode 1,
размер : 4726 Кбайт
размер: 4726 Кбайт
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 2:
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 2:
Размер сессии: 3939 Кбайт
Размер сессии: 3939 Кбайт
Число треков : 1
Число треков : 1
Track 1: Данные Mode 1,
Track 1:Данные Mode 1,
размер : 3939 Кбайт
размер : 3939 Кбайт
Во-первых, карта треков, составленная Alcohol 120%, состоит сплошь из одних ошибок и "не лезет ни в какие ворота". Вместо двух треков, Alcohol 120% занес сюда только один, зато продублировал индексы, окончательно запутавшись в их номерах и значениях (листинг 6.33).
Листинг 6.33. Карта треков защищенного диска (слева) и карта диска, составленная Alcohol 120% (справа)
[TRACK 1]
[TRACK 1]
MODE=1
MODE=1
INDEX 1=0
INDEX 0=-13608
INDEX 1=-13458
[TRACK 1]
MODE=1
INDEX 1=0
Во-вторых, запись образа защищенного диска выполняется довольно необычным образом. Индикатор прогресса по мере достижения 100% отметки не останавливает свой бег, как это бывает обычно, а упорно продолжает двигаться вперед. Затем, словно спохватившись, прогресс сбрасывается в нуль и процесс записи начинается сначала (вероятно, это начинает "рожигаться второй первый трек). К его концу привод начинает жалобно стучать, тем не менее запись завершается без ошибок… вот только попытка прочесть оглавление записанного диска крепко завешивает привод и вызывает целую симфонию повизгивающих звуков. Короче говоря, Alcohol 120% облажался на все свои 120%.
Копировщик CloneCD уже на этапе анализа защищенного диска выдает полную лажу, теряя второй трек вместе с принадлежащей ему сессией. К тому же, по непонятной для простых смертных причине CloneCD уменьшает объем занятого пространства примерно на 3 900 Кбайт (34 850 Кбайта против 30 911 Кбайт), так же уменьшается и число секторов. Несмотря на то, что защищенный диск использует все 15 173 сектора, CloneCD видит лишь 13 458 из них. Куда девались остальные 1 688 секторов — непонятно… И это ведь информация, полученная анализом TOC, который честно сообщает оригинальный объем и оригинальное количество секторов! Ладно бы, емкость диска уменьшилась на величину потерянного трека (это более или менее понятно), так ведь нет! От диска отрезается совершенно произвольная величина!!! Да, впрочем, смотрите сами…
Листинг 6.34. Данные о защищенном диске (слева) и данные его образа, созданные CloneCD (справа)
ИНФОРМАЦИЯ О ФАЙЛЕ-ОБРАЗЕ:ИНФОРМАЦИЯ О ФАЙЛЕ-ОБРАЗЕ:ИНФОРМАЦИЯ О CD В ДИСКОВОДЕ:ИНФОРМАЦИЯ О CD В ДИСКОВОДЕ:
ИНФОРМАЦИЯ О ФАЙЛЕ-ОБРАЗЕ:
ИНФОРМАЦИЯ О ФАЙЛЕ-ОБРАЗЕ:
ИНФОРМАЦИЯ О CD В ДИСКОВОДЕ:
ИНФОРМАЦИЯ О CD В ДИСКОВОДЕ:
Число сессий: 2Занято на диске : 34850 КбайтСекторов: 15173Время: 03:22:23 (мин:сек:кадр)ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:Размер сессии: 4726 КбайтЧисло треков: 1Track 1: Данные Mode 1, размер : 4726 КбайтЧисло сессий: 2Занято на диске : 34850 КбайтСекторов: 15173Время: 03:22:23 (мин:сек:кадр)ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:Размер сессии: 4726 КбайтЧисло треков: 1Track 1: Данные Mode 1, размер : 4726 КбайтЧисло сессий: 1Занято на диске: 30911 КбайтСекторов : 13458Время : 02:59:33 (мин : сек: кадр)ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:Размер сессии: 30911 КбайтЧисло треков : 1Track 1:Данные Mode 1, размер :30911 КбайтЧисло сессий: 1Занято на диске: 30911 КбайтСекторов : 13458Время : 02:59:33 (мин : сек: кадр)ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:Размер сессии: 30911 КбайтЧисло треков : 1Track 1:Данные Mode 1, размер :30911 Кбайт
Число сессий: 2
Занято на диске : 34850 Кбайт
Секторов: 15173
Время: 03:22:23 (мин:сек:кадр)
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 4726 Кбайт
Число треков: 1
Track 1: Данные Mode 1, размер : 4726 Кбайт
Число сессий: 2
Занято на диске : 34850 Кбайт
Секторов: 15173
Время: 03:22:23 (мин:сек:кадр)
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 4726 Кбайт
Число треков: 1
Track 1: Данные Mode 1, размер : 4726 Кбайт
Число сессий: 1
Занято на диске: 30911 Кбайт
Секторов : 13458
Время : 02:59:33 (мин : сек: кадр)
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 30911 Кбайт
Число треков : 1
Track 1:Данные Mode 1, размер :30911 Кбайт
Число сессий: 1
Занято на диске: 30911 Кбайт
Секторов : 13458
Время : 02:59:33 (мин : сек: кадр)
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 30911 Кбайт
Число треков : 1
Track 1:Данные Mode 1, размер :30911 Кбайт
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 2:
Размер сессии: 3939 Кбайт
Число треков: 1
Track 1: Данные Mode 1,
размер : 3939 Кбайт
Но это еще только цветочки! При попытке копирования диска CloneCD реально считывает с него лишь первые 15%, а затем врезается в огромный массив нечитаемых (с его точки зрения!) секторов. Начало этого массива (или, можно сказать, даже материкового щита) в аккурат совпадает с адресом области Lead-Out, прямым текстом записанной в TOC. Зачем CloneCD понадобилось читать область Lead-Out — непонятно. Короче, все происходит точно так, как в том анекдоте "уж полночь близится, а Германа все нет". В смысле — проходит час, за ним другой, а CloneCD во всю молотит нечитаемые сектора из области Lead-Out и, судя по всему, прекращать это занятие и не собирается (рис. 6.18).
Рис. 6.18. CloneCD начинает читать сектора из области Lead-Out, страшно "удивляясь" факту их полной нечитаемости
Хорошо! Ни CloneCD, ни Alcohol 120% по отдельности с защищенным диском не справляются. Но может быть, их симбиоз хоть что-то даст?! Вспомним, Alcohol 120% достаточно корректно снял образ копируемого диска, вот только прожечь его бедолага никак не смог. CloneCD, напротив, прожигает такие диски на ура (ведь именно с его помощью мы защищенный диск и создали!), но неумело фотографирует образ. А что если… снять образ диска Alcohol 120% и подсунуть его CloneCD?! Да, при этом еще надо не забыть исправить карту треков на оригинальный вариант, который в силу своей тривиальности восстанавливается без труда. Впрочем, это можно и не делать, т. к. все равно ничего у нас не получится. Записать-то Alcohol 120% образ копировщик CloneCD запишет, но вот прочитать… после долгого стука головкой и натужного рева моторов, привод вывалит на экран содержимое одной лишь первой сессии. А где же вторая? — спросите Вы. Чтобы выяснить это достаточно заглянуть в IMAGE-файл, сформированный Alcohol 120%. Побайтовое сравнение секторов обоих треков покажет, что их содержимое идентично, т. е. второй трек затирает собой первый!
Таким образом, предложенная защита действительно не копируется распространенными копировщиками защищенных программ, однако это еще не означает, что такой защищенный диск вообще нельзя скопировать в принципе! Еще как можно!!! Давайте, используя любую из утилит чтения секторов на "сыром" уровне, извлечем содержимое второго трека и запишем его в IMAGE-файл (найти где начинается второй трек можно по абсолютным адресам в его заголовке, достаточно открыть файл в HEX-редакторе и отыскать следующую последовательность "00 FF FF FF FF FF FF FF FF FF FF 00 00 02 00", т. е. синхропоследовательность плюс адрес первого сектор 00:00:02 — первое вхождение
придется на действительно первый трек, а следующее: на второй трек, затертый первым треком).
Проверка показывает, что на этот раз таким трудом скопированный диск работает безотказно, так что стойкость защиты отнюдь не так велика, как хотелось бы разработчикам лицензируемых программ. Тем не менее, с пользователями, вооруженными типовым хакерским инструментарием защита все же справляется и ввиду своей неплохой совместимости с оборудованием она в скором времени может стать весьма популярной.
Некорректный номер последнего трека
Искажение номера последнего трека (указатель A1h в TOC) подавляющее большинство приводов воспринимает крайне болезненно, поэтому данный способ защиты носит скорее академический, чем практических характер (по типу: так защищать свои диски не надо). Тем не менее, при условии соблюдения определенных предосторожностей пользоваться этой методикой все-таки можно.
Итак, берем уже известный нам образ диска IMAGE.CCD, находим в нем строку Point=0xA1, расположенную в сессии 1 и изменяем значение принадлежащего ей поля PMin с единицы на двойку. Тем самым мы заставляем привод считать, что номер последнего трека первой сессии равен двум, а не одному, как это имеет место быть в действительности.
[Entry 1]Session=1Point=0xa1[Entry 1]Session=1Point=0xa1PMin=2PSec=0PFrame=0PMin=2PSec=0PFrame=0[Entry 1]
[Entry 1]
Session=1
Point=0xa1
[Entry 1]
Session=1
Point=0xa1
PMin=2
PSec=0
PFrame=0
PMin=2
PSec=0
PFrame=0
Session=1
Point=0xa1
PMin=1
PSec=0
PFrame=0
При записи измененного образа на диск CloneCD выдает вполне корректную информацию о количестве треков, косвенно свидетельствуя о том, что он вообще не анализирует значения указателя A1h, а номер последнего трека определяет путем анализа указателей 01h—99h. Последний встретившийся point и будет последним номером трека данной сессии.
Внимание !
point с наибольшим номером не обязательно является последним треком, т. к. нумерация треков может быть умышлено искажена с целью затруднения копирования диска.
Защищенный таким образом диск (точнее и правильнее было бы сказать "изуродованный таким образом диск") приводом ASUS показывает лишь свою первую сессию. NEC видит оба трека, но ввиду разбушевавшейся фантазии своих
электронных цепей ошибочно распознает их тип как AUDIO, однако, проигрывать их наотрез отказывается (жаль, а то бы мы услышали неповторимую симфонию Шума и Скрежета). Привод TEAC не опознает такой диск вообще. Короче, все указывает на то, что микропроцессорная начинка приводов ведет себя совсем не так, как CloneCD и вместо подсчета количества треков, напрямую считывает содержимое указателя A1h. И, если он оказывается искажен, поведение привода становится в высшей степени неадекватно. В общем, это плохая защита и мы ее рассматривать не будем.
Гораздо лояльнее приводы относятся к искажению номера последнего трека второй сессии (в том смысле, что изуродованная вторая сессия никак не мешает чтению первой). Давайте в порядке свободного эксперимента возьмем оригинальную копию IMAGE.CCD и совершим над ней следующую хирургическую операцию (изменим содержимое поля PMin, принадлежащего point'у A1h второй сессии с двойки на единицу, пытаясь убедить привод в том, что номер последнего трека второй сессии оканчивается на единицу, хотя можно выбрать и любое другое значение, например три или восемь):
[Entry 8]Session=2Point=0xa1[Entry 8]Session=2Point=0xa1PMin=1PSec=0PFrame=0PMin=1PSec=0PFrame=0[Entry 8]
[Entry 8]
Session=2
Point=0xa1
[Entry 8]
Session=2
Point=0xa1
PMin=1
PSec=0
PFrame=0
PMin=1
PSec=0
PFrame=0
Session=2
Point=0xa1
PMin=2
PSec=0
PFrame=0
Приводы ASUS и TEAC показывает лишь первую сессию искаженного диска, вторя же недоступна даже не секторном уровне. Привод NEC так же видит только одну сессию — первую, но великодушно позволяет считывать вторую на секторном уровне, тем не менее на щедрость подобного рода нам закладываться нельзя, поскольку подавляющее большинство остальных приводов не столь благородны, как NEC.
Попробуем скопировать защищенный диск, предварительно изучив его геометрию с помощью любой подходящей программы (например, Ahead Nero). Смотрите (рис. 6.19) Ahead Nero видит оба трека диска, но второй — искаженный — трек представляется ему абсолютно пустым, что в общем-то недалеко от истины, т. к. на секторном уровне этот трек все равно не доступен. Попытка копирования диска тем же Ahead Nero приводит к копированию лишь первой его сессии и хотя скопированный диск формально вполне работоспособен, защита может разгадать подмену элементарным анализом TOC, проверяя количество сессий, имеющихся на диске и атрибуты второго трека. На диске, скопированным Ahead Nero они, разумеется, не совпадут.
Рис. 6.19. Реакция Ahead Nero на некорректный номер последнего трека
Копировщик CloneCD так же обламывается с копированием. Во-первых, он теряет способность корректно распознавать границы сессии и при достижении конца первой сессии упорно пытается прочесть содержимое области Lead-Out на секторном уровне. Правда, процесс "обмолачивания" дефективных секторов протекает достаточно быстро и пользователь даже не успевает заскучать. Вторая сессия по понятным причинам остается не скопированной и CloneCD корректирует TOC, выбрасывая из него всякие упоминая о последней (это во-вторых). Как следствие: TOC скопированного диска будет кардинально отличается от TOC оригинала и защите не составит большого труда обнаружить факт несанкционированного копирования. Alcohol 120% так же копирует только первую сессию.
Может ли такой диск быть скопирован вручную? Разумеется! Достаточно только один к одному переписать оригинальный TOC не внося в него никаких изменений и "залить" на диск содержимое первой сессии.
Разрыв в нумерации треков первой сессии
Эту ненормальную защиту мы рассмотрим лишь теоритически — на тот случай, если вам попадет диск, первая сессия которого разорвана каким-то моральным уродом и по причине конфликта с вашим оборудованием читается неправильно или, что более вероятно, не читается вообще. На этот случай в уголовном кодексе имеется статья об
умышленном вредительстве, а с точки зрения прав потребителя — продажа товара заведомо не соответствующего соответствующим спецификациям — незаконна и потому нейтралиция защит подобного типа на юридическом языке зовется не "взломом", а ремонтом товара, осуществляемого непосредственно самим покупателям. В общем, как говорится — на всякую хитрую гайку найдется свой хакер с характерным пивным животом.
Изучение повадок защиты мы начнем с создания своеобразной лабораторной крысы или тестового стенда — это уж как вам будет угодно. Извлечем из архива CCD-файл, сохранившийся после наших экспериментов по созданию фиктивного трека во второй сессии (вы ведь храните все свои CCD-файлы, правда?) и отредактируем его так, как показано в листинге 6.35. Номер второго трека заменен на девятый, соотвественно, номер третьего трека второй сессии заменен на десятый для обеспечения корректной стыковки двух сессий.
Листинг 6.35. Создание разрыва в нумерации треков первой сессии
[Entry 1]
[Entry 1]
[Entry 3]
[Entry 3]
[Entry 8]
[Entry 8]
Session=l
Session=1
Session=l
Session=1
Session=2
Session=2
Point=Oxal
Point=0xa1
Point=0x02 -^
Point=0x09
Point=OxaO
Point=0xa0
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x4
Control=0x4
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
AMin=O
Amin=0
AMin=O
AMin=0
AMin=O
AMin=0
ASec=O
Asec=0
ASec=O
ASec=0
ASec=O
ASec=0
AFrame=O
AFrame=0
AFrame=O
AFrame=0
AFrame=O
AFrame=0
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
Zero=0
Zero=0
Zero=0
Zero=0
Zero=0
Zero=0
PMin=2 -»
Pmin=9
PMin=3
PMin=3
PMin=3 ^
PMin=10
PSec=O
Psec=0
PSec=l
PSec=1
PSec=O
PSec=0
PFrame=O
PFrame=0
PFrame=33
PFrame=33
PFrame=O
PFrame=0
PLBA=8850
PLBA=-1
PLBA=13458
PLBA=13458
PLBA=8850
PLBA=-1
[Entry 9]
[Entry 9]
[Entry 11]
[Entry 11]
[TRACK 1]
[TRACK 1]
Session=l
Session=1
Session=l
Session=1
MODE=1
MODE=1
Point=Oxal
Point=0xa1
Point=0x03 -^
Point=0x010
INDEX 1=0
INDEX 1=0
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
Control=0x04
TRACK 2]
[TRACK 9]
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
TrackNo=0
MODE=1
MODE=1
AMin=O
Amin=0
AMin=O
AMin=0
INDEX 1=0
INDEX 1=0
ASec=O
Asec=0
ASec=O
ASec=0
AFrame=O
AFrame=0
AFrame=O
AFrame=0
[TRACK 3] ^
[TRACK 10]
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
ALBA=-150
MODE=1
MODE=1
Zero=0
Zero=0
Zero=0
Zero=0
INDEX 1=0
INDEX 1=0
PMin=3 -»
Pmin=10
PMin=6
PMin=6
PSec=O
Psec=0
PSec=l
PSec=1
PFrame=O
PFrame=0
PFrame=33
PFrame=33
PLBA=8850
PLBA=-1
PLBA=26958
PLBA=26958
Проблемы начинаются уже с записи искаженного образа на диск. CloneCD не только не смог определить длину второго (ныне девятого) трека, чем нас — бывалых экспериментаров — действительно трудно удивить, но и неправильно интерпритировал выводную область первой сессии, приняв ее за самостоятельный трек с данными, имеющий номер 170 (или AAh в шестнадцатиричной системе исчисления). Самое интересное, что point, указывающий на Lead-out в TOC явным образом не храниться, т. е. трека с номером 170 в оглавлении диска просто нет и добыть его можно лишь путем чтения Q-канала подкода из самой области Lead-Out! Но если CloneCD явным образом обращается к Lead-Out, то почему принимает его за самостоятельный трек?
Впрочем, на качество прожига диска этот глюк никак не влияет и потому мы можем смело пропустить его мимо ушей.
Листинг 6.36. Крайне неадекватная реакция CloneCD на разрыв треков
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 4726 Кбайт
Число треков: 9
Track 1: Данные Mode 1, размер : 4823 Кбайт
Track 9: Data, размер: 4294967200 Кбайт
Track 170: Data, размер: 4294962570 Кбайт
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 2:
Размер сессии: 3939 Кбайт
Число треков : 1
Track 10: Data, размер : 3939 Кбайт
Действительно CloneCD крайне неадекватно среагировал на разрыв треков, "свихнувшись" до такой степени, что Lead-Out трек (AAh или 170 в десятичной нотации) был воспринят им как трек с данными, причем его размер девятого и "стосемидесятого" треков "взлетел до небес". "Защищенный" таким образом диск, будучи вставленным в TEAC, вообще не распознается приводом. После долгих морганий индикатора активности, сопровождаемых надрывнем скрежетом головки, привод останавливает мотор и сообщает, что он не видит здесь никакого диска. Зато NEC обнаруживает целых девять аудиотреков, но при попытке проиграть хоть один из них возвращается сообщение об отсустсвии диска. Лучше всех показал себя
привод ASUS, пусть и потерявший вторую сессию, но по крайней мере нормально обрабатывающий содержимое первой из них.
Можно ли прочитать такой диск не будучи при этом владельцем привода ASUS или аналогичного ему? Да, можно, — достаточно лишь подсунуть приводу диск с заведомо исправным TOC'ом и, дожавшись его опознавания, осуществить "горячую" смену дисков на лету. Такой прием позволяет скопировать само содержимое диска, но не его TOC. Для чтения TOC нам все-таки потребуется обраться к услугам привода ASUS или любого другого, распознающего искаженный диск и не препятствующий работе с ним на секторном уровне. Если же у вас нет подобного привода, то не отчаивайтесь, все равно чтение TOC'a это абсолютно бессмысленная операция. Границы треков и сессий мы можем восстановить и так (вы ведь не забыли о сущестовании Q-канала подкода?), а искаженные номера треков нам и даром не нужны, ибо взлом защиты предполагает восстановление упорядоченной нумерации, которая бы опознавалась всеми приводами без исключения. А потому за треком номер один должен идти трек с номером два, за треком номер два должен идти трек номер три и не важно что там написано в TOC! Не всему написанному можно верить. На заборах тоже многое пишут… Но ведь защитный механизм может элементарным образом привязываться к TOC, читая его содержимое и сравнивая с оригиналом! Если так, а чаще всего это именно так и есть, мы должны перехватить обращение к команде READ TOC (опкод 43h) и модифировать сравнивающий код так, чтобы он больше ничего не сравнивал. Подробнее о том, как именно это сделать можно прочитать в частности в книгах "Техника и философия хакерских атак" и "Фундаментальные основы хакерства" Криса Касперски.
Разрыв в нумерации треков второй сессии
Хорошо, ломать нумерацию треков первой сессии– саксь и маст дай, но вот реакция приводов на разрыв второй сесии уже не такая психованная и, если предпринять все необходимые предосторожности, вероятность конфликта с оборудованием будет сведена к разумному минимуму, которым можно смело пренебречь (читай — ущерб от несанционированного копирования "голых" дисков намного превышают убытки от возврата "нечитающихся" дисков, правда, среди пользователей встречаются и такие, что за каждый конфликтующий диск грозяться подать на вас в суд или просто оторвать вам голову).
Опираясь на опыт, приобретенный в процессе предыдующих экспериментов, мы без труда разорвем вторую сессию, изменив номер третьего трека на девятый (естественно, вы можете выбрать и другой номер, но только помните, что четные номера приносят несчастье).
При записи искаженного образа на диск CloneCD неправильно определяет номер последнего трека разорванной сессии, ошибочно принимая выводную область за самостоятельный трек (листинг 6.37). Действительно, CloneCD некорректно определил количество треков второй сессии, ошибочно посчитав, что их восемь (в то время как правильный ответ: два), так же трек с номером 170 представляющий собой трек Lead-Out, ошибочно интерпретируется как трек с данными (совмещенные треки). Однако, на качество прожига диска это никак не влиянет.
Листинг 6.37. CloneCD некорректно определяет количество треков второй сессии
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 4726 Кбайт
Число треков: 1
Track 1: Данные Mode 1, размер : 4726 Кбайт
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 2:
Размер сессии: 3939 Кбайт
Число треков : 8
Track 2: Данные Mode 1, размер : 1722 Кбайт
Track 9: Данные Mode 1, размер : 2216 Кбайт
Track 170: Data, размер : 4294932446 Кбайт
"Полевые" испытания защищенного диска показывают следующие результаты. Приводы NEC и TEAC "видят" лишь первую сессию диска, а вторая оказывается недоступной даже на секторном уровне, однако, команды SEEK, READ SUBCHANNAL и READ HEADER исполняются успешно. Если бы аналогичным образом вели себя все приводы, — разработчику защиты ничего бы не стоило разместить в Q-канале подкода второй сессии ключевую метку или просто проверить Q-канал "разорванной" сессии на читаемость. Такие копировщики как Alcohol 120% и CloneCD просто не увидят разованной сессии, а если даже и увидят, то не смогут скопировать ее содержимое, возвращаемое как уже говорилось, не в отдельном канале, а вместе с основным потоком данных. При условии, что разорванная сессия не доступна на секторном уровне (а это действительно так), на несанкционированных копиях диска ее просто не окажется и команды SEEK, READ SUBCHANNAL и READ HEADER возратят ошибку, позволяя тем самым отличить копию от оригинала.
Увы, некоторые приводы (ASUS в частности) не дают к разорванной сессии никакого доступа вообще, "благодаря" чему оригинальный диск ошибочно опознается защитой как копия. Так что закладываться на вторую сессию ни в коем случае нельзя! Впрочем, эти меры предосторожности практически не ослабляет защиту, поскольку даже целая сессия такого диска все равно не копируется.
Просмотр геометрии диска с помощью копировщика Ahead Nero показывает, что последний не только не может определить длины треков разорванной сессии (которые по его мнению не имеют никакой длины вообще), он катострофически неправильно отображает их номера. Истинные номера треков, записанные в TOC'е на экран вообще не выводятся, замещаясь на последовательные порядковые номера (рис. 6.20). Таким образом, трек номер девять представляется как трек с номером три. В некотором смысле это может быть и верно, но вот для корректного копирования защищенного диска одних лишь порядковых номеров оказывается недостаточно.
Рис. 6.20. Ahed Nero неправильно отображает номера треков
Копировщик CloneCD видит лишь первую сессию защищенного диска и, судя по всему, даже и не подозревает о существовании второй (листинг 6.38). Как следствие — разорванная сессия вообще не копируется и в TOC'е диска-копии отсутствует всякое упоминание о ней. Таким образом, для проверки лицензионной чистоты диска защитому механизму достаточно лишь считать TOC и сравнить его с эталотнным TOC'ом оригинала.
Листинг 6.38. CloneCD неправильно отображает номера треков
ИНФОРМАЦИЯ О CD В ДИСКОВОДЕ :
Число сессий: 1
Занято на диске : 30911 Кбайт
Секторов: 13458
Время: 02:59:33 (мин:сек:кадр)
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 30911 Кбайт
Число треков: 3
Track 1: Данные Mode 1, размер : 30911 Кбайт
Ладно, с разорванной сессией все более или меннее понятно. Ну не рассчитывали создатели CloneCD на такие извращения, ну не додумались до того, что нумерация треков может быть коварно измена. Но ведь и первая сессия защищенного диска так же оказалась скопированной неверно (листинг 6.39). Отсюда мораль: несвоевременная санкции предъявленные к разработчикам придают "неприятный привкус" программному продукту.
Листинг 6.39. Содержимое TOC оригинального диска (слева) и диска, скопированного CloneCD (справа)
[Entry 2]
[Entry 2]; адрес выводной области первой сессии оказался
Session=l
Session=1; определен неправильно! Clone CD установил его
Point=0xa2
Point=0xa2; на адрес начала трека номер два (первого трека
ADR=0x01
ADR=0x01; второй сессии), что повлекло за собой искажение
Control=0x04
Control=0x04 ; длины первого трека и породило множество
TrackNo=0
TrackNo=0; нечитающихся секторов , расположенных в Lead-Out/
AMin=O
AMin=0; Lead-In областях. Таким образом, для определения
ASec=O
ASec=0; подлинности диска вовсе необязательно читать
AFrame=O
AFrame=0; содержимое TOC'a и достаточно всего лишь
ALBA=-150
ALBA=-150; определить полную емкость носителя, что можно
Zero=0
Zero=0; сделать и штатными средствами операционной системы
PMin=3 -»
PMin=0; без обращения к интерфейсам ASPI32/SPTI
PSec=l ^
PSec=29; альтернативный путь – прочитать содержимое
PFrame=33
PFrame=33; TOC командой IOCTL_CDROM_READ_TOC, что так же не
PLBA=13458 ^
PLBA=2058; требует обращения к ASPI32/SPTI
[Entry 10]
[Entry 4]; трек номер два, принадлежащий второй сесии,
; CloneCD
Session=2
Session=1; запихнул в конец первой, даже не потрудившись
Point=0x02
Point=0x02; сопоставить стартовый адрес последнего со
; стартовым
ADR=0x01
ADR=0x01; адресом выводной области первой сессии. Очевидно ,
Control=0x04
Control=0x04 ; что они "волшебным" образом совпадают, вероятно
TrackNo=0
TrackNo=0; потому-то выводная область и принимается за
; самостоятельный трек
AMin=0
AMin=0; попытка чтения содержимого второго трека ни к чему
ASec=0
ASec=0; хорошему не приводит , а третий
; (ну то есть девятый)
AFrame=0
AFrame=0; трек вообще оказался потерян, поэтому копия диска,
ALBA=-150
ALBA=-150; полученная с помщью CloneCD отличается от
; оригинала,
Zero=3
Zero=3; как небо от земли и защите не будет стоит большого
PMin=3
PMin=3; труда обнаружить факт несанкционированного
; копирования
PSec=l
PSec=1; даже без обращений ко второй сессии! Вот такой он,
PFrame=33
PFrame=33; CloneCD! А еще претендует на звание дома высокой
PLBA=13458
PLBA=13458; культуры и быта, тьфу, на звание защищенного
; копира!
Alcohol 120% с копированием такого диска справляется не в пример лучше, однако, полученная с его помощью копия имеет по меньшей мере одно существенное отличие от оригинала. Номер разорванного трека непроизвольным образом меняется с девяти на три, то есть Alcohol 120% автоматически восстанавливает поврежденную нумерацию треков на правильную. Но ведь искаженная нумерация треков нам как раз и нужна! Защитный механизм, привязывающийся к TOC'у просто забракует такой диск, обозвав его несанкционированной копий! (Забвно, но содержимое point'a A1h, указывающего на номер последнего трека диска остается неизменным и по прежнему равно девяти, то есть восстанавливая TOC, Alcohol 120% все равно восстановил его не корректно).
Таким образом, для привязки к оригинальному TOC'у, защитному механизму незачем считывать его содержимое в сыром виде и можно вполне обойтись штатными средствами операционной системы, поскольку искажения, вносимые копировщиками в TOC настолько велики, что в прямом смысле слова видны невооруженным глазом.
Тем не менее, стойкость защит данного типа достаточно невелика. Хакеру ничего не стоит вручную отредактировать образ диска, снятый Alcohol 120%, вернув разорванному треку его законный номер равный девяти или иному другому числу (конкретное значение легко узнать с помощью утилиты CD_READ_TOC или аналогичной ей).
Диск, начинающийся не с первого трека
"Ну и запросы у вас..." —
"сказала" база данных и "повисла".
Требование стандарта начинать нумерацию треков с единицы в купе с наличием point'a A0h, хранящего номер первого трека выглядит несколько странным, если не сказать — избыточным. Мне могут возразить, что point A0h имеет смысл для второй и всех последующих сессиий, но я резонно отвечу: во-первых, номер первого трека каждой сесссии равен point'у A1h предыдущей сессии плюс единица, во-вторых, номер первого трека всякой сессии — это наименьший номер трека из всех треков, принадлежащих данной сессии. Так что point'ыA0h и A1h все равно избыточны и предназначены исключительно для быстрого определения номера первого и
последнего треков, без анализа всего TOC целиком, что для хлипких микропроцессоров первых аудиоплееров было действительно актуальным.
Но вот интересно — анализирут ли современные приводы эти point'ы или молчаливо закладываются на номер первого трека по умолчанию (чего стандарт кстати деать не запрещает)? Попробуем это выяснить, создав диск, начинающийся не с первого трека, а, например, сразу с трека номер два. Используя свой предыдующий опыт мы это сделаем без труда. Достаточно лишь изменить point 0x01 на point 0x02, соответствующим образом перенумеровав все point'ы последующих треков (если они есть), изменить [TRACK 1] на [TRACK 2] и перенумеровать все последующие треки (если они есть), наконец, увеличить point A1h первой сессии, а так же point'ы A0h иA1h всех последующих сессий на единицу. Если этого не сделать, оставив point'ыпрозябать по умолчанию, то такой диск не будет читаться приводом NEC вообще, TEAC'у он будет доступен лишь на секторном уровне и даже ASUS увидит только первую сессию, да и то лишь после долгих раздумий и сексапильных подергиваний головкой (так что ASUS — это рулез, правда в других отношения он ведет себя весьма нервно). При попытке копирования такого диска посредством CloneCD, последний скажет, что диск пуст (хотя это и нет так), зато при очистке диска пишет "диск пуст: нет". Alcohol 120% на таком диске так же ничего в упор не видит и, равно как и CloneCD, ничего и не копирует. Если вы уверены, что приводы ваших пользователей способны читать такие диски хотя бы на секторном уровне, вы легко можете создать практически непрошибаемую защиту, которую не скопирует практически ни один копировщик (мой — скопирует, поскольку он вообще не заглядывает в TOC), однако, ввиду потенциальной конфликтности защиты такого типа на вашем месте я бы этого делать не стал, ну разве что в качестве курсовой работы, которая все равно никому не нужна, так почему бы тогда и не поизвращаться? (Помините историю о том парне, который написал в курсовой "тому, кто дочитает до этого места — ставлю ящик пива/водки/шампанского"?).
Диск, начинающийся не с первого трека, но с корректно установленными point'амиA0h и A1h практически всеми, доступными мне приводами, читается нормально. И все бы хорошо, да вот досада — NEC, под тихие щелкающие звуки, завешивается таким диском вплоть до нажатия на Eject. Так что это не очень хорошая защита, тем более, что тот же CloneCD обламывает ее по полной программе, создавая вполне корректную и работоспособную копию. Иначе ведет себя Alcohol 120%, выбрасывающий "access violation" (нарушение доступа) и аварийно завершающий свое выполнение.
Таким образом, приводы ASUS и TEAC активно используют point'ы A0h и A1h, а NEC судя по всему рассчитывает на то, что нумерация треков всякого диска обязательно должна начинаться с единицы, что с одной стороны не противоречит Стандарту, а с другой стороны и не соответствует ему, т. к. point A0h присутствует в нем не даром и его игонирование ни к чему хорошему не приводит.
Ситуация с Alcohol 120% до конца не ясна. Ошибка доступа — очевидное следствие грубых алгоритмических ошибок и просчетов проектирования. Скорей всего, Alcohol 120% читает TOC в буфер и последовательно сканирует его на предмет
поиска трека номер один, забывая при этом контролировать "вылет" за доступные буферу границы.
А вот CloneCD понимает стандарт правильно, благодаря чему копирует защищенные диски на ура (впрочем, не в обиду будет сказано, такое поведение CloneCD скорее исключение, чем правило и, как мы видели выше и, как мы увидим далее, редкий диск с искаженным TOC'ом удается скопировать без ошибок).
Диск с нулевым треком
Задумывались ли вы, почему нумерация треков лазерных дисков начинается с единицы, а не с нуля? Ведь говорят, чтобы отличить программиста от простого смертного достаточно дать ему команду "рассчитайсь!". Нормальный человек скажет "первый" (если он действительно первый) и будет по-своему прав. Программист же сначала уточнит в какой системе исчисления вести расчет (в двоичной, восьмеричной, шестнадцатеричной…) и затем, сделав шаг вперед, гордо скажет "нулевой". "Так ведь лазерные диски изначально разрабатывались для пользователей!" — ответите вы, — "а пользователи более привычны к натуральной, а не позиционной системе исчисления и потому первый трек должен быть именно первым, но никак не нулевым".
И все же, несмотря на всю убедительность своих доводов, вы будете не правы. Отсчет треков всякого диска начинается не с единицы, а с нуля. Да, нулевой номер зарезервирован за служебным треком (вводной областью диска) и его содержимое недоступно на интерфейсном уровне, но это ничего не меняет! Поле TNO (Track Number) Q-подканала диска области Lead-In равно нулю, следовательно, с точки зрения привода всякий диск начинается с трека номер ноль. Электронная начинка привода читает и адресует нулевой трек точно так же, как и любой другой трек диска, сохраняя тем самым прозрачность и упорядоченность принятой системы нумерации. С точки зрения системных программистов, разрабатывающих микропрограммные прошивки, отсчет треков всегда начинается с нуля. С точки же зрения пользователей привода — с единицы. Одним словом, и "волки сыты и овцы целы!"
Атрибуты нулевого трека отсутствуют в TOC, поскольку этот трек как раз и служит для хранения TOC. Давайте задумаемся, что произойдет, если одному из point'овподлинного или фиктивного трека мы присвоим значение ноль, то есть, попросту говоря, создадим еще один нулевой трек в пользовательской области диска?
Если помимо внесения подложных данных в TOC, мы еще и скорректируем содержимое Q-канала подкода, забив поле TNO нулями, то с точки зрения привода такой трек будет неотличим от вводной области диска и попытка его посекторного чтения будет обречена на провал (хотя некоторые приводы и не такое читают). Субканальные данные нулевого трека теоретически должны быть доступны для чтения командами SEEK или READ SUBCHANNELL, но никаких гарантий на счет этого у нас нет, поскольку наличие двух подряд идущих областей Lead-In сильно нервирует привод, и его реакция становится совершенно непредсказуемой. Отказ от
восстановления субканальных данных мало что меняет. Одно лишь наличие нулевого point'a в TOC'е — событие вполне неординарное и взаимно противоречивое.
Большинство приводов просто свихнутся и откажутся обрабатывать такой диск, совершенно непредсказуемым образом осуществляя чтение его оглавления. В частности, NEC при выполнении команды READ TOC возвращает ошибку, ASUS воспринимает нулевой трек как индикатор завершения TOC, а TEAC, столкнувшись с нулевым треком, начинает очень сильно нервничать и вместо атрибутов всех последующих треков выплевывает содержимое своих внутренних буферов вместе с мусором, оставшимся от TOC'а предыдущего диска. Короче говоря, нулевой трек делает лазерный диск практически полностью нечитаемым.
На этом, собственно, можно было бы и остановиться (кому нужна жутко конфликтная защита, работающая исключительно в лабораторных условиях и крайне нежизнеспособная на практике?!) если бы не одно "НО". Стремительное падение цены на оптические носители позволяет использовать лазерный диск не только для хранения полезной информации, но и в качестве своеобразного ключа.
Весь фокус в том, что наличие нулевого трека на диске никак не препятствует чтению субканальных данных спиральной дорожки, но подавляющее большинство копировщиков (включая Alcohol 120% и CloneCD) скорее зависнут, чем скопируют такой диск! Таким образом, алгоритм работы защитного механизма сводится к "ручному" чтению TOC'а командами SEEK или READ SUBCHANNEL с последующей проверкой его содержимого на предмет наличия нулевого трека.
И хотя ключевой диск не может содержать никаких других данных кроме собственно самого проверяемого TOC'а — это ли беда? В каком-то смысле это даже достоинство. Пусть на одном лазерном диске, никак не защищенном от копирования, содержится демонстрационная версия программы, свободно доступная и для скачивания через Интернет. Чтобы она превратилась в полноценную полнофункциональную версию, пользователь должен вставить в привод ключевой диск, полученный от регионального дилера или переданный непосредственно самим разработчиком по почте (собственно, не обязательно постоянно держать ключевой диск в приводе, защита может запомнить флаг регистрации и в реестре, запрашивая ключевой диск лишь изредка — на тот случай если пользователь захочет одолжить его кому ни будь). Согласитесь, это гораздо надежнее ключевого файла или регистрационного номера, которым ничего не стоит поделиться с другом или выложить в Интернет, а, учитывая что cубканальные данные диска могут хранить не только ключ, но и исполняемый (интерпретируемый) код, обеспечивающий полнофункциональность зарегистрированной программы, становится ясно, что если у хакера нет ни одной полностью работоспособной копии защищенного приложения, взломать его за разумное время будет просто нереально. Но довольно слов, перейдем к делу, попытавшись перво-наперво создать образ защищенного диска с нулевым треком внутри. Как мы сейчас и увидим, оказывается это не так-то просто сделать!
Если просто обнулить point первого трека, то CloneCD наотрез откажется открывать такой образ, ссылаясь на ошибку анализа. На самом деле этих ошибок по меньшей мере две. Первая — полная неосведомленность CloneCD о потенциальной возможности существования нулевых треков, коих он в упор не видит. Вторая —
непростительный оптимизм, закладывающийся на тот факт, что каждая сессия должна содержать в себе по меньшей мере один трек (что в действительности вовсе не факт, а лишь допущение).
Alcohol 120% воспринимает сессию с единственным нулевым треком внутри более благодушно, корректно отображая его номер (листинг 6.40), однако, при попытке записи такого образа на диск, выпрыгивает"access violation" и копировщик наглухо повисает, даже не удосужившись аварийно завершить свою работу (рис. 6.21). Вызов "Диспетчера программ" с последующим умерщвлением разбушевавшегося процесса не решает проблемы, т. к. лоток диска остается заблокированным и приходится прибегать к помощи утилиты CD.lock.exe для уменьшения счетчика блокировок на единицу.
Листинг 6.40. Alcohol 120% открывает образ защищенного диска вполне успешно, честно отображая нулевой номер первого трека, правда некорректно определяет его длину
Тип :Файл-образ CloneCD
Путь:L:\CD-hack\
Имя :IMAGE.CCD
IMAGE.img
IMAGE.sub
Размер :8.81MB
Сессий:2
Треков :2
Сессия 01:
Трек 00: Mode 1, Длина : 000000(0 Byte), Адрес : 000000
Сессия 02:
Трек 01: Mode 1, Длина : 000000(0 Byte), Адрес : 013458
Рис. 6.21. Реакция Alcohol 120% на попытку записи образа диска с единственным нулевым треком внутри первой сессии
Постойте, но ведь это же… Это же настоящая золотая жила! Диск с единственным нулевым треком внутри первой сессии не то, что не копируется, он даже и не прожигается! Даже если хакер каким-то неизвестным науке способом снимет с защищенного диска правильный дамп, ему будет нечем этот дамп записать!!! Правда и разработчику защищаемого приложения ключевой диск нечем записать тоже… ну, разве что отважиться на разработку собственной программы "прожига". Естественно, изготовить штампованные CD с нулевым треков вообще не проблема, но этот путь доступен далеко не всем (индивидуальным программистам он недоступен точно).
Компромиссным вариантом защиты становится добавление в искажаемую сессию хотя бы единственного ненулевого трека. Такой диск может быть изготовлен с помощью того же CloneCD и корпеть над написанием собственной "прожигалки" в этом случае не надо, что есть плюс. Однако коль скоро для создания оригинального диска используется утилита массового распространения, процесс создания несанкционированных дубликатов значительно упрощается. Хакеру достаточно снять с диска корректный дамп, а все остальное — это забота копировщика CloneCD. Необходимость разрабатывать специализированный софт для взлома при этом отпадает. Один словом: все, что легко защищается, легко и ломается. Впрочем, квалифицированных хакеров не так уж и много и для предотвращения "утекания" своей продукции нам с вами достаточно добиться некопируемости ключевого диска распространенными копировщиками в автоматическом режиме. И, как мы увидим в дальнейшем, защита данного типа полностью удовлетворяет этому требованию.
Процесс подготовки защищенного диска не лишен определенных тонкостей. Создание фиктивного трека с нулевым номером не вызывает особых трудностей, но вот вопрос: где его разместить? В первой, а, может быть, лучше во второй сессии? До подлинного трека или после? Поскольку вводная область первой сессии недоступна для чтения на субканальном уровне, то прочитать TOC первой сессии вручную нельзя. Нельзя и закладываться на команду READ TOC, поскольку, как уже было сказано ранее, ее корректное выполнение не гарантируется. Вводные области второй и всех последующих сессий свободно доступны на субканальном уровне и ручное чтение хранимого ими TOC'а все таки возможно. Конкретная позиция нулевого трека внутри сессии особой роли не играет, и нулевой трек может быть с одинаковым успехом размещен как до ненулевого трека, так и после него.
Только, пожалуйста, не забывайте о необходимости коррекции point'а A0h, хранящего номер "первого" трека всякой сессии. Если его значение оставить без изменений, то образ диска запишется без каких-либо препирательств со стороны CloneCD, но никаких упоминаний о нулевом треке в TOC'е прожженного диска не окажется! Точно так же ведет себя и Alcohol 120%. Чтобы этого избежать, значение point'а A0h той сессии, к которой вы добавляете нулевой трек, должно быть сброшено в ноль.
Фрагмент отредактированного CCD-файла приведен в листинге 6.41.
Листинг 6.41. Фрагмент CCD-файла с добавленным нулевым треком
TocEntries=13 TocEntries=14 ; корректируем количество входов в TOC
[Entry 8]
[Entry 8]
; это вход не обязательно должен быть восьмым…
Session=2
Session=2
; …главное, чтобы Session == 2, а Point == A0h
Point=0xa0
Point=0xa0
; этот Point отвечает на номер первого трека
ADR=0x01
ADR=0x01
; это служебные поля ADR/Control, описывающие
Control=0x04
Control=0x04
; режим обработки трека (это трек с данными)
TrackNo=0
TrackNo=0
; TNO = 0 – это Lead-In область
AMin=0
AMin=0
; \
ASec=0
ASec=0
;+- условный текущий абсолютный адрес
AFrame=0
AFrame=0
; /
ALBA=-150
ALBA=-150
; условный текущий LBA-адрес
Zero=0
Zero=0
; это поле всегда равно нулю
PMin=2 ^
PMin=0
; корректируем номер "первого" трека
PSec=0
PSec=0
; эти поля не имеют никакого смысла и должны
PFrame=0
PFrame=0
; быть равны нулю
PLBA=8850
PLBA=8850
; LBA-"адрес" номера "первого" трека
[Entry 11]
; добавляем еще одно Entry, описывающее нулевой трек
Session=2
; нулевой трек должен быть не в первой сессии
Point=0x00
; номер трека - ноль
ADR=0x01
; Sub-channel Q encodes current position data
Control=0x04
; трек с данными
TrackNo=0
; это Lead-In
AMin=0
; \
ASec=0
; + - условный абсолютный адрес Lead-In
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; условный LBA-адрес Lead-In
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю
PMin=3
; \
PSec=1
; + - абсолютный стартовый адрес нулевого трека
PFrame=66
; /
PLBA=13458
; LBA-адрес нулевого трека
При просмотре геометрии защищенного таким образом диска Ahead Nero выдает приблизительно следующую информацию (рис. 6.22). То, что он посчитал вторую сессию открытой ("Session is open") вполне объяснимо, так как созданный нами нулевой трек был ошибочно принят Ahead Nero за вводную область, в результате чего шаткое равновесие между вводными и выводными областям оказалось нарушенным. Между тем, вторая сессия диска все-таки закрыта и анализ TOC подтверждает это. А не знать, что упоминание о вводных областях никогда в явном
виде не присутствует в TOC'е — глупо. Разобраться, почему нулевой трек оказался приобщен Ahead Nero к первой сессии несколько сложнее. По видимому, это грубая алгоритмическая ошибка, которая не делает чести ни самому Ahead Nero, ни его разработчикам.
Рис. 6.22. Наличие нулевого трека на диске путает Ahead Nero, вводя его в глубокое заблуждение относительно состояния последней сессии диска. Ahead Nero считает, что вторая сессии открыта, хотя на самом деле это не так
CloneCD ведет себя аналогичным образом и при попытке копирования защищенного диска на приводах ASUS и TEAC со всего маху врезается в выводную область первой сессии диска. Вторая сессия (с нулевым треком) по причине грубых алгоритмических ошибок полностью выпадает из его поля зрения и в TOC'е скопированного диска о ней даже и не упоминается. Стартовый адрес выводной области первой сессии так же определяется неправильно (CloneCD устанавливает его на стартовый адрес нулевого трека второй сессии). Point'ы B0h (стартовый адрес следующей позиции для дозаписи) и C0h (стартовый адрес первой вводной области диска) то же оказываются потерянными. Короче говоря, TOC скопированного диска более чем существенно отличается от TOC'а оригинального и обнаружить факт несанкционированного копирования не составит никакого труда, да вы их сами сравните (листинг 6.42). TOC оригинального ключевого диска с нулевым треком внутри второй сессии (слева) при чем атрибуты нулевого трека выделены серой заливкой и TOC его копии,
полученной с помощью копировщика CloneCD (справа). Все несовпадения выделены полужирным шрифтом.
Листинг 6.42. TOC оригинального ключевого диска с нулевым треком внутри второй сессии (слева) и TOC его копии, полученной с помощью CloneCD (справа)
01 1400A00000000001000001 1400A10000000001000001 1400A200000000001D2101 1400010000000000020001 5400B0023B2103160E2201 5400C0A2C8E000611B1502 1400A00000000002000002 1400A10000000000000002 1400A20000000003181701 1400A00000000001000001 1400A10000000001000001 1400A200000000001D2101 1400010000000000020001 5400B0023B2103160E2201 5400C0A2C8E000611B1502 1400A00000000002000002 1400A10000000000000002 1400A200000000031817011400A000000000010000011400A100000000010000011400A2000000000301420114000100000000000200011400A000000000010000011400A100000000010000011400A2000000000301420114000100000000000200
01 1400A000000000010000
01 1400A100000000010000
01 1400A200000000001D21
01 14000100000000000200
01 5400B0023B2103160E22
01 5400C0A2C8E000611B15
02 1400A000000000020000
02 1400A100000000000000
02 1400A200000000031817
01 1400A000000000010000
01 1400A100000000010000
01 1400A200000000001D21
01 14000100000000000200
01 5400B0023B2103160E22
01 5400C0A2C8E000611B15
02 1400A000000000020000
02 1400A100000000000000
02 1400A200000000031817
011400A000000000010000
011400A100000000010000
011400A200000000030142
0114000100000000000200
011400A000000000010000
011400A100000000010000
011400A200000000030142
0114000100000000000200
02 14 00 00 00 00 00 00 03 01 42
При попытке копирования защищенного диска на приводе NEC (который, как уже отмечалось отказывается читать TOC с нулевым треком), копировщик CloneCD удивленно спрашивает "диск пуст?" и вне зависимости от нашего ответа, даже и не пытается приступить к его копированию, вызывая страшный хакерский гнев и раздражение.
Alcohol 120% при попытке копирования защищенного диска просто виснет, едва лишь успев перед смертью выбросить исключение "access violation", но зато заблокировав лоток привода, так что без уменьшения счетчика блокировок извлечь диск помогает разве что тотальная перезагрузка системы.
В общем, дело — мрак! (С точки зрения пиратов конечно). И мы по праву можем считать, что процедура создания некопируемого ключевого диска завершилась успешно. Теперь, недурно бы разобраться: как с полученным диском вообще работать и каким именно образом защитный механизм сможет отличить копию от оригинала.
Первое, что приходит нам в голову — прочитать сырой TOC командой READ TOC и проверить наличие трека номер ноль, а для пущей надежности и его атрибуты. Если нулевой трек действительно присутствует в TOC'е и его атрибуты (т. е. поля Session, ADR, Control, PMin:PSec:Pfarme) полностью соответствуют эталону, — это оригинальный диск и, соответственно, наоборот. Достоинство такого алгоритма в том, что он очень просто реализуется, укладываясь буквально в десяток строк кода, а недостаток — нестабильность опознавания ключевого диска на определенных моделях приводов. Привод может отказаться читать TOC и к такому повороту событий защита должна быть заранее готова. Давайте сделаем так: если команда READ TOC возвращает ошибку, но диск присутствует в приводе и не препятствует выполнению команды SEEK, то это оригинальный диск. Конечно, подобное
эвристическое допущение значительно ослабляет защиту, однако для большинства применений ее стойкости будет вполне достаточно.
Однако безошибочное выполнение команды READ CD еще не есть свидетельство того, что она выполнена успешно. Ни один известный мне привод, способный читать TOC с нулевым треком, не читает его правильно, а потому защита должна заранее учитывать характер возможных искажений TOC'а и адекватно ему противостоять.
Рассмотрим, например, какой результат возвращает привод TEAC (листинг 6.43). Нулевой трек выделен серой заливкой, а "мусор", следующий за ним — полужирным шрифтом.
Листинг 6.43. Содержимое TOC ключевого диска, возращенное приводом TEAC
Номер сессии
| ADR/Control
||TNO
||| Point
|||||AM:AS:AF PM:PS:PF
|||||||||||
01 1400A000000000010000;pointA0–номер первого трека сессии 1 в PM
01 1400A100000000010000;pointA1–номер последнего трека сессии 1 в PM
01 1400A200000000001D21;pointA2–адрес Lead-out сессии 1 в PM:PS:PF
01 14000100000000000200;point01–стартовый адрес трека 1 в PM:PS:PF
01 5400B0023B2103160E22;pointB0–позиция дозаписи в AM:AS:AF
01 5400C0A2C8E000611B15;pointC0–стартовый адрес Lead-In в
; PM:PS:PF /искж
02 1400A000000000020000;pointA0-номер первого трека сессии 1 в PM
02 1400A100000000000000;pointA1–номер последнего трека сессии 2 в PM
02 1400A200000000031817;pointA2–адрес Lead-out сессии 2 в PM:PS:PF
02 14000000000000030142;point00–стартовый адрес трека 0 в PM:PS:PF
FB FD00FBF4FB7AFFFDFDFF;\|как видно, встретив нулевой трек,
FB DF00FAFDF5FFBFFBFEFF;+- мусор|TEAC вместо осмысленных данных
FE F700FBFFFDFBFFFFF7FF;/|начал изрыгать мусор
Что это за подозрительный мусор, расположенный следом за нулевым треком? Это — содержимое внутренних буферов привода, попавшее сюда в результате грубой программистской ошибке в микропрограмме привода (между прочим, тестировалась самая свежая на момент написания этих строк прошивка — 1.09). Небольшое расследование убедительно доказывает, что мусор носит не случайный харакер и представляет собой "хвост" TOC'а предыдущего диска.
Давайте, вставив в привод какой ни будь диск (например, "Soul Ballet Hit Collection"), заново сменим его на ключевой и посмотрим что у нас из этого получится (листинг 6.44).
Листинг 6.44. TOC диска Soul Ballet (слева) и TOC ключевого диска (справа), возвращенные приводом TEAC
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
011000A000000000010000
011000A100000000100000
011000A200000000481C05
0110000100000000000200
0110000200000000033540
0110000300000000081433
01100004000000000C210D
0110000500000000103A2D
0110000600000000162319
01100007000000001C1B0C
0110000800000000210749
0110000900000000251F19
0110000A000000002A0106
0110000B000000002D2D00
0110000C00000000332902
0110000D00000000390845
0110000E000000003F1E27
0110000F00000000431E29
0110001000000000440315
011000A000000000010000
011000A100000000100000
011000A200000000481C05
0110000100000000000200
0110000200000000033540
0110000300000000081433
01100004000000000C210D
0110000500000000103A2D
0110000600000000162319
01100007000000001C1B0C
0110000800000000210749
0110000900000000251F19
0110000A000000002A0106
0110000B000000002D2D00
0110000C00000000332902
0110000D00000000390845
0110000E000000003F1E27
0110000F00000000431E29
0110001000000000440315
01 1400A000000000010000
01 1400A100000000010000
01 1400A200000000001D21
01 14000100000000000300
01 5400B0023B2103160E22
01 5400C0A2C8E000611B15
02 1400A000000000020000
02 1400A100000000000000
02 1400A200000000031817
02 14000000000000030142
09 25001F00000000190110
0A 2A000100000000060110
0B 2D002D00000000000110
0C 33002900000000020110
0D 39000800000000450110
0E 3F001E00000000270110
0F 43001E00000000290110
10 4400030000000015FFFF
01 1400A000000000010000
01 1400A100000000010000
01 1400A200000000001D21
01 14000100000000000300
01 5400B0023B2103160E22
01 5400C0A2C8E000611B15
02 1400A000000000020000
02 1400A100000000000000
02 1400A200000000031817
02 14000000000000030142
09 25001F00000000190110
0A 2A000100000000060110
0B 2D002D00000000000110
0C 33002900000000020110
0D 39000800000000450110
0E 3F001E00000000270110
0F 43001E00000000290110
10 4400030000000015FFFF
Смотрите! Сейчас содержимое TOC'а ключевого диска существенно изменилось. Пускай не все содержимое, но вот хвост изменился точно. Причем, последовательность байт "хвоста" ключевого диска соотвествует последовательности байт диска "Soul Ballet". Пускай "…09 00 00 00 00 25 1F 19…" и "…09 25 00 1F 00 00 19…" и не совсем тождественные последовательности, но если убрать паразитные нули мы получим: "…09 25 1F 19…" и "…09 25 1F 19…", которые побайтно равны друг другу. Так что мы действительно имеем дело с ошибкой в прошивке, что не делает чести ни самому приводу, ни его разработчикам.
Привод ASUS ведет себя более корректно (листинг 6.45), просто "обрубая" TOC по нулевому треку, даже в том случае когда нулевой трек — не последний трек диска, что тоже расценивается как микропрограммная ошибка, пускай и не такая грубая.
Листинг 6.45. TOC ключевого диска, возращенный приводом ASUS
01 14 00 A0 00 00 00 00 01 00 00
01 14 00 A1 00 00 00 00 01 00 00
011400A200000000001D21
0114000100000000000300
015400B0023B2103160E22
015400C0A2C8E000611B15
021400A000000000020000
021400A100000000000000
021400A200000000031817
0214000000000000030142
Привод NEC, как уже говорилось ранее, вообще не выдает ничего, кроме ошибки, которою защитный механизм вынужден интерпретировать как индикатор лицензионности диска, в противном случае разработчик может поплатиться своей головой, которую с удовольствием оторвут легальные пользователи, пытающиеся "скормить" защищенный диск "неправильному" (с точки зрения защиты) приводу.
Тем не менее, преднамеренное ослабление стойкости защиты — это не выход. Уж лучше попробовать прочитать TOC вручную. Это достаточно трудно реализуется на программном уровне, но еще труднее ломается! Если команду READ TOC легко и проэмулировать, то воссоздать особенности обработки субканальных данных практически нереально, благодаря чему усиленный вариант защиты с легкостью обойдет все копировщики, эмулирующие виртуальные диски.
Опасаясь охладить ваш воинственный программистский пыл, я все же скажу: правильно считать субканальные данные не так-то просто, как это может показаться на первый взгляд и одних лишь спецификаций для успешной реализации защитного механизма мало. В них не отображено и доли тех "чудачеств" приводов, с которыми приходится сталкиваться на практике.
□ Первое и самое главное: абсолютные адреса секторов ни коим образом не связаны с "соответствующими" им субканальными данными, хотя бы уже потому, что одна секция субканальных данных "размазана" по нескольким секторам, причем в силу определенных конструктивных особенностей, обработка субканальных данных и данных основного потока осуществляется раздельно, благодаря чему при позиционировании головки на сектор N с последующим вызовом команды READ SUBCHANNEL, мы получим субканальные данные не сектора N, а сектора M, лежащего "поблизости" от сектора N. Понятие "поблизости" всяк производитель определяет самостоятельно, зачастую уползая не на одну сотню секторов вперед.
□ Второе: связка команд seek и read subchannel неустойчива и обладает плохой воспроизводимостью результатов. Никто не гарантирует, что позиционирование на сектор N+k приведет к чтению субканальных данных сектора M+k. Привод может возвратить как данные сектора M, так и данные сектора M+i. Так же никто не гарантирует, что повторное позиционирование не сектор N приведет к чтению субканальных данных сектора M (кстати, не забывайте между двумя соседними вызовами команды SEEK выдерживать паузу
хотя бы в 1 сек, иначе головка просто не успеет переместиться на новое место и привод как ни в чем не бывало возвратит уже скэшированные субканальные данные с места предыдущего позиционирования). Остается опираться лишь на текущие адреса секторов, возвращаемые в самой субканальной информации (поле "Absolute CD Address"). Встретив в этом поле адрес "своего" сектора мы может быть абсолютно уверенными в том, что эта субканальная информация принадлежит именно "нашему" сектору, а не какому-то сектору еще.
Листинг 6.46. Правильная интерпретация субканальной информации
|LBA - 10d4|:00 15 00 0C 01 14 00 A0 100 00 22 92| 100 00 11 6D
IIII
LBA-адрес сектора, на который | атрибуты point's. LBA-адрес сектора, осуществлялось позиционирование |чьи субканальные данные
командой SEEKpointвозвратил привод
□ Третье: конкретный формат субканальной информации определяется не стандартом, а самим приводом и значительно варьируется от одной модели к другой. Наиболее непостоянны в этом смысле вводные и выводные области диска. Стандарт вообще ничего не говорит о возможности их чтения на субканальном уровне, молчаливо полагая, что это никому и не нужно. Вот производители и извращаются в меру своей распущенности и фантазии. Поля абсолютных и относительных адресов могут безо всяких предупреждений меняться местами, а сами адреса могут задаваться как в формате M:S:F, так и в LBA-форме. Значения point'ов A0h, A1h и A2h (номер первого трека, номер последнего трека и адрес области Lead-Out) могут замещаться значениями 64h, 65h и 6 6h соответственно. Наконец, нестандартные point'ы (в том числе и нулевые point'ы) в субканальных данных зачастую попросту отсутствуют — вместо этого возвращаются данные либо предыдущей, либо последующей секций!
Все это значительно усложняет интерпретацию субканальных данных и поиск в ней нулевых треков, поэтому приходится действовать так: последовательно читая субканальные данные различных секторов диска дожидаемся того момента когда номера треков сменятся сначала на AAh, а затем и на 00h, что будет соответствовать переходу головки с области Lead-Out первой сессии на область Lead-In второй сессий. Продолжая читать Lead-In, мы попытаемся определить в какой закономерности изменяются поля абсолютных и относительных адресов и форму их представления (LBA или M:S:F). Собственно, формат представления определить очень легко. Если младший байт адреса принимает значения больше, чем 75 (4Bh), то это, несомненно, LBA и наоборот. Далее — поскольку поля относительных адресов в вводной области диска используются для хранения атрибутов "своего" point'а, то они чрезвычайно сильно отличаются от текущих адресов секторов — тех, на которых и осуществлялось позиционирование. Напротив, поля абсолютных адресов к текущим адресам должны быть достаточно близки.
Остается решить последнюю проблему — что делать, если в субканальных данных Lead-In области нулевого трека попросту не окажется? Не спешите делать вывод о нелицензионности диска — ведь, как уже было сказано ранее, некоторые приводы нестандартные point'ы просто не возвращают. При этом абсолютные адреса секторов, хранящих субканальные атрибуты нулевого трека, в считанном ТОС'е не будут присутствовать! Копия диска, полученная любым из существующих на данный момент копировщиков, по данным абсолютным адресам будет содержать атрибуты совершенно других треков, которые привод вполне корректно прочитает и возвратит, либо же вовсе откажется позиционировать головку на эту область, выдавая ту или иную ошибку.
Ну, что, парни, слабо реализовать такое? Для облегчения восприятия материала далее будут приведены субкальные данные ключевого диска, возращенные различными приводами. А подробные комментарии, щедро разбросанные автором, помогут разобраться что к чему.
Листинг 6.47. Резултат чтения субканальной информации из области Lead-In на приводе TEAC; отчетливо просматривается нулевой трек
+internal+ Format
ADR/Control
| TNO
|| Point
||| +- PLBA -+ +- ALBA -+
|||||||||||
LBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBA10D4:0015000C0110D5:0015000C0110D6:0015000C0110D7:0015000C0110D8:0015000C0110D9:0015000C0110D4:0015000C0110D5:0015000C0110D6:0015000C0110D7:0015000C0110D8:0015000C0110D9:0015000C011400A00000229200001400A00000229200001400A00000229200001400A00000229200001400A00000229200001400A00000229200001400A00000229200001400A00000229200001400A00000229200001400A00000229200001400A00000229200001400A000002292000011 6D ; LBA 10D4 ^ 116D11 6D ; LBA 10D4 ^ 116D11 6D ; LBA 10D5 ^ 116D11 6D ; LBA 10D5 ^ 116D11 6E ; LBA 10D5 ^ 116E11 6E ; LBA 10D5 ^ 116E11 6D ; LBA 10D7 ^ 116D (!)11 6D ; LBA 10D7 ^ 116D (!)11 6E ; ("биение" головки)11 6E ; LBA 2292 = 02:00:0011 6E ; ("биение" головки)11 6E ; LBA 2292 = 02:00:00
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
10D4:0015000C01
10D5:0015000C01
10D6:0015000C01
10D7:0015000C01
10D8:0015000C01
10D9:0015000C01
10D4:0015000C01
10D5:0015000C01
10D6:0015000C01
10D7:0015000C01
10D8:0015000C01
10D9:0015000C01
1400A0000022920000
1400A0000022920000
1400A0000022920000
1400A0000022920000
1400A0000022920000
1400A0000022920000
1400A0000022920000
1400A0000022920000
1400A0000022920000
1400A0000022920000
1400A0000022920000
1400A0000022920000
11 6D ; LBA 10D4 ^ 116D
11 6D ; LBA 10D4 ^ 116D
11 6D ; LBA 10D5 ^ 116D
11 6D ; LBA 10D5 ^ 116D
11 6E ; LBA 10D5 ^ 116E
11 6E ; LBA 10D5 ^ 116E
11 6D ; LBA 10D7 ^ 116D (!)
11 6D ; LBA 10D7 ^ 116D (!)
11 6E ; ("биение" головки)
11 6E ; LBA 2292 = 02:00:00
11 6E ; ("биение" головки)
11 6E ; LBA 2292 = 02:00:00
; M:S:F
LBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBA10DA:0015000C0110DB:0015000C0110DC:0015000C0110DD:0015000C0110DE:0015000C0110DF:0015000C0110DA:0015000C0110DB:0015000C0110DC:0015000C0110DD:0015000C0110DE:0015000C0110DF:0015000C0114 00 A1 00 FF FF 6A 00 0014 00 A1 00 FF FF 6A 00 0011 73 ; LBA FFh – 6Ah = 95h11 73 ; LBA FFh – 6Ah = 95h; (149); (149)1400A100FFFF6A00001400A100FFFF6A00001400A100FFFF6A00001400A100FFFF6A00001400A100FFFF6A00001400A100FFFF6A00001400A100FFFF6A00001400A100FFFF6A00001400A100FFFF6A00001400A100FFFF6A000011 73 ; LBA 149 == MSF 0:0:111 73 ; LBA 149 == MSF 0:0:111 7411 7411 7511 75; что удивительно, т .к.; что удивительно, т .к.; последнего трека; последнего трека; должен; должен11 74 ; быть в PM, но не в PF11 74 ; быть в PM, но не в PF11 7411 74; учитывайте это; учитывайте это
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
10DA:0015000C01
10DB:0015000C01
10DC:0015000C01
10DD:0015000C01
10DE:0015000C01
10DF:0015000C01
10DA:0015000C01
10DB:0015000C01
10DC:0015000C01
10DD:0015000C01
10DE:0015000C01
10DF:0015000C01
14 00 A1 00 FF FF 6A 00 00
14 00 A1 00 FF FF 6A 00 00
11 73 ; LBA FFh – 6Ah = 95h
11 73 ; LBA FFh – 6Ah = 95h
; (149)
; (149)
1400A100FFFF6A0000
1400A100FFFF6A0000
1400A100FFFF6A0000
1400A100FFFF6A0000
1400A100FFFF6A0000
1400A100FFFF6A0000
1400A100FFFF6A0000
1400A100FFFF6A0000
1400A100FFFF6A0000
1400A100FFFF6A0000
11 73 ; LBA 149 == MSF 0:0:1
11 73 ; LBA 149 == MSF 0:0:1
11 74
11 74
11 75
11 75
; что удивительно, т .к.
; что удивительно, т .к.
; последнего трека
; последнего трека
; должен
; должен
11 74 ; быть в PM, но не в PF
11 74 ; быть в PM, но не в PF
11 74
11 74
; учитывайте это
; учитывайте это
LBA - 10E0:00 15 00 0C 01 14 00 A2 00 00 3B 45 00 00 11 79 ; продолжается биение
LBA - 10E2:00 15 00 0C 01 14 00 A2 00 00 3B 45 00 00 11 7B ; не упорядочено : ; 1179, 1179,
LBA -10E3:0015000C011400A200003B4500001179;117B, 1179, 117A,117A
LBA -10E4:0015000C011400A200003B450000117A;и нет секторов1176,
LBA -10E5:0015000C011400A200003B450000117A;1177 и 178
LBA -10E6:0015000C011400020000349200001180;
LBA -10E7:0015000C011400020000349200001180;
LBA -10E8:0015000C011400020000349200001180;биение головки
LBA - 10E9:00 15 00 0C 01 14 00 02 00 00 34 92 00 00 11 7F ;продолжается
LBA -10EA:0015000C011400020000349200001180;
LBA -10EB:0015000C011400020000349200001181;
LBA -10EC:0015000C01140000000034B300001185;авотинулевойтрек,
LBA -10ED:0015000C01140000000034B300001185;онрасполагаетсяв
; секторах
LBA - 10EE:00 15 00 0C 01 14 00 00 00 00 34 B3 00 00 11 86 ; 1185 и 1186 – запомним LBA -10EF:0015000C01140000000034B300001185;это обстоятельство !
LBA -10F0:0015000C011400A0000022920000118C;point A0 повторяется…
LBA -10F1:0015000C011400A0000022920000118C;а вместе с ним и все
LBA -10F2:0015000C011400A0000022920000118B;остальные point'ы.
LBA -10F3:0015000C011400A0000022920000118B;Читая субканальные
; данные дальше мы вновь
LBA -10F4:0015000C011400A0000022920000118C;встретим нулевой трек,
LBA -10F5:0015000C011400A0000022920000118B;но уже в других
LBA -10F6:0015000C011400A0000022920000118B;секторах. Запомними
LBA -10F7:0015000C011400A0000022920000118B;их для надежности
Здесь абсолютные адреса представлены в LBA-форме, причем расхождение между адресом на который осуществляется позиционирование головки и адресом, чьи субканальные данные при этом читаются (далее по тексту — дельта) составляет порядка –400 секторов. Правда, равномерность "часового хода" очень хороша, абсолютные идут кучным пучком строго социалистического характера, хотя TEAC все-таки не без греха и оплошности типа 11:6D, 11:6E, 11:6D, 11:6E случаются сплошь и рядом. Атрибуты нулевого трека присутствуют в явном виде, что не может не радовать.
А вот привод ASUS ведет себя более "разболтано" (листинг 6.48).
Листинг 6.48. Результат чтения субканальной информации из Lead-In на приводе ASUS
+internal+ | | | | | | | |+internal+ | | | | | | | |Format
+internal+ | | | | | | | |
+internal+ | | | | | | | |
| ADR/Control
|| TNO
||||||| Point
||||||||+- PLBA-++- ALBA-+
||||||||||||||||
LBA -10D3:0015000C011400A0000022920000116F;здесь субканальные
LBA -10D4:0015000C011400A100FFFF6A00001173;данные возвращаются
LBA -10D5:0015000C011400A100FFFF6A00001173;еще более
LBA - 10D6:00 15 00 0C 01 14 00 A1 00 FF FF 6A 00 00 11 73 ; беспорядочно, и потому ; отделить соседние
LBA -10D7:0015000C011400A100FFFF6A00001173;point'ы друг от друга
LBA -10D8:0015000C011400A0000022920000116F;уже не удается, между
LBA -10D9:0015000C011400A0000022920000116F;тем они лежат по тем
LBA -10DA:0015000C011400A0000022920000116F;же самым ALBA адресам,
LBA -10DB:0015000C011400A0000022920000116F;что и в предыдущем
LBA -10DC:0015000C011400A100FFFF6A00001173;случае, а потому, ALBA
LBA -10DD:0015000C011400A0000022920000116F;адреса могут служить
LBA -10DE:0015000C011400A100FFFF6A00001173;надежной опорой в
LBA -10DF:0015000C011400A100FFFF6A00001173;идентификации point'ов
LBA -10E0:0015000C011400A200003B4500001179;не зависящей от
LBA -10E1:0015000C011400A200003B4500001179;настороения, разбол-
LBA -10E2:0015000C011400A200003B4500001179;танности и конструк-
LBA -10E3:0015000C011400A100FFFF6A00001175;тивных особенностей
LBA -10E4:0015000C011400A200003B450000117A;конкретных моделей
; приводов, что значи- ; тельно упрощает
LBA - 10E5:00 15 00 0C 01 14 00 A1 00 FF FF 6A 00 00 11 75 ; процедуру проверки LBA - 10E6:00 15 00 0C 01 14 00 02 00 00 34 92 00 00 11 80 ; степени лицензионной ; "чистоты" анализиру-
LBA - 10E7:00 15 00 0C 01 14 00 02 00 00 34 92 00 00 11 81 ; емого диска…
LBA -10E8:0015000C011400A100FFFF6A00001175
LBA -10E9:0015000C011400A200003B450000117B
LBA -10EA:0015000C01140000000034B300001185;атрибутытрека0,
LBA -10EB:0015000C011400020000349200001181
LBA -10EC:0015000C011400A200003B450000117B
LBA -10ED:0015000C01140000000034B300001185;обратитевнимание , что
LBA -10EE:0015000C011400020000349200001181
LBA -10EF:0015000C01140000000034B300001186;онирасполгаютсяпо
LBA -10F0:0015000C011400A0000022920000118B
LBA -10F1:0015000C01140000000034B300001185;темжеLBAадресам:
; 1185h и 1186!
Здесь: абсолютные адреса так же представлены в формате LBA и дельта составляет все те же 400 секторов, однако, степень неупорядоченности возвращаемой информации значительно выше и номера секторов начинают потихонечку "плясать" (листинг 6.49) (обратите внимание на поле ALBA).
Листинг 6.49. Результат чтения субканальной информации из Lead-In приводом NEC
+internal+ Format
|||||ADR/Control
|||||| TNO
||||||| Point
||||||||+- ALBA-++- PLBA-+
||||||||||||||||
LBA -1171:0015000C011400640000116E00020000;point64–этона
LBA -1172:0015000C011400640000116E00020000;самомделеpointA0
LBA -1173:0015000C011400640000116E00020000;(номер первого трека),
LBA -1174:0015000C011400640000116E00020000;просто глупый привод
LBA -1175:0015000C011400640000116E00020000;так нелепо его
LBA -1176:0015000C011400640000116E00020000;исказил, так же
; обратите внимание , что ; все адреса идут к
LBA - 1177:00 15 00 0C 01 14 00 64 00 00 11 6E 00 02 00 00 ; сектору 116E!
LBA - 1178:00 15 00 0C 01 14 00 65 00 00 11 74 00 00 00 00 резкий переход адресов
LBA -1179:0015000C011400640000116E00020000;с 116Eна 1174 (+6)
LBA -117A:0015000C011400650000117400000000;таковадискретность
LBA -117B:0015000C011400650000117400000000;SEEKа привода NEC!
LBA -117C:0015000C011400650000117400000000
LBA -117D:0015000C011400650000117400000000
LBA -117E:0015000C011400650000117400000000
LBA -117F:0015000C011400650000117400000000
LBA -1180:0015000C011400650000117400000000
LBA -1181:0015000C011400660000117A00003B45
LBA -1182:0015000C011400660000117A00003B45
LBA -1183:0015000C011400020000117F00003492;117F –…
LBA -1184:0015000C011400660000117A00003B45
LBA -1185:0015000C011400660000117A00003B45
LBA -1186:0015000C011400660000117A00003B45
LBA -1187:0015000C011400020000118100003492;117F –1181 диапазон
LBA -1188:0015000C011400020000117F00003492;адресов, занятых
LBA -1189:0015000C011400020000117F00003492;субканальной
LBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBALBA118A:00 15 00 0C118B:00 15 00 0C118C:00 15 00 0C118D:00 15 00 0C118A:00 15 00 0C118B:00 15 00 0C118C:00 15 00 0C118D:00 15 00 0C01 14 00 02 00 0001 14 00 02 00 0001 14 00 02 00 0001 14 00 66 00 0001 14 00 02 00 0001 14 00 02 00 0001 14 00 02 00 0001 14 00 66 00 00118100003411800000341181000034117A00003B118100003411800000341181000034117A00003B92 ; информацией92 ; point'a == 2924592 ; информацией92 ; point'a == 29245118E:00 15118F:00 151190:00 151191:00 151192:00 151193:00 151194:00 151195:00 151196:00 151197:00 151198:00 151199:00 15118E:00 15118F:00 151190:00 151191:00 151192:00 151193:00 151194:00 151195:00 151196:00 151197:00 151198:00 151199:00 1500 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0100 0C 0114 00 64 0014 00 64 0014 00 64 0014 00 64 0014 00 64 0014 00 64 0014 00 64 0014 00 64 0014 00 65 0014 00 65 0014 00 65 0014 00 65 0014 00 64 0014 00 64 0014 00 64 0014 00 64 0014 00 64 0014 00 64 0014 00 64 0014 00 64 0014 00 65 0014 00 65 0014 00 65 0014 00 65 00000000000000000000000000000000000000000000000000118B00020000;118B00020000;118B00020000;118B00020000;118B00020000;118D00020000;118D00020000;;118B00020000;119200000000;119200000000;119200000000;119200000000;118B00020000;118B00020000;118B00020000;118B00020000;118B00020000;118D00020000;118D00020000;;118B00020000;119200000000;119200000000;119200000000;119200000000;смотрите! резкий переход с адреса 1181 на адрес 118B – 10 секторов пропущено , причем это не прсто биение головки – этих секторов в субканальных данных нет вообще !И как раз в них и содержатся атрибуты трека 0, а раз так, то трек 0 все-таки есть на диске (иначе бы этисмотрите! резкий переход с адреса 1181 на адрес 118B – 10 секторов пропущено , причем это не прсто биение головки – этих секторов в субканальных данных нет вообще !И как раз в них и содержатся атрибуты трека 0, а раз так, то трек 0 все-таки есть на диске (иначе бы эти
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
LBA
118A:00 15 00 0C
118B:00 15 00 0C
118C:00 15 00 0C
118D:00 15 00 0C
118A:00 15 00 0C
118B:00 15 00 0C
118C:00 15 00 0C
118D:00 15 00 0C
01 14 00 02 00 00
01 14 00 02 00 00
01 14 00 02 00 00
01 14 00 66 00 00
01 14 00 02 00 00
01 14 00 02 00 00
01 14 00 02 00 00
01 14 00 66 00 00
1181000034
1180000034
1181000034
117A00003B
1181000034
1180000034
1181000034
117A00003B
92 ; информацией
92 ; point'a == 2
92
45
92 ; информацией
92 ; point'a == 2
92
45
118E:00 15
118F:00 15
1190:00 15
1191:00 15
1192:00 15
1193:00 15
1194:00 15
1195:00 15
1196:00 15
1197:00 15
1198:00 15
1199:00 15
118E:00 15
118F:00 15
1190:00 15
1191:00 15
1192:00 15
1193:00 15
1194:00 15
1195:00 15
1196:00 15
1197:00 15
1198:00 15
1199:00 15
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
00 0C 01
14 00 64 00
14 00 64 00
14 00 64 00
14 00 64 00
14 00 64 00
14 00 64 00
14 00 64 00
14 00 64 00
14 00 65 00
14 00 65 00
14 00 65 00
14 00 65 00
14 00 64 00
14 00 64 00
14 00 64 00
14 00 64 00
14 00 64 00
14 00 64 00
14 00 64 00
14 00 64 00
14 00 65 00
14 00 65 00
14 00 65 00
14 00 65 00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
00
118B00020000;
118B00020000;
118B00020000;
118B00020000;
118B00020000;
118D00020000;
118D00020000;
;
118B00020000;
119200000000;
119200000000;
119200000000;
119200000000;
118B00020000;
118B00020000;
118B00020000;
118B00020000;
118B00020000;
118D00020000;
118D00020000;
;
118B00020000;
119200000000;
119200000000;
119200000000;
119200000000;
смотрите! резкий переход с адреса 1181 на адрес 118B – 10 секторов пропущено , причем это не прсто биение головки – этих секторов в субканальных данных нет вообще !
И как раз в них и содержатся атрибуты трека 0, а раз так, то трек 0 все-таки есть на диске (иначе бы эти
смотрите! резкий переход с адреса 1181 на адрес 118B – 10 секторов пропущено , причем это не прсто биение головки – этих секторов в субканальных данных нет вообще !
И как раз в них и содержатся атрибуты трека 0, а раз так, то трек 0 все-таки есть на диске (иначе бы эти
; сектора возращ.)
Здесь: дельта "уползания" составляет порядка 10 секторов, а зачастую даже менее того, однако, сама упорядоченность секторов вообще никакая, а нулевых point'ов вообще нет. Сектора с адресами 1185h и 1186h (в которых собственно и храняться атрибуты нулевых треков) в наглую отсутствуют — вместо этого привод спозиционировал головку на адреса 118Bh и 118Dh, в результате чего количество 64h point'ов(в "девичестве" — A0h) до неприличия возросло. Ко всему прочему абсолютные адреса секторов по непонятной причине перекочевали в поле относительных адресов, и если бы мы попытались проанализировать субканальную информацию согласно стандарту, у нашей защиты точно бы съехала крыша.
Итак, несмотря громоздкость и трудности реализации защитного механизма, он все- таки может быть реализован так, чтобы уверенно отличать ключевой диск на любой из моделей приводов. Но стоит ли овчинка выделки или, говоря другими словами, каким образом защищенный диск можно взломать?
А вот со взломом у нас туго. Да, в принципе такой диск можно скопировать, но только не с помощью Сlone CD или Alcohol 120% и не на всех моделях приводах. Для взлома пригодны лишь те приводы, что уверенно читают TOC и возвращают атрибуты нестандартных point'ов, поскольку ко всему этому может привязываться защита. Постойте! — воскликните вы, — но ведь защита не должна закладываться на доступность TOC'а и атрибуты нулевого point'а, иначе программа окажется неработоспособна на некоторых моделях приводов! Это верно, однако, если привод соглашается читать TOC — отчего же его не проверить?
Если привод взломщика не позволяет читать содержимое TOC, взломщик не сможет восстановить оригинальный TOC (ну разве что отдизассемблирует весь защитный
механизм целиком) и потому скопированный диск будет работать лишь на его приводе!
Правда при наличии привода, читающего TOC и хорошо смазанных подшипников в котелке, копирование защищенного диска осуществляется очень просто. Достаточно лишь считав TOC (команда READ TOC), считать и само содержимое диска на субканальном уровне (команды SEEK и READ SUBCHANNEL), а так же содержимое основного канала (команда READ CD), после чего остается лишь сформировать CCD-, IMG- и SUB-файлы и с помощью того же копировщика CloneCD записать их на диск. Однако, на такой взлом "по зубам" далеко не всякому хакеру, а с натиском желторотых пользователей эта защита без труда справится.
Трек с нестандартным номером
Внедрение в TOC фиктивных треков с нестандартными номерами обеспечивает создание стойкой, элегантной и в высшей степени неконфликтной защиты. Но обо всем по порядку. По стандарту номера нормальных треков могут принимать значения в диапазоне от 1 до 99 (4Bh) включительно. Трек номер 0 принадлежит вводной области диска и никогда явным образом не присутствует в TOC (см. разд. "Диск с нулевым треком" этой главы). Трек номер AAh (170) принадлежит выводной области диска и так же никогда не присутствует в TOC. Треки с номерами A0h, A1h, A2h, B0h, B1h, B2h, B3h, B4h, C1h и C2h используются для хранения служебных данных и интерпретируются особенным образом, специфичным для каждого номера. В частности, стартовый адрес трека A1h содержит в себе номер последнего трека данной сессии, хранящийся в поле PMin.
Приводу запрещается обрабатывать треки с нестандартными ему номерами и такие треки по стандарту должны игнорироваться. Создавая трек с нестандартным номером мы можем быть абсолютно уверенны в том, что он не сорвет крышу приводу и ни в коей мере не нарушит читаемость диска. Правда, существует определенная вероятность, что с течением времени выбранный нами нестандартный номер трека перейдет в разряд стандартных и тогда поведение привода станет непредсказуемым. Однако степень риска крайне невелика — формат носителей CD-ROM не меняется каждый день и уже содержит в себе все необходимое. Навряд ли в него будут добавляться новые point'ы, да еще и совпадающие с нашим. Так что предлагаемая защита вполне соотвествует букве и духу стандарта и в категорию "защит, основанных на искаженном TOC'е" она попала число случайно, — так уж был скомпонован материал настоящей книги.
Но если защищенный диск вполне корректно обрабатывается приводом, то в чем же трудность его копирования? Дело в том, что о сущестовании нестандартных треков копировщику не так-то просто узнать. Даже при чтении TOC'a в "сыром" виде (команда READ TOC формат 2) привод не возвращает атрибуты нестандартных номеров треков, так что эта "сырость" весьма относительна и дотянуться до них можно лишь на субканальном уровне, читая содержимое области Lead-In командами SEEK иREAD SUBCHANNEL (при этом треки с нестандартными номерами должны располагаться не в первой сессии, т. к. ее область Lead-In на интерфейсном уровне недоступна).
Защите будет достаточно лишь просканировать вводную область соответствующей сессии на предмет поиска "своих" номеров треков и, если окажется, что их там нет, то мы имеем дело не с оригиналом, а с копией. Читать субканальные данные вводных областей второй и всех последующих сессий умеют все приводы, правда некоторые из них делают это очень коряво и "криво". В частности нестандартный номер X может быть замещен номером 64h + (X – A0h). Так например, номер ABh интерпретируется приводом NEC как 6Fh. Следовательно, на выбор нестандартных номеров наложены определенные ограничения и по соображениям совместимости и неконфликности номера 65h—9Fh лучше не выбирать, т. к. в этом случае привод может ошибочно интерпретировать нестандартный номер трека как стандартный (допустим, мы выбрали номер 66h, тогда 64h + 66h – A0h == 2Ah или 42 в десятичной системе исчисления, трек с номером 42 — вполне стандартый трек).
Хорошо, приступаем к нашим традиционным экспериментам. Как говорится "не откадывай на завтра то, что можно выпить сегодня" (а взлом лазерных дисков — лучший повод для оправдания количества выпитого пива.Кстати о пиве – если из под лежачего хакера что-то и течет, то это отнюдь не пиво. Впрочем, не будем отклоняться от темы обсуждения и вернемся к нашим баранам).
Используя CCD-образ, оставшийся от прошлых экспериментов с нулевым треком, изменим строку Point = 0x00 на Point = 0xAB (естественно, вместо 0xAB вы можете выбрать любое другое значение, но с учетом требований, предъявляемых к нестандартным номерам треков, о которых уже рассказывалось ранее). Что? У вас нет CCD-образа? Тогда сделайте следующее:
С помощью своей любимой програмы "прожига" подготовьте лазерный диск, содержащий две сессии и два трека — по одному треку в каждой.
Снимите образ диска в CloneCD-формате (для чего пригодиться не только сам копировщик CloneCD, но и любой другой совместимый с ним, например, Alcohol 120%).
Откройте CCD-файл в текстовом редакторе типа "Блокнот" или нажмите <F4>, находясь в файловом менеджере FAR.
Увеличьте значение поля TocEntries на единицу.
Следом за треком два (Session = 2, Point = 2) добавьте еще одно Entry, чей Point был бы равен ABh или любому другому выбранному вами значению. Содержимое остальных полей данного Entry не критично и вы вполне можете использовать их для хранения ключевой информации.
Увелитьте значения всех последующих Entry на единицу, чтобы сохранить переемственность принятой системы нумерации.
Нажмите <F2> или <Ctrl>+<S> для сохранения изменений в файле.
Внимание !
"Блокнот" под Windows 9x не понимает клавиатурной комбинации <Ctrl>+<S>, а вот его собрат под Windows NT/2000 — понимает.
Как бы там ни было, вы должны получить приблизительно следующий результат (листинг 6.50) (по соображениям экономии места приведен лишь фрагмент).
Листинг 6.50. Нестандартный номер трека в CCD-файле
[Entry 12]
Session=2
Point=0xAB
ADR=0x01
Control=0x04
TrackNo=0
AMin=0
ASec=0
AFrame=0
ALBA=-150
Zero=0
PMin=3
PSec=1
PFrame=66
PLBA=13458
Записав полученный образ на диск, убедитесь, что он нормально читается всеми, доступными вам приводами и ни коем образом ни с чем не конфликтует. А теперь считайте содержимое TOC и посмотрите: присутствует ли там "наш" нестандартный номер трека или нет (листинг 6.51).
Листинг 6.51. Содержимое TOC в "сыром" виде с отсутствующим нестандартным треком
KPNC$F:\.PHCK3\src\etc\RAW.CD.READ>CD_RAW_TOC_READ.exe 1.1 RAW TOC READER by Kris Kaspersky * * * TOC * * * session number | ADR/control || TNO
| | | point | | || AM:AS:AF
|||||||zero
||||||||PM:PS:PF
011400A200000000001D21
0114000100000000000200
015400B0023B2103160E22
015400C0A2C8E000611B15
021400A000000000020000
021400A100000000020000
021400A200000000031817
0214000200000000030121
025400B004361701160E22
Хм! Такое впечатление, что нестандартный номер трека вообще не записался на диск. На самом же деле это предположение неверно. Записаться-то, он записался, а вот прочитался — едва ли. Привод просто отказался возвращать атрибуты нестандартного номера трека, делая вид, что как будто его и не было. Причем, это отнюдь не дефект какой-то одной отдельно взятой модели — так ведут себя все приводы! (во всяком случае — все, доступные мне, — точно).
А теперь посмотрим что даст чтение вводной области второй сессии на субканальном уровне. Естественно, чтобы прочитать субканальные данные вводной области мы должны знать ее стартовый адрес. Как его определить? Да очень просто. Открываем CCD-файл и ищем Entry, чей Session равен 1, а Point — A2h (она содержит стартовый адрес выводной области первой сессии) (листинг 6.52).
Листинг 6.52. Адрес выводной области первой сессии
[Entry 2]
Session=1
Point=0xa2
ADR=0x01
Control=0x04
TrackNo=0
AMin=0
ASec=0
AFrame=0
ALBA=-150
Zero=0
PMin=0
PSec=29
PFrame=33
PLBA=2058
Легко видеть, что абсолютный адрес выводной области первой сессии составлет 00:29:33 (или 2058 в LBA-формате). Увеличив его на длину выводной области
(30 сек. или 2250 в LBA-формате) мы получим абсолютный адрес вводной области второй сессии, который в данном случае равен 00:59:33 или 4308 в LBA-формате.
Что ж! Остается всего лишь запустить утилиту seek_and_Q.exe, см. прилагающийся к книге компакт-диск, и проанализировать поток цифр, возникающий на экране (листинг 6.53).
Листинг 6.53. Содержимое TOC прочитанное на субканальном уровне в нестандартным номером трека внутри, прочитанное на приводе TEAC
KPNC$F:\.PHCK3\src\etc\RAW.CD.READ>seek_and_Q.exe 1.1 4308 4444 seek CD-ROM & read Q-subcode by KK
LBA - 10D4:00 15 00 0C 01 14 00 A0 00 00 22 92 00 00 11 6E
LBA - 10E9:00LBA - 10EA:00LBA - 10EB:00LBA - 10EC:00LBA - 10ED:00LBA - 10EE:00LBA - 10EF:00LBA - 10F0:00LBA - 10F1:00LBA - 10F2:00LBA - 10E9:00LBA - 10EA:00LBA - 10EB:00LBA - 10EC:00LBA - 10ED:00LBA - 10EE:00LBA - 10EF:00LBA - 10F0:00LBA - 10F1:00LBA - 10F2:0015000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C0114000200003400AB000034000200003400AB00003400AB00003400AB00003400A000002200AB00003400A000002200A0000022000200003400AB000034000200003400AB00003400AB00003400AB00003400A000002200AB00003400A000002200A000002292 00 00 11 7FB3 00 00 11 8592 00 00 11 81B3 00 00 11 85B3 00 00 11 85B3 00 00 11 8692 00 00 11 8BB3 00 00 11 8692 00 00 11 8B92 00 00 11 8B92 00 00 11 7FB3 00 00 11 8592 00 00 11 81B3 00 00 11 85B3 00 00 11 85B3 00 00 11 8692 00 00 11 8BB3 00 00 11 8692 00 00 11 8B92 00 00 11 8B
LBA - 10E9:00
LBA - 10EA:00
LBA - 10EB:00
LBA - 10EC:00
LBA - 10ED:00
LBA - 10EE:00
LBA - 10EF:00
LBA - 10F0:00
LBA - 10F1:00
LBA - 10F2:00
LBA - 10E9:00
LBA - 10EA:00
LBA - 10EB:00
LBA - 10EC:00
LBA - 10ED:00
LBA - 10EE:00
LBA - 10EF:00
LBA - 10F0:00
LBA - 10F1:00
LBA - 10F2:00
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
0002000034
00AB000034
0002000034
00AB000034
00AB000034
00AB000034
00A0000022
00AB000034
00A0000022
00A0000022
0002000034
00AB000034
0002000034
00AB000034
00AB000034
00AB000034
00A0000022
00AB000034
00A0000022
00A0000022
92 00 00 11 7F
B3 00 00 11 85
92 00 00 11 81
B3 00 00 11 85
B3 00 00 11 85
B3 00 00 11 86
92 00 00 11 8B
B3 00 00 11 86
92 00 00 11 8B
92 00 00 11 8B
92 00 00 11 7F
B3 00 00 11 85
92 00 00 11 81
B3 00 00 11 85
B3 00 00 11 85
B3 00 00 11 86
92 00 00 11 8B
B3 00 00 11 86
92 00 00 11 8B
92 00 00 11 8B
Оторвать хвост Тигру! Это получилось!!! Нестандартные номера треков все-таки присутствуют в TOC! Ну-ка, посмотрим, как поведут себя другие модели приводов, например, крайне капризный в этом отношении привод NEC (листинг 6.54).
Листинг 6.54. Содержимое TOC прочитанное на субканальном уровне в нестандартным номером трека внутри, прочитанное на приводе NEC
LBA - 1188:00LBA - 1189:00LBA - 118A:00LBA - 118B:00LBA - 118C:00LBA - 118D:00LBA - 118E:00LBA - 1188:00LBA - 1189:00LBA - 118A:00LBA - 118B:00LBA - 118C:00LBA - 118D:00LBA - 118E:0015000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C011415000C01140066000011006F000011006F000011006F000011006F000011006F00001100020000110066000011006F000011006F000011006F000011006F000011006F00001100020000117A 00 00 3B 4586 00 00 34 B387 00 00 34 B385 00 00 34 B387 00 00 34 B385 00 00 34 B380 00 00 34 927A 00 00 3B 4586 00 00 34 B387 00 00 34 B385 00 00 34 B387 00 00 34 B385 00 00 34 B380 00 00 34 92
LBA - 1188:00
LBA - 1189:00
LBA - 118A:00
LBA - 118B:00
LBA - 118C:00
LBA - 118D:00
LBA - 118E:00
LBA - 1188:00
LBA - 1189:00
LBA - 118A:00
LBA - 118B:00
LBA - 118C:00
LBA - 118D:00
LBA - 118E:00
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
15000C0114
0066000011
006F000011
006F000011
006F000011
006F000011
006F000011
0002000011
0066000011
006F000011
006F000011
006F000011
006F000011
006F000011
0002000011
7A 00 00 3B 45
86 00 00 34 B3
87 00 00 34 B3
85 00 00 34 B3
87 00 00 34 B3
85 00 00 34 B3
80 00 00 34 92
7A 00 00 3B 45
86 00 00 34 B3
87 00 00 34 B3
85 00 00 34 B3
87 00 00 34 B3
85 00 00 34 B3
80 00 00 34 92
Ага! Трека с номером ABh здесь все-таки не оказывается, зато присутствует трек с номером 6Fh, что с учетом преобразования по ранее приведенной формуле дает: A0h + 6Fh - 64h == ABh, — как раз то, что нам нужно.
Копирование защищенного диска копировщиком Alcohol 120% и/или CloneCD протекает вполне нормально (никто не виснет, ничего не взрывается и не дымит), однако, и нестандартных номеров треков в субканальных данных второй сессии уже не оказывается, и по этим абсолютным адресам содержатся атрибуты уже совсем других треков, смотрите сами (листинг 6.55).
Листинг 6.55. Копия диска уже не содержит нестандартного трека
LBA - 10EB:0015000C01140002000034920000117F
LBA - 10EC:0015000C011400A00000229200001186
LBA - 10ED:0015000C011400A00000229200001186
LBA - 10EE:0015000C011400A00000229200001186
LBA - 10EF:0015000C011400A00000229200001187
Действуя по описанной ранее методике, защитный механизм сможет без труда отличить оригинальный диск от его подлой копии, причем тиражирование оригинальных дисков элементарным образом осуществляется на штатном оборудовании (обычный рекордер плюс копировщик CloneCD или Alcohol 120% — вот и все, что вам нужно). Ничуть не с меньшим успехом защита может использоваться и в производстве штампованных CD, но это уже тема другого разговора.
Памятуя о пословице "чем меньше женщину мы любим — тем больше времени мы спим" перейдем от любви к практике. То есть — ко взлому. Несмотря на высокую стойкость защиты перед существующими на момент написания этих строк автоматическими копировщиками, скопировать оригинальный диск вполне по силам опытному хакеру средней руки. Достаточно лишь запустить анализатор субканальных данных (для этих целей вполне подойдет утилита seek_and_Q) и прочитать "сырой" TOC второй и всех последующих сессий диска (если они есть). Там, среди прочей информации, мы обнаружим уже знакомый нам нестандартный номер трека (листинг 6.56).
Листинг 6.56. Идентификация защищенного диска
ADR/Control
||LBA -10EB:0015000C0114LBA -10EC:0015000C0114LBA -10EF:0015000C0114||LBA -10EB:0015000C0114LBA -10EC:0015000C0114LBA -10EF:0015000C0114TNO| Point||+PLBA++тек.адр .+||||||00 02000034920000118100 AB000034B30000118500 A0000022920000118BTNO| Point||+PLBA++тек.адр .+||||||00 02000034920000118100 AB000034B30000118500 A0000022920000118B
|
|
LBA -10EB:0015000C0114
LBA -10EC:0015000C0114
LBA -10EF:0015000C0114
|
|
LBA -10EB:0015000C0114
LBA -10EC:0015000C0114
LBA -10EF:0015000C0114
TNO
| Point
||+PLBA++тек.адр .+
||||||
00 020000349200001181
00 AB000034B300001185
00 A0000022920000118B
TNO
| Point
||+PLBA++тек.адр .+
||||||
00 020000349200001181
00 AB000034B300001185
00 A0000022920000118B
Теперь остается взять CCD-образ, снятый CloneCD с оригинального диска, и добавить в него еще одно Entry, несущее в себе трек с нестандартным номером. Легко сказать… Стоит попытаться сделать это как сразу же возникает масса вопросов? Как перевести субканальные данные в формат, понятный коптровщику CloneCD? В какое именно место CCD-файла следует добавлять новый Entry? Начнет с ответа на последний вопрос. При просмотре субканальной информации оригинального диска заметно, что трек с нестандартным номером ABh следует за треком номер 02h и предшествует треку A0h (см. листинг 6.56). На приводах с разболтанной головкой эту закономерность установить сложнее, т. к. субканальные данные возращаются в хаотичном порядке и поэтому приходится опираться отнюдь не на те адреса, на которые осуществлялось позиционирование, а на абсолютные адреса, возращенные в самой субканальной информации. Впрочем, об этом мы уже говорили. Так что открываем CCD-образ, находим в нем местечко между треками 02h и A0h… Черт, возьми! Если верить CCD-файлу (а, точнее, информации, возращенной приводом по команде READ TOC, на основании которой и создается CCD-файл), то за Entry с треком 02h следует Entry с треком B0h (стартовый адрес дозаписи), а Entry с треком A0h (номер превого трека текущей сессии) как раз и есть первый Entry данной сессии! И как прикажете это понимать?! А вот как! Стартовый адрес дозаписи в субканальных данных вводных областей вообще не хранится — поэтому-то трека с номером B0h тут и нет. Далее. Поскольку, TOC каждой сессии дублируется в субканальных данных огромное количество раз, становится понятно, почему за треком ABh следует трек A0h, — ведь TOC по сути свой как бы "закольцован" и вынужден в угоду надежности и отказоустойчивости "пожирать" свой "хвост".
Таким образом, мы должны найти Entry с треком 02h и добавить вслед за ним Entry с треком ABh. Поле Session должно быть равно 2 (ведь мы читали вводную область второй сессии), поле ADR равно четырем старшим битам поля ADR/Control, а после Contorl — соответственно, четырем младшим. В нашем случае ADR/Contorl = 14h, следовательно ADR = 1, а Control = 4. Поле TrackNo = 0, поскольку, мы находится в области Lead-In (служебном треке с номером ноль). Поля AMin, ASec, AFrame по идее должы содержать адрес соответствующим им субканальных данных, однако, по общему соглашению их принятно считать равными нулю, что соотвествует ALBA адресу в –150 (минус сто пятьдесят). Поле Zero равно нулю по жизни, а поля PMin:PSec:PFrame равны соответствующему им полю PLBA, представленному в формате M:S:F (только помните, что некоторые приводы склонны менять поля PLBA и ALBA местами!). В нашем случае поле PLBA субканальных данных равно 34B3h, что соответствует абсолютному адресу 03:01:66.
Вот, пожалуй, и все. Обобщив весь этот материал, мы получаем следующий симпатичненький Entry, который должен выглядеть приблизительно так как показано в листинге 6.57.
Листинг 6.57. Формирование Entry для копирования защищенного диска
[Entry 12]
Session=2
Point=0xAB
ADR=0x01
Control=0x04
TrackNo=0
AMin=0
ASec=0
AFrame=0
ALBA=-150
Zero=0
PMin=3
PSec=1
PFrame=66
PLBA=13458
Теперь, увеличив содержимое поля TocEntries на единицу и перенумеровав все "хвостовые" Entry так, чтобы только что добавленный нами Entry не нарушал их стройной нумерации, запишем отредактированный образ на новую болванку (добавлять поле [TRACK AB] ни в коем случае не надо!).
Если все сделано правильно, то скопированный диск ничем не будет отличаться от оригинального и защита "упадет". Однако, взломать ее сможет далеко не всякий. Как вы уже могли убедиться, хакер должен обладать весьма глубокими познаниями в области строения лазерных дисков и особенностями их обработки различными моделями приводов.
Трек с данными, маскирующийся под аудио
Чем отличаются аудиотреки от треков с данными? И что произойдет если трек с данными пометить как аудиотрек? На первый взгляд здесь не случиться ничего интересного и подопытный трек будет спокойно читаться командой READ CD с той лишь разницей, что автоматическая коррекция ошибок Q- и P-уровней уже не выполняется приводом, но сбойные сектора вполне поддаются восстановлению вручную. Защитный механизм, знающий истинный формат считываемых секторов такую коррекцию сможет осуществить без труда, а вот программы-копировщики — нет. А потому при многократном перекопировании диска, количество ошибок чтения будет неуклонно накапливаться и на каком-то этапе корректирующих способностей кодов Рида-Соломона окажется недостаточно и очередная по счету копия откажет в работе. Однако, при нынешнем качестве оптических носителей при бережном обращении с ними количество ошибок Q- и P-уровней крайне невелико и копии первых трех поколений гарантированно будут читаться даже раздолбанными "узкоглазыми" приводами. Так что хорошей защиты мы из этого не "сварим".
Подобные рассуждения типичны для специалиста средней руки, считающего что треки с данными отличаются от аудиотреков одним лишь битом поля ADR/Control (и
это третий, считая от нуля бит), и в тоже время удивляющегося почему его привод "грабит" аудио-треки не вполне корректно. Хорошенько порывшись в спецификациях и отдизассемблировав пару тройку микропрограмных прошивок, мастера своего дела приходят к выводу, что в обработке аудиотреков и треков с данными присутсвует по меньшей мере пять концептуальных различный. Вот они.
□ Точное позиционирование на заданный аудиосектор невозможно в принципе, поскольку адреса секторов, "проплывающих" в данный момент над оптической головкой, хранятся не в самом секторе, а в Q-канале подкода, "размазанном" вдоль спиральной дорожки. Упрощенно говоря, субканальные данные из 748 фреймов или 8 секторов (хотя, их правильное название — блоки) объединяются в пакеты, причем каждый такой пакет содержит в себе по четыре точки отсчета, что в идеальном случае соответствует погрешности в ±1 сектор, а на практике погрешность может достигать и большиших величин. Стандарт устанавливает предельно допустимый уровень погрешности в ±1 сек (± 75 секторов), однако некоторые приводы показывают значительно худший результат, так, например, мой TEAC "уплывает" вперед аж на ~500 секторов! И у нас нет никакой возможности прочитать сектор с заранее заданным адресом! Такое положение дел, вполне удовлетворяющее запросы аудиотреков, для треков с данными категорически неприемлимо и потому они вынуждены оснащать свой заголовок специальным полем, содержащим их собственный адрес. Грубая наводка на сектор осуществляется по субканальным данным, а точная — по их заголовку, в результате чего привод всегда считывает именно тот сектор данных, который и был запрошен.
□ Понятие "сектора" к аудиотрекам вообще не применимо. В них нет секторов, но есть так называемые блоки (blocks), которые состоят из последовательности непронумерованных фреймов, причем границы блоков категорически не фиксированы и блок имеет право начинаться с любого понравившегося приводу фрейма, расположенного в окрестностях позиционирования. Поэтому, при чтении трека с данными в режиме аудио мы не можем быть уверенными, что прочитанные сектора будет начинаться с "головы", а не "хвоста".
□ Сектора с данными скремблируются, а аудиосектора — нет, причем необходимость в скремблировании определяется не типом текущего трека, а наличием синхропоследовательности и правильным Mode в его заголовке. Трек с данными, записанный как аудиотрек принудительно скремблируется при записи (что "гробит"Mode), но не дескремблируется при его чтении. Другими словами, с диска читается совсем не то, что на него писалось.
Некоторые приводы (например, Plextor) осуществляют принудительную аудиокоррекцию записываемых данных, мотивируя это своим стремлением обеспечить более приятное звучание. Неудивительно, что попытка записи трека с данными в режиме аудио приводит к его полному уничтожению.
Как уже говорилось ранее, аудиотреки не содержат Q- и P-кодов коррекции и потому привод и не корректирует их, что ведет к накоплению ошибок, однако, копии первых трех-пятипоколений замечательно читаются и без
корректирующих кодов.
Так, теперь понятно, почему задача точного извлечения аудиотреков такая сложная, если не сказать — невозможная. Но как это обстоятельство можно использовать на практике? Давайте запишем трек с данными как аудиотрек и немного поэкспериментируем с ним. Это поможет нам ответить на поставленный выше вопрос.
Разумеется, непосредственно этого не сделать и шатаные программы "прожига" нашего хитрого замысла просто не поймут, в лучшем случае выдав что-то наподобие "Illegal mode for this track", а в худшем просто обозвав нас дураками. Что ж, придется идти обходным путем. Используя Ahead Nero, Stomp Record Now! или любую другую программу аналогичного назначения, создадим обыкновенный лазерный диск, содержащий один или несколько треков данных. Затем, используя копировщик CloneCD (Alcohol 120%) снимем с диска образ и слегка отредактируем его CCD- файл. Все, что нам надо — найти Entry, чей Point равен номеру нашего трека и изменить содержимое поля Control на ноль или два (аудитрек без защиты авторских прав и аудиотрек с защитой оных соотвественно). Так же следует поменять MODE трека c одного на ноль (см. секцию [TRACK] листинга 6.58).
Листинг 6.58. Создание образа защищенного диска
[Entry 11]
[Entry 11]
[TRACK 1]
[TRACK 1]
Session=2
Session=2
MODE=1
MODE=1
Point=0x02
Point=0x02
ADR=0x01
ADR=0x01
[TRACK 2]
[TRACK 2]
Control=0x04
Control=0x02
MODE=1
MODE=0
TrackNo=0
TrackNo=0
INDEX 1=0
INDEX 1=0
AMin=0
AMin=0
ASec=0
ASec=0
AFrame=0
AFrame=0
ALBA=-150
ALBA=-150
Zero=0
Zero=0
PMin=3
PMin=3
PSec=1
PSec=1
PFrame=33
PFrame=33
PLBA=13458
PLBA=13458
Субканальные данные корректировать не обязательно. Напротив, лучше оставить их в своем неизменном виде. Это запретит проигрывание данного трека в аудирежиме и избавит вас и ваших пользователей от тяжелого психического шока, вызыванного прослушиванием "симфонии данных", замаскированных под аудио. Что произойдет, если, скорректировав субканальные данные, проиграть "аудиотрек" на бытовом или компьютерном приводе? Да в общем-то ничего ужасно, но… Вы когда-нибудь загружали программы с магнитофонной ленты в персональный компьютер типа "Правец-8Д", "Электроника-БК" или "ZX-Spectrum"? А динамик модема во время
передачи данных включали? Если да, тогда вы имеете представление о характере звука, который обрушится на ничего не подозревающих пользователей, вставивших такой диск в привод. Так и заикой недолго стать, особенно если регулятор громкости выведен на максимум. Некоторые специалисты утверждают, что существует риск вывода усилителя и колонок из строя, однако, на мой взгляд, подобные слухи беспочвены и бессмысленны. Ни предельно доступимый уровень выходного сигнала, ни предельно достустимый спектр частот при этом не может быть превышен, и правильно спроектированный усилитель перенесет это испытание без особого вреда для себя. Тоже самое относится и колонкам.
Тем не менее, если вы используете режим "цифрового воспроизведения" треков, штатно поддерживаемый Windows 2000, то независимо от содежимого каналов подкода, треки с данными, помечанные как аудиотреки, воспроизводиться все-таки будут! А некоторые приводы (такие, например, как NEC) воспроизведут эти треки и в аудиорежиме. Что ж, пусть воспроизводят! А на все недовольные вопли ошарашенных пользователей мы ответим, что программа загружает себя через аудиотракт, — как и в былые времена. Ну чем не лекарство от ностальгии?
Рис. 6.23. Данные, представленные как аудио
А теперь прочитаем образ диска с аудиотреком и сличим его содержимое с исходным (см. рис. 6.23). Уверяю вас, результат превзойдет все ваши ожидания! Начнем с побайтового сравнения IMG-файлов, несущих на своих плечах данные основного канала. Используя любой компаратор (хоть fc.exe из штатной поставки Windows, хоть мой любимый c2u от Профессора Нимнула (Professor Nimnul)), запустим его приблизительно следующим образом: FC.EXE IMAGE.IMG IMAGE_T.IMG
/B > IMAGE.DIF, где IMAGE.IMG — образ, снятый с "нормального" диска, а IMAGE_T.IMG, — образ, снятый с диска с "аудиотреком".
Через несколько минут (утилита fc.exe работает до "ужжжаса" медленно, не то, что c2u) на вашем жеском диске образуется файл IMAGE.DIF с размером в добрые 50 Мбайт. Стало быть какие-то отличия между "копией" и "оригиналом" все-таки есть и этих отличий не просто много, а очень-очень много!
Листинг 6.59. Фрагмент оригинального диска
0049D2B0:00FFFFFFFFFFFFFF |FFFFFF00002932010049D2C0:0000000000000000 I00000000000000000049DBE0:00FFFFFFFFFFFFFF |FFFFFF00030133010049DBF0:0000000000000000 I00000000000000000049DC00:0000000000000000 I00000000000000000049DC10:0000000000000000 I00000000000000000049DC20:0000000000000000 I00000000000000000049DC30:0000000000000000 I00000000000000000049DC40:0000000000000000 I00000000000000000049DC50:0000000000000000 I00000000000000000049D2B0:00FFFFFFFFFFFFFF |FFFFFF00002932010049D2C0:0000000000000000 I00000000000000000049DBE0:00FFFFFFFFFFFFFF |FFFFFF00030133010049DBF0:0000000000000000 I00000000000000000049DC00:0000000000000000 I00000000000000000049DC10:0000000000000000 I00000000000000000049DC20:0000000000000000 I00000000000000000049DC30:0000000000000000 I00000000000000000049DC40:0000000000000000 I00000000000000000049DC50:0000000000000000 I0000000000000000) 2©) 2©V©3©V©3©
0049D2B0:
00
FF
FF
FF
FF
FF
FF
FF |
FF
FF
FF
00
00
29
32
01
0049D2C0:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049DBE0:
00
FF
FF
FF
FF
FF
FF
FF |
FF
FF
FF
00
03
01
33
01
0049DBF0:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049DC00:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049DC10:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049DC20:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049DC30:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049DC40:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049DC50:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049D2B0:
00
FF
FF
FF
FF
FF
FF
FF |
FF
FF
FF
00
00
29
32
01
0049D2C0:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049DBE0:
00
FF
FF
FF
FF
FF
FF
FF |
FF
FF
FF
00
03
01
33
01
0049DBF0:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049DC00:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049DC10:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049DC20:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049DC30:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049DC40:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
0049DC50:
00
00
00
00
00
00
00
00 I
00
00
00
00
00
00
00
00
) 2©
) 2©
V©3©
V©3©
Листинг 6.60. Фрагмент скопированного диска
0049D2B0: 00 FF FF FF-FF FF FF FF-FF FF FF 00-00 29 32 01 yyyyyyyyyy )2©
0049D2C0: 00 00 00 00-00 00 00 00-00 00 00 00-00 00 00 00
0049DBE0: 00 FF FF FF-FF FF FF FF-FF FF FF 00—02 81 33 61|yyyyyyyyyy e?3a
0049DBF0:
00
28
00
1E-80
08
60
06-A8
02
FE
81-80
60
60
28
( ▲ип'*?е??и''(
0049DC00:
28
1E
9E
88-68
66
AE
AA-FC
7F
01
E0-00
48
00
36
(▲z?hfo?uO©a H 6
0049DC10:
80
16
E0
0E-C8
04
56
83-7E
E1
E0
48-48
36
B6
96
И-аЖ ♦V?~aaHH6^Ц
0049DC20:
F6
EE
C6
CC-52
D5
FD
9F-01
A8
00
7E-80
20
60
18
oi?IROyY©? ~И 't
0049DC30:
28
0A
9E
87-28
62
9E
A9-A8
7E
FE
A0-40
78
30
22
(®z3(bzй?~?а@x0"
0049DC40:
94
19
AF
4A-FC
37
01
D6-80
5E
E0
38-48
12
B6
8D
Ф^?Ju7©OИлa8Ht^?
0049DC50:
B6
E5
B6
CB-36
D7
56
DE-BE
D8
70
5A-A4
3B
3B
53
^a^E6?V??OpZg;;S
Прежде всего, бросается в глаза, что в области Pre-gap второго трека, ранее заполненной нулями, теперь появились какие-то данные, по внешнему виду очень смахивающие на "мусор" и не соответствующие никаким данным исходного трека с данными. Выбрем любую, наугад взятую последовательность, например, 1E 9E 88 68 66 AE AA (в тексте листинга 6.60 она выделена полужирным
шрифтом) и попытаемся отыскать ее в исходном файле IMAGE.IMG. Ее там не окажется!
Абсолютный адрес сектора, находящийся в его заголовке (в тексте он взят в рамку), так же выглядит весьма неадекватно, как студент после хорошей пьянки на следующее утро. Смотрите, поле A-SEC принимает неприлично высокое значение, дотягиваясь, аж до 81h, что представляет собой грубешую ошибку. Максииум — здесь может находиться 59h, но никак не больше! Поле Mode, равное в данном случае 61h, тоже очевидно искажено.
Может быть, это просто маленькая локальная ошибка? Но нет! Просмотр заголовков секторов, показывает, что они здесь все такие (листинг 6.61).
Листинг 6.61. Искаженные заголовки секторов
0049DBE0:
00
FF
FF
FF-FF
FF
FF
FF-FF
FF
FF
00-02
81
33
61
yyyyyyyyyy
e?3a
0049E510:
00
FF
FF
FF-FF
FF
FF
FF-FF
FF
FF
00-02
81
34
61
yyyyyyyyyy
e?4a
0049EE40:
00
FF
FF
FF-FF
FF
FF
FF-FF
FF
FF
00-02
81
35
61
yyyyyyyyyy
e?5a
0049F770:
00
FF
FF
FF-FF
FF
FF
FF-FF
FF
FF
00-02
81
36
61
yyyyyyyyyy
e?6a
004A00A0:
00
FF
FF
FF-FF
FF
FF
FF-FF
FF
FF
00-02
81
37
61
yyyyyyyyyy
e?7a
Вот так дела творятся в Багдаде! Ладно, черт с ними — с заголовками секторов, сейчас нас больше волнует вопрос: в какие-же "тар-тарары" провались наши исходные данные и что это за "мусор" читается из аудиотрека? Кто же во всем этом виноват? Дисковые сбои? Аудио-коррекция или… все-таки скремблирование?
Скремблирование! Это точно! Обнаружив в заголовке сектора сигнатуру синхропоследовательности 00 FF FF FF FF FF FF FF FF FF FF 00 и MODE равный единице, привод, не взирая на тип трека, заданный в TOC, интерпретировал данный сектор, как сектор с данными и отскремблировал все его байты — с 12 по 2351 включительно. Не только пользовательская область данных, но и поле MODE отказалось отскреблированным и потому при последующем считывании данного сектора с диска его принадлежность к сектору данных оказалось не столь очевидной и привод, заглянув в TOC, понял, что имеет дело с сектором "аудио", ре- скремблировать который не нужно. В результате мы получили на выходе искаженные скремблером данные, которые оказалось некому восстанавливать!
Такая особенность поведения привода не санкционирована стандартом, который эти вопросы описывает слишком неоднозначно и туманно, поэтому часть приводов (и их большинство!) принудительно скремблируют записываемые "аудио" данные, а часть — пишут их так, как есть. Правда, возможность считывания неотскремблированных секторов никем не гарантирована, поскольку они могут содержать регулярные последовательности данных, дезореентирующих считывающий механизм и вводящий его в грубые ошибки Поэтому для начала лучше поработать с приводами, насильственно скремблирующими сектора. К таковым в частности относятся NEC и TEAC.
Пропустив считанные данные через ре-скремблер, который можно позаимствовать, например, из библиотечки ElbyECC.dll, входящей в состав CloneCD, мы восстановим исковерконные скремблером сектора их исходный вид, с которым наша программа без труда сможет работать. А отдельные дисковые сбои могут быть устанены и в ручную, ведь корректирующие коды находятся в нашем распоряжении! Если писать свой собственный декодер Рида-Соломона вам лень, то воспользуйтесь услугами все той же библиотеки ElbyECC.dll (только не забывайте при этом, что распростаняя последнюю в составе своего продукта вы нарушаете авторские права ее создателей).
Кажется, что мы напали на настоящую золотую жилу! Раз содержимое трека с данными, помечанного как аудиотрека принудительно скремблируется при записи, попытка копирования такого диска приведет к его повторному скремблированию, в результате чего мы получим совершенно другие данные (строго говоря, это будет не совсем "другие" данные — повторное скремблирование равносильно рескремблированию и исходный "аудиотрек" будет полностью восстановлен, однако, поскольку защитный механизм так же прогоняет данные через ре-скремблер, то он сможет работать только со "своим" диском, а его копипей, правда копия с копии даст желанный результат, но всякий ли до этого догадается?).
Увы! Поскольку, поле MODE так же скремблируется, считанный с защищенного диска сектор уже не опознается приводом как сектор с данными и его принудительное скремблирование не выполняется, благодаря чему "защищенный" диск копируется вполне нормально. Однако… мы проделали слишком большой путь, чтобы вот так запросто сдаваться!
"Аудиотреки", записанные на проводе, который не выполняет их автоматического скремблирования, при попытке копирования на всех остальных приводах приведут к полному провалу, — ведь эти приводы, выполняя скремблирование, необратимо "гробят" содержимое секторов, которое невозможно восстановить даже двукратным перекопированием. Единственный выход — найти нескремблирующий привод (что будет весьма непросто, лично я таких приводов так и не нашел), либо изменить прошивку своего пишушего привода так, чтобы он позволял включать/выключать скремблирование секторов по нашему желанию. Для этого подойдет любой привод, который только можно "прошивать" (например, TEAC). Скачав свежую прошивку с сайта его производителя, "натравите" на него дизассемблер, понимающий "язык" данного процессора и проанализируйте алгоритм работы микропрограммы. Только помините, что некорректно измененная прошивка может полностью вывести привод из строя, поскольку процедура "прошивки" привода в самой "прошивке" и содержиться и если последняя вдруг перестанет работать, перестанут работать и все "артерии" привода. И хотя осуществить задумание вполне реально, квалификация взломщика должна быть очень и очень высока.
К сожалению, разработчики защищаемого приложения находятся ничуть не в лучших условиях, поскольку для записии оригинальных дисков им требуется аналогичный привод, который чрезвычайно трудно застать в продаже и ничуть не легче изготовить самому. С другой стороны — было бы желание, а уж пути для его осуществления завсегда найдутся! Зато, данный защитный механизм как нельзя лучше подходит для штампованных CD, на логическую структуру которых вообще
не наложено никаких ограничений. Диск, защищенный по данной технологии, скопировать практически нереально…
Теперь перейдем к "слабым" секторам, — то есть секторам, содержащим неблагоприятные для привода последовательности. И одна из таких последовательностей — …04 B9 04 B9 04 B9… Нескремблируемый сектор, содержащий такую запись в своем теле запишется без проблем, но в силу определенных конструктивных ограничений даже лучшими из приводов будет читаться крайне нестабильно, а то и вовсе не будет читаться вообще. Так происходит потому, что физическое представление данной последовательности приводит к образованию длиных цепочек лендов (питов), а приводу для работы жизненно необходим постоянно изменяющийся HF-сигнал (HF — High Frequency, высокая частота) и читать однородные области спиральной дорожки он не в состоянии. Подробнее о слабых последовательностях можно прочитать в разд. "Синхрогруппы, объединяющие биты и DSV" главы 1. Для нас же сейчас важно в первую очередь тот факт, что некоторые приводы все-таки ухитряются найти выход из положения, просто меняя стартовую позицию сектора во фрейме, что ведет к колоссальным изменениям на физическом уровне представления информации и слабая последовательность внезапно перестает быть таковой, нормально читаясь всеми приводами. Но! Скопировать такой диск можно только на том приводе, который умело распознает и корректно обрабатывает слабые последовательности (к таким приводам в частности относятся приводы Plextor, за полным списоком подходящих для этих целей моделей обращайтесь к справке CloneCD).
С другой стороны, приводы пишушие слабые последовательности как есть оказываются невероятно полезными для качественной имитации сбойных секторов (подробнее см. разд. "Защиты, основанные на физических дефектах" главы 9), поскольку сектора, содержащие слабые последовательности, не читаемы на физическом уровне. Это вам не тривиальное искажение полей EDC/ECC, легко обнаруживаемое защитным механизмом путем чтения сектора в сыром режиме. Слабые сектора к тому же заставляют привод сбросить скорость и немного поерзать головкой, вызывая тем самым определенную временную задержку — точно такую, какую вызывают настоящие сбойные сектора (и многие защитные механизмы закладываются на это). Сектор с искореженным EDC/ECC, напротив, читается практически мгновенно, чем и выдает себя с головой. Короче говоря, "папуас папуасу друг, товарищ и корм", — слабые сектора служает не только на благо защиты, но и неплохо чувствуют себя в руках "пролетариата" — то бишь хакеров и кракеров, не желающих платить "буржуинам" свои кровные. Надеюсь, вы будете не против немного поэкспериментировать с ними?
Итак, берем наш старый-добрый образ оригинального файла (нет, не искореженный скремблированием образ защищенного файла, а образ снятый с нормального диска), привычным дивжением руки меняем атрибуты трека с данными на аудио, как это мы уже делали ранее, но в дополнение к тому искажаем Sync и/или поле MODE нескольких секторов с заранее известными адресами. Записываем образ на диск и убеждаемся, что теперь их содержимое уже не скремблируется и с диска читается именно то, что мы на него писали (правда, если сектор содержит в себе регулярные
последовательности он может и не прочитаться — все же не от простой жизни секторам с данными скремблирование придумали).
А теперь забьем эти сектора последовательностью …04 B9 04 B9 04 B9… и запишем их снова. Если ваш привод не достаточно интеллектуален для того, чтобы выбирать стартовую позицию сектора во фрейме, наши сектора запишутся самым неблагоприятным образом и попытка их чтения даст ошибку! Кстати, если вы густо усеете диск сбойными секторами, — его копирование окажется чрезвычайно затруднено, особенно если расположить слабые сектора группами, размер которых варьируется от 9 до 99 секторов, а за концом каждой групы будет расположен один ключевой сектор (т. е. обыкновенный сектор, содержащий ключевую информацию). Дело тут вот в чем. Умные копировщики (CloneCD или Alcohol 120%), обнаружив, что диск содержит большое число дефектных секторов, на чтение которых уходит колоссальное количество времени, предлагают пользователю задействовать режим быстрого пропуска сбойных секторов, — тогда, встретившись со сбойным сектором, копировщик пропускает 100 последующих секторов, экономя время на попытках их чтения. Защиты, привязывающиеся к настоящим физическим дефектам поверхности, на этом трюке "обламываются" по полной программе (т. к. дефекты имеют тенденцию со временем разрастаться и потому внедрять ключевую информацию в окрестности дефектной области крайне не рекомендуется). Однако, слабые сектора не являются дефективными в физическом смысле этого слова и потому чтению прилагающих к ним секторов ничуть не мешают. А раз так, то мы можем смело закладываться на их существование! Копирование защищенного диска в режиме "быстрого пропуска" пропустит не только "слабые" сектора, но и ключевые метки, а копирование в обычном режиме растянется на несколько часов (если не больше) да и то по причинам о которых мы поговорим далее.
Некорректный Run-out как средство защиты или X-сектор
С хакерской точки зрения программа Stomp Record NOW! интереса уже хотя бы тем, что это практически единственная сервисная программа, скрытно записывающая на каждый "прожигаемый" диск специальную метку, — своеобразный "водяной знак", о существовании которого подавляющее большинство пользователей даже и не догадывается и который со всей очевидностью нарушает их privacy Но все по порядку.
Поддержка произвольной записи (Randomly Writable) в CD-RW дисках реализована посредствам механизма блоков вбега/выбега (run-in/run-out block), тесно связанных с режимом пакетной записи. Каждый пакет (packet) начинается с четырех вбегающих блоков (трех — на носителях DDCD) и завершается двумя блоками выбегам (тремя — на носителях DDCD) (рис. 6.24). Блоки вбега/выбега представляют собой обыкновенные сектора, но с необычным значением поля MODE в их заголовке (листинг 6.62). В зависимости от режима адресации блоки вбега/выбега либо адресуются точно так же как и все остальные сектора, либо же исключаются из адресного пространства. Вне режима пакетной записи блоки Run-in/Run-out практически нигде не используются, однако…
Листинг 6.62. Расширенная интерпретация поля MODE
Bits 7, 6, 5 = 000 - User Data block
= 001 - Fourth Run-in block
= 010 - Third Run-in block
= 011 - Second Run-in block
= 100 - First Run-in block
= 101 - Link block. Physical linking of EFM data
= 110 - Second Run-out block
= 111 - First Run-out block
Bits 4, 3, 2 = 000 - Reserved
Bits 1, 0 = 00 Mode 0 Data
= 01 - Mode 1 Data
= 10 - Mode 2 Data
= 11 – Reserved
…интересным свойством программы Stomp Record NOW! является ее неявная поддержка блоков Run-out, скрыто внедряемых в конец каждого трека данных, точнее — в предпоследний сектор его области пост-зазора (Post-gap area), заголовок которого подвергается незначительным искажениям.
Поскольку, выбегающий блок всего один (тогда так по Оранжевой книге" их должно быть как минимум два), да и вбегающих блоков не наблюдается, речь идет именно об искажении. Случайным или непреднамеренном – неизвестно. Возможно, это своеобразный "фирменный знак" или "водяная метка" разработчиков, так же иногда называемая "пасхальным яйцом", затрудняющая копирование оригинального диска (в рамках данной главы под "оригинальным диском" мы будем понимать диск, созданный с помощью Stomp Record NOW!, а предпоследний сектор области постзазора всякого трека — "водяным" сектором или X-сектором).
Поле MODEX-сектора, специфицирующее тип данного трека, вместо действительного трека замещается "водяной" константой E1h (реже — E2h), что соответствует квалификатору первого блока выбега (см. листинг 6.62). Три старших бита определяют конкретный квалификатор блока, а два младших — тип трека. Таким образом, "водяное" число в общем случае равно: Water Mark Value (WMV) == E0h | Track MODE, соответственно: Track MODE == MODE & 3, где
Track MODE — тип трека, а MODE — значение соответствующего поля заголовка сектора.
Помимо этого, в область данных X-сектора заносится идентификационная строка и серийный номер привода, осуществляющего "прожиг" диска (если только данный рекордер "знаком" Stomp Record NOW!).
"Желтая книга", так же известная под именем ECMA-130 (базовый стандарт лазерных дисков с данными), допускала существование лишь трех типов треков: MODE 0, MODE 1 и MODE 2, а все остальные трактовала как ошибку. Приложения, спроектированные в полном соответствии со стандартом ECMA-130, не в состоянии определить действительны тип X-сектора, поскольку не "знают", что шесть старших бит поля MODE должны быть обнулены. Такой сектор и в корзину не выкинешь, и через декодер Рида-Соломона не пропустишь, поскольку заранее неизвестно: присутствуют ли в нем коды EDC/ECC или же их там нет.
По стандарту области пред-зазора и пост-зазора предназначены исключительно для позиционирования оптической головки и не содержат в себе пользовательских данных. При штатной работе привода к этим секторам вообще не происходит никаких обращений (стандарт позволяет закладываться лишь на данные субканалов), благодаря чему "водяные знаки" (равно как и блоки вбега/выбега) никак не сказываются на работе привода и последний их просто не замечает. В тоже самое время, содержимое областей пред- и пос-зазора активно используется различными защитными механизмами для хранения ключевых меток, работающих приблизительно по такому же принципу, что и ключевые метки, записанные в инженерные сектора жестких дисков (71 и/или 72 трек дискеты). Не исключено, что между "водяными знаками" и ключевыми метками возникнет непредвиденный конфликт, приводящий к полной или частичной неработоспособности одной из сторон, так что злоупотреблять данной техникой право же не стоит.
Чтобы узнать, присутствуют ли на исследуемом диске "водяные знаки" или нет, мы должны считать предпоследние сектора всех Post-gap в сыром виде, для чего нам пригодится утилита CD_RAW_SECTOR_READ или любая другая, аналогичная ей (очень хорошо подходит для этой цели CloneCD). Остается определить абсолютные адреса конца областей пост-зазора всех треков. Это легко. Абсолютный адрес последнего сектора области Post-gap равен стартовому адресу следующего трека минус sizeof(pre-gap) (стартовому адресу выводной области, если этот трек — последний) минус единица. Соответственно, чтобы выйти на след предпоследнего сектора, от полученное значение следует уменьшить на единицу. Другими словами:
x-sector address = (next track != lead-out)?next track address – 3:lead out address – 2.
Стартовые адреса всех треков хранятся в point'ах с номерами от 01 до 99 включительно, а стартовый адрес выводной области диска — в point'e с номером A2h. Допустим, на исследуемом диске имеется всего один-единственный трек и стартовый адрес выводной области равен 00:29:33 (листинг 6.63), тогда X-сектор будет располагаться по адресу 00:29:31.
Листинг 6.63. Определение адреса выводной области
[Entry 2]
Session=1
Point=0xa2
ADR=0x01
Control=0x04
TrackNo=0
AMin=0
ASec=0
AFrame=0
ALBA=-150
Zero=0
PMin=0
PSec=29
PFrame=33
PLBA=2058
Отметим, что абсолютному адресу 00:29:31 соответствует LBA-адрес равный 2056. Запомним это значение, так как оно не раз и не два встретится в наших дальнейших экспериментах. Передав полученный адрес программе CD_RAW_SECTOR_READ, мы через секунду-другую получим на выходе его содержимое. Найти "водяной" сектор в образе диска, снятом с помощью CloneCD (или любой другой аналогичной ей программы) несколько сложение, но все же возможно. Существует по меньшей мере два пути: зная размер одного сырого сектора (2352 байта) и LBA-адрес "водяного" сектора, мы можем вычислить смещение искомого сектора в файле простым перемножением обоих величин (2352 * 2056 == 49С980h). Другой путь: просто поискать контекстным поискомHEX-последовательность
00 FF FF FF FF FF FF FF FF FF FF 00 00 29 31, т. е. Sync + address.
Но каким бы путем мы ни шли, результат будет таким как показано в листинге 6.64 (некорректный номер трека в заголовке сектора — E1h вместо 01h — выделен полужирным шрифтом и взят в рамку — и идентификатор рекордера, на котором выполнялся "прожиг" диска также выделен полужирным шрифтом)
FF FFFF00002931E14E 4543000000000002 5856000000000020 2020202020202020 2020202020202020 2020202020202031 3131202020202000 0000000000000000 00000000000000FF FFFF00002931E14E 4543000000000002 5856000000000020 2020202020202020 2020202020202020 2020202020202031 3131202020202000 0000000000000000 00000000000000)1сRID01 NECNR11exvNECNR-9100A2XV2281S111)1сRID01 NECNR11exvNECNR-9100A2XV2281S111Листинг 6.64. "Водяные знаки", внедренные в предпоследний сектор области Post-gap программой Stomp Record Now!
FF FFFF00002931E1
4E 45430000000000
02 58560000000000
20 20202020202020
20 20202020202020
20 20202020202020
31 31312020202020
00 00000000000000
00 00000000000000
FF FFFF00002931E1
4E 45430000000000
02 58560000000000
20 20202020202020
20 20202020202020
20 20202020202020
31 31312020202020
00 00000000000000
00 00000000000000
)1с
RID01 NEC
NR11exv
NEC
NR-9100A
2XV2281S111
)1с
RID01 NEC
NR11exv
NEC
NR-9100A
2XV2281S111
0049C980:00 FF FF FF FF FF FF FF
0049C990:5249443031000000
0049C9A0:4E52313100000000
0049C9B0:4E45432020202020
0049C9C0:2020202020202020
0049C9D0:4E522D3931303041
0049C9E0:3258563232383153
0049C9F0:0000000000000000
0049CA00:0000000000000000
Штатные копировщики (и Ahead Nero в частности) не копируют содержимое областей пред- и пост-зазора и потому "водяные знаки" на скопированных дисках просто отсутствуют! Чтобы отличить оригинальный диск от его копии защитный механизм должен: 1) используя команду READ TOC (format 0x2 — full TOC), считать оглавление диска в "сыром" виде; 2) считать адрес выводной области любой из сессий (например, первой из них); 3) определить адрес "водяного" сектора и, используя команду READ CD, считать его в "сыром" виде; 4) проанализировать значение поля MODE (пятнадцатый байт заголовка сектора, считая от нуля), если это поле больше двух, то мы имеем дело с оригиналом или его качественной копией; 5) параноикам можно порекомендовать считать содержимое пользовательской области данных и сличить его с эталоном. Это не добавит защите стойкости (если копировщик скопирует "водяной" маркер в поле MODE, то он скопирует и пользовательскую часть сектора), но, возможно, придаст его разработчику чувство самоуспокоения.
Простейший пример реализации защитного механизма выглядит так как показано в листинге 6.65 (конечно, условный переход, осуществляющий сравнение поля MODE с эталонной "водяной" константой очень легко обнаружить и "отломать", поэтому для усиления стойкости защиты следует отказаться от явных проверок и использовать считанный заголовок сектора, например, для расшифровки критических участков кода).
Листинг 6.65. [crackme. 68E8B0Abh] поиск "водяных знаков", оставленных программой Stomp Record NOW!
#define_WATERMARK0xE1//#define_A23//#define_MODE15//#define_M8//#define_S9//#define_WATERMARK0xE1//#define_A23//#define_MODE15//#define_M8//#define_S9//// ВАЖНЕЙШИЕ КОНСТАНТЫ// ВАЖНЕЙШИЕ КОНСТАНТЫсмещение поля MODEв заголовке секторасмещение поля PMinв TOC'eсмещение поля PSecв TOC'eсмещение поля MODEв заголовке секторасмещение поля PMinв TOC'eсмещение поля PSecв TOC'eкод водяного знакасмещение point'a A2h в TOC'eкод водяного знакасмещение point'a A2h в TOC'e
#define
_WATERMARK
0xE1
//
#define
_A2
3
//
#define
_MODE
15
//
#define
_M
8
//
#define
_S
9
//
#define
_WATERMARK
0xE1
//
#define
_A2
3
//
#define
_MODE
15
//
#define
_M
8
//
#define
_S
9
//
// ВАЖНЕЙШИЕ КОНСТАНТЫ
// ВАЖНЕЙШИЕ КОНСТАНТЫ
смещение поля MODE
в заголовке сектора
смещение поля PMin
в TOC'e
смещение поля PSec
в TOC'e
смещение поля MODE
в заголовке сектора
смещение поля PMin
в TOC'e
смещение поля PSec
в TOC'e
код водяного знака
смещение point'a A2h в TOC'e
код водяного знака
смещение point'a A2h в TOC'e
#define _F10// смещение поля PFrame в TOC'e
#define argCD argv[1] main(int argc, char** argv) {
inta, b, x_sec, LBA_lead_out = 0;
unsigned charbuf[RAW_SECTOR_SIZE*2];
// TITLE
fprintf(stderr,"crackme.68E8B0ABh Record NOW! watermark\n");
// справка по ключам if (argc != 2){
printf("USAGE: crackme.68E8B0ABh.exe CD\n"); return -1;}
// читаем TOC в сыром виде
a = cd_raw_toc_read(argCD, buf, RAW_SECTOR_SIZE, W_FULL_TOC);
if (a != SCSI_OK) {// операция выполнена успешно?
fprintf(stderr, "-ERR: read TOC\x7\n"); return -1; }
// поиск point'a A2h, хранящего стартовый адрес выводной сессии for (a = 4; a < buf[0]*0x100L+buf[1]; a+=11) {
// это point A2?
if (buf[a + _A2] == 0xA2) {
// point A2 найден
// получаем адрес выводной области первой сессии и сваливаем LBA_lead_out=((buf[a+_M]*60+buf[a+_S])*75+buf[a+_F])-150; break;
} }
// поиск адреса выводной области прошел успешно?
if (LBA_lead_out == 0) { fprintf(stderr,"-ERR: find A2h point\x7\n"); return -1;}
// вычисляем адрес x-сектора, хранящего водяной знак
x_sec = LBA_lead_out - 2;
// читаем сектор с водяным знаком в сыром виде
a = cd_raw_sector_read(argCD, buf, RAW_SECTOR_SIZE*2, x_sec, 1, 0xF8);
if (a != SCSI_OK) {if (a != SCSI_OK) {// чтение сектора прошло успешно'
if (a != SCSI_OK) {
if (a != SCSI_OK) {
fprintf(stderr, "-ERR: read x-sector\x7\n"); return -1;
// проверка на наличие водяного знака if (buf[_MODE] != _WATERMARK)
// это не оригинальный диск
return 0;return 0;fprintf(stderr, "hello, hacker!\x7\n");
return 0;
return 0;
// это оригинальный диск
printf("hello, legal user!\n");
Тестирование копировщиков защищенных лазерных дисков показывает, что "водяные знаки" не копируются CloneCD, который наотрез отказывается обрабатывать такие "неправильные" (с его точки зрения!) сектора, молчаливо приводя их в более потребный вид — автоматически корректирует значение поля MODE и уничтожает всю идентификационную информацию, в результате чего скопированный сектор приобретает следующий вид (листинг 6.66).
Листинг 6.66. На копии диска, полученной CloneCD, "водяные знаки" бесследно исчезают и поле MODE нормализуется! Таким образом, защищаемая программа может легко отличить оригинальный диск от его пиратского дубликата
0049C980:
00
FF
FF
FF
FF
FF
FF
FF |
FF
FF
FF
00
00
29
31
01
v$ ©
0049C990:
00
00
00
00
00
00
00
00 |
00
00
00
00
00
00
00
00
0049C9A0:
00
00
00
00
00
00
00
00 |
00
00
00
00
00
00
00
00
0049C9B0:
00
00
00
00
00
00
00
00 |
00
00
00
00
00
00
00
00
0049C9C0:
00
00
00
00
00
00
00
00 |
00
00
00
00
00
00
00
00
0049C9D0:
00
00
00
00
00
00
00
00 |
00
00
00
00
00
00
00
00
0049C9E0:
00
00
00
00
00
00
00
00 |
00
00
00
00
00
00
00
00
В других случаях скопированный X-сектор вообще не читается и команда READ CD с завидным постоянством возвращает малоинформативную сообщение от ошибке типа "MEDIUM ERROR". Причины этого до конца не ясны. Возможно, CloneCD пытается таким образом эмулировать bad-сектор, ошибочно посчитав X-сектор плохим, возможно это следствие неправильного обращения с пишущим приводом (если Track MODE > 2 то скремблирование сектора, записываемого в "сыром" режиме по
идее не выполняется и на диске образуются неблагоприятные регулярные последовательности, которые в силу определенных конструктивных ограничений привода оказывается не так-то просто прочитать).
Но так или иначе, все "водяные знаки" копировщик CloneCD просто "съедает", и защищенный диск оказывается неработоспособным. Конечно, в следующих версиях CloneCD ситуация может круто измениться (поддержка X-секторов не требует кардинальных переработок кода копировщика и может появиться в любое время) и тогда защита, основанная на "водяных" метках, становится бесполезной, кроме того X-сектора успешно копируются Alcohol 120% и вроде бы CDRWin, так что в чистом виде "водяные знаки" недостаточно эффективны и для усиления защиты их следует комбинировать с защитами других типов (искаженный стартовый адрес первого трека, нулевой трек на диске, фиктивный трек в Post-gap ключевого трека и т. д.). Подобные аддитивные защиты чрезвычайно стойки к копированию и на сегодняшний день не копируются ничем.
Понятие X-сектора
Открытие феномена X-секторов произошло совершенно случайно. В процессе разработки защитных механизмов, основанных на нестандартных форматах диска, автор стремился подобрать такие искажения, которые бы корректно обрабатывались всеми моделями приводов, но в тоже время не копировались ни одним из копировщиков. Эксперименты шли с переменным успехом и многие из защитных механизмов понуро сходили с дистанции, не выдержав чудовищной жесткости испытаний. Одни из них оказывались слишком придирчивыми к оборудованию и на ряде проводов защищенные диски частично или полностью не читались; другие же копировались широко распространенными копировщиками Alcohol 120% и CloneCD…
Зачастую на защищаемых дисках проявлялись один или два сбойных сектора, поначалу списываемые на физические дефекты носителя. Однако, вскоре от этой гипотезы пришлось отказаться, поскольку сбойные сектора появлялись в строго определенном месте, каким при ближайшем рассмотрении и оказался предпоследний сектор области пост-зазора всякого трека. Да, именно тот самый сектор, чей заголовок был искажен!
Копирование X-секторов. Теоретически, в копировании X-секторов нет ничего сложного. Достаточно подобрать современный читающий/пишущий софт, спроектированный с учетом требований "Оранжевой книги" и знающий о существовании блоков Run-in/Run-out (т. е. обнуляющий тип сектора по двум младшем битам, а не по всему полю MODE целиком). Так же, копировщик должен аккуратно переносить содержимое областей Pre-gap и Post-gap с оригинала на копию, игнорируя "незлобное ворчание" стандарта по поводу, что никаких пользовательских данных здесь все равно нет.
Как уже говорилось ранее, копировщик CloneCD не удовлетворяет этому требованию — дамп с защищенного диска он снимает вполне корректно, но с прожигом последнего уже не справляется. Программа Alcohol 120% снимает корректный дамп, прожигает корректный диск, победоносно выплевывая
работоспособный дубликат. Разумеется, речь идет лишь о копировании "водяных знаков" в чистом виде, но даже незначительное усложнение защитного механизма повергает обоих копировщиков в глубокий ужас, граничащий с глубоким расстройством их нервной системы или попросту говоря — зависанием.
Поскольку CloneCD более компетентен в снятии дампов, чем Alcohol 120%, для создания образа защищенного диска лучше всего использовать CloneCD, а для "прожига" — CDRWin или Alcohol 120%. Если же это не поможет, — хакеру придется выбирать между разработкой собственного копировщика и взломом непосредственно самого защитного механизма.
Эксперименты с X-сектором. Любопытным побочным эффектом становится нечитаемость предпоследнего сектора, ранее принадлежавшему Post-gap настоящего трека (его абсолютный адрес равен &Lead-Out — 2), — далее по тексту именуемым X-сектором. Попытка чтения данного сектора командой read cd приводит к возврату нестандартных сообщений об ошибке, специфичных для каждой конкретной модели привода. Далее (листинг 6.67—6.69) приведены SENSE INFO приводов ASUS, NEC и TEAC. SENSE-INFO, возвращенная приводом ASUS, наиболее интересна (листинг 6.67). Привод "рапортует" об ошибке чтения, но не может вразумительно объяснить, что именно послужило первопричиной ее возникновения; первый байт SENSE-INFO, равный нулю, "торжественно заявляет", что никаких ошибок здесь вообще нет!
Листинг 6.67. SENSE-INFO, возвращенная приводом ASUS
-ERR:00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
SENSE-INFO, возращенная приводом NEC, более информативна (листинг 6.68). SENSE KEY, равный трем, указывает на ошибку типа "MEDIUM ERROR" (ошибка носителя); значения остальных полей — увы — нестандартны (на это указывает первый байт, равный F0h) и не могут быть расшифрованы по имеющимся у автора спецификациям.
Листинг 6.68. SENSE-INFO, возращенная приводом NEC
-ERR:F0 00 03 00 00 00 12 0A 00 00 00 00 02 00
SENSE-INFO, возращенная приводом TEAC (листинг 6.69), так же указывает на "MEDIUM ERROR" (ошибка носителя), однако никаких других подробностей извлечь не удается.
Листинг 6.69. SENSE-INFO, возращенная приводом TEAC
-ERR:F0 00 03 00 00 00 00 0A 00 00 00 00 11 00
Зато позиционирование головки на X-сектор командой SEEK (2Bh) с последующим чтением содержимого Q-канала подкода командой READ SUBCHANNEL (42h) на всех доступных мне приводах проходит успешно.
Используя тот факт, что все известные мне копировщики лазерных дисков (включая такие программы как CloneCD и Alcohol 120%) всегда читают субканальную информацию в общем потоке данных (т. е. получают ее посредством команды READ CD), прочитать субканальную информацию нечитаемого X-сектора они оказываются не в состоянии! Спрятав в Q-канал X-сектора ключевую метку, мы сможем легко отличить копию диска от его оригинала.
Подготовка образа защищенного диска выглядит так. Запустив любой HEX-редактор (например, HIEW) мы открываем IMAGE.SUB, содержащий субканальную информацию, и находим в нем абсолютный адрес X-сектора (в данном случае равный 00:29:31) и, убедившись, что это действительно абсолютный адрес, а не поле контрольной суммы (все поля абсолютных адресов расположены в файле IMAGE.SUB по смещению 0xxxxxx0Ch), каким-либо образом изменяем одно из полей Q-подканала данного сектора, не забыв соответствующим образом скорректировать и его контрольную сумму. Проще всего просто переставить содержимое Q-подканалов соседних секторов. Давайте, например, поменяем местами сектора 00:29:31 и 00:29:32 (листинг 6.70).
Листинг 6.70. Содержимое оригинального IMAGE.SUB (местоположение будущей метки выделено полужирным шрифтом)
0003030C: 41 01 01 00 27 31 00 00 | 29 31 8F AA 00 00 00 00 A©© '1 )1Пк
0003036C: 41 01 01 00 27 32 00 00 | 29 32 51 1B 00 00 00 00 A©© '2 ) 2Q-
Листинг 6.71. Содержимое "помеченного" IMAGE.SUB (метка выделена полужирным шрифтом)
0003030C: 41 01 01 00 27 32 00 00 |0003036C: 41 01 01 00 27 31 00 00 |0003030C: 41 01 01 00 27 32 00 00 |0003036C: 41 01 01 00 27 31 00 00 |29 32 51 1B 00 00 00 00A©© '2 )2Q^29 31 8F AA 00 00 00 00A©© '1 )1_G29 32 51 1B 00 00 00 00A©© '2 )2Q^29 31 8F AA 00 00 00 00A©© '1 )1_G
0003030C: 41 01 01 00 27 32 00 00 |
0003036C: 41 01 01 00 27 31 00 00 |
0003030C: 41 01 01 00 27 32 00 00 |
0003036C: 41 01 01 00 27 31 00 00 |
29 32 51 1B 00 00 00 00A©© '2 )2Q^
29 31 8F AA 00 00 00 00A©© '1 )1_G
29 32 51 1B 00 00 00 00A©© '2 )2Q^
29 31 8F AA 00 00 00 00A©© '1 )1_G
Теперь запишим измененный образ на диск и убедимся, что субканальная метка
действительно присутствует (листинг 6.72).
Листинг 6.72. Ключевая метка в Q-канале X-сектора (выше) и незащищенный диск (ниже)
>seek_and_Q.exe 1.1 2056
seek CD-ROM & read Q-subcode by KK
00 15 00 0C 01 14 01 01 00 00 08 09 00 00 08 09
>seek_and_Q.exe 1.1 2056
seek CD-ROM & read Q-subcode by KK
00 15 00 0C 01 14 01 01 00 00 08 09 00 00 08 08
Смотрите, субканальная информация сектора 2056 (808h в шестнадцатеричной нотации), утверждает, что LBA-адрес данного сектора равен 809h (2057 в десятичной нотации), т. е. субканальная информация действительно искажена! Взяв для контраста любой незащищенный диск, мы убедимся, что его субканальная информация верна.
Как уже говорилось ранее, копировщик CloneCD не использует команду READ SUBCHANNEL, а получает субканальную информацию в общем потоке данных. Столкнувшись с нечитабельным X-сектором, CloneCD самостоятельно восстанавливает его субканальную информацию, такой, какой по его мнению она должна быть. Короче говоря, при копировании диска копировщиком CloneCD наша ключевая метка "умирает" и Q-канал X-сектора теперь содержит "верные" данные.
Не верите — смотрите сами (листинг 6.73).
Листинг 6.73. Субканальная информация X-сектора оригинального диска (выше) и его копии, полученной с помощью CloneCD (ниже)
>seek_and_Q.exe 1.1 2056
seek CD-ROM & read Q-subcode by KK
00 15 00 0C 01 14 01 01 00 00 08 09 00 00 08 09
>seek_and_Q.exe 1.1 2056
seek CD-ROM & read Q-subcode by KK
00 15 00 0C 01 14 01 01 00 00 08 09 00 00 08 08
Для получения более детальной информации давайте запустим CloneCD и, убедившись что защищенный диск все еще находится в приводе, нажмем на "чтение CD в файл-образ". Субканальная информация, добытая CloneCD существенно варьируется от одного привода к другому, но во всех случаях она оказывается неверна (сравните это с субканальной информацией, приведенной в листингах 6.67— 6.69). Привод ASUS, не поддерживающий режим возвращения субканальных данных в общем потоке, заставил CloneCD их восстаналивать самостоятельно, использя для этой цели информацию из секторных заголовков. Как следсвтие — ключевую метку как "ветром сдуло" (листинг 6.74).
Листинг 6.74. Содержимое возвращенного Х-сектора, привод ASUS
000302AC: 41 01 01 00 27 31 00 00 | 29 31 8F AA 00 00 00 00 A©© '1 )1Пк 0003030C: 41 01 01 00 27 32 00 00 | 29 32 51 1B 00 00 00 00 A©© '2 ) 2Q-
Привод NEC на таком диске вообще "поехал крышей", возвращая "мусор" вместо субканальных данных (листинг 6.75).
Листинг 6.75. Содержимое возвращенного Х-сектора, привод NEC
000302AC:01 01 01 00 00 00 00 00 | 02 00 5A 28 00 00 00 00@Э© е Z(
Привод TEAC корректноПривод TEAC корректновозвратил субканальную информацию сектора (X-возвратил субканальную информацию сектора (X-0003030C:01 01 01 00 00 00 00 00 | 02 00 5A 28 00 00 00 00@Э© е Z(
Привод TEAC корректно
Привод TEAC корректно
возвратил субканальную информацию сектора (X-
возвратил субканальную информацию сектора (X-
сектор+1), но конкретно "обломался" на самом X-секторе (листинг 6.76).
Листинг 6.76. Содержимое возвращенного Х-сектора, привод TEAC
0003030C: 41 01 01 00 27 31 00 00 | 29 31 8F AA 00 00 00 00АО© '1 )1Пк
0003030C: 41 01 01 00 27 31 00 00 | 29 31 8F AA 00 00 00 00АО© '1 )1Пк
Таким образом, защита типа "фиктивный трек в Post-gap настоящего трека с меткой в Q-канале подкода предпоследнего сектора в Post-gap" (кодовое имя защиты "Лиса") не копируется ни одним известным мне копировщиком лазерных дисков и в тоже время не конфликтует ни с каким доступным мне оборудованием (да она и не должна ни с чем конфликтовать!), поэтому "Лису" можно считать достаточно качественной и надежной защитой.
Тем не менее, не стоит переоценивать ее стойкость ко взлому. Взломать "Лису" не просто, а очень просто! Давайте, воспользовавшись парой команд SEEK и READ SUBCHANNAL, прочитаем субканальную информацию всего диска целиком и сверим ее с содержимым файла IMAGE.SUB, созданного CloneCD или аналогичным ему копировщиком. Вообще-то, считывать всю субканальную информацию совершенно ни к чему, — достаточно проверить на предмет "вшивости" одни лишь сбойные сектора — те, что CloneCD не смог прочесть. Обнаружив ключевую метку, просто скорректируйте соответствующие поля в файле IMAGE.SUB и "запишите" модифицированный образ на диск CD-R/CD-RW. Все! Теперь, с точки зрения защиты, копия и оригинал будет совершенно идентичны друг другу и "Лиса", "стыдливо махнув своим огненным хвостом, скроется в лесу"… Единственная проблема состоит в том, что команда READ SUBCHANNAL возвращает субканальную информацию в несколько узезанном виде — без следов наличия контрольной суммы.
Глава 7
Защиты, препятствующие проигрыванию диска в PC CD-ROM
Бытовые проигрыватели аудиодисков — намного менее интеллектуальные устройства, нежели компьютерные приводы CD-ROM. Подавляющее большинство из них не поддерживает многосессионные диски и довольно терпимо относится к искажению TOC, поскольку игнорирует добрую половину егосодержимого. Таким образом, внося строго дозированные искажения в TOC, можно добиться того, чтобы с точки зрения CD-плееров диск выглядел нормально, но был не читаем на компьютерных приводах CD-ROM.
Конкретные воплощения этой идеи выглядят довольно разнообразно. Вместо качественной музыки вам могут подсунуть специально созданную для компьютерного CD-ROM сессию данных, содержащую сильно сжатый MP3; могут скорректировать указатель на область Lead-Out так, чтобы компьютерный CD-ROM прерывал воспроизведение через несколько секунд после начала проигрывания диска; могут исказить абсолютный стартовый адрес первого трека так, чтобы его LBA-адрес стал отрицательным… Во всех этих случаях нормальное использование диска на компьютерном приводе CD-ROM оказывается невозможным. Тем не менее, искаженный TOC защищенного диска может быть элементарно восстановлен (и чуть позже станет понятно как).
Защиты, базирующиеся на внесении неустранимых ошибок уровня C1/C2 — в этом смысле гораздо хуже и для их взлома понадобиться привод, согласный не только обнаруживать ошибки, но и указывать на место их возникновения.
Аудио, перекрываемое данными
Рассмотрим многосессионный диск, состоящий из двух сессий — аудиосессии и сессии с данными. При просмотре такого диска средствами операционный системы Windows мы увидим лишь том с данными, в то время как обыкновенные аудиопроигрыватели будут исправно воспроизводить сессию с аудиотреками, ничего не подозревая о существовании сессии данных (для совместимости с аудиопроигрывателями сессия с аудиотреками всегда должна располагаться первой). Теоретически аудиотреки могут быть прослушаны путем "ручного" запуска CD- плеера, но практически же это обычно не удается, т. к. защита использует дополнительные рубежи обороны (например, урезанная область Lead-In, внесение неисправимых CIRC-ошибок и т. д.), препятствующие такому простому способу "взлома".
Визуально такие компакт-диски распознаются по характерной области Lead-Out, расположенной вблизи внешнего края диска. Это и есть тот барьер, что отделяет аудиосессию от сессии данных. Само по себе наличие "посторонней" области Lead- Out еще не свидетельствует о наличии защиты, она присутствует и на, так называемых, дисках CD-Enhanced, т. е. дисках смешанного типа (аудио плюс данные), вполне успешно поддерживаемых современными приводами или операционными системами, однако, в любом случае — это весьма тревожный симптом и без особой нужны такой диск лучше не покупать (а, впрочем, чего уж там, покупайте — все равно взломаем!). Блестящее колечко области Lead-Out, расположенной недалеко от внешнего края лазерного диска и хорошо различимое в отраженном свете, еще не свидетельствует о наличии защиты от воспроизведения, но вероятность ее наличия чрезвычайно велика. В частности, изображенный на фотографии диск (рис. 7.1) защищен Cactus Shield 2.00, — наиболее популярной защитой от цифрового копирования аудидисков на сегодняшний день.
Рис. 7.1. Диск защищен Cactus Shield 2.00, — наиболее популярной защитой от цифрового копирования аудидисков на сегодняшний день
Сессия данных может включать в себя все, что угодно, вплоть до того, чтобы быть совсем пустой. Но обычно здесь находится сильно сжатое аудио в формате MP3. Причем это mp3 чаще всего записывается не в виде отдельных файлов, которые можно скопировать с диска и выложить в Интернет, а "закатывается" в исполняемый файл-оболочку, запускающийся только с оригинального CD! Естественно, файл- оболочка работает только в среде Windows и пользователям UNIX/Mac остается лишь облизываться или… ломать защитный механизм на корню! Ну, если процедура восстановления некорректно записанного компакта, осуществляемая за собственный счет, уже называется взломом, то…
Если никаких дополнительных защитных уровней не предусмотрено, то содержимое аудиосесссии может быть элементарно сграблено в MP3/WMA. Большинство штатных программ для "прожига" CD-R/RW позволяют просматривать содержимое всех сессий диска и первой сессии в том числе. Вы можете использовать Roxio Easy CD Creator, Stomp Record Now! или любую другую аналогичную программу по своему выбору. В Roxio Easy CD Creator просто выберите в меню CD пункт CD Information и выделите один или несколько аудиотреков первой сессии, а затем нажмите Convert Audio и… наслаждайтесь высококачественной музыкой, сграбленной в вашем любимом формате (та версия, Roxio Easy CD Creator, что поставляется вместе с рекордером PHILPS не поддерживает формат MP3 и предлагает на выбор всего два варианта: WMA и WAV).
Как вариант можете создать исправленную копию защищенного диска, удалив из него лишнюю сессию с данными. Программа CloneCD способна справиться с этим и автоматически. Просто найдите в окне Profile parameters (Параметры профиля) вкладку Audio read parameters (Параметры чтения аудио), а в ней — флажок Read first session only (Чтение только первой сессии). Установить его и нажмите кнопку ОК для подтверждения. Копирование диска будет протекать в обычном режиме, но в результате него, вы получите обыкновенный аудиодиск безо всякого постороннего "мусора".
Копировщик Alcohol 120% не поддерживает такой возможности, но позволяет добиться аналогичного результата вручную. Осуществляется это следующим образом: на первом этапе мы должны получить образ диска, записанный в формате CloneCD (Alcohol 120% это позволяет). Затем, отредактируем CCD-файл так, чтобы вычеркнуть из него все упоминания о сессии (сессиях) с данными. Прежде всего, мы должны уменьшить значение поля Session с двух до одного. Затем, удалить из файла все Entry, в которых значение поля Session больше единицы. Теперь скорректируем значение поля TocEntries, сократив его на величину удаленного количества Entry. Остается удалить лишь один или несколько последних треков с данными. Сквозная нумерация треков несколько осложняет эту, казалось бы с виду простую задачу, поскольку мы не можем быстро установить какой трек к какой сессии принадлежит. Поэтому, приходится либо подсчитывать количество треков вручную (поля Point со значением больше нуля, но меньше 0x64), либо удалять все треки, чей Mode не равен нулю. Конкретный пример работы с CCD-файлом приведен в листинге 7.1.
Листинг 7.1. Коррекция CCD-файла для взлома диска
[CloneCD] Version=3
[Disc]
TocEntries=24 Sessions=2
DataTracksScrambled=0 CDTextLength=0 [Session 1] PreGapMode=0 PreGapSubC=0 [Session 2] PreGapMode=2 PreGapSubC=0 [Entry 0] Session=1
Point=0xa0
ADR=0x01
Control=0x00 TrackNo=0 AMin=97 ASec=26 AFrame=66 ALBA=-11634 Zero=0 PMin=1 PSec=32 PFrame=0
PLBA=6750
[Entry 20] Session=2 Point=0xa0 ADR=0x01 Control=0x04 TrackNo=0 AMin=72
ASec=22
AFrame=38
ALBA=325538
Zero=0
[CloneCD] Version=3
[Disc]
TocEntries=20
Sessions=1
DataTracksScrambled=0 CDTextLength=0 CDTextLength=0 PreGapMode=0 PreGapSubC=0 [Session 2] PreGapMode=2 PreGapSubC=0 [Entry 0] Session=1
Point=0xa0
ADR=0x01
Control=0x00
TrackNo=0
AMin=97
ASec=26
AFrame=66
ALBA=-11634
Zero=0
PMin=1
PSec=32
PFrame=0
PLBA=6750
[Entry 20]
Session=2
Point=0xa0
ADR=0x01
Control=0x04
TrackNo=0
AMin=72
ASec=22
AFrame=38
ALBA=325538
Zero=0
PMin=16
PSec=32
PFrame=0
PLBA=74250
[Entry 23] Session=2
Point=0x10
ADR=0x01
Control=0x04
TrackNo=0
AMin=72
ASec=23
AFrame=17
ALBA=325592
Zero=0
PMin=73
PSec=54
PFrame=38
PLBA=332438
[TRACK 1]
MODE=0
FLAGS= DCP
INDEX 1=0
[TRACK 2]
MODE=0
FLAGS= DCP
INDEX 1=19173
[TRACK 16]
MODE=2
INDEX 1=0
PMin=16
PSec=32
PFrame=0
PLBA=74250
[Entry 23]
Session=2
Point=0x10
ADR=0x01
Control=0x04
TrackNo=0
AMin=72
ASec=23
AFrame=17
ALBA=325592
Zero=0
PMin=73
PSec=54
PFrame=38
PLBA=332438
[TRACK 1]
MODE=0
FLAGS= DCP
INDEX 1=0
[TRACK 2]
MODE=0
FLAGS= DCP
INDEX 1=19173
[TRACK 16]
MODE=2
INDEX 1=0
Некоторые диски содержат зловредную программу, автоматически запускающуюся при загрузке диска и скрытно внедряющуюся в оперативную память компьютера. Ее основная задача — охрана аудиотреков от цифрового грабежа. Конкретные реализации такого "сторожа" довольно различны. Можно, например, периодически сканировать список окон верхнего уровня (см. описание функции FindWindows или EnumWindows в Platform SDK) на предмет поиска заголовков наиболее популярных грабилок. Хороших программ для работы с цифровым аудио существует не так уж и много, поэтому вполне реально научиться опознавать их всех. Коль скоро окно
программы найдено, защита может вытворять с ним все, что угодно. В частности, для принудительного завершения приложения ему достаточно послать сообщение WMDESTROY.
Урезанный Lead-Out
Другой популярный способ воспрепятствовать прослушиваю аудиодисков в компьютерных CD-приводах состоит в искажении содержимого TOC таким образом, чтобы указатель на область Lead-Out указывал не на реальную область Lead-Out, а на гораздо более близкое к началу диска место. Подавляющее большинство бытовых аудиопроигрывателей игнорирует значение этого поля (оно им действительно ни к чему), а вот компьютерные приводы CD-ROM при достижении фиктивной области Lead-Out ведут себя менее предсказуемо. Часть из них послушно прерывает воспроизведение в указанное в TOC время. Часть — просто "зависает", тщетно пытаясь найти фиктивную область Lead-Out там, где ее и в помине нет (причем, это может случиться и до начала проигрывания диска, — сразу же после загрузки диска в привод!). Правда, некоторые приводы все-таки "догадываются" о том, что TOC предумышленно искажен (а, может, просто игнорируют его) и успешно обходят такую защиту, но закладываться на это я бы все-таки не стал.
Для создания защищенного диска нам потребуется любой обычный аудиодиск (который мы, собственно, и будет защищать) и какой-нибудь копировщик защищенных программ (например, Alcohol 120% или CloneCD). Поддержка режима RAW DAO пишущим приводом необязательна.
Сняв образ защищаемого диска, откроем сформированный копировщиком CCD-файл и найдем в нем следующую текстовую строку point=0xa2. Это и есть тот entry, который собственно и указывает на область Lead-Out, чей абсолютный адрес хранится в полях PMin, PSec и PFrame, представляющих собой минуты, секунды и фреймы соответственно. Уменьшим абсолютный адрес до любого разумного времени (например, до 28 сек) и не забыв сохранить изменения в файле, запишем отредактированный образ на диск CD-R/CD-RW. Дав записанному диску немного остыть (шутка!) извлечем его из привода и установим его в бытовой аудиопроигрыватель. С вероятностью близкой к единице защищенный диск должен воспроизводиться вполне нормально (однако, шансы нарваться на конфликт у вас все-таки есть). Теперь вернем подопытного обратно в компьютерный CD-ROM. Привод, едва начав воспроизведение, послушно прерывает проигрывание диска на 28-й секунде.
На самом же деле такую защиту очень легко обойти. Сняв образ диска с помощью копировщика CloneCD, просто отредактируйте TOC, установив указатель Lead-Out на его законное положение. Для определения последнего достаточно вручную просмотреть содержимое Q-канала подкода в поисках трека поле TNO которого содержит значение 0xAA. Впрочем, копировщик CloneCD способен снимать такие защиты и самостоятельно.
Отрицательный стартовый адрес первого аудио трека
Еще один извращенный трюк: установить в TOC адрес первого аудиотрека в область, предшествующую Lead-In, то есть, попросту говоря, присвоить этому треку отрицательное смещение (рис. 7.2).
N: [1,1] TDK CDRW16104OK 5.32'"I0 Refresh ^
- tiCD
I•=== ь-ь- Ь~ь-
+ s
Session 1
Session 2
NameJ I RA
Size
Size [Bytes]
- 0 T rack 13 E3 AUDIO ^ЯИ1 AUDIO
■V, Track 1 C 1 ^ 47,85 MB 50.172.864 ■0Track 2 21331 43,86 MB 46.084.486 '^ Track 3 40929 31,78 MB 33.327.840 "^ Track 4 55099 47,72 MB 50.038.800 ■V, Track 5 76374 43,38 MB 45.488.440 ■V'Tracke 85718 50,62 MB 53.077.584 "0 Track 7 118286 40,62 MB 42.584.720 "^ Track 8 136396 36,79 MB 39.579.856 "^ Track 9 152799 50,78 MB 53.242.224 "& Track 10 175436 35,27 MB 36.985.200 "^ Track 11 191161 49,84 MB 52.256.736 "0 Track 12 213378 42,25 MB 44.304.624
Рис. 7.2. Отрицательный стартовый адрес первого трека препятствует проигрыванию диска в PC CD-ROM
Ломается такая защита точно так же, как и предыдущие, поэтому не будем на ней подробно останавливаться.
Глава 8
Защиты от пофайлового копирования диска
(защиты уровня файловой системы)
Качественные и грамотно спроектированные защитные механизмы обычно содержат две независимых линии обороны, работающих на секторном и на файловом уровнях соответственно. Защиты секторного уровня ориентированы на борьбу с посекторными копировщиками, копирующими весь диск целиком, то есть создающими его точную копию, а защиты файлового уровня, в свою очередь, предотвращают пофайловое копирование диска, равно как и выдирание с диска отельных файлов.
Может показаться, что при наличии качественной секторной защиты, файловая защита абсолютно бесполезна (тем более что все файловые защиты элементарно обходятся даже штанными копировщикам, такими, например, как Roxio CD Copier). Однако это не так! Невозможность создания точной копии диска еще не означает невозможности грабежа хотя бы части его содержимого. Никто не спорит, что часть меньше целого, но все же это лучше чем совсем ничего. Хотите наглядный пример? Пожалуйста! Защитные механизмы мультимедийных энциклопедий "Наутилус Помпилиус — Погружение" и "Агата Кристи — Виртуальный Концерт" работают лишь на секторном уровне, но никак не препятствуют пофайловому копированию содержимого диска на винчестер или другой CD. Конечно, полученная "копия" оказывается неработоспособной и при запуске мультимедийной оболочки защита, смачно ругнувшись на пиратскую копию, аварийно завершает свою работу. Тем не менее, с обоими дисками можно работать и без оболочки, поскольку все альбомы/фотографии/видео-клипы хранятся в открытом, незашифрованном виде в формате WAV/BMP/AVI соответственно. Даже неквалифицированный пользователь без труда выдерет понравившиеся ему файлы с диска и… сможет делать с ними все, что захочет!
Отсюда мораль: не стоит путать защиту носителя (лазерного диска) с защитой его содержимого. Для защиты содержимого существует множество путей…
Искажение размеров файлов
Еще (или, скорее уже) во времена монохромных терминалов и 8" и 5.25" дискет существовал некрасивый, но элементарно реализуемый защитный примем, препятствующий пофайловому копированию носителя. Внося определенные
искажения в структуры файлов системы, разработчики грохали дискету ровно настолько, чтобы работа с ней становилась возможной лишь при условии учета характера внесенных искажений. Защищенная программа, знающая об искажениях файловой структуры, работала с ней без проблем, то штатные утилиты операционной системы на таких дисках конкретно обламывались, а общедоступных "хакерских" копировщиков в те времена еще не существовало…
Несколько файлов зачастую ссылались на общие для всех них кластера, тогда запись данных в один файл приводила к немедленному их появлению в другом файле, что так или иначе могла использовать защита. Естественно, после копирования файлов на новый диск, пересекающиеся кластеры "разыменовывались" и хитрый способ неявной пересылки данных переставал работать, а вместе с ним переставала работать и сама защищенная программа. Если, конечно, содержимое диска вообще удавалось скопировать… Ведь копирование файлов с пересекающимися кластерами приводило к тому, что эти кластера многократно дублировались в каждом копируемом файле, в результате чего их суммарный объем под час увеличивался настолько, что емкости тогдашних носителей попросту не хватало для его вмещения! Если же последний кластер файла "приклеивался" к его началу (т. е. файл попросту зацикливался), то объем и время его копирования обращались в бесконечность… Конечно, дисковые доктора в то время уже существовали, но их использование не давало желаемого результата, т. к. лечение файловой системы приводило к полной неработоспособности защиты (в том же случае с зацикливанием — если защита закладывалась на то, что за концом файла следует его начало, то после обработки диска доктором, осуществление этого приема становилось невозможным со всеми вытекающими последствиями).
Файловые системы лазерных дисков, конечно, совсем не те, что на гибких дисках, но общие принципы их искажений достаточно схожи. Увеличивая фиктивные длины защищаемых файлов на порядок-другой, разработчик защиты может довести их суммарный объем до нескольких сотен гигабайт, так что для копирования защищенного диска понадобится по меньшей мере пачка DVD дисков или винчестер солидного объема. Защитный механизм, "помнящий" оригинальные длины всех файлов, сможет работать с ними без проблем, но все файловые копировщики не поймут юмора и поедут крышей.
В принципе, выход за границы файла ничем не чреват. Файловые системы лазерных дисков очень просты. Лазерные диски не поддерживают фрагментацию файлов, а потому не нуждаются в FAT (File Allocation Table). Все файлы занимают непрерывный ряд секторов и с каждым файлом связаны только две важнейшие характеристики: номер первого сектора файла, заданный в LBA (Logical Block Address) и его длина, заданная в байтах. Остальные атрибуты, вроде имени файла и времени его создания — не в счет, мы сейчас говорим исключительно о секторах.
Увеличение длины файла приводит к "захвату" того или иного количества примыкающих к его "хвосту" секторов и при условии, что номер последнего сектора, принадлежащего файлу, не превышает номера последнего сектора диска, копирование файла в принципе протекает нормально ("в принципе" потому, что в копируемый файл оказывается включены все файлы, встретившиеся на его пути).
Если же в процессе своего копирования файл "выскакивает" за конец диска, привод сигнализирует об ошибке и прекращает чтение. Штатный копировщик операционной системы (равно как и большинство оболочек сторонних производителей) автоматически удаляет "огрызок" недокопированного файла с диска, в результате чего пользователь остается вообще ни с чем. Впрочем, написать свой собственный копировщик, — минутное дело, но как узнать сколько именно байт следует скопировать? Как определить: где идут полезные данные, а где начинается после- хвостовой мусор (over-end garbage). Вот этим мы сейчас и займемся!
Стоп! Но ведь далеко не у всех есть лазерные диски, защищенные подобным образом. Что ж, сейчас они будут! Возьмем любой незащищенный диск и самостоятельно защитим его (все-таки эта книга посвящена технике защиты лазерных дисков от копирования, а не технике их взлома). Задачей номер один будет получение образа диска, который вы собрались защищать. Лучше всего это делать с помощью программы Roxio Easy CD Creator или аналогичной ей. Копировщик Clone CD для этой цели непригоден, т. к. он наотрез отказывается осуществлять короткое чтение секторов (т. е. user data only) и всегда обрабатывает сектора целиком, принудительно записывая в конец каждого сектора контрольную сумму и корректирующие коды. В результате, все наши манипуляции над пользовательской областью сектора не возымеют никакого действия и будут налету исправлены микропроцессорной начинкой привода. Конечно, контрольную сумму и корректирующие коды можно рассчитать заново, но… зачем понапрасну усложнять себе жизнь? Если у вас нет Easy CD Creator'a, — возьмите Alcohol 120%, выбрав из всех, предлагаемых им форматов "Стандартные образы ISO".
Хорошо, будем считать что образ диска успешно сохранен в файл trask.iso, с которым мы сейчас и будет работать. Откроем его в HIEW или любом другом HEX-редакторе и найдем сектор, содержащий оглавление диска. Хорошенькое дело! А как нам его найти? Требуется как минимум полистать спецификацию файловых систем Joliet или ISO-9660 или… немного подумать головой. Поскольку, размер файла задается в байтах, а не секторах (в секторах он задаться никак не может, время файловых систем, измеряющих файлы блоками давно прошло), то соответствующее поле можно найти тривиальным контекстным поиском. Выберем файл, длину которого мы хотим изменять и запишем ее в шестнадцатеричном виде. Пусть для определенности это будет файл 01 – Personal Jesus.mp3 с длиной в 3 591 523 байт. В шестнадцатеричной нотации с учетом обратного порядка байт она будет выглядеть так: 63 CD 36 00. Нажимаем <F7> и вводим искомую последовательность…
Листинг 8.1. Первое вхождение искомой последовательности в образе диска
0000CBD0: 07 06 14 38 16 0C 02 00 | 00 01 00 00 01 01 01 30 •*T8-»e © ©©©0 0000CBE0: 00 91 01 00 00 00 00 01 | 91 63 CD 36 00 00 36 CD С© ©Сс=6 6= 0000CBF0: 63 67 06 1D 17 0D 0A 28 | 0C 00 00 00 01 00 00 01 cg*~p®(? © © 0000CC00: 0E 30 31 30 5F 30 30 30 | 31 2E 4D 50 33 3B 31 00 ,fl|010 0001.MP3;1
Листинг 8.2. Второе вхождение искомой последовательности в образе диска
00010370:
01
00
00
00 00
01
91
63 1
CD 36
00
00
36 CD 63
67
©
©Cc=6
6=cg
00010380:
06
1D
17
0D
0A
28
0C
00 I
00
00
01
00
00
01
32
00
*~p@($
©
©2
00010390:
30
00
31
00
20
00
2D
00 I
20
00
50
00
65
00
72
00
0
1-
P
e r
000103A0:
73
00
6F
00
6E
00
61
00 I
6C
00
20
00
4A
00
65
00
s
o n a l
J e
000103B0:
73
00
75
00
73
00
2E
00 I
6D
00
70
00
33
00
3B
00
s
u s . m
p
3 ;
Искомое значение действительно присутствует в образе, причем не в одном, а в двух… нет, даже в четырех экземплярах! Нет, это не чертовщина — все так и должно быть. Современные лазерные диски содержат две файловых системы: одна из которых — ISO-9660 — записывается на диск исключительно для его совместимости с устаревшим программным обеспечением, ограничивающим максимальную длину файла одиннадцатью символами (восемь из которых приходятся собственно на само имя, а оставшиеся три — на расширение). Современное программное обеспечение работает с более продвинутыми файловыми системами к которым принадлежит и файловая система Joliet (Джульетта), разработанная компанией Microsoft. Говорите, "только Ромео для полноты компании не хватает"? А ведь файловая система Romeo (Ромео) действительно есть и разработана она компанией Adaptec. К сожалению, этот "Ромео" не получил большого распространения и скоропостижно скончался, так что Джульетта осталась в одиночестве.
Но довольно романтики, возвращаемся к делу. Заботиться о синхронизации обоих файловых систем в общем-то и необязательно, т. к. операционная система Windows "видит" только Joliet и игнорирует ISO-9660, а MS-DOS поступает с точностью до наоборот. Поэтому, если мы увеличим длину файла в Joliet, но "забудем" внести соответствующее изменения в ISO-9660 (а некоторые разработчики защит именно так и поступают!), Windows не заподозрит в этом и тени обмана. Вот хакеры — другое дело! Оригинальные длины файлов, оставленные в ISO-9660, значительно упрощают задачу взломщика и потому оставлять их там ни в коем случае не стоит! К тому же, существуют драйвера, позволяющие вручную выбирать какую из имеющихся файловых систем следует монтировать. Так что не будем лениться и скорректируем оба значения сразу, изменив два старших байта с 36 00 на FF 66 (естественно, вы можете предпочесть и другое значение). Когда будете это делать обратите внимание на двойное слово 00 36 CD 63 — это тоже длина файла, но записанная в "противоестественном" для IBM PC порядке. Здесь младший байт располагается по большему адресу. Адрес стартового сектора файла так же записан в двух вариантах. Очевидно, такая схема представления информации выбрана по соображениям переносимости и каждая платформа вправе выбирать наиболее естественный для нее порядок байтов, однако, не факт, что операционная система Windows выберет вариант "младший байт по меньшему адресу". Все решает файловый драйвер, а он в зависимости от особенностей реализации может работать с любым из этих полей. Поэтому, оба этих поля всегда должны быть согласованы.
Теперь исправленный (в смысле искаженный) ISO-образ можно смело записывать на CD-R/CD-RW диск или смонтировать образ на виртуальный CD-привод (для этого
вам понадобиться Alcohol 120% или его аналоги). Даем команду DIR и смотрим (листинг 8.3).
Листинг 8.3. Размер файла Personal Jesus.mp3 умышленно искажен
> dir N:\Depeche Mode
Том в устройстве N имеет метку 030706_2038
Серийный номер тома: 61A1-A7EE
Содержимое папки N:\Depeche Mode
06.07.2003
06.07.2003
21
21
:56
:56
<DIR>.
<DIR>..
01.01.1601
04
:00
1 728 040 291 01 - Personal Jesus.mp3
30.06.2003
00
:11
3 574 805 02 - See You.mp3
30.06.2003
00
:12
3 472 405 03 - Strangerlove.mp3
30.06.2003
00
:12
3 718 165 04 - Enjoy The Silence.mp3
30.06.2003
00
:13
2 956 643 05 - The Meaning Of Love.mp3
30.06.2003
00
:14
3 820 565 06 - Master and Servant.mp3
30.06.2003
00
:15
3 066 149 07 - Never Let Me Down Again.mp3
30.06.2003
00
:16
3 806 772 08 - Its Called a Heart.mp3
30.06.2003
00
:16
3 813 460 09 - Little 15.mp3
30.06.2003
00
:17
3 574 805 10 - Everything Counts.mp3
30.06.2003
00
:18
3 687 236 11 - People Are People.mp3
30.06.2003
00
:19
4 916 036 12 - The Thing You Said.mp3
30.06.2003
00
:20
4 182 100 13 - Agent Orange.mp3
30.06.2003
00
:21
4 585 012 14 - World in my Eyes.mp3
30.06.2003
00
:22
3 646 276 15 - Behind The Wheel.mp3
30.06.2003
00
:22
3 049 012 16 - Black Celebration (live).mp3
30.06.2003
00
:23
3 800 085 17 - Nothing.mp3
30.06.2003
00
:25
18 файлов
2 папок
7 151 700 18 - Bonus (unnamed).mp3
1 794 861 517 байт
0 байт свободно
Вот это да! Размер файла увеличился до 1 728 040 291 байт (см. выделенную полужирным шрифтом строку листинга), что более чем в два с половиной раза превышает объем всего лазерного диска. А еще говорят, что часть не может быть больше целого! Естественно, попытка скопировать файл на винчестер заканчивается провалом и приходится искать обходные пути. Будем исходить из того, что файлы на диске располагаются последовательно, т. е. за последним сектором одного файла, непосредственно следует стартовый сектор следующего. А, поскольку, стартовые
сектора всех файлов нам известны, определение номеров последних секторов для всех файлов, за исключением самого последнего, не составит никакого труда.
Скопируем ISO-образ защищенного диска в файл и рассмотрим его каталог еще раз (листинг 8.4).
Листинг 8.4. Подследственный фрагмент "препарируемого" образа файла
0000E040:
00
01
01
01
54
00
94
01
1 00
00
00
00
01
91
63
CD
©©©T
Ф^
©Cc=
0000E050:
FF
66
66
FF
CD
63
00
00
1 00
00
00
00
00
00
00
00
ff =c
0000E060:
01
00
00
01
32
00
30
00
1 31
00
20
00
2D
00
20
00
©©2
0 1
-
0000E070:
50
00
65
00
72
00
73
00
1 6F
00
6E
00
61
00
6C
00
P e r
s o
n a l
0000E080:
20
00
4A
00
65
00
73
00
1 75
00
73
00
2E
00
6D
00
J e
s u
s . m
0000E090:
70
00
33
00
3B
00
31
00
| 46
00
6B
08
00
00
00
00
p 3 ;
1 F
kn
0000E0A0:
08
6B
15
8C
99
00
00
99
| 8C
15
67
06
1D
17
0B
1C
пк§МЩ
ЩМ§д4„£^и
0000E0B0:
0C
00
00
00
01
00
00
01
| 24
00
30
00
32
00
20
00
$©
©$
0 2
0000E0C0:
2D
00
20
00
53
00
65
00
| 65
00
20
00
59
00
6F
00
- S
e e
Y o
0000E0D0:
75
00
2E
00
6D
00
70
00
| 33
00
3B
00
31
00
50
00
u . m
p 3
; 1 P
Наименьший номер стартового сектора файла, следующий за сектором 0191h, равен 086Bh. Таким образом, файл 01 – Personal Jesus.mp3 не может содержать более 086Bh - 0191h == 6DAh секторов или 1754 * 2048 == 3 592 192 байт. Конечно, это несколько завышенная оценка и действительный размер файла на 1,5 Кбайта короче, но такое расхождение уже не критично. Большинство мультимедийных файлов будут вполне нормально обрабатываться даже при наличии некоторого количества постороннего мусора на хвосте. Исправив образ файла, запишем его на диск или просто усечем файл до необходимых размеров с помощью любой подручной утилиты типа "Добермана Пинчера" ("Pinch of File").
А что делать, если вас не устраивает столь низкая стойкость подобной защиты? Ну… кое-что вы можете сделать. Например, уменьшить стартовые сектора некоторых файлов, убивая тем самым сразу двух зайцев. Во-первых, файл с некорректно заданным сектором уж точно не будет нормально обрабатываться ассоциированным с ним приложением (что и не удивительно, ведь действительное начало файла теперь окажется глубоко в его середине), во-вторых, алгоритм определения оригинальных длин по разнице соседних стартовых секторов даст глубоко неверный результат и восстановленный файл окажется обрезанным.
Защитный механизм, "знающий" на сколько секторов сдвинуто действительное смещение файла относительно его начала, должен либо переместить файловый указатель вызовом функции SetFilePointer, либо проглотить мусорные данные с помощью функции ReadFile. Оба способа практически равнозначны и каждый из них имеет свои сильные и слабые стороны. Функция SetFilePointer работает значительно быстрее, но слишком заметна (для хакеров), напротив, с вызовом
функции ReadFile еще предстоит разобраться какие данные он читает — значимые или нет.
Рассмотрим, как выглядит процесс взлома на практике. Поскольку, писать полноценный MP3-плейер мне было откровенного лениво (да и места он бы занял немеряно), то вся обработка данных сводится к выводу оригинального содержимого файла на экран (листинг 8.5). Перед первым запуском программы, стартовый сектор защищенного файла должен быть уменьшен на величину _nsec_, а размер увеличен по меньшей мере на 2048*_nsec_ байт, верхнего же ограничения на максимальную длину нет (все 32-бита поля длины — ваши).
Листинг 8.5. [crackme.27AF7A2Dh] Демонстрация обработки файлов с искаженными атрибутами стартового сектора и длины
/*
*
*crack me 27AF7A2D
*=================
*
* демонстрационный пример обработки файлов с умышленно уменьшенным номером
* стартового сектора и увеличенной длиной; позиционирование файлового
* указателя осуществляется вызовом функции fseek, потому этот crackme
очень легко взломать (см. так же -как более стойкий пример
реализации той же защиты)
*
* Build 0x001 @ 02.07.2003
*/
#include <stdio.h>
// настройки программы
// ===================
// имя открываемого файла (если защита находится на CD, то полный путь к файлу
// очевидно указывать не обязательно)
#define _FN_"M:\\Depeche Mode\\01 - Personal Jesus.mp3"
// количество секторов на которые смещено начало файла
4435915233591523#define NSEC
4
4
3591523
3591523
// оригинальный размер файла
#define FSIZ
// размер пользовательской части сектора
#define SECTORSIZE#define SECTORSIZE20482048
#define SECTORSIZE
#define SECTORSIZE
2048
2048
// ширина экрана в символах (нужна для вывода дампа )
#define _SCREEN_LEN_80
// размер обрабатываемого блока
#define BLOCK_SIZE0x666
// поиск минимума двух чисел
#define _MIN(a,b) ((a<b)?a:b)
// ВЫВОД HEX-ДАМПА НА ЭКРАН
//
// src - указатель на выводимые данные
// n - кол-во выводимых на экран байт print_hex(unsigned char *src, int n) {
int a; static p = 1;
for (a=1; a <= n; a++)
printf("%02x%s",src[a-1],(p++%(_SCREEN_LEN_/3-1))?" ":"\n"); }
main()
{
int a;
FILE *f;
long p = _FSIZ_;
char buf[BLOCK_SIZE];
// TITLE
fprintf(stderr, "crackme 27af7a2d by Kris Kaspersky\n");
// пытаемся открыть файл
if ((f = fopen(_FN_, "rb")) == 0) {
fprintf(stderr, "-ERR: can not open %s\n",_FN_); return -1; }
// пропускам _NSEC_ лишних секторов, находящихся в начале файле fseek(f, _NSEC_*SECTOR_SIZE, SEEK_SET);
// читаем файл блоками, тщательно следя за тем, чтобы не вылететь
// за пределы его оригинального размера while(p) {
// внимание ! для обработки файлов с искаженным размером категорически // не рекомендуется использовать функцию fgetc, поскольку в большин// стве своих реализаций она обрабатывает файл не байтам, но блоками // заранее неизвестного размера . Т. е . она осуществляет прозрачную // буферизацию ввода , опираясь на установленный размер файла как на // эталонный. Если же установленный размер файла искажен , то нет // никаких гарантий, что функция fgetc не залезет за пределы диска // со всеми отсюда вытекающими последствиями (особенно это вероятно , // если обрабатываемый файл - последний на лазерном диске), так что // используйте fread, а еще лучше ReadFile, который уж точно не // полезет в пекло поперед батьки
fread(buf, 1, a = _MIN(p,BLOCK_SIZE), f);// читаем очередной блок
print_hex(buf,a); p-= a// выводим его на экран
}
}
Обнаружив, что основные атрибуты файла искажены (то есть файл попросту не читается), хакер очевидно захочет определить смещение первого действительного байта и оригинальный размер файла. "…Винии поплевал на лапки для храбрости и набрал заветную команду soft-ice." (почти по Щербакову)(листинг 8.6).
Листинг 8.6. Протокол работы с Soft-Ice
:bpx CreateFileA:bpx CreateFileA:x:x; ставим точку останова на CreateFileA
:bpx CreateFileA
:bpx CreateFileA
:x
:x
; выходим из айса
Break due to BPX KERNEL32!CreateFileA (ET=3.37 seconds)
; отладчик всплывает , значит , CreateFileA кем-то только что была вызвана
; но вот кем? пытаемся определить это по имени открываемого файла
:d esp->4; смотрим первый слева аргумент, передаваемый функции
0010:0040706C 4D3A5C4465706563-6865204D6F64655CM:\Depeche Mode\
0010:0040707C 3031202D20506572-736F6E616C204A6501 - Personal Je
0010:0040708C 7375732E6D703300-4D3A5C4465706563sus.mp3.M:\Depec
; ага! это как раз то чтонам нужно !
:p ret; выходим из функции
:? Eax; подсматриваем значение дескриптора открытого файла
000000300000000048"0"; дескриптор равен 0x30 (или 48 в десятичной нотации)
:bpx SetFilePointerif (esp->4 == 0x30);
:bpx ReadFileif (esp->4 == 0x30)
; устанавливаем точки останова на основные файловые функции SetFilePointer и
; ReadFile, заставляя отладчик всплывать тогда и только тогда, когда им передается
; "наш" дескриптор ! (специальное замечание для разработчиков защиты: господа,
; давайте же, право, себя так легко обмануть! открывайте файл несколько раз подряд
; и попеременно работайте с ним через различные дескрипторы, - это сильно
; затрудняет анализ )
:x:x; выходим из отладчика
:x
:x
Break due to BPX KERNEL32!SetFilePointer IF ((ESP->4)==0x30) (ET=76.19 microseconds)
; это сработала точка останова на SetFilePointer, теперь нам необходимо подсмотреть
; значение offset на которое смещается указатель и origin – чтобы определить
; относительно какой части файла осуществляется отсчет
:? esp->8000020000000008192:? esp->0C:? esp->8000020000000008192:? esp->0C; смотрим второй слева аргумент функции
:? esp->8
000020000000008192
:? esp->0C
:? esp->8
000020000000008192
:? esp->0C
; указатель смещается на 0x2000 байт относительно…
; смотрим третий слева аргумент функции
00000000 0000000000 " ";…относительно начала файла (SEEK_SET)
:p ret:p ret; выходим из отладчика
:p ret
:p ret
; больше функция SetFilePointer не вызывается, но зато наблюдается многократные
; вызовы функции ReadFile. Для анализа защитного кода мы не будем давать P RET
; ( как это рекомендуют делать некоторые хакерские руководства). Ведь ReadFile
; скорее всего вызывается не напрямую, а из библиотечной функции-обертки,
; анализ которой нам ничего не даст. Лучше посмотрим стек вызовов…
:stack; смотрим стек вызовов
12F8C8401E1CKERNEL32!ReadFile
12F8F84010E5crackme!.text+0E1C
12FFC077E87903crackme!.text+00E5
12FFF0 0
KERNEL32!SetUnhandledExceptionFilter+005C
; адрес 55E87903h очевидно принадлежит недрам операционной системы и потому нам
; не интересен, адрес 401E1Ch (адрес возврата из ReadFile) там как же неинтересен, ; поскольку, как мы уже и говорили, скорее всего принадлежит библиотечной функции; обертке, а вот на адрес 4010E5h имеет смысл взглянуть :
:u 4010E5
001B:00401072 MOV
EDI, 36CD63; EDI := 36CD63
001B:004010C8 CMP
EDI,00000666; \^ (1)
001B:004010CE MOV
ESI,EDI;+- ESI := _min(0x666, EDI)
001B:004010D0 JL
004010D7;+
001B:004010D2 MOV
ESI,00000666; /
001B:004010D7 PUSH
EBX; …
001B:004010D8 PUSH
ESI; кол-во читаемых элементов
001B:004010D9 LEA
EAX,[ESP+14]; получаем указатель на буфер
001B:004010DD PUSH
01; размер одного элемента
001B:004010DF PUSH
EAX; передаем указать на буфер
001B:004010E0 CALL 00401141; эта функция вызывает ReadFile
001B:004010E5 LEA
ECX,[ESP+1C]; получаем указатель на буфер
001B:004010E9 PUSH
ESI; …
001B:004010EA PUSH
ECX; …
001B:004010EB CALL
00401000; обрабатываем прочитанные данные
001B:004010F0 ADD
ESP,18; вычищаем ненужные аргументы из стека
001B:004010F3 SUB
EDI,ESI; EDI := EDI - _min(0x666, EDI)
001B:004010F5 JNZ
004010C8; мотаем цикл, пока есть что обрабатывать (1) ^
001B:004010F7 POP
ESI; …
; изучение окрестностей адреса 4010E5 позволяет за считанные минуты восстановить
; алгоритм обработки файла . файл читается кусками по 0x666 байт до тех пор пока
; этих байт не наберется ровно 0x36CD63 (или 3.591.523 в десятичной нотации)
Таким образом, после открытия файла его указатель смещается вперед на 0x2000 байт (4 сектора), а затем из файла считывается 3 591 523 байт данных, после чего его обработка прекращается. Следовательно, защищенный файл может быть восстановлен так…
Попробуйте его проиграть каким ни будь MP3-плейером. Если все было сделано правильно, то вы окунетесь в ритмичные звуки Depeche Mode, не омраченные более никакими защитами! Под такую музыку очень хорошо заниматься усилением защитных механизмов, а усиливать здесь есть чего!
"Хитрая" обработка защищенных файлов подразумевает использование как минимум трех дескрипторов для каждого файла: два из них обрабатывают действительно полезные данные, а третий замысловато пляшет по файлу, читая бессмысленный
мусор. Этот мусор передается громоздкой и жутко запутанной процедуре, выполняющий сложные, но реально никак не используемые вычисления. "Скормив" такой процедуре первые _nsec_ секторов защищенного файла, мы создадим обманчивую видимость, что обработка файла начинается с его начала (ну... или почти начала, разработчику защиты ничего не стоит переместить указатель на любую понравившуюся ему позицию).
Реально используемые дескрипторы должны открываться после возращения "подсадного", т. к. большинство хакеров отслеживают лишь первый вызов функции CreateFileA, открывающей заданный файл, и игнорируют все остальные (многим просто не приходит с голову, что один и тот же файл может открываться дважды).
Позиционирование на первый значимый байт лучше всего осуществлять не функцией SetFilePointer, а путем чтения "мусорных" данных с последующей имитацией их обработки. В грамотно сконструированной защите определить где кончается мусор и начинаются действительно значимые данные очень и очень сложно. Однако и запрограммировать такую защиту нелегко (а ведь ее еще и отлаживать придется!), поэтому для простоты можно ограничиться тем, что начало значимых данных совпадает с первым байтом очередного читаемого блока.
Оригинальную длину файла хранить в виде константы крайне нежелательно, т. к. при анализе программы все константы сразу же бросаются в глаза и нужное значение быстро находится даже тупым перебором (большинство программ содержат не так уж много констант, соизмеримых по величине с длинами обрабатываемых файлов). Храните не длину файла, а длину его "хвоста", т. е. остаток, полученный от деления оригинальной длины на размер обрабатываемых блоков. Естественно, размер и количество блоков так же придется где-то хранить, но... проанализировать взаимосвязь трех констант значительно труднее одной!
Учитывая все ранее сказанное, мы сможем значительно усилить нашу защиту. Один из вариантов ее реализации может выглядеть, например, так как показано в листинге 8.7.
Листинг 8.7. [crackme.CEE99D84h.c] Программная реализация защитного механизма, основанного на искаженном оглавлении диска
// размер "хвоста" последнего блока
#define TAIL_SIZE(_FSIZ_ % BLOCK_SIZE)
// кол-во целых блоков#define NBLOCKS// кол-во целых блоков#define NBLOCKS(_FSIZ_ / BLOCK_SIZE /2)(_FSIZ_ / BLOCK_SIZE /2)
// кол-во целых блоков
#define NBLOCKS
// кол-во целых блоков
#define NBLOCKS
(_FSIZ_ / BLOCK_SIZE /2)
(_FSIZ_ / BLOCK_SIZE /2)
// ХОЛОСТАЯ ОБРАБОТКА ДАННЫХ
//
// желательно сделать эту функцию как можно более сложной и запутанной,
// чтобы факт ее холостой работы был не так очевиден
threshing(unsigned char *src, int n)
{
int a, sum=0;for (a = 0; a< n; a++) sum += src[a]; return sum;
}
main()
{
int a = 0;
long p = _FSIZ_;
FILE *f_even, *f_uneven, *f_threshing;
char buf[BLOCK_SIZE + (_NSEC_*SECTOR_SIZE)];
// TITLE
fprintf(stderr, "crackme 27af7a2d by Kris Kaspersky\n");
// пытаемся открыть файл
// f_threshing лучше всего открывать первым, т.к. первый же встретившийся
// хакеру вызов CreateFileA должен давать "подсадной" дескриптор
if
(((f_threshing
=
fopen(
FN_,
"rb")) == 0) ||
((f_even
=
fopen(
FN_,
"rb")) == 0) ||
((f_uneven
=
fopen(
FN_,
"rb")) == 0))
{ fprintf(stderr, "-ERR: can not open %s\n",_FN_); return -1;}
// устанавливаем f_even
fread(buf, 1, _NSEC_*SECTOR_SIZE, f_even);
// имитируем пропуск NSEC*SECOR_SIZE/2 байт (вдруг хакер на это купится?)
// на самом же деле, все NSEC*SECTOR_SIZE первый байт файла идут в муор- // ное ведро
threshing(buf + _NSEC_*SECTOR_SIZE/2,_NSEC_*SECTOR_SIZE/2);
// устанавливаем f_uneven
fread(buf, 1, _NSEC_*SECTOR_SIZE+BLOCK_SIZE, f_uneven);
// имитируем пропуск NSEC*SECOR_SIZE/3 байт
threshing(buf + _NSEC_*SECTOR_SIZE/3, 2*_NSEC_*SECTOR_SIZE/3+BLOCK_SIZE);
// устанавливаем threshing, пуская хакера по ложному следу fseek(f_threshing,_NSEC_*SECTOR_SIZE/4,SEEK_SET);
// читаем файл блоками, тщательно следя за тем, чтобы не вылететь
// за пределы его оригинального размера
for (a=0; a < N_BLOCKS; a++) {
// читаем данные в холостую
fread(buf, 1, BLOCK_SIZE, f_threshing); threshing(buf,BLOCK_SIZE);
// читаем четный действительный блок
fread(buf, 1, BLOCK_SIZE, f_even);print_hex(buf,BLOCK_SIZE);
// пропуск нечтного блока для дескрпитора f_even
fread(buf, 1, BLOCK_SIZE, f_even);threshing(buf,BLOCK_SIZE);
// читаем нечетный действительный блок
print_hex(buf,BLOCK_SIZE);print_hex(buf,BLOCK_SIZE);fread(buf, 1, BLOCK_SIZE, f_uneven);
print_hex(buf,BLOCK_SIZE);
print_hex(buf,BLOCK_SIZE);
// пропуск уже четного блока для дескрпитора f_uneneven fread(buf, 1, BLOCK_SIZE, f_uneven);threshing(buf,BLOCK_SIZE);
}
// дочитываем хвост
fread(buf, 1, TAIL_SIZE, f_even); print_hex(buf, TAIL_SIZE);
}
Попробуйте взломать эту защиту. Что, не получается? Попытка отследить вызовы файловых функций SetFilePoiner и ReadFile ничего не дает, т. к. данные считываются глубоко нелинейным образом и способов быстрого отделения "зерен" от "плевел" здесь не существует. Такие защиты вообще не ломаются в отладчике, — тут требуется помощь дизассемблера, но и с дизассемблером на скорый успех рассчитывать не приходится. Сложность и запутанность алгоритма обработки данных значительно усложняет анализ программы и на определение действительных границ файла даже у профессионала может уйти несколько часов (а в некоторых случаях и дней!). По соображениям экономии места дизассемблерные листинги и описание процесса взлома здесь не приводятся, поскольку в них нет ничего интересного — просто тупая рутина и все. Единственная зацепка — функция Threshing, имитирующая обработку данных. Как только хакер поймет, что результаты ее работы никак не используются в программе, он тут же продвинется далеко вперед. Контрольные точки останова на чтение/записи памяти позволяют быстро и элегантно определить: происходит ли обращение к заданным ячейкам или нет. Короче говоря, нет ничего тайного, что при помощи отладчика Soft-Ice и дизассемблера IDA Pro не стало бы явным…
Шифровка файлов
Для предотвращения пофайлового копирования в идеале следовало бы использовать собственные нестандартные форматы данных, просмотр/прослушивание которых в обход программы-оболочки был бы невозможным. Однако, разработка "своего" формата требует значительных вложений, которые все равно не будут оправданы, т. к. прежде чем программа окупит себя, хакеры успеют "отвязать" ее от диска, взломав секторную защиту и тем самым, получив возможность массового тиражирования носителя.
Поэтому, разработчики защиты предпочитают отталкиваться от уже существующих форматов (например, того же MP3), просто зашифровывая файлы перед записью на мастер-диск, а при проигрывании — расшифровывая их содержимое на лету. Минус такого подхода в том, что защиты подобного типа очень легко взломать, — достаточно просто установить точку останова на функцию CreateFile и, дождавшись открытия нужного нам файла, подсмотреть значение регистра EAX на выходе из функции — оно-то и будет представлять собой дескриптор открытого файла. Теперь остается лишь поставить точки останова на функции SetFilePointer/ReadFile, приказав отладчику всплывать только в случае передачи им "нашего" дескриптора. Точка останова, установленная на область памяти, содержащую прочитанные с диска данные, выведет хакера непосредственно на процедуру расшифровки, проанализировав алгоритм которой, хакер сможет написать свой собственный расшифровщик!
А, если алгоритм шифровки представляет собой тривиальную операцию XOR (как в подавляющем большинстве случаев и наблюдается), взломать содержимое диска можно еще быстрее! Ведь практически все стандартные форматы файлов содержат в себе некоторое количество более или менее предсказуемой информации и потому могут быть расшифрованы атакой по открытому тексту. И AVI, и MP2/MP3, и WMA, и ASF-файлы содержат в себе длинные цепочки подряд идущих нулей (и/или символов с кодом FF), а потому ключ шифрования обнаруживается тривиальным просмотром содержимого защищенного файла в любом HEX-редакторе.
Рассмотрим следующий пример. Пусть у нас имеется мультимедийный диск "Depeche Mode The best", содержимое одного из файлов которого выглядит так как это показано в листинге 8.8.
Листинг 8.8. Hex-дамп заголовка исследуемого файла
K:\sex\1\03 - Strangerlove.datDOS 3472405
00000000:
9D
9A
F0
39
62
61
60 3A
| 65 A4
8B
F0
52
C1
01
98
ЭЪЁ9ba':eдЛЁR1©Ш
00000010:
BA
DB
03
5A
54
27
A6 4C
| 43 ED
46
1D
8B
21
ED
9A
^|vZT'жLCэF^Л!эЪ
00000020:
D3
C7
7B
58
4B
A6
78 5D
| F6 FA
F0
A9
55
63
66
A8
^^{ХКжх]У^ЁйUcfи
00000030:
7E
6A
5A
79
61
68
E8 7B
| 69 47
F9
7B
60
22
E3
88
~jZyahш{iG•{'"уИ
00000040:
61
E2
67
98
E0
E2
2D ED
| 13 AD
E3
38
C5
A5
71
FB
aтgШрт-эUну8^еq^
00000050:
1A
01
C0
B6
85
77
5A 49
| 46 4F
93
7B
BF
30
A5
9D
^©L^|EwZIFOY{1 0еЭ
По внешнему виду это не похоже ни на MP3 (MP3-файлы начинаются с сигнатуры FF FB, прочем, не всегда расположенной в самом начале), ни на WAV (WAV-файлы начинаются с сигнатуры RIFF), ни на RealAudio (RealAudio-файлы начинаются с .RMF), но… ведь каким-то же образом они все-таки воспроизводятся! И вряд ли это собственный формат разработчиков мультимедийного диска. Скорее всего, файл просто зашифрован. А, раз так, то его можно попробовать расшифровать!
Прокручиваем экран HEX-редактора вниз, пока не встречаем следующую регулярную последовательность (листинг 8.9).
Листинг 8.9. Регулярная последовательность, обнаруженная внутри исследуемого файла
K:\sex\1\03 -
Strangerlove.dat
DOS3472405
000001E0:
C3
5A
AF
F8
70
4A
D8
83 |
5D
9E
9D
86
9D
9E
9D
86
pZn°pJ^r] ЮЭЖЭЮЭЖ
000001F0:
9D
9E
9D
86
9D
9E
9D
86 |
9D
9E
9D
86
9D
9E
9D
86
ЭЮЭЖЭЮЭЖЭЮЭЖЭЮЭЖ
00000200:
9D
9E
9D
86
9D
9E
9D
86 |
9D
9E
9D
86
9D
9E
9D
86
ЭЮЭЖЭЮЭЖЭЮЭЖЭЮЭЖ
00000210:
9D
9E
9D
86
AA
C2
62
79 |
62
B4
C0
6A
9D
9E
9D
86
ЭЮЭЖктbyb^LjЭЮЭЖ
00000220:
9D
9E
9D
86
9D
9E
9D
86
| 9D
9E
9D
86
9D
9E
9D
86
ЭЮЭЖЭЮЭЖЭЮЭЖЭЮЭЖ
00000230:
9D
9E
9D
86
9D
9E
9D
86 |
9D
9E
9D
86
9D
9E
9D
86
ЭЮЭЖЭЮЭЖЭЮЭЖЭЮЭЖ
00000240:
9D
9E
9D
86
9D
9E
9D
86 |
70
B8
46
0B
3B
61
63
30
ЭЮЭЖЭЮЭЖр=1 F^;acQ
Весьма вероятно, что в оригинальном файле здесь располагалась цепочка байт с идентичными значениями, например, последовательность нулей или FF, после выполнения операции XOR с неким четырехбайтовым ключом.
Поскольку, XOR — симметричная операция, то ((A XOR B) XOR A) == B, то есть повторная шифровка файла его исходным содержимым дает нам ключ. Предположим, что на этом месте были нули, то тогда искомый ключ шифрования будет равен "…9E 9D 86 9D…". Точки по обе стороны от ключа означают, что мы еще не готовы выделить начало и конец регулярной последовательности. В самом деле, это может быть как 9E 9D 86 9D, так и 9D 86 9E 9D, и даже 86 9D 9E 9D или вообще 9D 9E 9D 86. Однако, вместо того, чтобы тупо перебирать все четыре варианта, давайте обратим внимание вот на что. Длина регулярной последовательности равна четырем, так? Следовательно, первый байт каждого "периода" должен лежать по смещению, кратному четырем. Отсюда, искомая последовательность имеет вид 9D 9E 9D 86, а все остальные варианты неверны, т. к. лежат по неподходящим адресам. Поскольку, начальные адреса HEX-строк, выводимых редактором, выровнены по границе 0х10 байт (а 0x10 кратно 4), то первый байт ключа должен совпадать с начальным адресом любой из строк.
Теперь допустим, что в данном месте оригинального файла находилась цепочка нулей. Тогда ключ шифровки должен выглядеть так: 9D 9E 9D 86 (т. к. (A XOR 0) == A). Запускаем HEX-редактор HIEW, нажатием <Enter> переводим его в шестнадцатеричный режим, давим <F3> для активизации режима
редактирования, далее нажимаем <F8> и в появившееся диалоговое окно Enter XOR mask вводим следующую HEX-последовательность и, уронив кирпич на <F8>, идем пить чай, так как HIEW расшифровывает файл ну очень долго и потому ничего не остается, как садиться за свой любимый компилятор и писать собственную программу расшифровки., Приведенному листингу (листинг 8.10), до образца программистского искусства, конечно, далеко, но как рабочий вариант, сделанный на скорую руку, он вполне сойдет.
Листинг 8.10. [/etc/DeXOR.c] Демонстрационный вариант простейшего шифровщика
/*
*
*XORит СОДЕРЖИМОЕ ФАЙЛА ПО ПРОИЗВОЛЬНОЙ МАСКЕ
*============================================
*
* Build 0x001 @ 09.07.2003
*/
#include <stdio.h>
#define MAX_LEN#define MAX_BUF_SIZE#define FDECODE#define MAX_LEN#define MAX_BUF_SIZE#define FDECODE666 (100*1024) "decrypt.dat"666 (100*1024) "decrypt.dat"// макс длина маски
#define MAX_LEN
#define MAX_BUF_SIZE
#define FDECODE
#define MAX_LEN
#define MAX_BUF_SIZE
#define FDECODE
666 (100*1024) "decrypt.dat"
666 (100*1024) "decrypt.dat"
// размер буфера чтения
// имя расшифрованного файла
main(int argc, char **argv)
{
longa, b;
longkey_len;
FILE*fin, *fout;
longbuf_size,real_size;
unsigned char key[MAX_LEN];
unsigned char buf[MAX_BUF_SIZE];
if (argc<3)if (argc<3)// HELP по ключам командой строки
if (argc<3)
if (argc<3)
{
fprintf(stderr,"USAGE: DeXOR.exe file_name AA BB CC DD EE...\n");
return 0;
}
// определение длины ключа и установка размера буфера кратной длине ключа
key_len = argc - 2;key_len = argc - 2;buf_size = MAX_BUF_SIZE - (MAX_BUF_SIZE % key_len);
key_len = argc - 2;
key_len = argc - 2;
// извлекаем ключи из командной строки в массив key for(a = 0; a < key_len; a++) {
// преобразование из HEX-ASCII в long b = strtol(argv[a+2],&" ",16);
if (b > 0xFF)// проверка на предельно допустимое значение
{fprintf(stderr, "-ERR: val %x not a byte\x7\n",b); return -1;}
key[a] = b;// заносим значение очередного байта ключа
}
printf("build a key:"); // выводим ключ на экран (для контроля) for(a=0;a<key_len;a++) printf("%02X",key[a]); printf("\n");
// открываем файлы на для чтения/записи
fin = fopen(argv[1],"rb"); fout=fopen(FDECODE,"wb");
if ((fin==0) || (fout==0))
{ fprintf(stderr, "-ERR: file open error\x7\n"); return -1; }
// основной цикл обработки
while(real_size=fread(buf,1, buf_size, fin)) {
// цикл по буферу
for (a=0; a<real_size; a+=key_len) {
// цикл по ключу
for(b=0; b < key_len; b++) buf[a+b] ^= key[b];
}
// скидываем зашифрованный (расшифрованный) буфер на диск if (0 == fwrite(buf, 1, real_size, fout))
{
fprintf(stderr,"-ERR: file write error\x7\n"); return -1;
}
}
// сваливаем
}
Компилируем и запускаем: DeXOR.c "03 - Strangerlove.dat" 9D 9E 9D 86 и… ничего не получается! Расшифрованный файл все равно не похож ни на MP3, ни на другие форматы. Что ж, значит это была не цепочка нулей, а что-то другое, например, последовательность символов ff. В плане проверки нашей гипотезы xor'um регулярную последовательность 9D9E9D86h числом ffffffh и, если нам повезет, в результате этой операции мы получим оригинальный ключ. Для осуществления задуманного нам вновь понадобиться HEX-редактор HIEW или штатный калькулятор Windows. Запустим его и, кликнув мышкой по меню Вид найдем пункт Инженерный. Теперь, выберем положение Hex (шестнадцатеричная система) для переключателя, ответственного за выбор системы исчисления или же попросту нажмем <F5>. Используя мышь и/или клавиатуру введем 9D9E9D86, затем нажмем кнопку Xor и введем FFFFFFFF. Подтвердим серьезность своих намерений нажатием <Enter>. Калькулятор выдаст следующий результат: 62616279. Это и есть искомый ключ, вводим его в программу DeXOR, разделяя байты пробелами и…
…и после переименования Strangerlove.dat в Strangerlove.mp3 он соглашается воспроизводиться любым MP3-плейером. Аналогичным путем расшифровываются и все остальные файлы, находящиеся на защищенном диске (ключ шифрования у них разный, но методика его поиска общая).
Какие из этого следуют выводы? Если уж взялись шифровать файлы с предсказуемым содержимым, то выбирайте длину ключа шифрования так, чтобы она была сравнима с длиной этих предсказуемых последовательностей, а желательно — в несколько раз превышала ее. Или же меняйте xor на более продвинутые алгоритмы шифрования (если, конечно, вам не лень их реализовывать).
На самом деле, задача получения длинного непериодического ключа элегантно решается с помощью… генератора случайных чисел (или точнее псевдослучайных чисел). Как наверное помните, псевдослучайная последовательность, генерируемая библиотечной функцией rand() постоянная при каждом запуске программы, поэтому представляет собой отличный и в то же время категорически неочевидный ключ! Собственно говоря, приведенная далее программа (листинг 8.11) именно так и делает.
Листинг 8.11. [crackme.765B98ECh.c] Использование rand() для хранения ключа шифровки
/*
*
*НЕЯВНАЯ ГЕНЕРАЦИЯ КЛЮЧА РАСШИФРОВКИ С ПОМОЩЬЮ RAND()
*====================================================
*
*шифрует/расшифровывает файлы, используя функцию rand() для генерации
* ключа; поскольку функция rand() при каждом запуске дает одну и ту же
* последовательность, устанавливаемую srand(), мы получаем оччччень длинный
* и не периодичный ключ шифрования, "ослепляющий" атаку по открытому тексту.
* К тому же, если чуть-чуть изменить код rand(), то IDA не сможет ее
* распознать ( правда, это не сильно усложнит взлом, т . к. реализация функции
* rand() в подавляющем большинстве случаев до смешного проста).
*дополнительные уровни защиты обеспечиваются запутываем алгоритма
* обработки данных (можно , например , создать целую серию расшифровщиков,
* из которых полезные данные будет выдавать только один, а остальные
* станут взращать бессмысленный мусор )
*
*NOTE: чтобы зашифровать оригинальный файл, запустите программу
* с ключом "-crypt" это достаточно сделать один раз ( файл , поставляемый
* на CD-диске , прилагаемом к книге , уже зашифрован и попытка его повторной
* зашифровке приведет к прямо противоположному результату - файл будет
* записан на диск в расшифрованном виде)
*
* Build 0x001 09.07.2003
*/
#include <stdio.h>
#include <math.h>
#define
FNAME"file.dat"// имя файла для ( за|ра)сшифровки
#define
MAX_SIZE(100*1024)// максимально возможный размер файла
#define
SEED0x666// установка последовательности rand()
// это число может быть любым, главное // чтобы оно было !
//--[crypt]
// fname- имя файла
// buf- указатель на буфер , куда помещать расшифрованные данные
// buf_size- размер буфера
// need_store - требуется ли записывать (за |ра) сшифрованный файл на диск
//:0 - не записывать, != 0 - записывать
//
crypt(char *fname, char *buf, int buf_size, int need_store) {
FILE*f;
long a, b;
// не забудьте явно проинициализировать генератор случайных чисел , иначе // если другие ветки программы так же используют rand(), результат // расшифровки получается "плавающим" srand(SEED);
// открытие расшифровываемого файла f=fopen(fname, "rb"); if (f==0) return -1;
// загрузить данные в буфер
a = fread(buf, 1, buf_size, f); if (!a || (a == buf_size)) return -1;
// ( за|ра )сшифровать содержимое буфера ключом, налету генерируемом // функцией rand()
for (b = 0; b < a; b++) buf[b] ^= (rand() % 255); fclose(f);
// отладочный шлюз для автоматической шифровки файла if (need_store) {
f=fopen(fname, "wb"); if (f==0) return -1;
fwrite(buf, 1, a, f); fclose(f); return -1;
} return a;
}
main(int argc, char** argv)
{
long a,x;
long need_store = 0; unsigned char buf[MAX_SIZE];
// TITLE
fprintf(srderr,"crackme 765b98ec by Kris Kaspersky\n");
// если есть отладочный ключ -crypt зашифровать if ((argc > 1) && !strcmp(argv[1],"-crypt")) need_store++;
// загрузить файл FNAME, расшифровать и вывести его содержимое на экран if ((x=Crypt(FNAME, buf, MAX_SIZE, need_store))!=-1)
for (a=0;a<x;a++) printf("%c",buf[a]);
}
Глава 9
Защиты, основанные на привязке к
носителю
Считается, что правильно снятая цифровая копия целиком идентична своему оригиналу, благодаря чему, собственно, разница между пиратскими и фирменными дисками заключается лишь в их стоимости и потребителю не приходится ломать голову над вопросом чью продукцию покупать. На самом же деле, двух абсолютно идентичных лазерных дисков не существует, — каждый из них обладает рядом уникальных характеристик, которые отличают его от других. Эти уникальные характеристики (далее по тексту — метки) могут использоваться защитными механизмами для идентификации оригинального носителя и разоблачения несанкционированных копий.
Профессиональная этика обязывает использовать для идентификации лишь те метки, которые отвечают следующим, достаточно жестким, требованиям:
метка должна безошибочно распознаваться любыми приводами;
метка не должна воспроизводится какими бы то ни было копировщиками;
устойчивость метки к внешним воздействиям (царапинам, старению диска) должна быть не ниже, чем у остальных данных, записанных штатным способом.
К сожалению, защиты, удовлетворяющей всем вышеперечисленным критериям, до сих пор не существует и достаточно часто приходится сталкиваться с тем, что легально купленная программа ошибочно считает себя пиратской копией и потому отказывается запускаться. Какие же характеристики носителя разработчики защит выбирают в качестве ключевых? Анализ существующих защит показывает, что это: во-первых, физические дефекты носителя (как естественные, так и умышленно нанесенные); во-вторых, временные характеристики чтения групп секторов; в- третьих, показатель стабильности чтения, и, в-четвертых, та информация, которую сообщает сам носитель (ATIP в частности).
Нанесение меток vs. динамическая привязка
Умышленное нанесение уникальных меток на носитель само по себе не сложно и широко распространено. Кто победнее царапает диск циркулем, ну а кто побогаче уродует его лазером. Более изощренные защитники программ прибегают к питам нестандартной формы или сложным образом манипулируют с плотностью
спиральной дорожки и/или ее узором. Однако все эти способы не лишены недостатков. Во-первых, они требуют применения специального оборудования. Во- вторых, уникальные характеристики носителя потому и называется уникальными, что не могут быть "состряпаны" по заказу и формируются в процессе рождения самого носителя. То есть, до того момента, пока диск не будет вынут из "печки", защитный механизм еще не знает тех характеристик носителя, к которым он привязывается. А после завершения процесса "выпечки" сообщать эти самые характеристики защите уже поздно, т. к. записывать их уже некуда, — дозапись на носители CD-ROM, увы, не возможна. Теоретически, можно поместить закодированные метки на дискету, прилагающуюся к защищенному диску CD-ROM, но ведь это маразм. В, четвертых, те "уникальные" характеристики, которые наносятся на мастер копию CD-ROM, оказываются бессильными против тех "нечистых на руку" заводов по штамповке, что часть отпечатанного тиража "сливают" в свой карман.
Поэтому, лучше вообще не наносить на диск никаких меток, а использовать те, что уже есть, определяя их уникальность "на лету". Как это можно сделать? Да очень просто! Защитный механизм измеряет ту характеристику диска, что подвержена наибольшему разбросу от одного экземпляра носителя к другому (как правило это временная характеристика чтения). Затем по специально заданному алгоритму защитный механизм преобразует ее в некоторый код, который и сообщается владельцу этого диска. Владелец передает этот код разработку программы и получает (не бесплатно, конечно) регистрационный номер, который представляет собой некоторую производную от этого кода (для простоты будет считать, что регистрационный номер равен коду характеристики диска, умноженному на 0x666). После ввода регистрационного номера, защитный механизм, проделывает с ним обратную операцию, а затем сравнивает полученный результат с кодом характеристики диска (как вариант: защита может самостоятельно вычислить регистрационный номер по коду характеристики и сравнить его с регистрационным номером, введенным пользователем). Если они совпадают, то все ОК, в противном же случае пользователь посылается туда, куда Макар телят не гонял.
Достоинство этого механизма в том, что для создания защищенного диска не обязательно иметь никакого специфического оборудования, — вполне подойдет обычный пишущий привод. Это раз. Копирование защищенного диска протекает без каких-либо осложнений, однако, все дубликаты автоматически теряют свой регистрационный статус (ведь их код характеристики будет уже другой!), но могут быть зарегистрированы путем обращения к разработчику программы — это два!
Естественно, алгоритм генерации регистрационного номера должен быть выбран так, чтобы между ним и кодом характеристик не обнаружилось никакой видимой зависимости, а сама процедура его проверки всячески сопротивлялась ее исследованию дизассемблером или отладчиком. В противном случае, вашу защиту смогут легко и эффективно вскрыть.
Защиты, основанные на физических дефектах
Идея защит данного типа заключается в умышленном повреждении поверхности диска в одном или нескольких местах. При попытке чтения секторов, попавших в дефектную область, привод, поерзав некоторое время головкой, возвратит сообщение об ошибке. Большинство штатных копировщиков вообще не смогут скопировать такой диск и при встрече с первым же нечитаемым сектором аварийно завершат свою работу. Более продвинутые копировщики, умеющие пропускать сбойные сектора, все-таки перепишут всю читаемую информацию на физически здоровую болванку. Однако теперь на месте дефектных областей будут располагаться вполне нормальные сектора, свободно читающиеся без каких-либо сбоев (хотя и содержащие "мусор", т. к. скопировать эти сектора копировщику не удалось).
Защите остается лишь проверить подсунутый ей носитель на предмет присутствия физических дефектов в заданном месте и, если сектора с соответствующими номерами читаются без проблем, защита делает вывод, что это не оригинал, а его несанкционированная копия.
Физические дефекты, к которым привязывается защита, как правило, представляют собой крошечные пятнышки (от одного до двух миллиметров в диаметре) выжженные на его поверхности лазером. При рассматривании диска в отраженном свете они легко обнаруживаются невооруженным глазом (рис. 9.1). На первый взгляд кажется, что точно измерив их геометрические координаты (например, с помощью палетки), нам удастся воспроизвести идентичные повреждение на скопированном носителе. Однако на проверку оказывается, что это не так и причина нашей неудачи заключается в том, что номера секторов никак не привязаны к их физическому расположению. В зависимости от ширины спиральной дорожки, размеров области Lead-In, длины питов и лендов, в одной и той же геометрической точке диска могут находится различные сектора! Вероятность же того, что в двух несвязанных между собой партиях болванок эти сектора совпадут, ничтожно мала! А потому, скопировать такой диск "в лоб" не получится!
Рис. 9.1. Диск с умышленно поврежденным сектором (эдакий "вулканчик", расположенный ниже середины экрана). Использование специального оборудования позволят прожечь поверхность точно по центру спиральной дорожки (впрочем, вряд ли вы удивите все эти подробности при такой полиграфии)
Приходится хитрить и имитировать сбой программными средствами! Первое, что приходит в голову — создать простейший эмулятор диска CD-ROM, который при попытке обращения к проверяемым защитой секторам, будет возвращать ошибку чтения, вводя тем самым "глупую" защиту в заблуждение. Причем, и сам эмулятор, и образ оригинального диска можно без труда "закатать" на болванку CD-R, используя "пережиг" (over-burn). Другой способ взлома заключается в реализации резидентного перехватчика, контролирующего все обращения к диску CD-ROM и возвращающего ошибку чтения при проверке определенных секторов на "дефективность".
Оба способа широко использовались еще во времена MS-DOS и дискет на 5,25", а потому методика создания эмуляторов и перехватчиков хорошо отработана. Конечно, лазерный диск — совсем не тоже, что дискета, однако, методика работы с ним в целом общая. Единственная проблема — для установки дискового эмулятора
операционная система Windows NT требует наличия прав администратора, которые не у всех есть. В этом смысле использование перехватчика представляется более предпочтительным, поскольку для перехвата API-функций порожденного нами процесса никаких особенных прав не нужно — просто правим таблицу импорта и все! (Как вариант — ставим на API-функции точки останова или закрепляем на них "хуки" (hooks)). О том, какие именно функции мы должны перехватывать — читайте далее в этой главе.
Кстати, лазерный диск выгодно отличается от дискеты тем, что позволяет имитировать физические дефекты поверхности на логическом уровне. Вспомните о тех корректирующих кодах, которые находятся в "хвосте" каждого сектора. Вспомнили? А теперь представьте, что произойдет, если умышленно исказить их так, чтобы даже при успешном чтении сектора возникала неустранимая ошибка контрольной суммы (т. е. такая ошибка, которая не может быть исправлена за счет избыточности). Микропрограмма, "зашитая" в привод, всесторонне проанализировав ситуацию и даже попытавшись считать "подопытный" сектор несколько раз, в конце концов перестанет ерзать головкой и возвратит сообщение об ошибке, однако, не будет уточнять физическая это ошибка или логическая. А, значит, с точки зрения программного обеспечения и физические, и логические дефекты диска будут выглядеть совершенно одинаково! Вообще-то, защита может попросить вернуть содержимое дефектного сектора в "сыром" (RAW) виде и, если поверхность диска в действительности не содержит никаких физических повреждений, этот сектор будет успешно прочитан, а, раз так, то мы имеем дело не с оригиналом, а копией. Однако не все приводы поддерживают "сырое" чтение (в просторечии называемое "сыром") и потому попытка промышленного внедрения такой проверки вызовет нарекания большого количества легальных пользователей, вызванных несовместимостью с оборудованием, так что прибегать к ней не стоит. Разработчики защиты могут сделать "ход конем": если привод не поддерживает "сырого" чтения, то защита доверяет тем показаниям, что у нее есть, в противном случае осуществляется дополнительная проверка. Выходит, что и "волки сыты, и овцы целы!" Скопированный таким образом диск будет работать лишь в тех приводах, что не поддерживают "сырого" чтения.
Наконец, защиту можно просто загрузить в дизассемблер или отладчик, найти процедуру проверки дефектных секторов и "отломать"! Естественно, для этого потребуется знать, как вообще может осуществляться такая проверка, на что в первую очередь обращать внимание и что, собственно, нам следует искать (полный анализ защитного кода — не предлагать).
Операционные системы семейства Windows оказываются на удивление "богаты" в отношении средств работы с дисками CD-ROM на сектором уровне. Помимо очевидных функций CreateFile или DeviceIoControl, существуют такие "приблуды" как ASPI (Windows 9x/NT) и SPTI (только Windows NT), да и другие интерфейсы имеются во множестве. Под Windows 9x можно напрямую обращаться к CDFS-драйверу через функцию ABSOLUTE_READ прерывания INT 2Fh (точнее, не
совсем напрямую, а через специальный переходник 16-разрядной динамической библиотеки DLL, вызывающей DPMI-функцию Simulate Real Mode Interrupt; подробнее об этом можно прочитать в технической заметке Q137813 "How Win32 Applications Can Read CD-ROM Sectors in Windows 95" из Microsoft Knowledge Base, входящей в состав MSDN, прилагаемой к диску с Microsoft Visual Studio. Там же содержится исходный текст функции для работы с дисками CD-ROM на секторном уровне).
Под Windows NT чтение/запись секторов осуществляется еще проще. Достаточно открыть диск в cooked-mode, после чего с ним будет можно работать на логическом уровне. Образно говоря, все содержимое диска будет трактоваться как один большой файл. Детальное описание этого процесса вы найдете в технической заметке Q138434 "How Win32-Based Applications Read CD-ROM Sectors in Windows NT" из Microsoft Knowledge Base.
Кстати, для проверки наличия дефекта на существование, вовсе не обязательно спускаться на уровень "голых" секторов. Ничуть не с меньшей эффективностью можно воспользоваться и файловым обменом. Очевидно, что файл, содержащий по крайней мере один сбойный сектор не сможет читаться и даст ошибку! Основное достоинство этого способа в том, что его можно реализовать на любом языке, оперируя лишь штатными средствами. Никаких API-функций и "монструозных" IOCTL, — вызова функций fopen/fread будет вполне достаточно!
Таким образом, возможных способов привязки к диску очень много и локализация защитного механизма в коде ломаемого приложения представляет довольно "муторную" задачу. Если точки останова, установленные на функцию DeviceIoContorl не дадут никакого результата (что, впрочем, случается не так уж и часто), то вашему положению трудно позавидовать. Покупайте бочонок пива и занимайтесь с защитой до утра. Да помогут вам API-шпион и контекстный поиск. Ну, со "шпионом", положим все ясно, согласитесь вы. Но поиск-то тут причем? А вот причем: зная номера сбойных секторов, вы можете попробовать отыскать соответствующие им константы в теле программе. Если разработчик защиты не использовал дополнительных ухищрений, то номера контролируемых секторов записаны в программе, так как они есть и все, что вам остается, — поставить на соответствующую ячейку памяти точку останова и немного подождать пока к ней кто ни будь не обратиться. Естественно, если вы исследуете программу не в отладчике, а дизассемблере, то вместо точек останова вам следует использовать перекрестные ссылки.
Если же, несмотря на все усилия, взломать защиту никак не получается, то попробуйте прибегнуть к помощи CloneCD и/или Alcohol 120%. Обе эти утилиты распознают сбойные сектора и имитируют их на логическом уровне. CloneCD — с помощью корректирующих кодов, а Alcohol 120% с помощью корректирующих кодов и виртуального диска! Впрочем, как показывает практика, в подавляющем большинстве случав к виртуальному диску прибегать нет никакой необходимости. Защитные механизмы в своей массе слишком "доверчивы" и искажение контрольной суммы сектора легко вводит их в заблуждение.
Таким образом, стойкость защит данного типа следует считать крайне неудовлетворительной и вам следует хорошо подумать, прежде чем оснащать такой защитой ваши собственные программы. Любой грамотный пользователь, умеющий держать в руках CloneCD, скопирует защищенный диск в два счета, и вы останетесь не у дел. К тому же, для создания качественных физических дефектов ("качественный физический дефект" — это звучит!) требуется труднодоступное и весьма дорогостоящее оборудование, которого у программистов, "пасущихся на вольных хлебах" попросту нет! Царапать же диск гвоздем категорически недопустимо! Это не только ненадежно, небезопасно для здоровьяпривода, но и не эстетично…
Если же, несмотря на все мои предупреждения, вы все-таки решили остановиться на защите данного типа, то позвольте дать вам несколько советов. Во-первых, наносить повреждения следует не со стороны поликарбонатной подложки, а со стороны защитного слоя. То есть, попросту говоря, сверху диска. Нанося диску повреждения, помните о том, что попытка нанести глубокую радиальную царапину заканчивается, как правильно, очень печально. Диск теряет свою механическую прочность и центробежные силы рано или поздно разрывают его на куски, что практически всегда приводит к гибели и сам привод CD-ROM. Лучше проколите в отражающем слое небольшую дырочку, — того будет вполне достаточно, чтобы один или даже несколько секторов перестали читаться. Осуществить такую операцию можно обычной швейной иголкой.
Теперь поговорим о том, как при нанесении физических дефектов не повредить никаких полезных данных. Царапать не записанную область лазерного диска — бесполезно, все равно он ее не прочтет. Вот и приходится записывать на диск что ни будь не нужное. Такое, что не жалко и повредить. Один из возможных способов действия выглядит так.
Взяв чистую болванку CD-R, вы заливаете на нее все файлы программы, за исключением того, что содержит защитный механизм привязки к диску. Как правило, это главный исполняемый файл программы, хотя защита вполне может быть помещена и в одну из динамических библиотек или даже внедрена в файл данных, но это уже извращение.
Нажмите на кнопку выброса диска и каким-либо образом пометьте положение последней записанной дорожки (например, измерьте диаметр "прожженной" области обычной ученической линейкой).
Верните диск на место и запишите на него примерно 150 Мбайт всякой всячины, которая и послужит плацдармом для царапанья. Закрывать сессию все еще не надо!
Теперь нанесите диску одно или несколько физических повреждений, тыкая иголкой в область последнего записанного кольца.
Запустите любой дисковый доктор и определите позиции всех обнаруженных сбойных секторов;
"Прошейте" номера сбойных секторов в защищаемую программу и залейте защитный модуль на болванку, закрыв за собой сессии.
Все! Защита готова!
Защиты, основанные на временных характеристиках чтения
Скоростная диаграмма чтения, — вероятно наиболее легко измеряемая, но в то же время и наиболее уникальная характеристика диска, значительно варьирующаяся от одной болванке к другой. Проведем простой эксперимент: возьмем какой-нибудь
компакт-диск, сделаем его копию, а затем сравним скоростную диаграмму чтения копии и оригиналом. Результат, полученный автором, иллюстрируют два следующих рисунка, приведенные далее (в роли эталонного диска выступил сборник альбомов "Агаты Кристи", в роли пишущего привода — PHILIPS CDRW 24000; за построение графиков и копирование дисков отвечала программа Alcohol 120%, а само копирование осуществлялось на болванку Imation 48x).
Рис. 9.2. Скоростные диаграммы чтения оригинального диска (а) и его копии (б)
Почувствуйте, как говорится в рекламе, разницу! Не все диски одинаковы! Причем, они очень сильно неодинаковы, — и отличия между ними видны даже невооруженному глазу! Как это можно использовать для защиты программ? Выделяем на временной кривой ряд узловых точек, которые соответствуют "пикам", "провалам" или отсутствию таковых на заданном отрезке. Затем преобразуем их в код характеристик, памятуя о том, что в процессе эксплуатации диска (а так же чтении диска в других приводах) профиль кривой будет значительно меняться: одни изломы могут исчезать, а другие — появляться. Поэтому, для идентификации диска придется применить алгоритм нечеткого сравнения, то есть даже при совпадении нескольких узловых точек диск считается оригинальным. Конечно, чем мягче критерии отбора, тем больше вероятность того, что левая копия будет принята за правильную. Чрезмерно жесткие критерии, напротив, вызывают угарный мат тех пользователей, раздолбанные приводы которых исказили временную кривую настолько, что оригинальный диск неожиданно перестал восприниматься. По опыту автора, хороший баланс между надежностью и стабильностью представляет отношение 3:10 — т. е. если распознаны хотя бы три узловые точки из десяти, то диск считается оригинальным, ну и соответственно наоборот. В конечном счете, пусть лучше защита не заметит факта своего копирования, чем обругает законного пользователя.
Кстати, для построения временной диаграммы вовсе не обязательно работать с диском на сектором уровне, — ничуть не худший результат дает измерение скорости чтения отдельных файлов шатанными средствами (например, функцией fread языка Си). Разумеется, это должны быть большие файлы. Настолько большие, чтобы гарантированно не уместиться в кэше и заставить операционную систему обращаться к диску, а не брать эти файлы из оперативной памяти. Минус этого решения в том, что для построения временной кривой вам потребуется прочесть, по крайней мере, половину диска (а это — время), поскольку "разрешающая" способность у файлового измерителя очень низка. С другой стороны, вам ведь все равно придется читать записанные на диск данные, так почему бы тогда не совместить приятное с полезным?!
Если же вы закатываете на диск пару небольших утилит, то, конечно, для привязки к диску лучше воспользоваться замером времени чтения отдельных секторов. Поскольку, в силу несовершенства технологических процессов длина секторов плавает в довольно широких пределах, то вместе с нею плавает и время, затраченное приводом, на их чтение — ведь линейная скорость вращения диска постоянна! Ну... практически постоянна. Лазерные диски, будучи по своей природе самосинхронизующимися устройствами, крайне неприхотливы к стабильности вращения привода. Главное, чтобы градиент изменения скорости был значительно ниже частоты следования питов и лендов (ведь, при пересечении границы каждого из них происходит автоподстройка генератора). Легко показать, что при постоянной угловой скорости вращения диска, его линейная скорость в процессе "раскрутки" спиральной дорожки неизбежно нарастает и, если не предпринять никаких мер, то на внешних секторах диска питы будут проноситься мимо лазерной головки с такой
скоростью, что она попросту не успеет их считать. Чтобы этого не произошло, в приводах CD-ROM используются специальные механизмы динамического регулирования, удерживающие линейную скорость вращения в заданных пределах. К тому же, конкретное значение линейной, равно как и угловой скорости вращения, нам не известно и его невозможно измерять с требуемой точностью. Но если скорость вращения диска неизвестна, то как прикажете определять длину сектора?
Давайте отталкиваться от того, что на коротком участке спиральной дорожки скорость вращения диска останется более или менее постоянной. Тогда, сравнивая точное время чтения соседних секторов, мы сможем приблизительно определить соотношение их длин. Действительно, если между двумя короткими секторами находится один длинный, то на графике возникнет резкий излом, изображающий "пик". Напротив, если длины трех или более секторов более или менее идентичны, то на графике образуется обширное "плато".
Результаты обследования одного из произвольно взятых дисков выглядят так (рис. 9.3). Эта унылая изрытая горами местность, почему-то ассоциирующаяся с двуручной пилой, довольно капризна по своей природе. Повторный прогон программы с тем же самым диском никогда не даст полностью идентичный результат. Тем не менее, большинство пиков и впадин совпадают, и идентифицировать оригинальный диск все же возможно!
Рис. 9.3. Узловые профили, полученные при двух прогонах одного и того же диска
А теперь давайте скопируем диск и попробуем сравнить его с оригиналом (рис. 9.4). Совсем другая картина! "Рельеф местности" до неузнаваемости изменился. Во- первых, вершины пиков категорически не совпадают. Во-вторых, у дубликата отмечается на удивление невысокое количество "впадин" (видать болванка хорошая попалась). И, наконец, в третьих, между 14 и 22 секторами, вместо огромного "трезубца", украшающего диск-оригинал, теперь раскинулась "протяжная равнина", "нахально" загибающаяся книзу.
номер сектора
Рис. 9.4. Узловые профили двух различных дисков
Таким образом, измерение относительного времени чтения секторов, позволяет однозначно отличить оригинальный носитель от его копии. Причем, такое измерение легко осуществимо штатными средствами операционной системы и совместимо практически со всеми моделями приводов.
Измерение угла между секторами
Услышав, что некоторые защитные механизмы измеряют угол между первым и последним логическим блоком на лазерном диске, я задумался: а как они, собственно, это делают? Поскольку, самих защищенных программ в моем распоряжении не было, а технические детали разработчиками защит умалчивались, пришлось заняться логическими рассуждениями и практическими экспериментами. Ценой пары пачек безнадежно загубленных болванок CD-R и суток свободного
времени, фирменный секрет был раскрыт и создана вполне работоспособная защита от копирования. Но все по порядку.
Известно, что лазерные диски представляют собой устройство последовательного доступа с ускоренной переметкой, осуществляемой радиальным перемещением головки вдоль спиральной дорожки. Переместившись на некоторое расстояние, головка сама наводится на новую дорожку и дожидается прихода ближайшей синхропоследовательности, отмечающей начало каждого сектора. Прочитав, содержащийся в заголовке сектора адрес, головка сравнивает текущий адрес с искомым и, при необходимости, совершает еще одно перемещение вперед или назад. Этот процесс повторяется до тех пор, пока головка не приблизится к искомому сектору на достаточно близкое расстояние (в пределах одного оборота диска). Теперь головка прекращает суетиться и начинает спокойно ждать, пока сектор сам не приплывает в ее поле зрения.
Предположим, что поиск нужной дорожки всегда занимает одно и тоже время (хотя, это и не совсем так, но в качестве отправной точки рассуждений такое допущение вполне сойдет, поскольку позиционирование на сектора, находящиеся на соседних витках спирали, осуществляется путем отклонения головки в магнитом поле, т. е. происходит практически мгновенно, и только при позиционировании на удаленные сектора головка движется на "салазках" специальным приводным механизмом, работающим со скоростью черепахи). Тогда полное время доступа к сектору будет напрямую зависеть от угла между данным и последним прочитанным сектором (рис. 9.5). Соответственно, измерив время доступа, мы сможем вычислить угол. Единственная проблема заключается в определении времени позиционирования головки. Поскольку оно сильно варьируется от привода к приводу, то закладываться на абсолютное время доступа нельзя. Однако, относительные изменения видны вполне отчетливо. Последовательно гоняя головку между сектором 0 и секторами X, X+1, X+2, X+3… мы будем наблюдать волнообразные колебания полного времени доступа. Гребень волны соответствует максимальному углу между этими секторами, а впадина — минимальному (в этом случае нужный сектор попадает в головку сразу же после завершения процесса позиционирования). Запомнив, какие сочетания секторов соответствуют минимуму, а какие — максимуму, попытаемся натравить эту комбинацию на дубликат диска.
Что, не получилось? Действительно, различные партии болванок CD-R отформатированы далеко не идентичным образом и плотность спиральной дорожки у них различна. А раз так, то различным оказывается и угол между нашими секторами, причем эти различия стремительно нарастают с удалением секторов друг от друга. Предположим, что средняя длина секторов оригинала и дубликата отличается на 0,01%. Тогда, при условии, что полная емкость диска составляет ~350 000 секторов, изменение угла между первым и последним сектором диска составят 3,5% — а это вполне измеряемая величина! Причем, на практике указанная точность разметки практически никогда не наблюдается и при копировании эталонного диска на болванки других производителей, "поворот" угла порой достигал 180 градусов, т. е. половины оборота диска!
Рис. 9.5. Измерение угла между секторами
Запустив программу, измеряющую межсекторные углы на выполнение и дав приводу CD-ROM вволю прошуршать головкой (собственно, по этому шуршанию алгоритм работы защиты и распознается), мы обнаружим, что время доступа к секторам с различными номерами изменяется весьма любопытным образом. Четыре или пять соседних секторов читаются приблизительно с одинаковой скоростью, а затем кривая резко изгибается, изменяя время доступа чуть ли не вдвое! Однако, спустя один или несколько секторов, время доступа вновь скачкообразно изменяется. Чередование пиков и провалов обнаруживает достаточно строгую периодичность, отклоняющуюся от всего среднего положения всего на несколько секторов, что, судя по всему вызвано, непостоянством времени перемещения оптической головки. Естественно, чем сильнее раздолбан дисковод, тем с меньшей точностью удается определить период, однако, при большом количестве замеров величина погрешности окажется относительно невелика.
На рис. 9.6 приведены профили спиральных дорожек двух различных болванок. Темно-серая (на цветном рисунке красная) кривая соответствует болванке Imation, а черная (на цветном рисунке голубая) — болванке TDK. Обратите внимание, насколько отличается один график от другого!
Рис. 9.6. Профиль спиральной дорожки диска Imation (темно-серая кривая) и TDK (черная кривая).
Защиты, основанные на "слабых" секторах
Столкновение с этими защитами поразило даже меня, видавшего виды хакера. Да как тут было не поразиться! Судите сами — копирование защищенного диска происходит без ошибок, но при проверке копии обнаруживается множество сбойных секторов, которые появляются даже в том случае, если содержимое оригинального диска пофайлово перегнать на винчестер и уже оттуда записать его на болванку CD- R. Что это: неисправность оборудования или результат работы хитрого драйвера, скрыто установленного защитой при первом запуске защищенной программы? Но нет, — все оборудование полностью исправно и никакие драйвера тут не причем, сбойные сектора возникают даже при копировании диска на заведомо стерильной машине. Руки, естественно, так же не кривые и голова не дырявая.
Исследование самих копируемых файлов под отладчиком (HEX-редактором, дизассемблером) так же не выявляет ничего необычного и если отломать защиту от привязки к CD (при условии, что она там есть), то защищенное приложение будет успешно запускаться с жесткого диска (Zip-накопителя), но вот закатать его на болванку, увы, не получится. Правда, если защищенные файлы каким-либо образом подрихтовать (например, сжать любым архиватором), то перенос на болванку CD-R пройдет без ошибок, но… ведь это уже совсем не то, верно?
Таким образом, причина столь странного поведения защиты лежит отнюдь не на программном, а физическом уровне. Это самый крутой антиотладочный прием, которой мне только доводилось когда-либо встречать! Действительно, с точки зрения хакера, не обремененного сложным измерительным оборудованием, привод CD- ROM представляет собой черный ящик, работающий приблизительно по такому же принципу, как и любой другой накопитель. Даже если снять с него крышку, мы все равно ничего не увидим кроме переплетений проводов и нагромождений микросхем. Единственное, что остается — вдумчиво перечитывать стандарты. Ведь если защита работает на всех (или хотя бы подавляющем большинстве) моделей приводов CD- ROM, то она должна обязательно опираться на те или иные стандартные свойства/особенности/характеристики!
Вот, допустим: "A regular bit pattern fed into the EFM encoder can cause large values of the Digital Sum Value in case the merging bits cannot reduce this value (see annex E). The scrambler reduces this risk by converting the bits in byte 12 to 2 351 of a Sector in a prescribed way" ("Регулярные битовые шаблоны, скормленные EFM-декодеру могут вызвать большие значения DSV, неустранимые merging-битами. Скремблер сокращает риск этого путем преобразования бит с 12- по 2.351 байт сектора определенным образом"). Если вы все еще продолжаете думать, что диски CD-ROM идеальные носители для хранения исполняемых файлов и баз данных, то вы глубоко заблуждаетесь. Лазерные диски изначально разрабатывались для записи музыки и лишь ценой больших инженерных извращений согласились хранить бинарные данные. Обратите внимание на выделенные полужирным шрифтом слова. Скремблер не гарантирует, что записанные данные смогут читаться, он лишь снижает риск образования неблагоприятных (с точки зрения привода) последовательностей до разумного минимума. Тем не менее, если постараться, то вполне можно создать пару файлов, напичканных этими самыми наиболее неблагоприятными последовательностями по самую завязку. Теоретически их можно прочесть, но с этим справятся лишь наиболее качественные модели приводов CD-ROM, а остальные дадут ошибку.
Рассмотрим следующую комбинацию: 04 B9 04 B9 04 B9… Обратившись к таблице EFM-перекодировки найдем, что 04 преобразуется в 01000100000000, а B9 — 10000000001001. Попробуем теперь их записать вместе: 01000100000000 ххх 10000000001001 yyy 01000100000000, где xxx и yyy — merging-биты. Поскольку, 04 содержит в своем хвосте восемь нулей, а B9 начинается с единицы, то единственной возможной комбинацией для первой партии merging-бит
будет 100. Соответственно, поскольку B9 кончается на единицу, а 04 имеет в своей голове всего один нуль, то единственно подходящей комбинацией для второй партии объединяющих бит окажется 000. А теперь изобразим это графически и вставим разработчикам CD-ROM хороший пистон.
Смотрите (рис. 9.7)! Значение DSV оказывается резко отрицательным! То есть, попросту говоря, питы преобладают над лендами и поверхность диска становится темной как негр. Как следствие — следящее устройство сбивается с дорожки из-за недостаточного количества света, попадающего в фотоприемник. Самое интересное, что по стандарту такие комбинации битов читаться и не обязаны (хотя некоторые модели приводов с ними все-таки справляются). Вот вам и надежное устройство для хранения данных! В силу природы своих конструктивных особенностей, лазерные диски способны хранить лишь некоторые.
Рис. 9.7. Физическое представление последовательности 04 B9 04 при записи
Конечно, если просто создать файл, битком набитый \x04\xB9\x04\xB9… его запись на болванку CD-R и последующее чтение пройдут без проблем, ведь поток записываемых данных предварительно обрабатывается скремблером! Грамотно выбранный алгоритм скремблирования не должен допускать эффективного обращения, в противном случае злоумышленник может прогнать наиболее неблагоприятные регулярные последовательности через "антискремблер" и тога при повторном скремблировании они запишутся на диск в своем исходном виде. Теперь собственно пистон. Алгоритм скремблирования, используемый приводами CD-ROM, такое обращение вполне допускает! Все, что понадобится для написания антискремблера — это пара вечеров свободного времени и сам стандарт ECMA-130. Поскольку, алгоритм скремблирования базируется на функции XOR, то повторное скремблирование уже обработанных скремблером данных, возвращает их в исходный вид. Благодаря этому обстоятельству, мы сможем обойтись и одной функцией — функцией скремблера.
Прогнав через скремблер защищенные файлы мы не без удовлетворения обнаружим, что они содержат по крайней мере одну очень неблагоприятную последовательность, значение DSV которой резко отрицательно (реже — резко положительно). В общем, категорически не равно нулю. Дополнив скремблер функцией подсчета DSV (подробности о ее реализации см. в ECMA-130), мы получим автоматический сканер защит, основанный на слабых секторах. Wow! Разве не круто?! Если внутри защищенных файлов обнаружатся те или иные неблагоприятные последовательности, то можно и не пытаться их копировать на CD-R — все равно из этой затеи ничего не получится.
Хорошо, но как нам объяснить тот факт, что эти же самые неблагоприятные последовательности успешно читаются с оригинального диска?! Чтобы ответить на
этот вопрос, нам придется забраться в самые дебри спиральных дорожек лазерного диска. Труден и опасен будет этот путь! Вас станут отговаривать и предостерегать. Вот, например, цитата из одного реферата неизвестного автора: "…на самом деле все еще интереснее, т. к. в дополнение к секторам определяются секции того же полезного размера, но с несовпадающими границами, причем часть адресов является адресами секторов, а другая — адресами секций. Но об этом лучше сразу забыть.)". Смайлик на конце этих строк очень сильно возбуждает и заставляет перечитывать и перечитывать сухие строчки стандарта (поскольку, ничего более информативного под рукой, увы, нет). Так или иначе (на худой конец посетите форум на сайте http://club.cdfreaks.com) мы выясним, что границы секторов и фреймов могут и не совпадать, — сектор может начинаться с 0, 4, 8, 12, 16 или 20-го байта по счету! Изменение стартовой точки неизбежно изменяет и DSV первого фрейма, — вот тут- то и начинается самое интересное. Если количество бинарных единиц фрейма нечетно, то второй фрейм инвертируется (то есть питы и ленды меняются местами), в противном случае последующий фрейм идет так, как он есть. Благодаря этому становится возможным подобрать такую регулярную последовательность, которая окажется вполне благоприятной для одной из точек входа, и крайне неблагоприятной для всех других.
К сожалению, пишущие приводы все еще не позволяют выбирать произвольную точку входа и назначают ее самостоятельно по своему усмотрению. Хорошие писцы (типа Plextor) выбирают точку входа так, чтобы значение DSV сектора было минимальным по модулю (и потому позволяют копировать защищенные диски без проблем). К сожалению, подавляющее большинство остальных моделей слишком тупы и задача минимизации DSV им оказывается не по зубам. Они либо вовсе не пытаются вычислить правильную точку входа, либо же вычисляют ее неправильно. Как следствие — при чтении скопированных защищенных дисков возникает ошибка!
Тем не менее, продвинутые копировщики (к которым, в частности, относится CloneCD) такие защиты уже давно обошли. Как они ухитряются это делать? Подготовив образ сектора для нарезки в сыром виде, они слегка уродуют его содержимое, рассыпая тем самым неблагоприятные последовательности в пух и прах (искажение одного бита исходных данных вызывает драматические изменение данных после скремблирования!). Корректирующие коды (ранее подготовленные для не изуродованного содержимого сектора) при этом не изменяются. В результате, чтение записанного таким образом сектора дает ошибку и приводу приходится ее исправлять по избыточной информации, содержащейся в корректирующих кодах. После исправления, сектор вновь возвращается в неискаженный вид.
Достоинство такого подхода заключается в том, что копия защищенного диска, содержит ослабленный защитный организм, свободно дублируемый в сыром режиме. Штатное копирование, правда, будет приводить к ошибке, поскольку честные копировщики помещают на диск уже исправленные сектора. С другой стороны, копировщики, записывающие сектора как они есть оказываются не в состоянии отличить умышленные искажения от простых физических ошибок чтения. Запись неисправленного сектора приведет к увеличению числа ошибок, и при попытке снять копию с копии мы рискуем получить вообще не читаемый дубликат, что есть большой недостаток! Какой из этого выход? Читаем сектор, исправляем его,
прогоняем через сканнер и, если в нем обнаружится та или иная неблагоприятная последовательность, умышленно изменяем в нем несколько бит. Таким образом, ошибки копирования больше не будут накапливаться!
Глава 10
Техника восстановления данных с лазерных дисков или практическое знакомство с сессиями
…такой объем информации можно уничтожить в один миг разве что динамитом, потому что существуют дублирующие системы и у скорости обработки есть предел
Джон Варли "Нажмите ENTER"
Записываемые и перезаписываемые лазерные диски представляют собой идеальное средство для резервирования информации умеренных объемов (а всякий уважающий себя программист обязательно должен заботиться о периодическом резервировании вверенной ему информации!). К сожалению, никакая работа без ошибок не обходится (что поделаешь — ERRARE HUMANUM EST — человеку свойственно ошибаться— как говорили древние) и ошибочное удаление файлов с дисков CD-R и CD-RW, равно как и непредумышленная очистка последних — хотя бы однажды да случается (на самом же деле, как показывает практика, с этим явлением приходится сталкиваться с этим далеко не однажды).
Насколько известно автору, утилит, предназначенных для восстановления информации с лазерных дисков, до сих пор не разработано (во всяком случае, они не были широко представлены на рынке), поэтому, восстановлением "запоротых" дисков в подавляющем большинстве случаев приходится заниматься самостоятельно. О том, как именно это сделать и рассказывает настоящая глава.
Восстановление удаленных файлов с CD-R/CD- RW
Заявляя о своей поддержке многосессионных дисков, операционные системы Windows 9x и Windows NT (вплоть до Windows 2000 включительно) тактично умалчивают о том, что поддерживают их лишь частично. Каждая сессия — это вполне самостоятельный том (в терминологии Windows — "логический диск"), имеющий свою собственную файловую систему и свои собственные файлы. Благодаря сквозной нумерации секторов лазерного диска, файловая система одной сессии может ссылаться на файлы, физически расположенные в любой другой сессии. Для того чтобы с многосессионным диском можно было работать как с единым томом, файловая система последней сессии должна включать в себя
содержимое файловых систем всех предыдущих сессий. Если этого не сделать, то при просмотре диска штатными средствами Windows, оглавления остальных сессий окажутся потерянными, поскольку Windows монтирует лишь последнюю сессию диска, а все прочие — игнорирует. Программы "прожига" CD-R/CD-RW по умолчанию добавляют содержимое файловой системы предыдущей сессии к последующей, однако это еще не означает, что последняя сессия диска всегда содержит в себе все то, что имеют предыдущие.
Рассмотрим например, как осуществляется удаление файлов с CD-R/CD-RW. Нет, это не опечатка! Содержимое дисков CD-R, несмотря на физическую невозможность их перезаписи, в принципе все же уничтожаемо. Для имитации удаления файла, программы записи на CD просто не включают ссылку на уничтожаемый файл в файловую систему последней сессии (правда, это умение даровано не всем, вот программе Roxio Easy CD Creator оно даровано, а, например, Stomp Record Now! — нет). И хотя "удаленный" файл все еще присутствует на диске, "отъедая" часть дискового пространства, при просмотре содержимого диска из-под Windows он уже не отображается в каталоге. Какой же тогда смысл несет в себе удаление файлов с CD-R, если свободная емкость диска при этом не увеличивается, а даже уменьшается?! — удивленно спросит иной читатель. Уменьшение свободного пространства объясняется тем, что каждая открываемая сессия требует для своего размещения определенного места, однако, если удалению одних файлов сопутствует запись других, то открывать новую сессию по любому приходится и в этом случае, накладные расходы на удаление отсутствуют. На самом же деле, смысл этой операции (если, его вообще можно назвать "смыслом") заключен исключительно в сокрытии "удаляемых" файлов от простых пользователей. Раз удаленные файлы не видны при просмотре содержимого диска штатными средствами, то неквалифицированному пользователю они формально недоступны. Подчеркиваю: для штатных средств операционной системы Windows — недоступны, но те же "Маки" позволяют монтировать любую сессию диска на отдельный том, благодаря чему при просмотре многосессионных дисков под "Маками" все удаленные файлы сразу же "всплывают".
Аналогичным образом обстоят дела и при удалении информации с дисков CD-RW. Несмотря на теоретическую возможность физического уничтожения их содержимого, подавляющее большинство записывающих программ поддерживают лишь функцию очистки всего диска целиком, но не в состоянии выборочно удалять отдельные файлы. Так что все, сказанное выше о дисках CD-R, в равной мере применимо и к CD-RW.
Записывая на диск информацию, предназначенную для передачи постороннему лицу, ни в коем случае не используйте для этой цели, болванки, содержащие конфиденциальные данные. "Удаление" ранее записанных на болванку данных на самом деле не уничтожает их!
Просматривая содержимое лазерного диска, полученного от приятеля (купленного на радио-рынке, вытащенного из мусорной корзины) имеет смысл попытаться заглянуть внутрь предыдущих сессий на предмет поиска скрытой информации. Как показывает практика, там действительно очень часто обнаруживается много интересного. С другой стороны, вам может потребоваться восстановить ошибочно удаленный файл со своего собственного диска, а то и "воскресить" всю пришибленную сессию целиком (некоторые программы записи на CD позволяют пользователю выбирать: следует ли при создании новой сессии добавлять в нее файловую систему предыдущей или же в новую сессию следует включать только новые файлы. Неверный выбор настроек приводит к утрате содержимого всех предыдущих сессий, но к счастью, эта утрата обратима).
Отсутствие штатных средств выборочного монтирования сессий значительно усложняет жизнь всем пользователям Windows, заставляя искать обходные пути. В идеале, конечно, следовало бы реализовать своей собственный драйвер CDFS, обладающий максимумом функциональных возможностей. Однако, это довольно сложная и трудоемкая задача, оправдывающая себя лишь в тех случаях, когда с необходимостью восстановления удаленных файлов вы сталкиваетесь по несколько раз на дню. Гораздо проще написать набор утилит для непосредственной работы с диском на физическом уровне. Собственно, все, что нам требуется — это отобразить содержимое файловой системы в удобно-читаемом виде. Конкретно нас интересует: имя файла, его стартовый адрес и длина. Знания трех этих важнейших атрибутов без труда позволяют "сграбить" файл на жесткий диск, где вы сможете работать с ним в свое удовольствие. Такая методика идеальна для восстановления небольших количеств удаленных (перезаписанных) файлов из произвольных сессий, но она непрактична в тех ситуациях, когда приходится восстанавливать всю сессию целиком и тогда обычно прибегают к копированию восстанавливаемых сессий на отдельный CD-R/CD-RW диск.
Получение доступа к удаленным файлам
Прежде, чем приступить к восстановлению удаленных файлов, давайте-ка вспомним основные принципы организации файловой системы ISO 9660 (Joliet). Итак, шестнадцатый сектор первого трека каждой сессии жестко закреплен за дескриптором тома. Его легко узнать по сигнатуре "CD001", хранящейся в секторе по смещению 1. Если это действительно так (ну мало ли, вдруг нам подсунули диск без файловой системы, например, аудиодиск), тогда по смещению 156 в секторе расположенаструктура Directory Record корневой директории. Наибольший интерес представляют ее следующие поля: длина самой Directory Record (байт по смещению 0), стартовый LBA-адрес файла/вложенной директории (двойное слово в low-endian формате по смещению 2), длина файла/вложенной директории (двойное слово в low-endian формате по смещению 10), атрибуты файла (байт по смещению 25), длина имени файла/вложенной директории (байт по смещению 32) и, наконец, непосредственно само имя файла (цепочка байт, начинающаяся со смещения 33). Файловая система Joliet устроена аналогичным образом, но
соответствующий ей дескриптор тома расположен не в шестнадцатом, а в семнадцатом секторе.
Если первый, считая от нуля, бит атрибутов равен единице, то мы имеет дело с вложенным каталогом, в противном случае — с файлом. Вложенные каталоги представляют собой совокупность записей типа Directory Record, каждая из которых указывает либо на целевой файл либо на очередную вложенную директорию.
Таким образом, для просмотра содержимого произвольной сессии нам потребуется всего лишь узнать стартовый адрес ее первого трека. Эту информацию легко получить путем чтения TOC на "сыром" уровне (команда: 43h, формат: 02h). Так же, можно воспользоваться любой утилитой "прожига" дисков, способной выдавать информацию о геометрии диска (для этой цели подходят, в частности, Roxio Easy CD Creator, Stomp Record Now, Nero Burning Rom и многие другие). Увеличив стартовый адрес первого трека на 16 секторов (для работы с ISO-9660) или на 17 секторов (для работы с Joliet), мы попадем на описатель тома, то есть — на корневой каталог. А дальше уже рекурсивный спуск по древу каталогов пойдет "как по маслу" (под Windows можно даже не заботиться об исчерпании стека, если, конечно, файловая система не содержит грубых ошибок, приводящих к ее зацикливанию. Между прочим, такие трюки с зацикливанием достаточно часто используются в защитах).
Остается лишь пролистать каталоги всех дисковых сессий на предмет поиска файлов, отсутствующих в каталоге самой последней сессии. При этом следует обращать внимание не только на имена файлов, но и на их стартовые адреса. Файлы с идентичными именами, но различными стартовыми адресами — это различные файлы! Например, если вы периодически сохраняете свой текущий проект на лазерный диск, все время записывая его под одним и тем же именем, то все предыдущие версии этого файла для штатных средств операционной системы оказываются утерянными. Однако, "ручной" просмотр содержимого сессий позволяет моментально восстановить любую из ранее записанных версий файла! Между прочим, необходимость подобного восстановления на практике возникает очень и очень часто, поэтому такое умение лишним не будет!
Для последующих экспериментов нам потребуется утилита ISO9660.dir, которая расположена на прилагающимся к книге компакт-диске. Используя любую программу "прожига" запишем на диск CD-RW/CD-R три сессии с таким расчетом, чтобы в первой или второй сессии образовалось несколько удаленных файлов, которые нам, собственно, и предстоит найти.
Допустим, стартовые адреса дисковых сессий располагались так как это показано в листинге 10.1. Трек номер AA представляет собой выводную область и не представляет для нас никакого интереса.
Листинг 10.1. Стартовые адреса первых треков каждой из трех сессий диска
track | Start LBA
+
1|0
2|13335
3|22162
AA|24039
Теперь, последовательно вызывая утилиту ISO9660.dir.exe со стартовыми адресами 0, 13 335 и 22 162, мы увидим содержимое каталогов первой, второй и третьей сессий соответственно. Для удобства сравнения результат работы программы представлен в виде горизонтальной таблицы (листинг 10.2). При сравнении видно, что вторая сессия содержит удаленный файл See You.mp3 (в тексте он выделен полужирным шрифтом), отсутствующий в оглавлении третьей сессии.
Листинг 10.2. Сравнение содержимого каталогов трех сессий
>ISO9660.dir
1.1 0
–Joliet
>ISO9660.dir
1.1 13335 –Joliet
>ISO9660.dir
1.1 22162 -Joliet
start|size
|name
start|size
|name
start|size
|name
-
22|2048|.
22|2048|..
25
|3591523|PersonalJesus.mp3
13357|2048|.
13357|2048|..
25 |3591523|PersonalJesus.mp3
13360|3574805|See You.mp3
22184|2048|.
22184|2048|..
25 |3591523|PersonalJesus.mp3
22187|3472405|Strangerlove.mp3
Видите, вторая сессия содержит файл See You.mp3, который отсутствует в оглавлении третьей сессии, а это, значит, что штатным средствам операционной системы он категорически недоступен! И действительно, команда dir показывает всего лишь два файла (листинг 10.3). Но нас-то не проведешь! Мы-то уже знаем, что здесь содержится один удаленный файл.
Листинг 10.3. Таким представляется содержимое диска операционной системе
Том в устройстве G имеет метку NEW Серийный номер тома : 4171-70DC
Содержимое папки G:\
30.06.200300:1030.06.200300:122 файлов0 папок30.06.200300:1030.06.200300:122 файлов0 папок3 591 523 01 - Personal Jesus.mp33 591 523 01 - Personal Jesus.mp33 472 405 03 - Strangerlove.mp33 472 405 03 - Strangerlove.mp37 063 928 байт7 063 928 байт0 байт свободно0 байт свободно
30.06.200300:10
30.06.200300:12
2 файлов
0 папок
30.06.200300:10
30.06.200300:12
2 файлов
0 папок
3 591 523 01 - Personal Jesus.mp3
3 591 523 01 - Personal Jesus.mp3
3 472 405 03 - Strangerlove.mp3
3 472 405 03 - Strangerlove.mp3
7 063 928 байт
7 063 928 байт
0 байт свободно
0 байт свободно
Для восстановления файла достаточно дать запустить нашу утилиту со следующими ключами: ISO9660.dir.exe 1.1 "See You.mp3" 13360 3574805 или воспользоваться любой программой для "грабежа" секторов с диска (но тогда нам придется вручную усечь "хвост" последнего сектора на необходимую величину). Короче говоря, мы должны считать 3 574 805 байт, начиная с сектора 13 360 и до последнего сектора файла включительно (в силу отсутствия фрагментации сектора, принадлежащие файлу, всегда располагаются последовательно).
Если все сделано правильно, то на жестком диске образуется файл See You.mp3, который теперь можно проиграть любым MP3-плеером, наслаждаясь своей любимой музыкой. А можно, используя любую программу "прожига", "закинуть" восстановленный файл на тот же самый лазерный диск, дописав к нему еще одну сессию. Конечно, это далеко не самое лучшее и элегантное решение (ведь теперь восстановленный файл будет записан дважды), но, к сожалению, ни одна из известных мне утилит "прожига" не позволяет вмешиваться в процесс генерации файловой системы, и не позволяет вручную формировать ссылки на файлы предшествующих сессий.
Теперь подготовим следующий диск для восстановления. Запишем на болванку какой-нибудь файл. Затем, слегка изменив его содержимое, запишем под тем же самым именем на диск еще один или несколько раз. Убедимся, что при просмотре оглавления штатными средствами Windows мы видим всего лишь один файл — тот, что был записан последним. А теперь вообразим себе, что нам жизненно потребовалось получить доступ к одной из его предшествующих версий. No problem как говорят англичане! Запускаем утилиту ISO9660.dir и видим, что на диске имеются две следующих сессии (листинг 10.4).
Листинг 10.4. На восстанавливаемом диске имеются две сессии со стартовыми : адресами 0 и 12000 соответственно
>ISO9660.dir.exe 1.1
track | Start LBA
+
1|0
2|12000
AA|12600
Последовательно запуская утилиту ISO9660.dir с ключами 0 и 12 000 мы обнажим, что… А, впрочем, давайте не будем забегать вперед. Сейчас вы сможете увидеть все это сами (листинг 10.5).
Листинг 10.5. Обе сессии содержат один и тоже файл asm.drf.zip, однако, стартовые адреса файла в обоих случаях не совпадают, да и длина различна тоже
> ISO9660.dir.exe 1.1 0 –Joliet> ISO9660.dir.exe 1.1 0 –Joliet> ISO9660.dir.exe 1.1 12000 -Joliet> ISO9660.dir.exe 1.1 12000 -Joliet
> ISO9660.dir.exe 1.1 0 –Joliet
> ISO9660.dir.exe 1.1 0 –Joliet
> ISO9660.dir.exe 1.1 12000 -Joliet
> ISO9660.dir.exe 1.1 12000 -Joliet
start
| size
| name
start
| size
| name
--+
22
|2048
|.
12022
|2048
|.
22
|2048
|..
12022
|2048
|..
25
|38189
|asm.drf.zip
12025
|354533
|asm.drf.zip
На первый взгляд здесь все пучком: файл asm.drf.zip присутствует в обоих сессиях, и невнимательному наблюдателю может показаться, что в обоих случаях речь идет про один и тот же файл. Однако, более подробный анализ показывает, что стартовые адреса файла не совпадают, следовательно, мы имеем дело с двумя различными файлами! Длины файлов также различны и, судя по всему, последний файл является более свежей версией своего собрата. Добыть предшествующую версию файла можно так: ISO9660.dir.exe 1.1 asm.drf.zip 25 38189. И этот прием действительно работает!
Разумеется, для практического использования утилита ISO9660.dir.exe катастрофически неудобна. Однако, не судите ее строго, ведь это всего лишь демонстрационный пример. Надеясь пробудить в своих читателях стремление к творчеству я предлагаю всю недостающую функциональность реализовать самостоятельно. Задача минимум — "обернуть" утилиту в комфортный графический (а еще лучше консольный) интерфейс, например, написать "плагин" к FAR'у, отображающий содержимое выбранной сессии на панели. Это гораздо проще, чем запрограммировать полноценный дисковый драйвер, а эффект с точки зрения пользователя все равно один и тот же. Задачу сравнения имен и стартовый адресов файлов так же не помешало бы возложить на компьютер, поскольку ручной поиск удаленных (замещенных) файлов крайне непродуктивен — типичный CD-ROM содержит тысячи, если не десятки тысяч файлов, рассредоточенных по мощной древовидной структуре. Вот и попробуй перебери их все!
Восстановление целых сессий
Альтернативный способ восстановления удаленных файлов заключается в удалении одной или нескольких последних сессий с диска (условимся называть этот метод "очисткой луковицы"). При этом обнажается предыдущий "слой", который теперь становится последним, а, значит, непосредственно доступным для штатных средств операционной системы. Разумеется, физическое удаление сессий с CD-R дисков невозможно в принципе (удаление сессий с CD-RW дисков теоретически вполне возможно, но практически проблема упирается в отсутствие необходимого софта), однако ничто не мешает "скинуть" образ диска в файл, обработать его должным образом и залить обратно (на CD-RW — обратно, а в случае с CD-R нам потребуется свежая болванка). Никто не спорит — все это нудно и утомительно, но и писать свой "прожигающий" софт ничуть не быстрее.
Хорошо, начинаем готовить экспериментальный диск. Запишем на подопытную болванку одну или несколько сессий, указав программе "прожига" объединять файловую систему новой сессии со всеми предыдущими (обычно так и происходит
по умолчанию), а затем добавим еще одну сессию на этот раз стоящую ото всех остальных особняком. Для этого в программе Ahead Nero Burning Rom необходимо выбрать пункт Start Multisession disk вместо Continue Multisession, а в Stomp Record Now — пункт New Volume вместо Load Last Track. Включаем рекордер на прожиг и… убеждаемся, что содержимое всех предыдущих сессий оказалось утрачено. Впрочем, справедливости ради следует отметить, что та же программа Stomp Record Now позволяет легко "починить" загубленный диск — просто выберите в ниспадающем боксе Mutlisession пункт Load Track 1 и запишите на диск произвольный файл (это необходимо для инициирования процесса записи). Теперь на диске появится содержимое сессии номер один, а сессия номер два "уйдет в туман". Но это ли беда? Меняем пункт Load Track 1 на Load Track 2 и вновь инициируем запись. Теперь на диске появляется содержимое первых двух сессий плюс все те файлы, которые мы были вынуждены записывать, чтобы программа Stomp Record Now согласилась на "прожиг".
Программа Ahead Nero Burning Rom при выборе пункта Continue Multisession автоматически запрашивает у пользователя оглавление какой из сессий следует использовать. К сожалению, возможности слияния оглавлений двух и более сессий в текущих версиях не предусмотрено, но в случае возникновения такой необходимости можно прибегнуть к последовательной "каскадной" методике, описанной ранее.
В отсутствие же Stomp Record Now (или аналогичных ей программ) приходится осуществлять восстановление затертых сессий вручную, то бишь при помощи программ наподобие CloneCD или Alcohol 120%. Создаем еще один "подопытный" диск, последняя сессия которого перекрывает собой все остальные, "натравливаем" на него CloneCD с целью создания образа диска и… теперь остается выкинуть все упоминания о последней сессии из файла IMAGE.CCD. Во-первых, значение поля Sessions необходимо уменьшить на единицу, во-вторых, выкинуть все секции [Entry], чей Session был последним, в-третьих, вычесть из поля TocEntries количество удаленных [Entry], наконец, в-четвертых, удалить последнюю секцию [TRACK]. Теперь отредактированный образ можно смело писать на свежую болванку и… последней сессии как не бывало!
Ошибки начинающих или то, чего делать не следует
Иногда можно услышать утверждение, что "сграбив" одну из сессий восстанавливаемого диска в ISO-образ и смонтировав его на виртуальный CD-ROM диск (записав на болванку) можно получить доступ к его содержимому. Действуя таким Макаром мы сможет быстро просмотреть содержимое всех необходимых нам сессий.
Так или иначе, доступ к удаленным файлам будет получен и вы сможете делать с ними все, что хотите.
Внимание !
При просмотре содержимого "сграбленной" сессии всегда учитывайте что: во-первых, файлы, физически принадлежащие другим сессиях, из данной сессии окажутся недоступными, в то время как ссылки на них здесь могут изобиловать. При обращении
к реально несуществующему файлу будет выдаваться либо "мусор", либо сообщение об ошибке. Как альтернативный вариант — операционная система может просто зависнуть. Если это произошло, то просто нажмите кнопку выброса диска "Eject". Windows тут же выйдет из ступора и радостно "завопит" — "устройство не готово". Во- вторых, в силу сквозной адресации секторов, каждая "сграбленная" сессия должна записываться на тоже самое место диска, на котором она была ранее, в противном случае все ссылки на стартовые адреса файлов внутри этой сессии окажутся недействительными. Требуемый результат обычно достигается изменением стартового адреса первого трека. О том, как это сделать, рассказывается в следующем разделе главы, посвященному восстановлению информации с очищенных CD-RW дисков.
Восстановление очищенных CD-RW
Существует две принципиально различных методики очистки CD-RW: быстрая (quick) и полная (full). При быстрой очистке диска с него удаляется лишь область TOC, в результате чего диск выглядит "пустым", хотя его основное содержимое остается совершенно нетронутым. Напротив, при полной очистке луч лазера "выжигает" всю поверхность диска целиком — от первого пита до последнего. Естественно, на это требуется время и полная очистка диска может растянуться на добрый десяток минут, в то время как быстрая спокойно укладывается в одну-две минуты.
Восстановление полностью очищенных дисков возможно только на специальном оборудовании, способном улавливать даже незначительные изменения отражательной способности рефлекторного слоя. Такое оборудование подавляющему большинству пользователей, разумеется, недоступно. Однако диски, подвергнувшиеся быстрой очистке, могут быть восстановлены и на штатом рекордере (правда, не на всех моделях).
Мы не будем касаться этической стороны проблемы и для простоты предположим, что вы хотите реанимировать свой собственный непредумышленно очищенный CD- RW диск, или условимся считать всех читателей сотрудниками КГБ, которым поручили восстановить информацию с диска, добытого бесстрашными советскими разведчиками у американских шпионов. Отметим лишь то, что восстановление конфиденциальной информации с чужих CD-RW может быть классифицировано как получение несанкционированного доступа к последней со всеми вытекающими отсюда последствиями (на долгие годы — друзья в клетку и небо в полоску).
Для опытов по восстановлению информации с очищенных CD-RW дисковнам потребуется следующее:
пишущий привод не слишком дотошно следящий за корректностью содержимого TOC, поддерживающий режим RAW DAO и умеющий читать содержимое области Pre-gap первого трека. Не все модели пишущих устройств подходят для этой цели, поэтому, будьте готовы к тому, что вам придется перепробовать большое количество различного оборудования (из двух моих рекордеров для восстановления очищенных дисков подходит лишь NEC, а PHILIPS на это, увы, не способен);
"продвинутый" записывающийсофт,позволяющий манипулировать
служебными областями диска по своему усмотрению. Вы можете использовать CloneCD, CDRWin, Alcohol 120% или любую другую аналогичную утилиту по своему выбору. Однако, весь последующий материал рассчитан исключительно на CloneCD и при переходе на остальные программы вы можете столкнуться с теми или иными проблемами. Если вы не уверены, что сможете справиться с ними самостоятельно — используйте CloneCD, ну а затем, по мере приобретения профессиональных навыков и должного опыта, вы без труда восстановите диск любой такой программой;
□ средство для работы с диском на сектором уровне, — утилита, позволяющая прочесть любой заданный сектор (конечно, при условии, что он вообще читается приводом) и не пытающаяся пропустить те сектора, в которых по ее самоуверенному мнению ничего интересного все равно нет. Копировщики защищенных дисков, перечисленные выше, для этой цели не подходят, т. к. отказываются читать "бесполезные" с их точки зрения сектора. Может быть, другие копировщики ведут себя и иначе — не знаю, не проверял. Вместо этого необходимую для работы утилиту я написал самостоятельно.
Прежде, чем начинать экспериментировать, дайте разберемся, почему после очистки диск перестает читаться. Вопрос не так глуп, каким он кажется, — ведь информация, необходимая для позиционирования головки и поиска конкретных секторов при быстрой очистке диска остается нетронутой! Управляющие данные "размазаны" вдоль всей спиральной дорожки и для чтения диска на сектором уровне TOC в, общем-то, и не нужен. Да, отсутствие TOC значительно усложняет анализ геометрии диска и для определения количества треков/сессий диска, в общем случае, привод должен прочитать весь этот диск целиком. Но при восстановлении информации временной фактор играет второстепенную роль и им можно полностью пренебречь.
Тем не менее, при попытке чтения любого из секторов очищенного диска, привод с неизменным упорством возвращает ошибку. Почему? Очень просто, — это "защита" от чтения заведомо некорректной информации. Еще ни один из всех знакомых мне приводов не мог читать сектора за пределами области Lead-Out (собственно, на программном уровне содержимое областей Lead-In/Lead-Out недоступно тоже). Тем не менее, эта невозможность отнюдь не концептуального уровня и удаление из микропрограммы привода "лишних" проверок позволят прочитать такой диск на ура. Нет, даже не подумайте! Призывать вас к дизассемблированию прошивок я не собираюсь. Дело это сложное, трудоемкое, да к тому же небезопасное. Неверно "хакнутая" прошивка может ко всем чертям угробить привод без малейшей надежды на его восстановление. Нет, уж лучше мы пойдем другим путем!
Идея восстановления информации, предлагаемая автором, в общих чертах сводиться к записи на диск фиктивного TOC, адреса областей Lead-In и Lead-Out которого указывают на первый и последней сектор диска соответственно, а стартовый адрес первого трека аккурат совпадает с концом области Pre-gap, которая по стандарту должна занимать не менее 150 секторов (или 2 секунд в пересчете на абсолютные адреса). После этой нехитрой операции привод будет читать оригинальное содержимое очищенного диска как миленький, конечно, при том условии, что мы
ухитримся настроить пишущий софт так, чтобы он, записав фиктивный TOC, никоим образом не пытался интерпретировать подсунутые ему указатели на области Lead- In/Lead-Out как указание "выжечь" всю поверхность диска целиком.
Проверка показывает, что CloneCD вообще не записывает такой TOC на диск, ругаясь на несоответствие размеров диска и образа файла. Alcohol 120% выполняет нашу просьбу без лишних препирательств, но совсем не так как мы бы хотели! Забив весь восстанавливаемый диск непонятно откуда взятым "мусором", он авторитетно сообщает, что в процессе записи произошли ошибки и, возможно, вам следует убедиться в исправности оборудования.
Хорошо, зайдем с другой стороны. Запишем на диск один реальный трек, занимающий минимально возможное количество секторов (по стандарту — 300, но некоторые проводы вполне удовлетворяются и меньшими значениями), но расширим его область Pre-gap с двух секунд на… весь диск! В результате, мы потеряем лишь 300 последних секторов, но получим доступ ко всему остальному содержимому. Учитывая, что на диске этих секторов насчитывается немногим более 300 тысяч, нетрудно подсчитать, что процент успешно восстановленной информации составляет по меньшей мере 99,999% емкости всего диска, да и то, лишь при том условии, что исходный диск был забит целиком, что в живой природе практически никогда не наблюдается. Если же это вас не удовлетворяет — разрабатывайте своей собственный софт, корректно записывающий фиктивный TOC, но ничего не делающий сверх этого (область Lead-In по любому записывает сам привод, ну а без области Lead-Out при аккуратном обращении с диском, в принципе, можно и обойтись, главное — пытаться прочитать сектора, находящиеся за пределами диска, иначе поведение привода станет трудно предсказуемым). Мне же так или иначе это делать лень, — с восстановлением полностью забитых дисков я еще сталкивался. Во всяком случае пока…
Процедура восстановления состоит из трех частей:
подготовки исходного образа трека с нормальным значением области Pre-gap;
увеличения области Pre-gap до размеров целого диска;
записи исправленного образа на восстанавливаемый диск.
Первые два этапа достаточно выполнить всего один раз, т. к. полученный образ (далее мы будем называть его "лечебным") может использоваться для всех дисков (читай: для всех дисков той же самой емкости, по понятным соображениям вы не сможете корректно восстановить 23-минутрый диск с помощью образа, предназначенного для 80-минутного диска и, соответственно, наоборот).
Для начала возьмем чистый CD-RW диск ("чистый" не в смысле "ни разу не записанный", а очищенный быстрой или полной очисткой, так же для этих целей подойдет и CD-R). Используя любую утилиту для штатного "прожига", запишем на него один крошечный файл, "весящий" не более 500 Кбайт (более "тяжелый" файл просто не уместится в запланированные 300 секторов). Выполнять финализацию диска не нужно.
Запустим CloneCD (Alcohol 120%) и снимем образ диска. Спустя минуту-другую на винчестере образуются два файла: file name.img и file name.ccd (если вы попросили CloneCD сохранять так же и субканальную информацию, образуется третий файл — file name.sub, однако, субканальная информация в данном случае будет только мешать, потому опцию "чтение субканалов из треков с данными" лучше всего отключить или же просто удалить file name.sub с диска; так же нам не нужен "CueSheet", который CloneCD предлагает создавать для совместимости с другими программами, конкретно — с CDRWin).
Открыв файл file name.ccd любым текстовым редактором (например, "Блокнотом") найдем в нем следующие строки (листинг 10.6) (ключевые слова для поиска Point=0xa2 и Point=0x01).
Листинг 10.6. Оригинальный стартовый адрес Lead-Out (слева) и стартовый адрес первого трека диска (слева)
[Entry 2]
[Entry 3]; TOC entry
Session=1
Session=1; номер сессии
Point=0xa2
Point=0x01; point (A2h:leadout/01h:№ трека)
ADR=0x01
ADR=0x01; в q-подканале данные позиционир.
Control=0x04
Control=0x04 ; трек с данными
TrackNo=0
TrackNo=0; Lead-In трек
AMin=0
AMin=0; \
ASec=0
ASec=0;+- абсолютный адрес в M:S:F
AFrame=0
AFrame=0; /
ALBA=-150
ALBA=-150; - абсолютный адрес в LBA [не исп
Zero=0
Zero=0; зарезервировано
PMin=0
PMin=0; \
PSec=29
PSec=1;+ - относительный адрес в M:S:F
PFrame=33
PFrame=0; /
PLBA=2058
PLBA=0; - относительный адрес в LBA
Изменим поля PMin:PSec:PFrame, принадлежащие указателю (point) A2h так, чтобы они указывали на самый конец диска (A2h — это как раз и есть область Lead-Out). Измененное значение области Lead-Out может выглядеть, например, так: 74:30:00. Адрес Lead-Out следует выбирать с тем расчетом, чтобы между ним и внешней кромкой диска оставался по меньшей мере 30-секундный зазор. Еще лучше, если ширина области Lead-Out составит полторы минуты или около того. Однако в этом случае будут неизбежно теряться последние треки восстанавливаемого диска (если, конечно, вам действительно требуется их восстановить).
К содержимому полей PMin:PSec:PFrame, принадлежащих point'у 01h (стартовый адрес первого трека) необходимо добавить ту же самую величину, которую вы добавили к соответствующим полям Lead-Out. Отредактированный вариант может
выглядеть, например, так: 74:01:42. (74:30:00 /* новый адрес Lead-Out */ – 00:29:33 /* старый Lead-Out */ + 00:01:00 /* старый стартовый адрес первого трека */ == 74:01:42 /* новый стартовый адрес */). Короче говоря, новая версия ccd- файла должна выглядеть так как показано в листинге 10.7.
Листинг 10.7. Ключевой фрагмент "реаниматора" 75-минутных дисков CD-RW
PMin=74PSec=01PFrame=42PMin=74PSec=01PFrame=42PMin=74
PMin=74
PSec=01
PFrame=42
PMin=74
PSec=01
PFrame=42
PSec=30
PFrame=00
Вообще-то, для приличия следовало бы скорректировать и поля PLBA (LBA-адрес связан с абсолютным адресом следующим соотношением: LBA == ((Min*60) + Sec)*75 + Frame, однако, текущие версии работают исключительно с абсолютными адресами и LBA-адреса игнорируют. Теперь, все, что находится между концом Lead-In области и началом первого сектора и будет называться областью Pre-gap. При "прожиге" диска область Pre-gap остается нетронутой и позже может быть прочитана на секторном уровне (а это как раз то, что нам нужно!) Сказать по чести, чрезмерное увеличение Pre-gap первого трека — не самая лучшая идея, т. к. не все приводы способны читать такой "жирный" Pre-gap. С точки зрения совместимости было бы лучше увеличивать Pre-gap второго трека, однако при этом первый трек придется располагать в самом начале диска и его тело неизбежно затрет восстанавливаемые сектора. И хотя это не такая уж большая проблема (в первых секторах диска все равно ничего ценного нет), к такой мере без особой необходимости все же лучше не прибегать. На крайний случай действуйте так: запишите на диск две сессии и вместо стартового адреса point'a 01h меняйте стартовый адрес point'a 02h (он будет находится в разделе session=2).
Теперь наскоро очистим наш подопытный диск и до отвала забьем его какими- нибудь файлами (предпочтительнее всего использовать текстовые файлы — т. к. в этом случае будет сразу же видно: извлекается ли с восстановленного диска "мусор" или полезная информация). Записав файлы на диск тут же выполним его быструю очистку.
Убедившись, что диск действительно очищен и его содержимое уже недоступно, запустим CloneCD и запишем только что созданным нами "лечебный" образ. Запись должна проводиться в режиме RAW DAO, иначе ничего хорошего у вас не получится (поэтому, прежде чем восстанавливать сколь ни будь ценный диск на еще не известном вам приводе, попробуйте потренироваться на "кошках", — диске, не содержащем ничего интересного).
Вот наконец мы держим в руках свежевосстановленный диск. Но действительно ли он восстановлен? А вот сейчас и убедимся! Вставляем "воскресшего из пепла" в привод NEC и с замираем сердца пробуем прочитать один из наугад взятых секторов из середины диска (начальные сектора обычно содержат нули, потом — файловую систему и их очень легко принять за бессмысленный "мусор"). О чудо!!! Оригинальное содержимое очищенного диска читается как ни в чем не бывало!!!
Правда, при попытке прочесть оглавление диска средствами операционной системы, привод может впасть в глухую задумчивость, граничащую с полным зависанием (ведь стартовый адрес первого трека расположен не в начале диска, а совсем в другом месте), но это все ерунда! Главное, что на секторном уроне диск все-таки доступен, пускай и не на всех приводах. Так, в частности, ASUS вообще отказывается читать такой диск, возвращая ошибку, а PHILIPS читает один мусор (к счастью, этот мусор можно восстановить, — достаточно просто на битовом уровне выполнить EFM-перекодировку с более "правильной" позиции. Поскольку возможных позиций всего 14, перебор обещает не затягиваться на длительное время. Тем не менее, лучше не извращаться, а просто приобрести более качественный привод).
Остается лишь привести диск в состояние, пригодное для "переваривания" операционной системой (что толку в работе с диском на низком уровне?). Последовательно читая все сектора диска один за один, мы будем собирать их в один IMG-файл, для определенности именуемый recover.img. Сектора, которые не удалось прочитать даже с нескольких попыток, мы будем просто пропускать. Теперь скопируем "лечебный" CCD-файл в recover.ccd и вернем стартовый адрес первого трека на прежнее место. Запишем сформированный образ диска на новую болванку и… (если все сделано правильно) любой привод должен читать ее правильно. Сеанс демонстрационного восстановления окончен и мы, малость освоившись с этой технологией, можем приниматься за вещи куда как более серьезные. Например, откроем собственную компании по восстановлению очищенных дисков. Шутка! Хотя… почему бы и нет?
Хорошо, а как быть если очищенный диск был многосессионным? Ведь описанные выше приемы рассчитаны на работу лишь с одной сессией! На самом деле, можно восстановить и многосессионный диск. Это лишь чуть-чуть труднее. Но, чтобы это сделать, мы должны предварительно познакомиться с остальными полями TOC. А это уже тема следующего раздела!
Постой, а если после очистки диска на него что-то писалось, — возможно ли тогда его восстановление или нет? Разумеется, непосредственно затертые места утеряны безвозвратно, но остальную часть информации по-прежнему можно спасти. Если диск до очистки был многосессионным, то нам даже не придется корпеть над восстановлением файловой системы, т. к. файловая система каждой последующей сессии обычно дублирует предыдущую ("обычно" это в смысле "за исключением удаленных файлов") и последняя сессия диска оказывается достаточно далеко от его начала, а потому и риск ее затирания — минимален (если, конечно, схватиться вовремя, а не тогда, когда весь диск перезаписан до отказа). Восстановление односессионных дисков с затертой файловой системой — намного более трудная, но все- таки разрешимая задача. Во-первых, этих файловых систем на типовом диске целых две: ISO-9660 и Joliet, правда в силу их близкого географического положения при затирании диска они обычно гибнут обе. Во-вторых, указанные файловые системы не поддерживают фрагментации и всякий файл, записанный на лазерный диск, представляет собой единый информационный блок. Все, что нужно для его восстановления — определить точку входа и длину. Точка входа в файл всегда совпадает с началом сектора, а подавляющее большинство типов файлов позволяют
однозначно идентифицировать свой заголовок по уникальной сигнатуре (в частности, для ZIP-файлов характерна следующая последовательность: 50 4B 03 04). Конец файла, правда, определяется уже не так однозначно и единственная зацепка — структура самого восстанавливаемого файла. Впрочем, большинство приложений довольно лояльно относится к "мусору" в хвосте файла и потому точность определения его длины с погрешностью в один сектор на практике оказывается вполне достаточной. Поскольку, файлы располагаются на диске вплотную, без "зазоров", конечный сектор всякого файла надежно вычисляется путем вычитания единицы из стартового сектора следующего за ним файла.
Вообще же говоря, техника восстановления лазерных дисков намного проще и незатейливее искусства врачевания их прямых коллег — дискет и жестких дисков. Правда, поговорку "семь раз отмерь — один раз отрежь" еще никто не отменял и одна из пренеприятнейших особенностей работы с CD-RW как раз и состоит в том, что вы не можете гарантированно управлять процессом записи. Дискеты и жесткие диски в этом смысле полностью прозрачны, — что вы пишите, то вы и получаете. Перезаписываемые же носители, напротив, представляют собой "черный ящик" и вы никогда не можете быть уверенными в том, что данный конкретный привод будет правильно интерпретировать отдаваемые ему команды (увы, восстановление CD-RW дисков никак не вписывается в рамки Стандарта, а все нестандартные махинации могут интерпретироваться приводом неоднозначно). Единственно, что остается посоветовать — не пускайте все на самотек, а бесконечно экспериментируйте, экспериментируйте и еще раз экспериментируйте, накапливая бесценный опыт, который вам когда-то очень пригодиться.
Как восстановить не читающийся CD?
"bad sector не волк — в лес не убежит" народная мудрость
Лазерные диски — не слишком-то надежные носители информации. Даже при бережном обращении с ними вы не застрахованы от появления царапин и загрязнения поверхности (порой диск "фрезерует" непосредственно сам привод и вы бессильны этому противостоять). Но даже вполне нормальный на вид диск может содержать внутренние дефекты, приводящие к его полной или частичной не читаемости на штатных приводах. Особенно это актуально для CD-R/CD-RWдисков, качество изготовления которых все еще оставляет желать лучшего, а процесс записи сопряжен с появлением различного рода ошибок.
Однако даже при наличии физических разрушений поверхности лазерный диск может вполне нормально читаться за счет огромной избыточности хранящихся на нем данных, но затем, по мере разрастания дефектов, корректирующей способности кодов Рида-Соломона неожиданно перестает хватать и диск без всяких видимых причин отказывает читаться, а то и вовсе не опознается приводом.
К счастью, в подавляющем большинстве случаев хранимую на диске информацию все еще можно спасти и этот раздел рассказывает как.
Общие рекомендации по восстановлению
Не всякий не читающийся (не стабильно читающийся) диск — дефектный. Зачастую в этом виновен отнюдь не сам диск, а операционная система или привод. Прежде чем делать какие-либо заключения попробуйте прочесть диск на всех доступных вам приводах, установленных на компьютерах с "девственно" чистой операционной системой. Многие приводы, даже вполне фирменные и дорогие (например, мой PHILIPS CD-RW 2400), после непродолжительной эксплуатации становятся крайне "капризными и раздражительными", отказывая в чтении тем дискам, которые все остальные приводы читают безо всяких проблем. А операционная систем по мере обрастания свежим софтом, склонна подхватывать различные "глюки" под час проявляющиеся самым загадочным образом (в частности, привод TEAC установленный в систему с драйвером CDR4_2K.SYS, доставшийся в наследство от привода PHILIPS, конфликтует с CD-плеером, не соглашаясь отображать содержимое дисков с данными если тот активен, после же удаления CDR4_2K.SYS все идет как по маслу).
Так же не стоит забывать и о том, что корректирующая способность различных моделей приводов очень и очень неодинакова. Как пишет инженер-исследователь фирмы ЕПОС Павел Хлызов в своей статье "Проблема: неисправный CD-ROM": "...в зависимости от выбранной для конкретной модели CD-ROM стратегии коррекции ошибок и, соответственно, сложности процессора и устройства в целом, на практике тот или иной CD-ROM может либо исправлять одну-две мелкие ошибки в кадре информации (что соответствует дешевым моделям), либо в несколько этапов восстанавливать, с вероятностью 99,99%, серьезные и длинные разрушения информации. Как правило, такими корректорами ошибок оснащены дорогостоящие модели CD-ROM. Это и есть ответ на часто задаваемый вопрос: "Почему вот этот диск читается на машине товарища, а мой ПК его даже не видит?".
Вообще-то, не совсем понятно, что конкретно господином инженером- исследователем имелось ввиду: корректирующие коды C1, C2, Q- и P-уровней корректно восстанавливают все известные мне приводы и их корректирующая способность равна: до 2 ошибок на каждый из C1 и C2 уровней и до 86- и 52-ошибок на Q- и P-уровни соответственно. Правда, количество обнаруживаемых, но уже математически не исправимых ошибок составляет до 4 ошибок на C1 и C2 уровней и до 172/104 ошибок на Q/P, но… гарантированно определяется лишь позиция сбойных байт во фрейме/секторе, но не их значение. Впрочем, зная позицию сбойных байт и имея с своем распоряжении исходный HF-сигнал (т. е. аналоговый сигнал, снятый непосредственно со считывающей головки), кое-какие крохи информации можно и вытянуть, по крайней мере теоретически… так что приведенная выше цитата в принципе может быть и верна, однако, по наблюдениям автора данной статьи цена привода очень слабо коррелирует с его "читабельной" способностью. Так, относительно дешевые приводы ASUS читают практически все, а дорогие приводы PHILIPS даже свои родные диски с драйверами опознают через раз.
Другая немаловажная характеристика — доступный диапазон скоростей чтения. В общем случае — чем ниже скорость вращения диска, тем мягче требования, предъявляемые к его качеству. Правда, зависимость эта не всегда линейна.
Большинство приводов имеют одну или несколько наиболее предпочтительных скоростей вращения, на которых их читабельная способность максимальна. Например, на скорости 8x дефектный диск читается на ура, а на всех остальных скоростях (скажем, 2x, 4x, 16x, 32x) — не читается вообще. Предпочтительная скорость легко определяется экспериментально, необходимо лишь перебрать полный диапазон доступных скоростей.
При покупке CD-ROM'a выбирайте тот, у которого скоростной диапазон максимален. Например, уже упомянутый выше PHILIPS CDRW 2400 умеет работать лишь на: 16x, 24x, 38x и 42x. Отсутствие скоростей порядка 4x—8x ограничивает "рацион" привода только высококачественными дисками.
По непонятным причинам, штатные средства операционной системы Windows не позволяют управлять скоростью диска и потому приходится прибегать к помощи сторонних утилит, на недостаток которых, впрочем, жаловаться не приходится. Вы можете использовать утилитой Slow CD, Ahead Nero Drive Speed и т. д. Вообще-то, большинство приводов самостоятельно снижают скорость, натолкнувшись на не читающиеся сектора, однако, качество заложенных в них алгоритмов, все еще оставляет желать лучшего и "ручное" управление скоростью дает значительно лучший результат.
Если же ни на одном из доступных вам приводов диск все равно не читается, можно попробовать отшлифовать его какой-нибудь полировальной пастой. Технике полирования оптических поверхностей (и лазерных дисков в частности) посвящено огромное количество статей, опубликованных как в печатных изданиях, так и в Интернете (особенно полезны в этом смысле астрономические книги по телескопостроению), поэтому здесь этот вопрос будет рассмотрен лишь кратко. Да, действительно, поцарапанный диск в большинстве случав можно отполировать и если все сделать правильно, диск с высокой степенью вероятности возвратится из небытия, но… Во-первых, полировка восстанавливает лишь царапины нижней поверхности диска и бессильна противостоять разрушениям отражающего слоя. Во- вторых, устраняя одни царапины, вы неизбежно добавляете другие и после иной полировки лазерному диску может очень сильно "поплохеть". В-третьих, полировке дисков не возможно научиться за раз, — вам понадобиться уйма времени и куча "подопытных" дисков. Нет уж, благодарю покорно! Лучше мы пойдем другим путем! А вот что вашему диску действительно не помешает — так это протирка обычными салфетками, пропитанными антистатиком (ищите их в компьютерных магазинах). Прежде чем вытирать диск сдуйте все частицы пыли, осевшие на него (иначе вы его только больше поцарапаете) и ни в коем случае не двигайтесь концентрическими мазками! Вытирать поверхность диска следует радиальными движениями от центра к краям, заменяя салфетку на каждом проходе.
Диск не опознается приводом
Вы вставляете диск в привод. Привод раскручивает диск, судорожно мигая при этом индикатором активности, затем, убедившись в том, что на заданной скорости диск не читается, начинает снижать обороты вплоть до полной остановки диска. Индикатор
"DISK IN" (если он присутствует на лицевой панели привода) печально тухнет, давая тем самым понять, что кусок пластика, засунутый в привод, с точки зрения привода представляет собой все, что угодно, но только не компакт-диск. При попытке обращения к диску выдается сообщение об отсутствии диска в дисководе и вежливое предложение его туда вставить.
Неспособность привода опознать диск в подавляющем большинстве случаев это свидетельство неисправности CD-ROM привода. Реже — дефективности самого лазерного диска. Даже если вчера этот диск вполне уверенно опознавался и даже если привод опознает все остальные диски — не спешите уверять себя в его, привода, работоспособности! Попробуйте прочитать диск на другом накопителе. На худой конец — уменьшите скорость вращения диска до минимальной, однако, будьте готовы к тому, что привод вас не послушается. Дело в том, что большинство приводов автоматически сбрасывают прежние установки скорости при смене диска и не позволяют изменять скорость вплоть до тех пор, пока диск не будет опознан (особенно этим "славятся" приводы TEAC, приводы от ASUS обычно ведут себя более демократично).
Если же подопытный диск отказывается опознаваться всеми доступными вам приводами, то причина скорее всего в том, что приводы не могут прочесть оглавление диска (так же называемое TOC), хранящееся в области Lead-In. Выньте диск из привода и внимательно рассмотрите узкое блестящее кольцо, расположенное у внутреннего края диска — это и есть Lead-In. Нет ли на нем глубоких царапин или загрязнений? Загрязнения удалите чистой салфеткой (к слову сказать, при очистке диска про вводную область зачастую как-то забывают, вероятно, принимая ее за бесполезное декоративное украшение). Бороться с царапинами намного труднее и без надлежащего опыта полировки лазерных дисков за это дело лучше не браться. Лучше всего было бы отнести такой диск в сервисный центр, специализирующийся на восстановлении информации, однако, далеко не во всяком городе такие центры вообще есть и далеко не всегда они выполняют такое восстановление оперативно и грамотно. Опять-таки: конфиденциальность, стоимость восстановления и прочее, прочее, прочее…
Можно ли восстановить такой диск самостоятельно? Да, можно, но для этого вам понадобиться определенное оборудование, стоящее порядка 1000 рублей (~30$). Конкретно — отдельный CD-ROM, над которым будет не жалко поизмываться и потерей которого вы окажетесь не слишком сильно огорчены (очень хорошо подходят для этих целей низкоскоростные приводы, оставшиеся от последнего апгрейда системы).
Весь фокус в том, что для работы с диском на сектором уровне TOC не так уж и нужен и без него вполне можно обойтись. Фактически это не аппаратная, а программная проблема. Обнаружив, что в процессе чтения оглавления диска возникли неустранимые ошибки, микропрограмма, зашитая в ПЗУ привода, отказывает такому диску в обработке, несмотря на то, что содержимое TOC'a дублировано в Q-канале подкода и размазано по всей спиральной дорожке. Причем, привод реально нуждается лишь в трех основных полях TOC: адресе выводной области диска (чтобы знать до сих пор можно "дергать" головкой), стартовом
адресе первого трека (чтобы знать откуда начинать чтение данных) и адресе следующей вводной области (только для многосессионных приводов). Со стартовым адресом первого трека разобраться проще всего — он по жизни равен 00:02:00 (что соответствует нулевому LBA-адресу). Адрес Lead-Out, напрямую зависящий от объема лазерного диска, не обязательно указывать точно, достаточно выбрать его таким, чтобы он был не меньше адреса настоящего Lead-Out, иначе все, расположенные за ним сектора, окажутся недоступными. Установив адрес Lead-Out на 80- или даже 90 минут мы можем гарантировать, что вся поверхность диска будет доступна приводу. Короче говоря, имей мы доступ ко внутренним структурам прошивки привода, восстановление разрушенного TOC было бы плевым делом. Автор использует для этих целей специальным образом модифицированную им прошивку обыкновенного CD-ROM привода(старенькая 8x модель от no name), которая позволяет манипулировать любыми служебными данными и потому читает все, что только физически можно прочесть.
Если же хачинье микропроцессорных программ вам не по зубам, можно пойти другим путем. Аккуратно разберите привод CD-ROM и извлеките его начинку из корпуса (теперь вы поняли почему автор порекомендовал купить для этих целей отдельный — максимально дешевый — привод?). Теперь, открутите болты, удерживающие металлическую планку, на которой закреплен эдакий "пятачок", прижимающийся к верхнему краю лазерного диска и тем самым уберегающий его от проскальзывания. Вместо этой нехитрой конструкции вы можете использовать металлическое кольцо или иную тяжесть. Главное, — получить свободный доступ к лазерному диску и возможность его "горячей" смены на ходу без выдвижения лотка.
Подключите привод к компьютеру и, включив питание последнего, нормальным путем вставьте в привод специальным образом подготовленный диск, адрес выводной области которого лежит в районе 80—90 минут (можно просто вставить любой компакт-диск с видеофильмом от 700 Мбайт). Убедившись, что диск нормально опознан, дождитесь его полной остановки и, не выключая компьютера, аккуратно снимите его с привода, ни в коем случае не открывая лоток. Теперь, установите в привод тот диск, который вы собираетесь восстанавливать. Поскольку TOC старого диска уже находится в кэше, а замену диска, совершенную таким варварским способом, привод обнаружить не в состоянии, он будет работать с новым диском точно так же, как и со старым. Только не пытайтесь читать содержимое диска средствами операционной системы — это ни к чему хорошему ни приведет (ведь она тоже умеет кэшировать и сколько бы вы ни жали на "обновить" в окне проводника будет неизменно прежнее оглавление). Лучше возьмите любой "грабер", читающий диск на секторном уровне и не задающий при этом лишних вопросов (например, можно воспользоваться утилитой cd_raw_read, бесплатно распространяемой автором) и скопируйте все содержимое диска от первого сектора до последнего в файл-образ, а затем, используя любую подходящую программу "прожига", залайте его на CD-R или CD-RW. Пусть вы не восстановите сам диск, но зато — его содержимое! Эта методика с одинаковым успехом применима как для аудиодисков, так и для дисков с данными.
Как вариант: можно не откручивать прижимную планку, а найти датчик смены диска и на время сделать ему "харакири", заставляя привод "думать", что
восстанавливаемый диск не был заменен (дешевые приводы используют простые механические датчики, сразу же бросающиеся в глаза, в более дорогих моделях отдельного датчика вообще нет и признаком смены диска считается нажатие на кнопку Eject; в этом случае с некоторым риском можно воспользоваться отверстием для аварийного извлечения диска, однако, имейте ввиду, что извлечение диска на работающем приводе может необратимо искалечить его механическую часть).
К слову сказать, существуют и такие приводы, которые ухитряются читать диск даже при полностью разрушенном TOC'е. К ним в частности относятся некоторые модели пишущих устройств от фирмы MSI. Обладателем этих приводов незачем развинчивать свой CD-ROM — сбойный диск он прочтет и так.
Так же, при восстановлении многосессионных дисков можно попробовать просто зачернить вводную область диска черным маркером, — содержимое первой сессии при этом окажется утраченным, но вот все последующие сессии большинство приводов прочтут на ура. Напоминаю, что вводная область диска выглядит как блестящее кольцо, расположенное вокруг внутренней кромки диска.
Диск опознается приводом, но не опознается операционной системой
Вы вставляете диск в привод. Привод раскручивает диск, зажигает индикатор DISK IN (если он есть), однако, попытка просмотра содержимого диска штатными средствами операционной системы приводит к сообщению о той или иной ошибке. Сканирование поверхности диска утилитой Ahead Nero CD Speed (или любой другой утилитой аналогичного назначения) выявляет один или несколько разрушенных (damaged) секторов.
Это — явный симптом повреждения файловой системы, а точнее — ее корневого каталога. Если это произошло — не хватайтесь за сердце. Восстановление коревого каталога лазерных дисков в отличии от винчестеров и дискет не представляет большой проблемы. Подавляющее большинство лазерных дисков содержат не одну, а сразу две файловых системы, дублирующих друг друга — ISO-9660 и Joliet (таковыми являются все диски, выпушенные после 1995 года). Согласитесь, одновременное разрушение сразу двух корневых каталогов — событие крайне маловероятное. К тому же, в силу отсутствия фрагментации, вложенные подкаталоги не разбросаны по всей поверхности лазерного диска, а сосредоточенны в одном месте, благодаря чему даже при полностью разрушенном корневом каталоге их достаточно легко восстановить. Наконец, каждая последующая сессия многосессионого диска включает в себя содержимое файловых систем всех предыдущих сессий (исключая, разумеется, удаленные файлы). А потому, при "смерти" файловой системы последней сессии, мы без труда можем спасти содержимое всех остальных.
К сожалению, штатные средства Windows не предоставляют возможности выборочного монтирования ни предпочтительной файловой системы, ни предпочтительной сессии, принудительно подсаживая нас на корневой каталог Джульеты последней сессии диска. Самое простое, что можно сделать —
попробовать прочитать диск под "голой" MS-DOS с установленным драйвером MSCDEX, работающим исключительно с системой ISO-9660 и игнорирующим существование Joliet. Как вариант, вы можете воспользоваться утилитой ISO 9660.dir, разработанной автором специально для работы с порушенными файловыми системами и восстанавливающей все, что только можно восстановить.
Естественно, в силу того, что максимальная длина файловых идентификаторов в системе ISO-9660 составляет всего лишь 11 символов, длинные файловые имена оказываются необратимо искажены, однако, согласитесь, это все же лучше чем совсем ничего.
При вставке диска в привод компьютер "зависает"
Вы вставляете диск в привод, привод раскручивает диск, интенсивно мигая индикатором активности и… зависает, зачастую "подвешивая" вместе с собой и операционную систему. В легких случаях положение спасает кнопка Eject, в тяжелых — Reset.
Такое поведение характерно для защищенных дисков, защита которых основана на искаженном TOC'e. Большинство приводов к искаженному TOC'у относятся довольно лояльно (хотя это смотря еще что искажать), но встречаются и такие, которые при этом просто виснут. Если прочесть защищенный диск все же необходимо — попробуйте сменить привод.
Другой возможный вариант — зацикленная файловая система. При "прожиге" CD- R/CD-RW дисков кривым софтом — такое часто случается. Удерживая клавишу <Shift> во время загрузки диска запретите операционной системе читать его содержимое (или же просто временно отключите автозапуск) и посредством той же утилиты ISO 9660.dir вытяните из диска все, что только с него можно вытянуть.
Диск читается с ошибками
Если не смотря на все ухищрения типа снижения скорости или очистки поверхности диск все равно читается с ошибками и сбойные сектора приходится как раз на область, занятую ценнейшими файлами — "дело труба". Но все же, шансы успешного восстановления данных есть, пускай и небольшие.
Прежде всего: ошибка ошибке рознь. Редко бывает так, чтобы сектор не читался весь целиком. Как правило, речь идет об искажении одного или нескольких принадлежащих ему байт. Причем, корректирующая способность избыточных кодов такова, что до 392 сбойных байт исправляется уже в декодере первого уровня (CIRC- декодере). Еще до 86 ошибок способны исправлять P-коды и до 52 ошибок — Q- коды. Таким образом при наиболее благоприятном распределении ошибок удается восстановить вплоть до 530 ошибок или до ~25% общей емкости сектора. Лишь чудовищная ненадежность оптических носителей приводит к тому, что даже такая колоссальная избыточность данных иной раз не в силах противостоять сбоям.
В зависимости от установочных параметров, накопитель, обнаружив неустранимый сбой, либо отдает сектор в том виде, в котором его удалось прочесть, либо же просто
рапортует об ошибке, оставляя содержимое выходного буфера в неопределенном состоянии. Идея восстановления состоит в том, чтобы заставить привод выдавать все, что он только способен прочесть. Конечно, искаженные байты уже не вернуть назад, однако, многие форматы файлов вполне лояльно относятся к небольшим разрушениям. Музыка в формате MP3/WMA, видеофильмы, графические изображения — все они будут вполне нормально воспроизводиться и только непосредственно на месте самого искажения возникнет щелчок той или иной громкости или мелькнет "артефакт". С архивами ситуация обстоит значительно хуже, однако, в подавляющем большинстве случаев вы потеряете всего один-единственный файл, а все остальные содержимое архива распакуется нормально (кстати, некоторые архиваторы, такие например, как RAR поддерживают собственные корректирующие коды, позволяющие при минимальной избыточности восстанавливать "битые" архивы).
Постойте! — возразят мне иные читатели — Как же, было дело! Пробовали мы восстанавливать не читающиеся диски теми или иными утилитами. Ну и что? "Вылеченный" mpg- или avi-файл система наотрез отказалась считать видео-файлом! Так все дело в том, — резонно возражу я, — что эти самые утилиты просто выкидывали все сектора, которые они не могли прочесть, в результате чего размер файла, а значит, и относительные смещения всех его структур изменились! Неудивительно, что после такой "кастрации" он перестал воспроизводится!
Воспользуйтесь любым копировщиком защищенных дисков, предоставляющим выборочное управление режимом обработки ошибок и выберите режим 24h (максимально возможная коррекция ошибок без прерывания передачи данных в случае невозможности их восстановления). Среди прочих утилит для этой цели подойдет тот же cd_raw_read, разработанный автором. Как альтернативный вариант вы можете использовать Alcohol 120% и/или CloneCD.
Спрашиваете: а по каким причинам сектор может перестать читаться? Прежде всего это глубокие и широкие радиальные царапины со стороны верхней части. Преодолев тонкий барьер защитного лакового слоя царапины "выедают" непосредственно сам отражающий материал, а вместе с ним — и полезные данные.
Немногочисленные узкие царапины в общем-то не опасны — содержимое сектора размазано вдоль спиральной дорожки и потому выпадения нескольких байт легко компенсируются за счет избыточности. Правда, тут есть одно "но". Откуда приводу знать сколько именно "питов" и "лендов" было пропущено? Поскольку, "питы" и "ленды" напрямую не соответствуют двоичному нулю и единице, и единица кодируется переходом от "пита" к "ленду" или наоборот, а нуль — отсутствуем переходов на данном участке, становится понятно, что пропадание нечетного числа "питов"/"лентов" как бы переворачивает весь хвост фрейма с ног на голову, т. е. другими словами "гробит" его. Отсюда: даже одна-единственная царапина способна породить целый каскад ошибок, не устранимых штатными корректирующими кодами, но в принципе, поддающимися ремонту в ручную. Ну, не то, чтобы совсем вручную, — необходимая для этой цели утилита уже написана автором и сейчас проходит стадию альфа-тестирования, на ура читая те диски, которые не читались нормальным путем. Не исключено, что к моменту выхода данной книги она перейдет
в стадию бета-тестирования и станет бесплатно доступна всем желающим. Впрочем, поскольку длина одного фрейма составляет всего 24 байта, разрушение нескольких подряд идущих фреймов может быть реконструировано и штатными корректирующими кодами и к помощи моей утилиты придется прибегать лишь на сильно поцарапанных дисках.
Широкие царапины — другое дело. Мало того, что они "съедают" несколько фреймов целиком, так они еще и оптическую головку сбивают с дорожки. Попав в образованную царапиной дыру, головка совершенно дезориентируется (ей становится попросту не на что "опираться"!) и "вылетает" в одну из соседних дорожек. Умные приводы автоматически распознают такую ситуацию и позиционируют головку на нужное место. Приводы поглупее (коих, кстати, подавляющее большинство) самоуверенно продолжают чтение, как ни в чем ни бывало. В результате, голова одного сектора скрещивается с хвостом другого и… естественно, при попытке восстановления такого сектора штатными корректирующими кодами ничего, кроме мусора не получается и привод уныло диагностирует неисправимую ошибку. Выход — читать такой сектор до тех пор, пока головка не попадает на туже самую дорожку, с которой начиналось чтение сектора. Количество попыток чтения при этом должно быть достаточно велико (от 100 и больше). Ведь с точки зрения вероятности отклониться от спиральной дорожки намного проще, чем удержаться на ней!
Концентрические царапины — самый деструктивный тип разрушений который только может быть. Размазывание информации вдоль спиральной дорожки теперь не в силах противостоять сбою, поскольку искажение затрагивает весь сектор целиком (радиальные царапины, напротив, искажают лишь небольшую часть сектора). К тому же концентрические царапины сбивают систему слежения, поскольку следящие лазерные лучи слега расфокусированы и потому оказываются весьма чувствительны к подобным дефектам поверхности.
Царапины, расположенные с нижней стороны диска, в большинстве случав устраняются полировкой, а вот царапины, "высверлившие" рабочий слой, ликвидировать — увы — невозможно.
Могущество кодов Рида-Соломона или информация, воскресшая из пепла
Энтропия слепа, но терпелива. Рано или поздно, обстреливая наши позиции по квадратам, она нанесет удар по штабу, по центру связи. И тогда первая линия обороны будет уничтожена. И приходится отходить на запасные позиции. Иными словами, доставать из магнитотеки пакет дисков с копией тома.
Е. В. Лишак
"Тридцатьвторой день года.
(Записки парасистемного программиста)."
Все вы наверняка слышали о существовании помехозащитных кодов Рида-Соломона, широко использующихся в устройствах передачи и хранения данных для обнаружения и исправления как одиночных, так и групповых (!) ошибок. Область их применения необычайно широка — кодеры/декодеры Рида-Соломона можно найти и в ленточных запоминающих устройствах, и контроллерах оперативной памяти, и в модемах, и в жестких дисках, и в приводах CD-ROM/DVD и т. д. Благодаря им некоторые "продвинутые" архиваторы безболезненно переносят порчу нескольких секторов носителя, содержащего архив, а подчас — и полное разрушение целого тома многотомного архива. Еще коды Рида-Соломона позволяют защитному механизму автоматически восстанавливать байтики, "хакнутые" взломщиком и/или искаженные в результате сбоя программного/аппаратного обеспечения.
Короче говоря, если владение техникой помехозащитного кодирования не превращает вас в бога, то, по крайней мере, поднимает на Олимп, где среди бесшумных вентиляторов и "безглючных" операционных систем снуют великие компьютерные Гуру.
В тоже время, лишь немногие программисты могут похвастаться собственной реализацией алгоритмов Рида-Соломона. Да и зачем? Готовых библиотек море — от прагматичных коммерческих пакетов, до бесплатных "исходников", распространяемых по лицензии операционной системы GNU. Как говориться, бери — не хочу.
Замечание
"…из-за ошибок в реализации данный код вместо исправления ошибок добавляет новые. Поэтому данный код больше недоступен" — комментарий к исходным текстам кодера/декодера Reed-Solomon ОС GNU. Вот и верь после этого в надежность Linux в целом и в "GNU-тый" библиотечный код в частности.
Что ж, в использовании библиотек есть вполне определенный практический смысл, но никакой хакер (hacker) не доверит управления программе, до тех пор не поймет
как именно она работает (а эта публикация именно для хакеров и предназначена, естественно "хакеров" в хорошем значении этого слова). С другой стороны, — при анализе программного обеспечения, распространяемого без исходных кодов, вы не сможете идентифицировать алгоритм Рида-Соломона, если только заранее не разберетесь во всех его тонкостях. Допустим, вам встретилась защита, хитрым образом манипулирующая с EDC/ECC полями ключевых секторов, считанных ею с лазерного диска, и каждый такой сектор содержит две умышленно внесенные ошибки (плюс еще ошибки, естественным путем возникающие при небрежном обращении с CD), причем, одна из этих ошибок ложная и исправлять ее не нужно. При штатном копировании защищенного диска микропроцессорная начинка привода CD-ROM автоматически исправляет все ошибки, которые она только может исправить, в результате чего происходит искажение ключевых меток и, — как следствие — защищенная программа перестанет работать. Можно, конечно, скопировать диск в "сыром" режиме, т. е. без исправления ошибок, но тогда копия будет содержать как не предумышленные, так и предумышленные ошибки, в результате чего даже при незначительном повреждении оригинала, корректирующих возможностей кодов Рида-Соломона уже окажется недостаточно и диск просто перестанет читаться (А как вы хотели? Копирование дисков в сыром режиме ведет к накоплению ошибок и потому крайне непрактично с любой точки зрения). Владение базовыми принципами помехозащитного кодирования позволит вам разобраться с логикой работы защитного механизма и понять какие конкретного ошибки следует исправлять, а какие нет.
К сожалению, подавляющее большинство публикаций на тему кодов Рида-Соломона написаны на языке высшей математики для постижения которой и университетских знаний под час оказывается недостаточно (да и все ли хакеры знают математику?), в результате чего все эти сильно теоретизированные руководства забрасываются на полку, если вообще не применяются не по назначению… (не то, чтобы я разделял такие намерения, но все-таки…).
Программная реализация корректирующих кодов Рида-Соломона действительно очень сложна и на самом деле требует определенной математической подготовки, изложение основ которой может показаться скучным и неинтересным для "системщиков" и "железячников", но иного пути по-видимому нет. В конце концов, никто не обещал вам, что быть программистом — легко, а хорошим программистом быть еще труднее. Так что не говорите потом, что я вас не предупреждал! Шутка! Расслабьтесь и разгоните свой страх перед высшей математикой прочь. По ходу описания вам повстречается пара формул (ну куда же в математике без формул?), но во всех остальных случаях я буду говорить на интернациональном программистом языке — языке Си, понятным любому системщику. В общем, пристегивайте ремни и поднимайте свои головы с клавиатуры, — мы поехали!
Корректирующие коды и помехоустойчивое кодирование (азы)
Персональные компьютеры с их битами и байтами настолько прочно вошли в нашу жизнь, что программисты вообще перестали задумываться о теории кодирования информации, принимая ее как должное. Между тем, здесь все не так просто, как может показаться на первый взгляд.
Фактически, кодирование есть ни что иное, как преобразование сообщения в последовательность кодовых символов так же называемых кодовыми словами. Любое дискретное сообщение состоит из конечного числа элементов: в частности, текст состоит из букв, изображение состоит из пикселей, машинная программа состоит из команд и т. д., — все они образуют алфавит источника сообщения. При кодировании происходит преобразование элементов сообщения в соответствующие им числа — кодовые символы, причем каждому элементу сообщения присваивается уникальная совокупность кодовых символов, называемая кодовой комбинацией. Совокупность кодовых комбинаций, образующих сообщение, и есть код. Множество возможных кодовых символов называется кодовым алфавитом, а их количество (далее по тексту обозначаемое малой латинской m) — основанием кода.
Впрочем, все это вы уже наверняка знаете (а если не знаете, — то без труда найдете исчерпывающее объяснение основ кодирования в любом учебнике по информатике), но знаете ли вы, что такое расстояние Хемминга? Это — минимальное количество различий между двумя различными допустимыми кодовыми словами и в теории помехоустойчивого кодирования расстояние Хемминга играет основополагающую роль. Рассмотрим, например, следующий четырехбитный код (листинг 1.1).
Листинг 1.1. Пример простейшего четырехбитного кода с расстоянием Хемминга, равным единице
0
^
0000;
4
^
0100;
8
^
1000;
12
^
1100
1
^
0001;
5
^
0101;
9
^
1001;
13
^
1101
2
^
0010;
6
^
0110;
10
^
1010;
14
^
1110
3
^
0011;
7
^
0111;
11
^
1011;
15
^
1111
Такой код широко используется в вычислительной технике, несмотря на его невозможность обнаружить ошибки.
Это обыкновенный двоичный код, который можно встретить в некоторых "однокристалках", вмещающий в свои 4 бита 16 символов (т. е. с его помощью можно закодировать 16 букв алфавита). Как нетрудно убедиться, что два любых символа этого кода отличаются, по меньшей мере, на один бит, следовательно, расстояние Хемминга для такого кода равно единице (что условно обозначает как d = 1).
А вот другой четырехбитный код с расстоянием Хемминга, равным двум, способный обнаруживать одиночные ошибки (листинг 1.2).
Листинг 1.2. Пример четырехбитного кода с расстоянием Хемминга, равным двум
0 ^ 0000;4 ^ 1001;
1 ^ 0011;2 ^ 0101;3 ^ 0110;1 ^ 0011;2 ^ 0101;3 ^ 0110;5 ^ 1010;6 ^ 1100;7 ^ 1111;5 ^ 1010;6 ^ 1100;7 ^ 1111;
1 ^ 0011;
2 ^ 0101;
3 ^ 0110;
1 ^ 0011;
2 ^ 0101;
3 ^ 0110;
5 ^ 1010;
6 ^ 1100;
7 ^ 1111;
5 ^ 1010;
6 ^ 1100;
7 ^ 1111;
На этот раз, два произвольных символа отличаются как минимум в двух позициях, за счет чего информационная емкость такого кода сократилась с 16- до 8 символов. Постойте-постойте! — воскликнет иной читатель. — Что это за бред? Куда девалась комбинация 0001 или 0010 например? Нет, это не бред и указанных комбинаций бит в данном коде действительно нет, точнее они есть, но объявлены запрещенными. Благодаря этому обстоятельству наш код способен обнаруживать любые одиночные ошибки. Возьмем, например, символ "1010" и исказим в нем произвольный бит (но только один!). Пусть это будет второй слева бит, — тогда искаженный символ станет выглядеть так: "1110". Поскольку, комбинация "1110" является запрещенной, декодер может засвидетельствовать наличие ошибки. Увы, только засвидетельствовать, но не исправить, т. к. для исправления даже одного- единственного сбойного байта требуются увеличить расстояние Хемминга как минимум до трех. Поскольку, 4-битный код с d = 3 способен вмещать в себя лишь два различных символа, то он крайне ненагляден, и потому нам лучше выбрать код с большей разрядностью. Хорошо, пусть это будет 10-битный код с d = 5 (листинг 1.3).
Листинг 1.3. Пример 10-битного кода, с расстоянием Хемминга равным пяти, способного обнаруживать четырехбитные ошибки, а исправлять — двух битовые
0000000000000001111111111000001111111111
Возьмем, к примеру, символ 0000011111 и изменим два его любых бита, получив в итоге что-то наподобие: 0100110111. Поскольку, такая комбинация является запрещенной, декодер понимает, что произошла ошибка. Достаточно очевидно, что если количество сбойных бит меньше расстояния Хемминга хотя бы наполовину, то декодер может гарантированно восстановить исходный символ. Действительно, если между двумя любыми разрешенными символами существует не менее пяти различий, то искажение двух бит всякого такого символа приведет к образованию нового символа (обозначим его к), причем расстояние Хемминга между к и оригинальным символом равно числу непосредственно искаженных бит (т. е. в нашем случае двум), а расстояние до ближайшего соседнего символа равно: d - к (т. е. в нашем случае трем). Другими словами, пока d - к > к декодер может гарантированно восстановить искаженный символ. В тех случаях, когда d > к > d - к, успешное восстановление уже
не гарантируется, но при удачном стечении обстоятельств оказывается все-таки возможным.
Возвращаясь к нашему символу 0000011111, давайте на этот раз исказим не два бита, а четыре: 0100110101 и попробуем его восстановить. Изобразим процесс восстановления графически (листинг 1.4).
Листинг 1.4. Восстановление четырехбитной ошибки
0000000000
0000011111
1111100000
1111111111 ^ символы алфавита
0100110101
0100110101
0100110101
0100110101 ^ принятытй символ
5 отличий
4 отличия
6 отличий
5 отличий
Грубо говоря, обнаружив ошибку, декодер последовательно сличает искаженный символ со всеми разрешенными символами алфавита, стремясь найти символ наиболее "похожий" на искаженный. Точнее — символ с наименьшим числом различий, а еще точнее — символ, отличающийся от искаженного не более чем в (d –
) позициях. Легко увидеть, что в данном случае нам повезло и восстановленный символ совпал с истинным. Однако, если бы четыре искаженных бита распределились бы так: 0111111111, то декодер принял бы этот символ за 1111111111 и восстановление оказалось бы неверным.
Таким образом, исправляющая способность кода определяется по следующей формуле: для обнаружения r ошибок расстояние Хемминга должно быть больше или равно r, а для коррекции r ошибок, расстояние Хемминга должно быть, по крайней мере, на единицу больше удвоенного количества r (листинг 1.5).
Листинг 1.5. Корректирующие способности простого кода Хемминга
обнаружение ошибок: d >= r исправление ошибок: d > 2r информационная емкость : 2n/d
Теоретически количество обнаруживаемых ошибок неограниченно, практически же информационная емкость кодовых слов стремительно тает с ростом d. Допустим, у нас есть 24 байта данных, и мы хотели бы исправлять до двух ошибок на каждый такой блок. Тогда нам придется добавить к этому блоку еще 49 байт, в результате чего реальная информационная емкость блока сократиться всего… до 30%! Хорошенькая перспектива, не так ли? Столь плачевный результат объясняется тем, что биты кодового слова изолированы друг от друга и изменение одного из них никак не сказывается на окружающих. А что если…
Пусть все биты, номера которых есть степень двойки, станут играть роль контрольных битов, а оставшиеся и будут обычными ("информационными") битами сообщения. Каждый контрольный бит должен отвечать за четность суммы (т. е. если сумма проверяемых бит — четна, то контрольный бит будет равен нулю и, соответственно, наоборот) некоторой, принадлежащей ему группы битов, причем один и тот же информационный бит может относиться к различным группам. Тогда, один информационный бит сможет влияет на несколько контрольных и потому информационная емкость слова значительно (можно даже сказать чудовищно) возрастет. Остается только выбрать наиболее оптимальное разделение сфер влияния.
Согласно методу помехозащитного кодирования, предложенного Хеммингом, для того, чтобы определить какие контрольные биты контролируют информационный бит, стоящий в позиции k, мы должны разложить k по степеням двойки, как это показано в таблице 1.1.
Таблица 1.
1. Разделение бит на контрольные и информационные
Позиция
Какими битами контролируется
1 (A)
20 = 1
Это контрольный бит, никто его не контролирует
2 (B)
21 = 2
Это контрольный бит, никто его не контролирует
3
20+21 = 1 + 2 = 3
Контролируется 1 и 2 контрольными битами
4 (C)
22 = 4
Это контрольный бит, никто его не контролирует
5
20+22 = 1 + 4 = 5
Контролируется 1 и 4 контрольными битами
6
21+22 = 2 + 4 = 6
Контролируется 2 и 4 контрольными битами
7
20+21+22 = 1 + 2 + 4 = 7
Контролируется 1, 2 и 4 контрольными битами
8 (D)
23 = 8
Это контрольный бит, никто его не контролирует
Давайте, в порядке закрепления материала попробуем "пощупать" коды Хемминга в "живую" и вручную рассчитаем контрольную сумму 4-битного символа "0101". После резервирования "квартир" для контрольных битов (выделенных в тексте жирным шрифтом) наш символ будет выглядеть так: AB0C101D. Теперь остается только рассчитать значения битов A, B, C и D.
Бит A, контролирующий биты 3, 5 и 7 равен нулю, т. к. их сумма (0 + 1 + 1) четна.
Бит B, контролирующий биты 3, 6 и 7 равен единице, т. к. их сумма (0 + 0 + 1) нечетна.
Бит C, контролирующий биты 5, 6 и 7 равен нулю, т. к. их сумма (1 + 0 + 1) четна.
Таким образом, "новоиспеченное" кодовое слово будет выглядеть так: "0100101", где жирным шрифтом выделены контрольные биты (листинг 1.6).
Листинг 1.6. Кодовое слово вместе с информационными битами
AB0C101
1234567
Допустим, при передаче наше слово было искажено в одной позиции и стало выглядеть так: 01001 1 1. Сможем ли мы обнаружить такую ошибку? А вот сейчас и проверим! Так, бит A должен быть равен: (0 + 1 + 1) % 2 = 0, что соответствует истине. Бит B должен быть равен (0 + 1 + 1) % 2 = 0, а в нашем слове он равен единице. Запомним номер "неправильного" контрольного бита и продолжим. Бит C должен быть равен (1 + 1 + 1) % 2 = 1, а он равен нулю! Ага, значит, контрольные биты в позициях 2 (бит B) и 4 (бит C) обнаруживают расхождение с действительностью. Их сумма (2 + 4 = 6) и дает позицию сбойного бита. Действительно, в данном случае номер искаженного бита будет равен 6, — инвертируем его, тем самым, восстанавливая наше кодовое слово в исходный вид.
А что, если искажение затронет не информационный, а контрольный бит? Проверка показывает, что позиция ошибки успешно обнаруживается и в этом случае и контрольный бит при желании может быть легко восстановлен по методике уже описанной выше (только если ли в этом смысл? ведь контрольные биты все равно выкусываются в процессе декодирования кодового слова).
На первый взгляд кажется, что коды Хемминга жутко неэффективны, ведь на 4 информационных бита у нас приходится 3 контрольных, однако, поскольку номера контрольных бит представляют собой степень двойки, то с ростом разрядности кодового слова они начинают располагаться все реже и реже. Так, ближайший к биту C контрольный бит D находится в позиции 8 (т. е. в "трех шагах"), зато контрольный бит E отделен от бита D уже на 24 – 23 – 1 = 7 "шагов", а контрольный бит F и вовсе — на 25 – 24 – 1 = 15 "шагов".
Таким образом, с увеличением разрядности обрабатываемого блока, эффективность кодов Хемминга стремительно нарастает, что и показывает следующая программа (листинг 1.7) и результаты расчетов, выполненные с ее помощью (листинг 1.8).
Листинг 1.7. Расчет эффективной информационной емкости кодов Хемминга для слов различной длины
main()
{
int a;
int _pow = 1;
int old_pow = 1;
int N, old_N = 1;
printf( "* * * hamming code efficiency test * * * by Kris Kaspersky\n"\
" BLOCK_SIZE FUEL UP EFFICIENCY\n"\ "\n");
for (a = 0; a < MAX_POW; a++) {
N = _pow - old_pow - 1 + old_N;
printf("%8d %8d%8.1f%%\n",_pow, N, (float) N/_pow*100);
// NEXT
old_pow = _pow; _pow = _pow * 2; old_N = N;
} printf("\n");
}
Листинг 1.8. Результат расчета эффективной информационной емкости кодов Хемминга для слов различной длины
BLOCKSIZEBLOCKSIZEFUEL UP EFFICIENCYFUEL UP EFFICIENCY
BLOCKSIZE
BLOCKSIZE
FUEL UP EFFICIENCY
FUEL UP EFFICIENCY
100.0200.04125.08450.0161168.8322681.3645789.112812093.825624796.551250298.01024101398.92048203699.44096408399.78192817899.8163841636999.93276832752100.06553665519100.0131072131054100.0262144262125100.0524288524268100.0100.0200.04125.08450.0161168.8322681.3645789.112812093.825624796.551250298.01024101398.92048203699.44096408399.78192817899.8163841636999.93276832752100.06553665519100.0131072131054100.0262144262125100.0524288524268100.0
1
0
0.0
2
0
0.0
4
1
25.0
8
4
50.0
16
11
68.8
32
26
81.3
64
57
89.1
128
120
93.8
256
247
96.5
512
502
98.0
1024
1013
98.9
2048
2036
99.4
4096
4083
99.7
8192
8178
99.8
16384
16369
99.9
32768
32752
100.0
65536
65519
100.0
131072
131054
100.0
262144
262125
100.0
524288
524268
100.0
1
0
0.0
2
0
0.0
4
1
25.0
8
4
50.0
16
11
68.8
32
26
81.3
64
57
89.1
128
120
93.8
256
247
96.5
512
502
98.0
1024
1013
98.9
2048
2036
99.4
4096
4083
99.7
8192
8178
99.8
16384
16369
99.9
32768
32752
100.0
65536
65519
100.0
131072
131054
100.0
262144
262125
100.0
524288
524268
100.0
Из приведенной распечатки (см. листинг 1.8) видно, что при обработке блоков, "дотягивающихся" хотя бы до 1024 бит, накладными расходами на контрольные биты можно полностью пренебречь.
К сожалению, коды Хемминга способны исправлять лишь одиночные ошибки, т. е. допускают искажение всего лишь одного сбойного бита на весь обрабатываемый блок. Естественно, с ростом размеров обрабатываемых блоков увеличивается и вероятность ошибок. Поэтому, выбор оптимальной длины кодового слова является весьма нетривиальной задачей, как минимум требующей знания характера и частоты возникновения ошибок используемых каналов передачи информации. В частности, для ленточных накопителей, лазерных дисков, винчестеров и тому подобных устройств, коды Хемминга оказываются чрезвычайно неэффективными. Зачем же тогда мы их рассматривали? А затем, что понять прогрессивные системы кодирования (к которым в том числе относятся и коды Рида-Соломона), ринувшись атаковать их "с нуля", практически невозможно, ибо они завязаны на сложной, действительно высшей математике, но ведь не Боги горшки обжигают, верно?
Идея кодов Рида-Соломна
Если говорить упрощенно, то основная идея помехозащитного кодирования Рида- Соломона заключается в умножении информационного слова, представленного в виде полинома D, на неприводимый полином G (т. е. такой полином, который не разлагается в произведение полиномов меньшей степени), известный обоим сторонам, в результате чего получается кодовое слово C, опять таки представленное в виде полинома.
Декодирование осуществляется с точностью до наоборот: если при делении кодового слова C на полином G, декодер внезапно получает остаток, то он может "рапортовать наверх" об ошибке. Соответственно, если кодовое слово разделилось нацело, то его передача завершилась успешно.
Если степень полинома G (называемого так же порождающим полиномом) превосходит степень кодового слова по меньшей мере на две степени, то декодер может не только обнаруживать, но и исправлять одиночные ошибки. Если же превосходство степени порождающего полинома над кодовым словом равно четырем, то восстановлению поддается и двойные ошибки. Короче говоря, степень полинома к связана с максимальным количеством исправляемых ошибок t следующим образом: к = 2t. Следовательно, кодовое слово должно содержать два дополнительных символа на одну исправляемую ошибку. В то же время, максимальное количество распознаваемых ошибок равно t, т. е. избыточность составляет один символ на каждую распознаваемую ошибку.
В отличии от кодов Хемминга, коды Рида-Соломона могут исправлять любое разумное количество ошибок при вполне приемлемом уровне избыточности. Спрашиваете, за счет чего это достигается? Смотрите, в кодах Хемминга контрольные биты контролировали лишь те информационные биты, что находятся по правую сторону от них и игнорировали всех "левосторонних товарищей". Обратимся
к таблице 1.1, — добавление восьмого контрольного бита D ничуть не улучшило помехозащищенность кодирования, поскольку контрольному биту D было некого контролировать. В кодах же Рида-Соломона контрольные биты распространяют свое влияние на все информационные биты и потому, с увеличением количества контрольных бит, увеличивается и количество распознаваемых/устраняемых ошибок. Именно благодаря последнему обстоятельству, собственно, и вызвана ошеломляющая популярность корректирующих кодов Рида-Соломона.
Теперь о грустном. Для работы с кодами Рида-Соломона обычная арифметика, увы, не подходит и вот почему. Кодирование предполагает вычисления по правилам действия над многочленами, с коэффициентами которых надо выполнять операции сложения, вычитания, умножения и деления, причем все эти действия не должны сопровождаться каким-либо округлением промежуточных результатов (даже при делении!), чтобы не вносить неопределенность. Причем, и промежуточные, и конечные результаты не имеют права выходить за пределы установленной разрядной сетки... постой! Воскликнет внимательный читатель! Да ведь это невозможно! Чтобы при умножении и не происходило "раздувания" результатов, — кто же в этот бред поверит?!
Впрочем, если как следует подумать головой, частично призвав на помощь и другие части тела, можно сообразить, что умножать информационное слово на порождающий полином вовсе и не обязательно, можно поступить гораздо хитрее:
Добавляем к исходному информационному слову D справа к нулей, в результате чего у нас получается слово длины n = m + r и полином X*D, где m — длина информационного слова.
Делим полученный полином X *D на порождающий полином G и вычисляем остаток от деления R, такой что: X*D = G*Q + R, где Q — частное, которое мы благополучно игнорируем за ненадобностью, — сейчас нас интересует только остаток.
Добавляем остаток R к информационному слову D, в результате чего получаем "симпатичное" кодовое слово C, информационные биты которого хранятся отдельно от контрольных бит. Собственно, тот остаток, который мы получили в результате деления — и есть корректирующие коды Рида- Соломона. Между нами говоря, способ кодирования, при котором информационные и контрольные символы хранятся раздельно называется систематическим кодированием и такое кодирование весьма удобно с точки зрения аппаратной реализации.
Мысленно прокручиваем пункты 1, 2 и 3 пытаясь обнаружить на какой же стадии вычислений происходит выход за разрядную сетку и... такой стадии нет! Все нормально! Остается лишь отметить, что информационное слово плюс корректирующие коды можно записать как: T == X*D + R = GQ.
Декодирование полученного слова T осуществляется точно так же, как уже и было описано ранее. Если при делении слова T (которое в действительности является произведением G на Q) на порождающий полином G образуются остаток, то слово T искажено и, соответственно, наоборот.
Теперь — вопрос на засыпку. Как вы собираетесь осуществлять деление полиномов в рамках общепринятой алгебры? В целочисленной арифметике деление определено не для всех пар чисел (вот в частности, 2 нельзя разделить на 3, а 9 нельзя разделить на 4, — без потери значимости естественно). Что же касается "плавучки", — то ее точность еще та (в смысле точность катастрофически недостаточная для эффективного использования кодов Рида-Соломона), к тому же она довольно сложна в аппаратной реализации. Ладно, в IBM PC с процессором Pentium, быстродействующий математический сопроцессор всем нам дан по дефолту, но что делать разработчикам ленточных накопителей, винчестеров, приводов CD наконец? Использовать в них процессор Pentium 4?! Нет уж, увольте, — лучше воспользоваться специальной арифметикой, — арифметикой конечных групп, называемых полями Галуа. Достоинство этой арифметики в том, что операции сложения, вычитания, умножения и деления определены для всех членов поля (естественно, исключая ситуацию деления на ноль), причем, число, полученное в результате любой из этих операций, обязательно присутствует в группе! Таким образом при делении любого целого числа A, принадлежащего множеству 0…255 на любое целое число B из того же множества (естественно, B не должно быть равно нулю), мы получим число C, входящее в данное множество. А поэтому, потерь значимости не происходит и никакой неопределенности не возникает!
Таким образом, корректирующие коды Рида-Соломона основаны на полиномиальных операциях в полях Галуа и требует от программиста владения сразу несколькими аспектами высшей математики из раздела теории чисел. Как и все "высшее", придуманное математиками, поля Галуа есть суть абстракция, которую невозможно ни наглядно представить, ни "пощупать" руками. Ее надо просто принять как набор аксиом, не пытаясь вникнуть в смыл, достаточно всего лишь знать, что она работает — вот и все. А еще есть полиномы "немерянных" степеней и матрицы в "пол-Европы", от которых нормального системщика извините тошнит (увы, программист-математик скорее исключение, чем правило).
Поэтому, прежде чем ринуться в непроходимые джунгли математического леса абстракций, давайте сконструируем макет кодера/декодера Рида-Соломона, работающий по правилам обычной целочисленной алгебры. Естественно, за счет неизбежного в этом случае расширения разрядной сетки, такому кодеру/декодеру будет очень трудно найти практическое применение, но… зато он нагляден и позволяет не только понять, но и почувствовать принцип работы корректирующих кодов Рида-Соломона.
Мы будем исходить из того, что если g = 2n + 1, то для любого a из диапазона 0…2n, произведение a*g = c (где с — кодовое слово), будет представлять по сути полную мешанину битов обоих исходных чисел.
Допустим n = 2, тогда g = 3. Легко видеть, — на что бы мы не умножали g — хоть на 0, хоть на 1, хоть на 2, хоть на 3, полученный результат делиться нацело на g в том и только в том случае, если никакой из его битов не инвертирован (т. е., попросту говоря, одиночные ошибки — отсутствуют).
Остаток от деления однозначно указывает на позицию ошибки (при условии, что ошибка одиночная, групповые же ошибки данный алгоритм исправлять не способен).
Точнее, если ошибка произошла в позиции x, то остаток от деления k будет равен k = 2x. Для быстрого определения x по k можно воспользоваться тривиальным табличным алгоритмом. Впрочем, для восстановления сбойного бита знать его позицию совершенно необязательно, достаточно сделать R = e ^ k, где e — искаженное кодовое слово, ^ — операция XOR (исключающее ИЛИ), а R — восстановленное кодовое слово.
В общем, законченная реализация кодера/декодера Рида-Соломона, работающего по обычной арифметике (т. е. с неоправданным расширением разрядной сетки), и исправляющим любые одиночные ошибки в одном 8-битном информационном слове (впрочем, программу легко адоптировать и под 16-байтовые информационные слова), может выглядеть так как показано в листинге 1.9. Обратите внимание, что кодер реализуется чуть ли не на порядок проще декодера. В настоящем декодере Рида-Соломна, способном исправлять групповые ошибки, этот разрыв еще значительнее.
Листинг 1.9. [/etc/EDC.ECC/rs.simplest.c] Простейший пример реализации кодера/декодера Рида-Соломона
/* *
*ПРОСТЕЙШИЙ КОДЕР/ДЕКОДЕР РИДА-СОЛОМОНА
*======================================
*
* Build 0x001 @ 02.07.2003
*/
// ВНИМАНИЕ! данный кодер/декодер построен на основе обычной арифметики,
// _не_ арифметики полей Галуа, в результате чего его практические возможности // более чем ограничены, тем не менее он нагляден и удобен для изучения #include <stdio.h>
#define SYM_WIDE 8// ширина входного информационного символа (бит)
#define DATAIN 0x69// входные данные (один байт)
#define ERR_POS 3// номер бита, который будет разрушен сбоем
// неприводимый полином
#define MAG (1<<(SYM_WIDE*1) + 1<<(SYM_WIDE*0))
//
// определение позиции ошибки x по остатку k от деления кодового слова на полином
// k = 2Ax, где "л" - возведение в степень
// функция принимает k и возвращает x
//
int pow_table[9] = {1,2,4,8,16,32,64,128,256};
lockup(int x) {int a;for(a=0;a<9;a++) if(pow_table[a]==x)return a; return -1;}
main()
{
int i; int g; int c; int e; int k;
fprintf(stderr,"simplest Reed-Solomon endoder/decoder by Kris Kaspersky\n\n");
i = DATAIN;// входные данные (информационное слово )
g = MAG;// неприводимый полином
printf("i = %08x (DATAIN)\ng = %08x (POLYNOM)\n", i, g);
// КОДЕР РИДА-СОЛОМОНА (простейший, но все-таки кое-как работающий)
// вычисляем кодовое слово , предназначенное для передачи
c = i * g; printf("c = %08x (CODEWORD)\n", c);
// конец КОДЕРА
// передаем с искажениями
e = c ^ (1<<ERR_POS); printf("e = %08x (RAW RECIVED DATA+ERR)\n\n", e);
/*^^^^ искажаем один бит, имитируя ошибку передачи */
// ДЕКОДЕР РИДА-СОЛОМОНА
// проверяем на наличие ошибок передачи
// (фактически это простейший декодер Рида-Соломона )
if (e % g) {
// ошибки обнаружены, пытаемся исправить
printf("RS decoder says: (%x) error detected\n{\n", e % g);
k = (e % g);// k = 2^x, где x - позиция сбойного бита
printf("\t0 to 1 err position: %x\n", lockup(k));
printf ("\trestored codeword is: %x\n}\n", (e ^= k));
}
printf("RECEIVED DATA IS: %x\n", e / g);
// КОНЕЦ ДЕКОДЕРА
}
Результат работы простейшего кодера/декодера Рида-Соломона показан в листинге 1.10. Обратите внимание — искаженный бит удалось успешно исправить, однако, для этого к исходному информационному слову пришлось добавить не два, а
целых три бита (если вы возьмете в качестве входного слова максимально допустимое восьмибитное значение 0xFF, то кодовое слово будет равно 0x1FE00, а так как 210 = 1024, то свободных разрядов уже не хватает и приходится увеличивать разрядную сетку до 211, в то время как младшие биты кодового слова фактически остаются незадействованными и "правильный" кодер должен их "закольцевать", грубо говоря замкнув обрабатываемые разряды на манер кольца.
Листинг 1.10. Результат работы простейшего кодера/декодера Рида-Соломона
i =00000069(DATAIN)
g =00000200(POLYNOM)
c =0000d200(CODEWORD)
e =0000d208(RAW RECIVED DATA+ERR)
RS decoder says: (8) error detected {
0 to 1 err position: 3 restored codeword is: d200
}
RECEIVED DATA IS: 69
Общее представление
Коды Рида-Соломона представляют собой недвоичные совершенные систематические линейные блочные коды, относящиеся к классу циклических кодов с числовым полем отличным от GF(2) и являющиеся подмножеством кодов Боуза- Чоудхури-Хоквингема. Корректирующие способности кодов Рида-Соломона напрямую зависят от количества контрольных байт. Добавление r контрольных байт позволяют обнаруживать r произвольным образом искаженных байт, гарантированно восстанавливая из них r/2 байт.
Что читать
Несмотря на то, что данный раздел является вполне самодостаточным и весь минимально необходимый математический аппарат излагает самостоятельно без отсылок к сторонней литературе, желание углубить свои знания вполне естественно и его можно только приветствовать. А потому будет лучше, если вы не ограничитесь одной этой книгой, но "перевернете целые горы" специализированной литературы, с каждым разом все больше и больше ужасаясь глубине той пропасти, что отделяет ваши поверхностные представления от действительно настоящих знаний. Теория помехоустойчивого кодирования столь обширна, что для ее изучения потребуется как минимум целая жизнь.
Итак, с чего начать?
Blahut Richard "Theory and Practice of Error Control Codes", Mass.: Addison- Wesley, 1983.
Очень хорошая книжка из категории "must have"; по слухам есть в электронном виде в сети, однако, к сожалению самой книжки я так и не нашел, но тучи ссылок на нее убедительно свидетельствуют о высоком качестве последней. Так же имеется ее русскоязычный перевод, выпущенный издательством "Мир" (см. далее).
Блейхут Р. "Теория и практика кодов, контролирующих ошибки" М.: Мир, 1986. 576 с.
Технически грамотный и добротный перевод уже упомянутой ранее книги Блейхута (Blahut Richard) (ах, какие в издательстве Мир были переводчики!), электронной копии в сети, к сожалению, нет.
James Plank "A tutorial on Reed-Solomon Coding for fault-tolerance in RAID-like systems".
Неплохое руководство по использованию кодов Рида-Соломона для построения отказоустойчивых RAID-подобных систем, ориентированное на математически неподготовленных системных программистов и доходчиво объясняющее суть помехоустойчивого кодирования с примерами исходных текстов на языке Си. Электронная копия руководства доступна по адресу: http://www.cs.utk.edu/~plank/plank/papers/CS-96-332.pdf. Настоятельно рекомендую прочитать, даже если вы и не собираетесь заниматься сборкой RAID.
Joel Sylvester "Reed Solomon Codes".
Предельно кратное описание принципов работы кодов Рида-Соломона с блок- схемами вместо исходных текстов. На практическое руководство не тянет, но общую картину все-таки дает, почитайте. Руководство доступно по адресу: http://www.elektrobit.co.uk/pdf/reedsolomon.pdf.
Tom Moore "REED-SOLOMON PACKAGE" (old tutorial)
Роскошный сборник разнообразных руководств по кодам Рида-Соломона, наверное, лучший из всех, что я видел. Включает в себя краткое описание основ теории полей Галуа, базовые принципы построения кодеров/декодеров Рида- Соломона и законченные примеры реализации самих кодеров/декодеров на языке Си (правда, недостаточно добросовестно прокомментированные). Сей материал (stuff) неоднократно промелькивал в сети ФИДО и последний раз был замечен 28 декабря 1994 года в конференции comp.compression. Его легко найти в "Гугле" по ключевым словам "Reed-Solomon+main+ECC". Настоятельно рекомендую.
Ross N.Williams "A painless guide to CRC error detection algorithms".
Подробное руководство по CRC-кодам полезное достаточно внятным и доступным описанием полиномиальной арифметики, без которой работа с кодами Рида-Соломона просто не мыслима. Доступно в электронной форме по следующему адресу: ftp://www.internode.net.au/clients/rocksoft/papers/crc_v3.txt. Так же имеется его неплохой перевод на русский язык, легко отыскивающийся в
сети по запросу "Элементарное руководство по CRC алгоритмам обнаружения ошибок". Настоятельно рекомендую.
ftape (драйвер ленточного накопителя из дистрибутива Linux).
Ну какая же запись на магнитную ленту обходится без корректирующих кодов? Представить себе такое прямо-таки скажем довольно затруднительно. Поэтому, анализ исходных текстов драйверов ленточных накопителей дает довольно-таки богатую пищу для размышлений (при условии, конечно, если исследуемый драйвер действительно использует коды Рида-Соломона, а не что-нибудь другое). Драйвер ftape, из дистрибутива Linux, как раз и является тем драйвером, что вам нужен, а непосредственно сам код, ответственный за кодирование/декодирование кодов Рида-Соломона вынесен в файл ftape-ECC.c/ftape-ECC.h. Это достаточно аккуратный, хорошо структурированный и даже местами слегка комментируемый код, так же рекомендую.
□ James S. Plank GFLIB "C Procedures for Galois Field Arithmetic and Reed-Solomon Coding".
Библиотечка для работы с кодами Рида-Соломона. Содержит в себе полные исходные тексты всех необходимых функций и распространяется по лицензии GPL (General [GNU] Public License). Найти ее можно на любом сайте GNU, например, по адресу: http://www.cs.utk.edu/~plank/plank/gflib/gflib.tar.
Полиномиальная арифметика и поля Галуа
В прошлой главе этого раздела мы говорили о том, что помехоустойчивые коды Рида-Соломона основаны на двух фундаментальных математических составляющих: полиномиальный арифметике и арифметике полей Галуа. До тех пор, пока эти вопросы не будут нами всесторонне рассмотрены, мы не сможем двигаться дальше и потому наберемся чуточку терпения, чтобы совершить решительный штурм математических вершин. После чего начнется чистое программирование, практически без примесей всяких инородных математик.
Полиномиальная арифметика
Полиномиальной арифметике посвящен шестой раздел третьего тома "Искусства программирования" Дональда Кнута, где полиному дается следующее определение: "Формально говоря, полином над S представляет собой выражение вида: u(x) = unxn + … + u1x + u0, где коэффициенты un,…, u1, u0 — элементы некоторой алгебраической системы S, а переменная x может рассматриваться как формальный символ без определяющего значения. Будем полагать, что алгебраическая система S представляет собой коммутативное кольцо с единицей. Это означает, что S допускает операции сложения, вычитания и умножения, удовлетворяющие обычным свойствам: сложение и умножение являются ассоциативными и коммутативными бинарными операциями, определенными на S, причем умножение дистрибутивно по отношению к сложению. Существует так же единичный элемент по сложению 0 и единичный элемент по умножению 1, такие,
что a + 0 == a и a * 1 == a для всех a из S. Вычитание является обратной по отношению к сложению операцией, но о возможности деления как операции, обратной по отношению к умножению, ничего не предполагается. Полином 0xn + m + … + 0x n + 1 + unxn + … + u1x + u0 рассматривается как идентичный unxn + … + u1x + u0, хотя формально он отличается от него".
Таким образом, вместо того, чтобы представлять информационное слово D, кодовое слово C и остаток от деления R в виде целых чисел (как это делалось нами ранее), мы можем связать их с соответствующими коэффициентами двоичного полинома, выполняя все последующие математические манипуляции по правилам полиномиальной арифметики. Выигрыш от такого преобразования на первый взгляд далеко не очевиден, но не будем спешить, а лучше преобразуем любое пришедшее нам в голову число (например, 69h) в двоичный полином. Запустив "Калькулятор" или любое другое подходящее приложение по вашему вкусу, переведем наше число в двоичный вид (при соответствующих навыках эту операцию можно выполнить и в уме, см. "Техника и философия хакерских атак" Криса Касперски): 69h ^ 1101001.
Ага, крайний правый коэффициент равен единице, затем следуют два нулевых коэффициента, потом единичный коэффициент… короче говоря, получается следующее: 1x6 + 1x5 + 0x4 + 1x3+ 0x2 + 0x + 1. По сути говоря, битовая строка "1101001" является одной из форм записи вышеуказанного полинома, — ненаглядной с точки зрения неподготовленного человека, но удобной для машинной обработки. Постойте, но если 69h уже представляет собой полином, то в чем разница между сложением полиномов 69h и 27h и сложением целых чисел 69h и 27h?! Разница несомненно есть. Как еще показал Ницше: фактов нет, а есть одни лишь интерпретации. Интерпретация же чисел и полиномов различна и математические операции над ними выполняются по совершенно независимым правилам.
Коэффициенты в полиномиальной арифметики строго типизированы и коэффициент при xk имеет иной тип нежели при xm (конечно, при том условии, что k ≠ m). А операции над числами различных типов категорически не допустимы! Все коэффициенты обрабатываются независимо, а возникающий при этом перенос в старший разряд (заем из старшего разряда) попросту не учитывается. Покажем это на примере сложения чисел 69h и 27h (листинг 1.11). Сложение, выполненное по правилам полиномиальной двоичной арифметики (слева) и сложение, выполненное по правилам обычной арифметики (справа).
Листинг 1.11. Пример сложения чисел 69h и 27h
1101001 (69h)1101001 (69h)
+0100111 (27h)+0100111 (27h)
1001110 (4Eh)10010000 (90h)
Простейшие расчеты показывают, что сложение полиномов по модулю два, дает тот же самый результат, что их вычитание и "волшебным" образом совпадает с битовой операцией XOR (исключающее ИЛИ). Впрочем, совпадение с этой операцией —
чистая случайность, но вот эквивалентность сложения и вычитания заставляет заново пересматривать привычную природу вещей, вспоминая задачки из серии "у Маши было одно яблоко, Петя отнял у нее его, затем ей подарил еще одно, спрашивается: сколько всего яблок у Маши осталось? А сколько у нее было бы, если бы первое яблоко осталось не отнятым?". С точки зрения арифметики по модулю два ответ: один и ноль соответственно. Да! Не отними бы Петя у Маши яблоко, 1 + 1 == 0 и бедная Маша вообще осталась бы ни с чем. Так что мальчики, почаще отнимайте яблоки и девушек — учите их компьютерной грамотности!
Впрочем, мы отвлеклись. Ладно, оставим в покое разборки между Петей и Машей и вернемся к фиктивному члену x нашего полинома и его коэффициентам. Благодаря их типизации и отсутствию взаимных связей, мы можем осуществлять обработку сколь угодно длинных чисел, просто выполняя на потоке операцию XOR (исключающее ИЛИ) над составляющими их битами. Это и есть одно из тех достоинств полиномиальной арифметики, которые не видны с первого взгляда, но благодаря которым полиномиальная арифметика стала так широко распространена.
Однако, в нашем случае одной лишь полиномиальной арифметикой дело не обходится и для реализации кодера/декодера Рида-Соломона нам потребуется активная помощь со стороны полей Галуа. Что же это за поля такие, спросите Вы?
Поля Галуа
В далеких шестидесятых, когда компьютеры были большими, а винчестеры емкостью в 20 Мбайт напоминали собой стиральные машины, родилась одна из красивейших легенд о зеленом инопланетном существе, прилетевшим со звезд, и записавшим всю Британскую энциклопедию на тонкий металлический стержень нежно-серебристого цвета, который существо и увезло с собой. Сегодня, когда габариты 100 ГГб жестких дисков сократились до размеров сигаретной пачки, такая плотность записи информации уже не кажется удивительной и даже вызывает улыбку. Но! Все дело в том, что инопланетное существо обладало технологией записи бесконечного количества информации на бесконечно крошечном отрезке и Британская энциклопедия была выбрала лишь для примера. С тем же успехом инопланетянин мог скопировать содержимое всех серверов Интернета, нанеся на свой металлический стержень всего одну-единственную риску. Не верите? А зря! Переводим Британскую энциклопедию в цифровую форму, получая огромное преогромное число. Затем — ставим впереди него запятую, преобразуя записываемую информацию в длиннющую десятичную дробь. Теперь только остается найти два числа A и B, таких, что результат деления A и B как раз и будет равен данному числу с точностью до последнего знака. Запись этих чисел на металлических стержень осуществляется нанесением риски, делящей последний на два отрезка с длинами, кратными величинам А и B соответственно. Для считывания информации достаточно всего лишь измерить длины отрезков А и B, а затем — поделить один на другой. Первый десяток чисел после запятой будет более или менее точен, ну а потом... Потом жестокая практика "опустит" абстрактную теорию, окончательно похоронив последнюю под толстым слоем информационного мусора,
возникающего из невозможности точного определения геометрических размеров объектов реального мира.
В цифровом мире дела обстоят еще хуже. Каждый программист знает, что на деление целых и вещественных чисел наложены достаточно жесткие ограничения. Помимо того, что деление весьма прожорливая в плане процессорных ресурсов операция, так она еще и математически неточная! То есть, если c = a * b, то еще не факт, что a == c/b! Таким образом, для практической реализации кодов Рида-Соломона обычная арифметика непригодна и приходится прибегать к помощи особой математики — математики конечных групп Галуа.
Под группой здесь понимается совокупность целых чисел, последовательно пронумерованных от 0 до 2n – 1, например: {0, 1, 2, 3} или {00h 01h, 02h, 03h, 04h, 05h, 06h, 07h, 08h, 09h, 0Ah, 0Bh, 0Ch, 0Dh, 0Eh, 0Fh}. Группы, содержащие 2n элементов, называются полями Галуа (Galois Field) и обозначаются так: GF(2n).
Замечание
На самом же деле, полями Галуа называют любые конечные поля, но в данном контексте мы будем говорить лишь о тех полях, количество членов которых равно 2n.
Члены групп в обязательном порядке подчиняются ассоциативному, коммутативному и дистрибутивному законам, но обрабатываются довольно противоестественным на первый взгляд образом:
Сумма двух любых членов группы всегда присутствует в данной группе.
Для каждого члена а группы существует тождественный (identity) ему член, обычно записываемый как e, удовлетворяющий следующему условию: a + e = e + a = a.
Для каждого члена a группы, существует обратный (inverse) ему член –a, такой что: a + –a == 0.
Начнем с первого тезиса. Не кажется ли он вам бредом? Допустим, у нас есть группа {0, 1, 2, 3}. Это в каком же состоянии нужно быть, чтобы при вычислении значения 2 + 3 получить число меньшее или равное 3?! Оказывается, сложение в полях Галуа осуществляется без учета переноса и сумма двух членов группы равна: |c = (a + b) % 2n|, где операция "%" обозначает взятие остатка. Применительно к нашему случаю: (2 + 3) % 4 == 1. У математиков это называется "сложением по модулю 4".
Естественно, вас интересует: а применяется ли сложение по модулю на практике или используется лишь в абстрактных конструкциях теоретиков? Хороший вопрос! Сложение по модулю мы машинально выполняем десятки раз на дню, даже не задумываясь о том, что это и есть сложение без учета переноса. Вот, например, проснувшись в шесть вечера по утру, вы просидели за компьютером девять часов кряду, а потом неожиданно бросили взгляд на свои наручные часы. Какое положение занимала часовая стрелка в это время, при условии, что часы идут точно? Искомое значение со всей очевидностью представляет собой сумму 6 и 9 по модулю 12 и равно оно: (6 + 9) % 12 == 3. Вот вам наглядный пример практического
использования арифметики Галуа. А теперь давайте в порядке эксперимента вычтем из числа 3 число 6… (если не догадались как это правильно сделать, то возьмите в руки часы).
Теперь самое главное: раз, результат деления одного члена группы на другой, естественно, неравный нулю член, в обязательном порядке должен присутствовать в данной группе, то несмотря на то, что деление осуществляется в целых числах оно будет точным. Точным, а не округленным! Следовательно, если c = a * b, то a == c/b. Другими словами, умножение и деление непротиворечивым образом определено для всех членов группы, конечно, за исключением невозможности деления на нуль, причем, расширения разрядной сетки при умножении не происходит!
Конечно, это не совсем обычное умножение (и далеко не во всяком поле Галуа дважды два будет рано четырем), однако, никто и не требует от арифметики Галуа ее соответствия "здравому смыслу" и "житейскому опыту". Главное, — что она работает, причем работает хорошо. И существование жестких дисков, CD-ROM/DVD приводов — лучшее тому подтверждение, ибо все они так или иначе используют эту арифметику в своих целях.
Как уже говорилось, в вычислительной технике наибольшее распространение получили поля Галуа с основанием 2, что объясняется естественностью этих полей с точки зрения машинной обработки, двоичной по своей природе.
Для реализации кодера/декодера Рида-Соломона нам потребуются четыре базовых арифметических операции: сложение, вычитание, умножение и деление. Ниже они будут рассмотрены во всех подробностях.
Сложение и вычитание в полях Галуа
Сложение по модулю два в полях Галуа тождественно вычитанию и реализуется битовой операцией XOR (исключающее ИЛИ). Этот вопрос мы уже обсуждали при изучении полиномиальной арифметики, поэтому не будем лишний раз повторяться, а просто приведем законченный пример программной реализации функции сложения/вычитания (листинг 1.12).
Листинг 1.12. Функция, реализующая сложение/вычитание в полях Галуа
// функция возвращает результат сложения (вычитания) // двух полиномов a и b по модулю 2
int gf_sum(int a, int b) {
return a ^ b;
}
Умножение в полях Галуа
Открыв учебник математики за третий класс (если мне не изменяет память), мы найдем, что умножение представляет собой многократное сложение и, коль скоро
сложение в полях Галуа мы выполнять уже научились, мы имеем все основания считать, что реализация функции умножения не создаст особого труда. Так? А вот и нет! Я всегда знал, что дважды два равно четырем, до конца никогда не верил в это и, впервые столкнувшись с полями Галуа понял, насколько был прав.
Примечание
Другими словами говоря, щелкая выключателем я знаю, что сейчас загорится свет. Но я не уверен в этом (потому что монтер мог перерезать провода, могла перегореть лампочка и т. д.). Вот так и с математикой. Та "жвачка", которой пичкают нас в школе и позже в институте — это не математика. Это набор "шаманских обрядов", который нас заставляют совершать, но который не позволяет приникнуть в самую суть — в дао математики. Может оно и к лучшему, не знаю, но во всяком случае считаю долгом сказать, что "математика" преподаваемая в средних и высших учебных заведениях имеет к математике не больше отношения, чем программирование к терзанию мыши в Word'е и установке операционной системы Windows.
Выяснилось, что существуют и такие математики, где дважды два не равно четырем, а операция умножения определяется не через сложение, а совсем по другому.
Действительно, если попытаться "обернуть" функцию gf_sum в цикл, мы получим то же самое сложение только в профиль. a * b будет равно а, если b четно, и нулю, если b — нечетно. Ну, и кому такое умножение нужно? Собственно, функция "настоящего" умножения Галуа настолько сложна и ресурсоемка, что для упрощения ее реализации приходится к временному преобразованию полиномов в индексную форму, последующему сложению индексов, выполняемому по модулю GF, и обратному преобразованию суммы индексов в полиномиальную форму.
Что такое индекс? Это — показатель степени при основании два, дающий искомый полином. Например, индекс полинома 8 равен 3 (2 = 8), а индекс полинома 2 равен 1 (21 = 2). Легко показать, что a * b = 2i + 2j = 2(i + j). В частности, 2 * 8 = 23 + 21 = 2(3 + 1) = 4 = 16. Составим к примеру табличку (табл. 1.2) и немного поэкспериментируем с ней.
Таблица 1.2. Таблица полиномов (левая колонка) и соответствующих им степеней двойки (правая колонка)
ialpha_of[i]
0010
0021
0042
0083
0164
2x = 3 в целых числах не разрешимы и ряд индексов не соответствует никаким полиномам! Так-то, оно так, но в силу того, что количество полиномов всякого поля Галуа равно количеству всевозможных индексов, мы можем определенным образом сопоставить их друг другу, закрыв глаза на то, что с точки зрения обычной математики такое действие не имеет никакого смысла. Конкретная схема сопоставления может быть любой, главное — чтобы она была внутренне непротиворечивой, то есть удовлетворяла всем правилам групп, перечисленным ранее (см. разд. "Поля Галуа" этой главы).
Естественно, поскольку от выбранной схемы сопоставления напрямую зависит и конечный результат, обе стороны (кодер и декодер Рида-Соломона) должны соблюдать определенные договоренности. Однако, различные кодеры/декодеры Рида-Соломона могут использовать различные схемы сопоставления, несовместимые друг с другом.
В частности, декодер Рида-Соломона, встроенный в привод CD-ROM, выполняет умножение по следующей таблице. Встретив такую таблицу в дизассемблерном листинге исследуемой вами программы, вы сможете быстро и надежно отождествить использующие ее функции (листинг 1.13). Первая слева колонка — полиномы/индексы (обычно обозначается, как i), вторая — таблица степеней примитивного полинома 2 (обычно обозначается как alpha_of), третья — индексы, соответствующие данному полиному (обычно обозначается как index_of)
Листинг 1.13. Таблица lock-up для GF(256)
i alpha index i alpha index i alpha index i alpha index i alpha index i alpha index
000
001
-1
043
119
218
086
177
219
129
023
112
172
123
220
215
239
170
001
002
0
044
238
240
087
127
189
130
046
192
173
246
252
216
195
251
002
004
1
045
193
18
088
254
241
131
092
247
174
241
190
217
155
96
003
008
25
046
159
130
089
225
210
132
184
140
175
255
97
218
043
134
004
016
2
047
035
69
090
223
19
133
109
128
176
227
242
219
086
177
005
032
50
048
070
29
091
163
92
134
218
99
177
219
86
220
172
187
006
064
26
049
140
181
092
091
131
135
169
13
178
171
211
221
069
204
007
128
198
050
005
194
093
182
56
136
079
103
179
075
171
222
138
62
008
029
3
051
010
125
094
113
70
137
158
74
180
150
20
223
009
90
009
058
223
052
020
106
095
226
64
138
033
222
181
049
42
224
018
203
010
116
51
053
040
39
096
217
30
139
066
237
182
098
93
225
036
89
011
232
238
054
080
249
097
175
66
140
132
49
183
196
158
226
072
95
012
205
27
055
160
185
098
067
182
141
021
197
184
149
132
227
144
176
013
135
104
056
093
201
099
134
163
142
042
254
185
055
60
228
061
156
014
019
199
057
186
154
100
017
195
143
084
24
186
110
57
229
122
169
015
038
75
058
105
9
101
034
72
144
168
227
187
220
83
230
244
160
016
076
4
059
210
120
102
068
126
145
077
165
188
165
71
231
245
81
017
152
100
060
185
77
103
136
110
146
154
153
189
087
109
232
247
11
018
045
224
061
111
228
104
013
107
147
041
119
190
174
65
233
243
245
019
090
14
062
222
114
105
026
58
148
082
38
191
065
162
234
251
22
020
180
52
063
161
166
106
052
40
149
164
184
192
130
31
235
235
235
021
117
141
064
095
6
107
104
84
150
085
180
193
025
45
236
203
122
022
234
239
065
190
191
108
208
250
151
170
124
194
050
67
237
139
117
023
201
129
066
097
139
109
189
133
152
073
17
195
100
216
238
011
44
024
143
28
067
194
98
110
103
186
153
146
68
196
200
183
239
022
215
025
003
193
068
153
102
111
206
61
154
057
146
197
141
123
240
044
79
026
006
105
069
047
221
112
129
202
155
114
217
198
007
164
241
088
174
027
012
248
070
094
48
113
031
94
156
228
35
199
014
118
242
176
213
028
024
200
071
188
253
114
062
155
157
213
32
200
028
196
243
125
233
029
048
8
072
101
226
115
124
159
158
183
137
201
056
23
244
250
230
030
096
76
073
202
152
116
248
10
159
115
46
202
112
73
245
233
231
031
192
113
074
137
37
117
237
21
160
230
55
203
224
236
246
207
173
032
157
5
075
015
179
118
199
121
161
209
63
204
221
127
247
131
232
033
039
138
076
030
16
119
147
43
162
191
209
205
167
12
248
027
116
034
078
101
077
060
145
120
059
78
163
099
91
206
083
111
249
054
214
035
156
47
078
120
34
121
118
212
164
198
149
207
166
246
250
108
244
036
037
225
079
240
136
122
236
229
165
145
188
208
081
108
251
216
234
037
074
36
080
253
54
123
197
172
166
063
207
209
162
161
252
173
168
038
148
15
081
231
208
124
151
115
167
126
205
210
089
59
253
071
80
039
053
33
082
211
148
125
051
243
168
252
144
211
178
82
254
142
88
040
106
53
083
187
206
126
102
167
169
229
135
212
121
41
255
000
175
041
212
147
084
107
143
127
204
87
170
215
151
213
242
157
042
181
142
085
214
150
128
133
7
171
179
178
214
249
85
С помощью данной таблицы вы легко сможете осуществлять преобразование из полиномиальной формы в индексную и наоборот. Как пользоваться этой таблицей? Допустим, мы хотим умножить полиномы 69 и 96. Находим в первой колонке число 69. Ему соответствует alpha 47, запоминаем (записываем его на бумажке) и переходим к числу 96 alpha которого равен 217. Складываем 47 и 217 по модулю 256, получая в результате: (217 + 47) % 256 = 8. Теперь переводим результат произведения из индексной формы в полиномиальную: находим в первой колонке число 8 и в третьей колонке видим соответствующий ему полином: 3. (Если же мы выполним обратную операцию, разделив 3 на 69 — мы получим 96, что доказывает непротиворечивость операций деления и умножения, а так же всей арифметики Галуа в целиком). Быстро, не правда ли, хотя местами и не совсем понятно, почему таблица составлена именно так, а не иначе? Хуже всего, что достоверность результата нельзя почувствовать "в живую", поскольку все это — абстракции чистейшей воды, что серьезно осложняет отладку программы (сложно отлаживать то, чей принцип работы до конца не понимаешь).
Впрочем, таблицу умножения не обязательно набивать с клавиатуры вручную и ее вполне можно генерировать и "на лету" по ходу исполнения программы. Один из примеров реализации генератора выглядит так как показано в листинге 1.14.
Листинг 1.14. Процедура генерации таблицы look-up быстрого умножения полиномов
#define
m
8
//
степень RS
- полинома(согласно Стандарта ECMA-130 -
восемь)
#define
n
255
//
n=2**m-1
( длина кодового слова )
#define
t
1
//
количество
ошибок, которые мы хотим скорректировать
#define
k
253
//
k = n-2*t
(длина информационного слова)
// несократимый порождающий полином
// согласно Стандарту ECMA-130: P(x) = x8 + x4 + x3 + x2 + 1
int p[m+1]={1, 0, 1, 1, 1, 0, 0, 0, 1 };
int alpha to[n+1];// таблица степеней примитивного члена
int index_of[n+1];// индексная таблица для быстрого умножения
//
// генерируем look-up таблицу для быстрого умножения для GF(2Am) на основе
// несократимого порождающего полинома P© от p[0] до p[m].
//
// look-up таблица :
//index->polynomial из alpha_to[] содержит j=alphaAi,
//где alpha есть примитивный член, обычно равный 2
//а Л - операция возведения в степень (не XOR!);
//
//polynomial form -> index из index_of[j=alphaAi] = i;
//
// © Simon Rockliff
//
generate_gf()
{
int i, mask;
mask = 1; alpha_to[m] = 0;
for (i = 0; i < m; i++) {
alpha_to[i] = mask;
index_of[alpha_to[i]] = i;
if (p[i] != 0) alpha_to[m] ^= mask;
mask <<= 1;
} index_of[alpha_to[m]] = m; mask >>= 1;
for (i = m+1; i < n; i++)
{
if (alpha_to[i-1] >= mask)
alpha_to[i] = alpha_to[m] ^ ((alpha_to[i-1]^mask)<<1); else
alpha_to[i] = alpha_to[i-1]<<1;
index_of[alpha_to[i]] = i;
} index_of[0] = -1;
}
Сама же функция умножения выглядит тривиально (листинг 1.15), укладываясь всего в пяток строк. В большинстве программных реализаций кодера/декодера Рида- Соломона, которые мне только доводилось видеть, операция умножения даже не выносится в отдельную процедуру, а реализуется непосредственно по месту вызова.
Листинг 1.15. Функция быстрого табличного умножения полиномов в полях Галуа
// функция возвращает результат умножения
// двух полиномов a на b в полях Галуа int gf_mul(int a, int b)
int sum;
if (a == 0 || b == 0) return 0; sum = alpha_of[a] + alpha_of[b]; if (sum >= GF-1) sum -= GF-1;
return index_of[sum];
//
//
//
//
//
немного оптимизации не повредит вычисляем сумму индексов полиномов приводим сумму к модулю GF
переводим результат в полиномиальную… …форму и возвращаем результат
}
Деление в полях Галуа
Деление в полях Галуа осуществляется практически точно так, как и умножение с той лишь разницей, что индексы не прибавляются, а вычитаются друг из друга. В самом деле: a/b == 2i/2j == 2(i – j). Для перевода из полиномиальной в индексную форму и наоборот может использоваться уже приводимая выше таблица look-up.
Естественно, не забывайте о том, что какими бы "извращенными" поля Галуа ни были, а на нуль даже в абстрактной арифметике делить нельзя и функция деления должна быть снабжена соответствующей проверкой.
Листинг 1.16. Функция быстрого табличного деления в полиномов в полях Галуа
// функция возвращает результат деления // двух полиномов a на b в полях Галуа // при попытке деления на ноль функция // возвращает -1 int gf_div(int a, int b) {
int diff;
if (a == 0) return 0;
// немного оптимизации не повредит
if (b == 0) return -1;
// на ноль делить нельзя!
diff = alpha_of[a] – alpha_of[b];
// вычисляем разность индексов
if (diff < 0) diff += GF-1;
// приводим разность к модулю GF
return index_of[diff];
// переводим результат в полиномиальную…
// …форму и возвращаем результат
}
Простейшие практические реализации
Хорошим примером воплощения кодера/декодера Рида-Соломона являются "древние" модели жестких дисков, разработанных в недрах фирмы IBM. Модель IBM 3370 имела простой и наглядный кодер/декодер Рида-Соломона типа (174,171) в поле Галуа GF(256). Другими словами, он оперировал 8-битными ячейками (28 = 256), и на 171 информационный байт приходилось 3 байта суммы четности, что в результате давало кодовое слово с размером 174 байт, причем, как мы увидим далее, все три байта контрольной суммы рассчитывались совершенно независимо друг от друга, поэтому фактически кодер/декодер Рида-Соломона оперировал одним байтом, что значительно упрощало его архитектуру.
В современных же винчестерах кодер/декодер Рида-Соломона стал слишком "навороченным", а количество контрольных байтов многократно возросло, в результате чего пришлось работать с числами противоестественных разрядностей (порядка 1408 бит и более). Как следствие — программный код "ощетинился" толстым слоем дополнительных проверок, циклов и функций, чрезвычайно затрудняющих его понимание (к тому же большинство производителей железа в последнее время перешли на аппаратные кодеры/декодеры Рида-Соломона, полностью реализованные в одной микросхеме). В общем, прогресс — прогрессом, а для изучения базовых принципов работы лучше использовать "древние" модели.
Ниже (листинг 1.17 и 1.18) приведены два фрагмента оригинальной прошивки жесткого диска IBM 3370 (только не спрашивайте: откуда они у меня взялись).
Листинг 1.17. Ключевой фрагмент кодера Рида-Соломона, вырванный из прошивки IBM 3370
for (s0 = s1 = sm1 = i = 0; i < BLOCK_SIZE; ++i) {
s0 =s0 ^ input[i];
s1 =GF_mult_by_alpha[ s1 ^ input[i] ];
sm1 = GF_mult_by_alpha_inverse[sm1 ^ input[i] ];
};
Листинг 1.18. Ключевой фрагмент декодера Рида-Соломона, вырванный из IBM 3370
err_i = GF_log_base_alpha[ GF_divide[s1][s0] ];// вычисляем синдром ошибки
input[err_i] ^= s0;input[err_i] ^= s0;// исправляем сбойный байт
input[err_i] ^= s0;
input[err_i] ^= s0;
Ну, что, слабо нам разобраться: как он работает? Что касательно переменной so — с ней все предельно ясно: она хранит контрольную сумму, рассчитанную по тривиальному алгоритму. Как вы, наверное, помните, сложение в полях Галуа осуществляется логической операцией XOR (исключающее ИЛИ) и потому: s0 л= input[i].
Назначение переменной si выяснить сложнее и чтобы понять суть разворачивающегося вокруг нее "метаболизма", мы должны знать содержимое таблицы GF_mult_by_alpha. Несмотря на то, что по соображениям экономии бумажного пространства она здесь не приводится, ее имя говорит само за себя: содержимое переменной si суммируется с очередным байтом контролируемого потока данных и умножается на так называемый примитивный член, обозначаемый как alpha, и равный двум. Другими словами: si = 2 * (si + input[i]).
Допустим, один из байтов потока данных в последствии будет искажен (обозначим его позицию как err_i), тогда индекс искаженного байта можно определить тривиальным делением переменной si на s0. Почему? Так ведь выражение si = 2 * (si + input[i]) по своей сути есть ни что иное, как завуалированное умножение информационного слова на порожденный полином, динамически генерируемый на основе своего примитивного члена alpha. А контрольная сумма информационного слова, хранящаяся в переменной so, фактически представляет собой то же самое информационное слово, только представленное в более "компактной" форме. И, как уже говорилось в предыдущей главе: если ошибка произошла в позиции x, то остаток от деления кодового слова на порожденный полином будет равен к = 2x. Остается лишь по известному значению к вычислить x, что в данном случае осуществляется путем обращения к таблице GF_log_base_alpha, хранящей пары соответствий между к и 2x. Коль скоро позиция сбойного байта найдена, его можно исправить путем выполнения операции XOR (исключающее ИЛИ) с рассчитанной контрольной суммой so
(input[err_i] ^= s0). Конечно, сказанное справедливо только для одиночных ошибок, а искажения двух и более байт на один блок, данный алгоритм исправить не в силах. Собственно, для этого и присутствует третий байт контрольной суммы — sm1, — защищающий декодер от "политнекорректных" попыток исправления ошибок, когда их больше одной. Если выражение s1/s0 == sm1 * s0 становится ложным, — контроллер винчестера может засвидетельствовать факт наличия множественных ошибок, констатируя невозможность их исправления.
Однако, как хорошо известно, дефекты магнитной поверхности имеют тенденцию образовывать не одиночные, а групповые ошибки. И, чтобы хоть как-то компенсировать слабость корректирующего алгоритма, парни из фирмы IBM прибегли к чередованию байт. Винчестер IBM 3370 имел чередование 3:1, означающее то, что сначала шел первый байт первого блока, за ним первый байт второго блока, за ним — первый байт третьего и только потом — второй байт первого блока. Такой трюк усиливал корректирующую способность винчестера с одной одиночной ошибки, до трех последовательно искаженных байт. Однако, если разрушению подвергались не соседние байты, то корректирующая способность вновь уменьшалась до значений в один искаженный байт на блок, но вероятность такого события была несравненно меньше.
Естественно, что данный алгоритм может быть реализован не только в самом жестком диске, но и вне его. Варьируя размер блоков и степень чередования, вы обеспечите себе лучшую или худшую защищенность при большей или меньшей избыточности информации. Действительно, пусть у нас есть N секторов на диске. Тогда, разбив их на блоки по 174 сектора в каждом и выделив 3 сектора для хранения контрольной суммы, мы сможем восстановить по меньшей мере N/174 секторов диска. Исходя из средней емкости диска в 100 Гбайт (что соответствует 209 715 200 секторам), мы сможем восстановить до 1 205 259 секторов даже при их полном физическом разрушении, затратив всего лишь 2% дискового пространства для хранения контрольных сумм. Согласитесь, что очень редко, когда процесс "осыпания" винчестера проходит столь стремительно, чтобы корректирующих способностей кода Рида-Соломона оказалась недостаточно для его воскрешения. Конечно, если это "осыпание" вовремя заметить и, если коэффициент чередования выбран правильно: так, что сектора, принадлежащие одному дисковому блину, обслуживались бы разными корректирующими блоками, в противном случае при повреждении поверхности одного из блинов возникнет групповая ошибка, уже неисправляемая данной программой.
А как быть, если выйдет из строя весь жесткий диск целиком? Наиболее разумный выход — создать массив из нескольких дисков, хранящих полезную информацию вперемешку с корректирующими кодами. Главный минус такого подхода — его неэффективность на массивах, состоящих из небольшого количества жестких дисков. Разумный минимум — это четыре информационных диска и один контрольный, когда потеря любого из информационных дисков компенсируется оставшимся "в живых" контрольным. Ну, а потерянный контрольный диск элементарным образом заменяется на новый, с последующим пересчетом всех контрольных кодов. Правда, одновременный выход двух дисков из строя — это "кранты". Массив из пятнадцати
дисков RAID (Redundant Array of Independent Disks, матрица независимых дисковых накопителей с избыточностью), двенадцать из которых — информационные, а оставшиеся три — контрольные, намного более отказоустойчив и допускает одновременный крах двух любых дисков, а при благоприятном стечении обстоятельств — и трех.
Собственно, во всем этом ничего нового нет, и соответствующие RAID-контроллеры можно купить буквально в любом магазине. Однако… мне трудно представить себе, сколько будет стоить RAID-контроллер уровня 15 и удастся ли его вообще заставить работать (по личному опыту могу сказать, что RAID-контроллеры даже начальных уровней — вещь крайне "глючная", капризная и требовательная как к "железу", так и к операционному окружению). Наконец, практически все RAID-контроллеры требуют наличия абсолютно идентичных, ну или близких по своим характеристикам и/или интерфейсам дисков. А коли таковых нет?
Программный RAID, активно пропагандируемый настоящим автором, всех этих недостатков лишен. Вы можете использовать диски различной геометрии и даже различной емкости, причем никто не обязывает вас сосредотачивать их в одном месте — доступ к дискам может осуществляться и по сети, причем совершенно необязательно отводить под RAID-хранилище весь диск целиком! Вы вольны произвольным образом выделять ту или иную часть дискового пространства.
Как это можно реально использовать на практике? Первое, что приходит на ум, использовать часть емкости жестких дисков под хранение избыточной информации, помогающей восстановить их в случае аварии. Если несколько компьютеров объединить в сеть (что уже давным-давно сделано и без нас), то при относительно небольших накладных расходах мы сможем восстановить любой из жестких дисков членов сети даже при полном его разрушении лишь за счет одной избыточной информации, распределенной между остальными компьютерами. Более надежного хранилища для ваших данных нельзя и придумать! Подобная схема была реализована автором в локальных сетях нескольких фирм и доказала свою высокую живучесть, гибкость и функциональность. Необходимость в постоянном резервировании содержимого жестких дисков автоматически отпала, что в условиях одноранговой сети с отсутствующим выделенным сервером более чем актуально! А ведь такие локальные сети — не редкость (нет, я не утверждаю, что такие сети хороши, просто я констатирую факт, что они существуют в природе и в обозримом будущем "вымирать" не собираются).
Единственный минус программного RAID'а — его невысокая производительность. В частности, поставив программный RAID на сервер, обрабатывающий тысячи запросов ежесекундно и интенсивно модифицирующий большое количество файлов, вы не выиграете ничего, но… ведь само понятие "производительности" очень относительно и при достаточно быстром процессоре кодирование/декодирование информации вполне реально осуществлять и "на лету" безо всяких потерь в пропускной способности! С другой стороны, если операции чтения доминируют над операциями записи, то ставить программный RAID сам Крестный Отец велел, поскольку контроль целостности считываемой информации осуществляется на "железном" уровне самим приводом и при использовании систематического
кодирования (т. е. информационные слова — отдельно, байты четности — отдельно), декодеру Рида-Соломона нет никакой нужды как-то вмешиваться в этот процесс и его помощь требуется лишь тогда, когда часть информации оказывается безнадежно разрушена, что случается прямо-таки скажем не часто. Так что, право же, не стоит "перекармливать" фирмы, специализирующие на выпуске RAID, тем более что на домашний и мелко-офисный рынок они все равно не обращают внимания.
Коды Рида-Соломона в практических реализациях
В предыдущих главах мы рассмотрели базовый математический аппарат, на который опираются коды Рида-Соломона, и исследовали простейший кодер/декодер, способный исправлять одиночные ошибки и работающий с двумя символами четности. Для подавляющего большинства задач такой корректирующей способности оказывается катастрофически недостаточно, и тогда приходится задумываться о реализации более мощного кодера/декодера.
Кодер/декодер, рассматриваемый в настоящей главе, достаточно легко конфигурируется и может быть настроен на работу с любым количеством символов четности, а это означает, что при разумной избыточности он способен исправлять любое мыслимое количество ошибок. Подобная универсальность не проходит даром, и конструкция такого декодера усложнятся более чем в сто (!) раз. Самостоятельное проектирование декодеров Рида-Соломона требует глубоких знаний высшей математики в целом и природы корректирующих кодов в частности, поэтому не смущайтесь, если данная глава поначалу вам покажется непонятной. Это действительно сложные вещи, не допускающие простого объяснения.
С другой стороны, для практического использования корректирующих кодов можно и не вникать в их сущность, просто откомпилировав исходные тексты кодера/декодера Рида-Соломона, приведенные в данной главе. Также вы можете воспользоваться любой законченной библиотекой, поставляемой сторонними разработчикам. В качестве альтернативного примера в заключении этой главы будет кратко описан интерфейс библиотеки ElByECC.DLL, разработанной компанией "Elaborate Bytes" и распространяемой вместе с популярным копировщиком Clone CD. Известнейший "прожигатель" дисков всех времен и народов Ahead Nero Burning ROM имеет аналогичную библиотеку, размешенную в файле NEWTRF.DLL.
Легенда
Напомним читателю основные условные обозначения, используемые в этой главе. Количество символов кодируемого сообщения (называемого так же информационным словом) по общепринятому соглашению обозначается букой k; полная длина кодового слова, включающего в себя кодируемые данные и символы четности, — n. Отсюда, количество символов четности равно: n – k. За максимальным количеством исправляемых ошибок "закреплена" буква t. Поскольку, для исправления одной ошибки требуется два символа четности, общее количество символов четности равно 2t. Выражение RS(n, k) описывает определенную
разновидность корректирующих кодов Рида-Соломона, оперирующую с n- символьными блоками, k-символов из которых представляют полезные данные, а все остальные задействованы под символы четности.
Полином, порожденный на основе примитивного члена α, называется порожденным или сгенерированным (generate) полиномом.
Кодировщик (encoder)
Существует, по меньшей мере, два типа кодеров Рида-Соломона: несистематические и систематические кодировщики.
Вычисление несистематических корректирующих кодов Рида-Соломона осуществляется умножением информационного слова на порожденный полином, в результате чего образуется кодовое слово, полностью отличающееся от исходного информационного слова, а потому для непосредственного употребления категорически непригодное. Для приведения полученных данных в исходный вид мы должны в обязательном порядке выполнить ресурсоемкую операцию декодирования, даже если данные не искажены и не требуют восстановления!
При систематическом кодировании, напротив, исходное информационное слово останется неизменным, а корректирующие коды (часто называемые символами четности) добавляются в его конец, благодаря чему к операции декодирования приходится прибегать лишь в случае действительного разрушения данных. Вычисление несистематических корректирующих кодов Рида-Соломона осуществляется делением информационного слова на порожденный полином. При этом все символы информационного слова сдвигаются на n – k байт влево, а на освободившееся место записывается 2t байт остатка (рис. 1.1).
Рис. 1.1. 0x335 Устройство кодового слова
Поскольку, рассмотрение обоих типов кодировщиков заняло бы слишком много места, сосредоточим свое внимание на одних лишь систематических кодировщиках, как на наиболее популярных.
Архитектурно, кодировщик представляет собой совокупность сдвиговых регистров (shift registers), объединенных посредством сумматоров и умножителей, функционирующих по правилам арифметики Галуа. Сдвиговый регистр (иначе называемый регистром сдвига) представляет последовательность ячеек памяти, называемых разрядами, каждый из которых содержит один элемент поля Галуа GF(q). Содержащийся в разряде символ, покидая этот разряд, поступает на выходную линию. Одновременно с этим, разряд фиксирует символ, находящийся на его входной линии. Замещение символов происходит дискретно, в строго определенные промежутки времени, называемые тактами.
При аппаратной реализации сдвигового регистра его элементы могут быть объедены как последовательно, так и параллельно. При последовательном объединении пересылка одного m-разрядного символа потребует m тактов, в то время как при параллельном она осуществляется всего за один такт.
Низкая эффективность программных реализаций кодировщиков Рида-Соломона объясняется тем, что разработчик не может осуществлять параллельное объединение элементов сдвигового регистра и вынужден работать с той шириной разрядности, которую "навязывает" архитектура данной машины. Однако, создать 4-элементный 8битный регистр сдвига параллельного типа на процессорах семейства IA-32 вполне реально.
Примечание
IA-32 (Intel Architecture-32 bit) — общее обозначение 32-разрядной архитектуры процессоров корпорации Intel: i386, i486, Pentium, Pentium Pro, Pentium II и т. п.
Цепи, основанные на регистрах сдвига, обычно называют фильтрами. Блок-схема фильтра, осуществляющего деление полинома на константу, приведена на рис. 1.2 Пусть вас не смущает тот факт, что деление реализуется посредством умножения и сложения. Данный прием базируется на вычислении системы двух рекуррентных равенств с помощью формулы деления полинома на константу посредством умножения и сложения:
Q (r)(%) = Q(r-1)( %) + R, r^ xk - r
p(r)(r-1)(r-1) vk - r
R (x) = R(x) - Rn - r x g(x)(1.1)
Здесь: Q(r)(x) и R(r)(x) — соответственно, частное и остаток на r-шаге рекурсии. Поскольку сложение и вычисление, выполняемое по модулю два, тождественны друг другу, для реализации делителя нам достаточно иметь всего два устройства — устройство сложения и устройство умножения, а без устройства вычитания можно обойтись.
Рис. 1.3. 0x336 Устройство простейшего кодировщика Рида-Соломона
После n-сдвигов на выходе регистра появляется частное, а в самом регистре окажется остаток, который и представляет собой рассчитанные символы четности (они же — коды Рида-Соломона), а коэффициенты умножения с g0 по g(2t – 1) напрямую соответствуют коэффициентам умножения порожденного полинома.
Простейший пример программной реализации такого фильтра приведен в листинге 1.19. Это законченный кодировщик Рида-Соломона, вполне пригодный для практического использования. Конечно, при желании его можно было бы и улучшить, но тогда неизбежно пострадала бы наглядность и компактность листинга.
Листинг 1.19. Исходный текст простейшего кодировщика Рида-Соломона
/*
*
*кодировщик Рида-Соломона
*========================
**
*
*
**кодируемые данные передаются через массив data[i], где i=0..(k-1)
*
*
* а сгенерированные символы четности заносятся в массив b[0]..b[2*t-1].
* Исходные и результирующие данные должны быть представлены в полиномиальной
* форме ( т . е . в обычной форме машинного представления данных ).
* кодирование производится с использованием сдвигового feedback-регистра, * заполненного соответствующими элементами массива g[] с порожденным * полиномом внутри, процедура генерации которого уже обсуждалась в * предыдущей главе .
* сгенерированное кодовое слово описывается следующей формулой:
* с(x) = data(x)*x^(n-k) + b(x), где ^ означает возведение в степень
*
на основе исходных текстов
Simon'а Rockliff' а, от 26.06.1991
распространяемых по лицензии GNU
–––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––-*/
encode_rs()
{
int i, j;
int feedback;
// инициализируем поле бит четности нулями for (i = 0; i < n - k; i++) b[i] = 0;
// обрабатываем все символы
// исходных данных справа налево for (i = k - 1; i >= 0; i--) {
// готовим (data[i] + b[n – k –1]) к умножению на g[i]
// т. е . складываем очередной " захваченный" символ исходных
// данных с младшим символом битов четности ( соответствующего
// "регистру" b2t-1, см. рис. 2) и переводим его в индексную // форму, сохраняя результат в регистре feedback
// как мы уже говорили, сумма двух индексов есть произведение // полиномов
feedback = index_of[data[i] ^ b[n – k - 1]];
// есть еще символы для обработки?
if (feedback != -1)
{
// осуществляем сдвиг цепи bx-регистров for (j=n-k-1; j>0; j--)
// если текущий коэффициент g – это действительный
// (т. е . ненулевой коэффициент , то
// умножаем feedback на соответствующий g-коэффициент
// и складываем его со следующим элементов цепочки
if (g[j]!=-1) b[j]=b[j-1]^alpha_to[(g[j]+feedback)%n];
else
// если текущий коэффициент g – это нулевой коэффициент , // выполняем один лишь сдвиг без умножения , перемещая
// символ из одного m-регистра в другой b[j] = b[j-1];
// закольцовываем выходящий символ в крайний левый b0-регистр b[0] = alpha_to[(g[0]+feedback)%n];
}
else
{// деление завершено ,
// осуществляем последний сдвиг регистра ,
// на выходе регистра будет частое, которое теряется ,
// а в самом регистре – искомый остаток
for (j = n-k-1; j>0; j--) b[j] = b[j-1] ; b[0] = 0;
}
}
}
Декодер (decoder)
Декодирование кодов Рида-Соломона представляет собой довольно сложную задачу, решение которой выливается в громоздкий, запутанный и чрезвычайно ненаглядный программный код, требующий от разработчика обширных знаний во многих областях высшей математики. Типовая схема декодирования, получившая название авторегрессионого спектрального метода декодирования, состоит из следующих шагов:
Вычисления синдрома ошибки (синдромный декодер).
Построения полиномаошибки,осуществляемое либо посредством
высокоэффективного, но сложно реализуемого алгоритма Берлекэмпа-Месси, либо посредством простого, но тормозного Евклидового алгоритма.
Нахождения корней данного полинома, обычно решающееся лобовым перебором (алгоритм Ченя).
Определения характера ошибки, сводящееся к построению битовой маски, вычисляемой на основе обращения алгоритма Форни или любого другого алгоритма обращения матрицы.
Наконец, исправления ошибочных символов, путем наложения битовой маски на информационное слово и последовательного инвертирования всех искаженных битов посредством операции XOR (исключающее ИЛИ).
Следует отметить, что данная схема (рис. 1.4) декодирования не единственная и вероятно, даже не самая лучшая, но зато универсальная. Всего же существует около десятка различных схем декодирования абсолютно непохожих на друг друга и выбираемых в зависимости от того какая часть декодера реализуется программно, а какая аппаратно.
Рис. 1.5. 0x337 Схема авторегрессионого спектрального декодера корректирующих кодов Рида-Соломона
Синдромный декодер
Грубо говоря, синдром есть остаток деления декодируемого кодового слова c(x) на порожденный полином g(x), и, если этот остаток равен нулю, кодовое слово считается неискаженным. Ненулевой остаток свидетельствует о наличии по меньшей мере одной ошибки. Остаток от деления дает многочлен, независящий от исходного сообщения и определяемый исключительно характером ошибки.
Примечание
Syndrome (синдром) — греческое слово, обозначающее совокупность признаков и/или симптомов, характеризующих заболевание.
Принятое кодовое слово v с компонентами vi = ci + ei, где i = 0, … n – 1, представляет собой сумму кодового слова c и вектора ошибок e. Цель декодирования состоит в очистке кодового слова от вектора ошибки, описываемым полиномом синдрома и вычисляемом по формуле Sj = v(αj + j0 – 1), где j изменяется от 1 до 2t, а α представляет собой примитивный член "альфа", который мы уже обсуждали в предыдущей главе. Да, мы снова выражаем функцию деления через умножение, поскольку деление — крайне неэффективная в смысле производительности операция.
Блок схема устройства, осуществляющего вычисление синдрома приведена на рис. 1.5. Как видно, она представляет собой типичный фильтр (сравните ее со схемой рис. 1.2), а потому ни в каких дополнительных пояснениях не нуждается.
Рис. 1.6. 0x338 Блок-схема цепи вычисления синдрома
Вычисление синдрома ошибки происходит итеративно, так что вычисление результирующего полинома (также называемого ответом от английского "answer") завершается непосредственно в момент прохождения последнего символа четности
через фильтр. Всего требуется 2t циклов "прогона" декодируемых данных через фильтр, — по одному прогону на каждый символ результирующего полинома.
Пример простей программной реализации синдромного декодера содержится в листинге 1.20, и он намного нагляднее его словесного описания.
Полином локатора ошибки
Полученный синдром описывает конфигурацию ошибки, но еще не говорит нам, какие именно символы полученного сообщения были искажены. Действительно, степень синдромного полинома, равная 2t, много меньше степени полинома сообщения, равной n, и межу их коэффициентами нет прямого соответствия. Полином, коэффициенты которого напрямую соответствуют коэффициентам искаженных символов, называется полиномом локатора ошибки и по общепринятому соглашению обозначается греческой буквой Λ (ламбда).
Если количество искаженных символов не превышает t, между синдромом и локатором ошибки существует следующее однозначное соответствие, выражаемое следующей формулой: НОД [xn – 1, E(x)] = Λ(x) и вычисление локатора сводится к задаче нахождения наименьшего общего делителя, успешно решенной еще Евклидом и элементарно реализуемой как на программном, так и на аппаратном уровне. Правда, за простоту реализации нам приходиться расплачиваться производительностью, точнее непроизводительностью данного алгоритма, и на практике обычно применяют более эффективный, но и более сложный для понимания алгоритм Берлекэмпа-Месси (Berlekamp-Massy), подробно описанный Кнутом во втором томе "Искусства программирования" (см. также книгу "Теория и практика кодов, контролирующих ошибки" Блейхута) и сводящейся к задаче построения цепи регистров сдвига с линейной обратной связью и по сути своей являющегося разновидностью авторегрессионого фильтра, множители в векторах которого и задают полином Λ.
Декодер, построенный по такому алгоритму, требует не более 3t операций умножения в каждой из итерации, количество которых не превышает 2t. Таким образом, решение поставленной задачи укладывается всего в 6t2 операций умножения. Фактически, поиск локатора сводится к решению системы из 2t уравнений — по одному уравнению на каждый символ синдрома, — c t неизвестными. Неизвестные члены и есть позиции искаженных символов в кодовом слове v. Легко увидеть, что если количество ошибок превышает t, то система уравнений становится неразрешима и восстановить разрушенную информацию в этом случае не представляется возможным.
Блок-схема алгоритма Берлекэмпа-Месси приведена на рис. 1.6, а его законченная программа реализация содержится в листинге 1.2.
Рис. 1.7. 0x339 Структурная схема алгоритм Берлекэмпа-Месси
Корни полинома
Коль скоро полином локатора ошибки нам известен, то его корни определяют местоположение искаженных символов в принятом кодовом слове. Остается эти корни найти. Чаще всего для этого используется процедура Ченя (Chien search), аналогичная по своей природе обратному преобразованию Фурье и фактически сводящаяся к тупому перебору (brute force, exhaustive search) всех возможных вариантов. Все 2m возможных символов один за другим подставляются в полином локатора в порядке "социалистической" очереди и затем выполняется расчет полинома. Если результат обращается в ноль, то считается, что искомые корни найдены.
Восстановление данных
Итак, мы знаем какие символы кодового слова искажены, но пока еще не готовы ответить на вопрос: как именно они искажены. Используя полином синдрома и корни полинома локатора, мы можем определить характер разрушений каждого из искаженных символов. Обычно для этой цели используется алгоритм Форни (Forney), состоящий из двух стадий: сначала путем свертки полинома синдрома полиномом локатора Λ мы получаем некоторый промежуточный полином, условно обозначаемый греческой буквой Ω (омега). Затем, на основе Ω-полинома, вычисляется нулевая позиция ошибки (zero error location), которая в свою очередь делится на производную от Λ-полинома. В результате получается битовая маска, каждый из установленных битов которой соответствует искаженному биту и для восстановления кодового слова в исходный вид, все искаженные биты должны быть проинвертированы, что осуществляется посредством логической операции XOR (исключающее ИЛИ).
На этом процедура декодирования принятого кодового слова считается законченной. Остается отсечь n – k символов четности и полученное информационное слово будет готово к употреблению.
Исходный текст декодера
Далее в листинге 1.20 приводится исходный текст полноценного декодера Рида- Соломона, снабженный минимально разумным количеством комментарием. При возникновении трудностей в анализе этого листинга обращайтесь к блок-схемам, приведенным на рис. 1.3, 1.4 и 1.5 — они помогут.
Листинг 1.20. Исходный текст простейшего декодера Рида-Соломона
/*
*
декодер Рида-Соломона
*=====================
*
процедура декодирования кодов Рида-Соломона состоит из нескольких шагов
сначала мы вычисляем 2t-символьный синдром путем постановки alpha**i в
recd(x), где recd - полученное кодовое слово, предварительно переведенное
в индексную форму. По факту вычисления recd(x) мы записываем очередной
символ синдрома в s[i], где i принимает значение от 1 до 2t, оставляя
s[0] равным нулю.
затем, используя итеративный алгоритм Берлекэмпа (Berlekamp), мы
находим полином локатора ошибки – elp[i]. Если степень elp превышает
собой величину t, мы бессильны скорректировать все ошибки и ограничиваемся
выводом сообщения о неустранимой ошибке , после чего совершаем аварийный
выход из декодера. Если же степень elp не превышает t, мы подставляем
alpha**i, где i = 1..n в elp для вычисления корней полинома . Обращение
найденный корней дает нам позиции искаженных символов. Если количество
* определенных позиций искаженных символов меньше степени elp, искажению
* подверглось более чем t символов и мы не можем восстановить их.
* во всех остальных случаях восстановление оригинального содержимого
* искаженных символов вполне возможно .
* в случае , когда количество ошибок заведомо велико для их исправления
* декодируемые символы проходят сквозь декодер без каких либо изменений
*
на основе исходных текстов
Simon' а Rockliff'а, от 26.06.1991
распространяемых по лицензии GNU
–––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––––-*/
decode_rs()
{
int i, j, u, q;
int s[n-k+1];// полином синдрома ошибки
int elp[n – k + 2][n - k];// полином локатора ошибки лямда
int d[n-k+2];
int l[n-k+2];
int u_lu[n-k+2],
int count=0, syn_error=0, root[t], loc[t], z[t+1], err[n], reg[t+1];
// переводим полученное кодовое слово в индексную форму
// для упрощения вычислений
for (i = 0; i < n; i++) recd[i] = index_of[recd[i]];
// вычисляем синдром
// for (i = 1; i <= n - k; i++)
{
s[i] = 0;s[i] = 0;// инициализация s-регистра (на его в
s[i] = 0;
s[i] = 0;
// на его вход по умолчанию поступает ноль
// выполняем s[i] += recd[j]*ij
// т. е . берем очередной символ декодируемых данных ,
// умножаем его на порядковый номер данного символа,
// умноженный на номер очередного оборота и складываем
// полученный результат с содержимым s-регистра
// по факту исчерпания всех декодируемых символ,
// мы повторяем весь цикл вычислений опять – по одному
// разу для каждого символа четности
for (j=0; j<n; j++) if (recd[j]!=-1) s[i]^= alpha_to[(recd[j]+i*j)%n];
if (s[i]!=0) syn_error=1;// если синдром не равен нулю, взводим
// флаг ошибки
// преобразуем синдром из полиномиальной формы в индексную
s[i] = index_of[s[i]];
}
// коррекция ошибок
// если есть ошибки, пытаемся их скорректировать// если есть ошибки, пытаемся их скорректировать// if (syn_error)
// если есть ошибки, пытаемся их скорректировать
// если есть ошибки, пытаемся их скорректировать
{
// вычисление полинома локатора ламбда
//
// вычисляем полином локатора ошибки через итеративный алгоритм
// Берлекэмпа . Следуя терминологии Lin and Costello (см. "Error
// Control Coding: Fundamentals and Applications" Prentice Hall 1983
// ISBN 013283796) d[u] представляет собой µ ("мю"), выражающую
// расхождение (discrepancy), где u = µ + 1 и µ есть номер шага
// из диапазона от –1 до 2t. У Блейхута та же самая величина
// обозначается ∆(x) ("дельта ") и называется невязка .
// l[u] представляет собой степень elp для данного шага итерации,
// u_l[u] представляет собой разницу между номером шага и степенью elp
// инициализируем элементы таблицы
d[0] = 0;// индексная форма
d[1] = s[1];d[1] = s[1];// индексная форма
d[1] = s[1];
d[1] = s[1];
elp[0][0] = 0;
// индексная форма
elp[1][0] = 1;
// полиномиальная форма
for
(i = 1;
i < n - k;
i++)
{
elp[0]
[i] = -1;
// индексная форма
elp[1]
[i] = 0;
// полиномиальная форма
}
l[0] = 0; l[1] = 0; u_lu[0] = -1; u_lu[1] = 0; u = 0;
do
{
u++;
if (d[u] == -1)
{
l[u + 1] = l[u];
for (i = 0; i <= l[u]; i++)
{
elp[u+1][i] = elp[u][i];
elp[u][i] = index_of[elp[u][i]];
}
}
else
{
// поиск слов с наибольшим u_lu[q], таких что d[q]!=0 q = u - 1;
while ((d[q] == -1) && (q>0)) q--;
// найден первый ненулевой d[q]
if (q > 0)
{
j=q ;
do
{
j-- ;
if ((d[j]!=-1) && (u_lu[q]<u_lu[j]))
q = j ;
} while (j>0);
};
// как только мы найдем q, такой что d[u]!=0
// и u lu[q] есть максимум
// запишем степень нового elp полинома
if (l[u] > l[q]+u-q) l[u+1] = l[u]; else l[u+1] = l[q]+u-q;
// формируем новый elp(x)
for (i = 0; i < n - k; i++) elp[u+1][i] = 0;
for (i = 0; i <= l[q]; i++)
if (elp[q][i]!=-1)
elp[u+1][i+u-q]=alpha_to[(d[u]+n-d[q]+elp[q][i])%n];
for (i=0; i<=l[u]; i++)
{
elp[u+1][i] Л= elp[u][i];
// преобразуем старый elp
// в индексную форму elp[u][i] = index_of[elp[u][i]];
}
}
u_lu[u+1] = u-l[u+1];
// формируем (u + 1)'ю невязку
// if (u < n-k)// на последней итерации расхождение
{// не было обнаружено
if (s[u + 1]!=-1) d[u+1] = alpha_to[s[u+1]]; else d[u + 1] = 0;
for (i = 1; i <= l[u + 1]; i++)
if ((s[u + 1 - i] != -1) && (elp[u + 1][i]!=0))
d[u+1] Л= alpha_to[(s[u+1-i]+index_of[elp[u+1][i]])%n];
// переводим d[u+1] в индексную форму
d[u+1] = index_of[d[u+1]];
}
} while ((u < n-k) && (l[u+1]<=t));
// расчет локатора завершен
// u++ ;
if (l[u] <= t)
{// коррекция ошибок возможна
// переводим elp в индексную форму
for (i = 0; i <= l[u]; i++) elp[u][i] = index_of[elp[u][i]];
// нахождение корней полинома локатора ошибки
// for (i = 1; i <= l[u]; i++) reg[i] = elp[u][i]; count = 0;
for (i = 1; i <= n; i++) {
q = 1 ;
for (j = 1; j <= l[u]; j++) if (reg[j] != -1) {
reg[j] = (reg[j]+j)%n;
q Л= alpha_to[reg[j]]; }
if (!q)
{// записываем корень и индекс позиции ошибки
root[count] = i; loc[count] = n-i;
count++;
}
}
if (count == l[u])
{// нет корней - степень elp < t ошибок
// Z[0] всегда равно 1// Z[0] всегда равно 1// формируем полином z(x) for (i = 1; i <= l[u]; i++) {
// Z[0] всегда равно 1
// Z[0] всегда равно 1
if ((s[i]!=-1) && (elp[u][i]!=-1))
z[i] = alpha_to[s[i]] Л alpha_to[elp[u][i]];
else
if ((s[i]!=-1) && (elp[u][i]==-1)) z[i] = alpha_to[s[i]];
else
if ((s[i]==-1) && (elp[u][i]!=-1)) z[i] = alpha_to[elp[u][i]];
else
z[i] = 0 ;
for (j=1; j<i; j++) if ((s[j]!=-1) && (elp[u][i-j]!=-1))
z[i] л= alpha_to[(elp[u][i-j] + s[j])%n];
// переводим z[i] в индексную форму z[i] = index_of[z[i]];
}
// вычисление значения ошибок в позициях loc[i]
// for (i = 0; i<n; i++) {
err[i] = 0;
// переводим recd[] в полиномиальную форму if (recd[i]!=-1) recd[i] = alpha_to[recd[i]]; else recd[i] = 0;
}
// сначала вычисляем числитель ошибки for (i = 0; i < l[u]; i++)
{ err[loc[i]] = 1;
for (j=1; j<=l[u]; j++) if (z[j]!=-1)
err[loc[i]] Л= alpha_to[(z[j]+j*root[i])%n];
if (err[loc[i]]!=0) {
err[loc[i]] = index_of[err[loc[i]]];
q = 0 ;// формируем знаменатель коэффициента ошибки
for (j=0; j<l[u]; j++) if (j!=i)
q+=index_of[1Aalpha_to[(loc[j]+root[i])%n]];
q = q % n; err[loc[i]] = alpha_to[(err[loc[i]]-q+n)%n];
// recd[i] должен быть в полиномиальной форме recd[loc[i]] А= err[loc[i]];
}
}
}
else// нет корней,
// решение системы уравнений невозможно, т.к. степень elp >= t {
// переводим recd[] в полиномиальную форму
for (i=0; i<n; i++)
if (recd[i]!=-1) recd[i] = alpha_to[recd[i]];
else
recd[i] = 0;// выводим информационное слово как есть
}
else// степень elp > t, решение невозможно
{
// переводим recd[] в полиномиальную форму
for (i=0; i<n; i++)
if (recd[i]!=-1)
recd[i] = alpha_to[recd[i]] ;
else
recd[i] = 0 ;// выводим информационное слово как есть
} else// ошибок не обнаружено
for (i=0;i<n;i++) if(recd[i]!=-1)recd[i]=alpha_to[recd[i]];else recd[i]=0;
}
Интерфейс с библиотечкой ElByECC.DLL
Программная реализация кодера/декодера Рида-Соломона, приведенная в листингах 1.1-1.2, достаточно наглядна, но крайне непроизводительна и нуждается в оптимизации. Как альтернативный вариант можно использовать готовые библиотеки от сторонних разработчиков, входящие с состав программных комплексов так или иначе связанных с обработкой корректирующих кодов Рида-Соломона. Это и утилиты "прожига"/копирования/восстановления лазерных дисков, и драйвера ленточных накопителей (от стримера до Арвида), и различные телекоммуникационные комплексы и т. д.
Как правило, все эти библиотеки являются неотъемлемой частью самого программного комплекса и потому никак не документируется. Причем, восстановление прототипов интерфейсных функций представляет весьма нетривиальную задачу, требующую от исследователя не только навыков дизассемблирования, но и знаний высшей математики, иначе смысл всех битовых манипуляций останется совершенно непонятным.
Насколько законно подобное дизассемблирование? Да, дизассемблирование сторонних программных продуктов действительно запрещено, но тем не менее оно законно. Здесь уместно провести аналогию со вскрытием пломб вашего телевизора, влекущее потерю гарантии, но отнюдь не приводящее к уголовному преследованию. Так же, никто не запрещает вызывать функции чужой библиотеки из своей программы. Нелегально распространять эту библиотеку в составе вашего программного обеспечения, действительно, нельзя, но что мешает вам попросить пользователя установить данную библиотеку самостоятельно?
Ниже приводится описание важнейших функций библиотеки ElByECC.DLL, входящей в состав известного копировщика защищенных лазерных дисков Clone CD, условно-бесплатную копию которого можно скачать c cайта по адресу: http://www.elby.ch/. Сам Clone CD проработает всего лишь 21 день, а затем потребует регистрации, однако на продолжительность использования библиотеки ElByECC.DLL не наложено никаких ограничений.
Усилиями хакера по имени МЫЩЪХ был создан h-файл, содержащий прототипы основных функций библиотеки ElByECC.DLL, специальная редакция которого была любезно предоставлена им для настоящей книги.
Несмотря на то, что библиотека ElByECC.DLL ориентирована на работу с секторами лазерных дисков, она может быть приспособлена и для других целей, например, построения отказоустойчивых дисковых массивов, о которых говорилось в предыдущей главе.
Краткое описание основных функций библиотеки приводится далее.
Подключение библиотеки ElByECC.DLL к своей программе
Существует по меньшей мере два способа подключения динамических библиотек к вашим программам. При динамической компоновке, адреса требуемых функций определяются посредством вызова GetProcAddress, причем сама библиотека ElByECC.DLL должна быть предварительно загружена с помощью LoadLibray. Это может выглядеть например так как показано в листинге 1.21 (обработка ошибок для просты опущена).
Листинг 1.21. Динамическая загрузка библиотеки ElByECC.DLL
HANDLE h;
int (__cdecl *CheckECCAndEDC_Mode1) (char *userdata, char *header, char *sector);
h=LoadLibrary("ElbyECC.dll");
CheckECCAndEDC_Mode1 = GetProcAddress(h, "CheckECCAndEDC_Mode1");
Статическая компоновка предполагает наличие специального lib-файла, который может быть автоматически сгенерирован утилитой implib из пакета Borland C++ любой подходящей версии, представляющей собой утилиту командной строки, вызываемую так: "implib.exe -a ElByECC.lib ElByECC.lib".
Функция GenECCAndEDC_Mode1
Функция GenECCAndEDC_Mode1 осуществляет генерацию корректирующих кодов на основе 2048-байтового блока пользовательских данных и имеет следующий прототип (листинг 1.22).
Листинг 1.22. Прототип функции GenECCAndEDC_Mode1
GenECCAndEDC_Mode1(char *userdata_src,// указатель на массив из 2048 байт
char *header_src,// указатель на заголовок
struct RAW_SECTOR_MODE1 *raw_sector_mode1_dst)
Где:
userdata_src — указатель на 2048-байтовый блок пользовательских данных для которых необходимо выполнить расчет корректирующих кодов. Сами пользовательские данные в процессе выполнения функции остаются неизменными и автоматически копируются в буфер целевого сектора, где к ним добавляется 104 + 172 байт четности и 4 байта контрольной суммы;
header_src — указатель на 4-байтовый блок, содержащий заголовок сектора. Первые три байта занимает абсолютный адрес, записанный в BCD-форме, а четвертый байт отвечает за тип сектора, которому необходимо присвоить значение 1, и соответствующий режиму "корректирующие коды задействованы";
raw_sector_mode1_dst — указатель на 2352-байтовый блок в который будет записан сгенерированный сектор, содержащий 2048-байт пользовательских данных и 104+172 байт корректирующих кодов вместе 4 байтами контрольной суммы и представленный структурой, представленной в листинге 1.23.
Листинг 1.23. Структура "сырого" сектора
struct RAW_SECTOR_MODE1 {
BYTE
SYNC[12];
// синхрогруппа
BYTE
ADDR[3];
// абс. адрес сектора
BYTE
MODE;
// тип сектора
BYTE
USER_DATA[2048];
// пользовательские данные
BYTE
EDC[4];
// контрольная сумма
BYTEZERO[8];BYTEZERO[8];// нули (не используется )
BYTEZERO[8];
BYTEZERO[8];
BYTEP[172];BYTEP[172];// P-байты четности// P-байты четности
BYTEP[172];
BYTEP[172];
// P-байты четности
// P-байты четности
BYTEQ[104];BYTEQ[104];// Q-байты четности// Q-байты четности
BYTEQ[104];
BYTEQ[104];
// Q-байты четности
// Q-байты четности
};
При успешном завершении функция возвращает ненулевое значение и ноль в противном случае.
Функция CheckSector
Функция CheckSector (листинг 1.24) осуществляет проверку целостности сектора по контрольной сумме и при необходимости выполняет его восстановление по избыточным кодам Рида-Соломона.
Листинг 1.24. Прототип функции CheckSector
// указатель на секторный буфер// только проверка/лечение// указатель на секторный буфер// только проверка/лечениеCheckSector(struct RAW_SECTOR *sector, int DO);
// указатель на секторный буфер
// только проверка/лечение
// указатель на секторный буфер
// только проверка/лечение
Где:
sector — указатель на 2352-байтовый блок данных, содержащий подопытный сектор. Лечение сектора осуществляется в "живую", т. е. непосредственно по месту возникновения ошибки. Если количество разрушенных байт превышают корректирующие способности кодов Рида-Соломона, исходные данные остаются неизменными;
DO — флаг, нулевое значение которого указывает на запрет модификации сектора. Другими словами, соответствует режиму TEST ONLY. Ненулевое значение разрешает восстановление данных, если они действительно подверглись разрушению.
При успешном завершении функция возвращает ненулевое значение и ноль если сектор содержит ошибку (в режиме TEST ONLY) или если данные восстановить не удалось (при вызове функции в режиме лечения). Для предотвращения возможной неоднозначности рекомендуется вызывать данную функцию в два приема. Первый раз — в режиме тестирования для проверки целостности данных, и второй раз — в режиме лечения (если это необходимо).
Финал
В листинге 1.25 приведен законченный пример использования корректирующих кодов на практике, пригодный для решения реальных практических задач.
Листинг 1.25. Пример вызова функций библиотеки ElByECC.DLL из своей программы
/*
*
демонстрация ElByECC.DLLдемонстрация ElByECC.DLL*
демонстрация ElByECC.DLL
демонстрация ElByECC.DLL
*
*
* данная программа демонстрирует работу с библиотекой ElByECC.DLL,
* генерируя избыточные коды Рида-Соломона на основе пользовательских данных,
* затем умышленно искажает их и вновь восстанавливает .
* количество разрушаемых байтов передается в первом параметре командной
* строки (по умолчанию - 6)
*/
#include <stdio.h>
#include "ElByECC.h"// декомпилировано МЫЩЪХем
#define _DEF_DMG 6// рушить по умолчанию
#define N_BYTES_DAMAGE ((argc>1)?atol(argv[1]):_DEF_DMG) // сколько байт // рушить ?
main(int argc, char **argv) {
int a;
char stub_head[HEADER_SIZE];// заголовок сектора
char user_data[USER_DATA_SIZE];// область польз . данных
struct RAW_SECTOR_MODE1 raw_sector_for_damage;// сектор для искажений
struct RAW_SECTOR_MODE1 raw_sector_for_compre;// контрольная копия сект .
// TITLE
// printf("= ElByECC.DLL usage demo example by KK\n");
// инициализация пользовательских данных
//
printf("user data initialize");
for (a = 0; a < USER_DATA_SIZE; a++) user_data[a] = a; // user_data init memset(stub_head, 0, HEADER_SIZE); stub_head[3] = 1;// src header init
printf("+OK\n");
// генерация кодов Рида-Соломона на основе пользовательских данных
//
printf("RS-code generate");
a = GenECCAndEDC_Mode1(user_data, stub_head, &raw_sector_for_damage);
if (a == ElBy_SECTOR_ERROR) { printf("-ERROR!\x7\n"); return -1;} memcpy(&raw_sector_for_compre, &raw_sector_for_damage, RAW_SECTOR_SIZE); printf("+OK\n");
// умышленное искажение пользовательских данных
//
printf("user-data %04d bytes damage", N_BYTES_DAMAGE);
for (a=0;a<N_BYTES_DAMAGE;a++) raw_seotor_for_damage.USER_DATA[a]A=0xFF;
if(!memcmp(&raw_sector_for_damage,&raw_sector_for_compre,RAW_SECTOR_SIZE)) printf("-ERR: NOT DAMAGE YET\n"); else printf("+OK\n");
// проверка целостности пользовательских данных
//
printf("user-data check");
a = CheckSector((struct RAW_SECTOR*)&raw_sector_for_damage,ElBy_TEST_ONLY); if (a==ElBy_SECTOR_OK){
printf("-ERR:data not damage\x7\n");return -1;}printf(".data damge\n");
// восстановление пользовательских данных
//
printf("user-data recorver");
a = CheckSector((struct RAW_SECTOR*)&raw_sector_for_damage, ElBy_REPAIR);
if (a == ElBy_SECTOR_ERROR) {
printf("-ERR: NOT RECORVER YET\x7\n"); return -1; } printf("+OK\n");
// проверка успешности восстановления
//
printf("user-data recorver check");
if(memcmp(&raw_sector_for_damage,&raw_sector_for_compre,RAW_SECTOR_SIZE)) printf("-ERR: NOT RECORVER YET\x7\n"); else printf("+OK\n");
printf("+OK\n");
return 1;
}
методы низкоуровневого управления приводами 1
интерфейсы взаимодействия с оборудованием 2
доступ через CD-ROM-драйвер 4
доступ через cooked-моде (режим блочного чтения)12
доступ через SPTI 15
доступ через ASPI 32
доступ через SCSI-порт 43
доступ через SCSI-мини порт 47
взаимодействие через порты ввода/вывода57
доступ через MSCDEX драйвер 69
взаимодействие через собственный драйвер 72
сводная таблица характеристик различных интерфейсов 73
способы разоблачения защитных механизмов 74
>>>> отжиг дисков. за, против и немного вокруг76
>>>> блокирование/разблокирование кнопки EJECT 80
>>>> хакерские секреты Рецепты тормозной жидкости для CD 82
примеры исследования реальных программ 83
Alcohol 120%84
Easy CD Creator 84
Clone CD 85
Часть 2
Методы низкоуровневого управления приводами
"Как правильно уложить парашют"
Пособие. Издание 2-е, исправленное
Секторный уровень взаимодействия всегда привлекал как создателей защитных механизмов, так и разработчиков утилит, предназначенных для копирования защищенных дисков. Еще большие перспективы открывает чтение/запись "сырых" (RAW) секторов — это наиболее низкий уровень общения с диском, какой только штатные приводы способны поддерживать. Большинство защитных механизмов именно так, собственно, и работает. Одни из них прячут ключевую информацию в каналы подкода, другие тем или иным образом искажают коды ECC/EDC (Error Correcting Code/Error Detection and Correction), третьи используют нестандартную разметку и т. д. и т. п.
Существует множество способов для работы с диском на секторном уровне, и далее описаны с добрый десяток из них. Большая часть рассматриваемых здесь методик рассчитана исключительно на Windows NT/2000/XP и не работает в операционных системах Windows 9x, которым, по-видимому, придется разделить судьбу мамонтов,
а потому интерес к ним стремительно тает как со стороны пользователей, так и со стороны программистов. Конечно, какое-то время они еще продержатся "на плаву", но в долгосрочной перспективе я бы не стал на них расчитывать, особенно учитывая тот факт, что Windows 9x не в состоянии поддерживать многопроцессорные системы, а победоносное шествие Hyper-Threading уже не за горами.
Примечание
Технология Hyper-Threading — это реализация одновременной многопоточности (Simultaneous Multi-Threading, SMT). Эта технология фактически является промежуточной между многопоточной обработкой, осуществляемой в мультипроцессорных системах, и параллелизмом на уровне инструкций, осуществляемом в однопроцессорных системах.
В силу того, что секторный уровень доступа к диску изначально ориентирован на создателей (ломателей) защитных механизмов, данный раздел "выкрашен" яркохакерской краской и рассказывает не только о самих методиках низкоуровневого управления устройствами, но и описывает технику взлома каждого из них. Забегая вперед, отметим, что сломать можно все!
Замечание
На самом деле, это утверждение не совсем верно. Некоторые из защит от копирования на бытовом оборудовании не могут быть взломаны в принципе. В частности, защиты аудиодисков, основанные на искажении TOC (Table of Contents), приводят к нечитабельности такого диска компьютерными приводами CD-ROM, но на аудиоплеерах, не слишком дотошно анализирующих TOC, такой диск воспроизводится вполне нормально. Единственный способ скопировать такой диск в цифровом виде — изменить код прошивки привода CD-ROM, убрав из него ряд "лишних" проверок, либо же развинтить привод для осуществления "горячей" замены диска. Подробнее см. xxxx.
Так что не стоит, право же, переоценивать стойкость механизмов, препятствующих несанкционированному копированию лазерных дисков. Если кому-то особо приспичит, вашу программу все равно взломают! Как? Вот об этом и рассказано далее. Как говориться: кто предупрежден, — тот вооружен. Ну, а коль уж совсем невмоготу, то используйте прямой доступ к портам ввода/вывода с прикладного уровня. Нет, вы не ослышались — в Windows NT это действительно возможно, и далее рассказано как это сделать.
Глава 1
Интерфейсы взаимодействия с оборудованием
Стандарты — вещь хорошая. Всегда есть из чего выбрать.
Фольклор
Существует множество способов взаимодействия с оборудованием. В зависимости от специфики решаемой задачи и специфики самого оборудования, предпочтение отдается либо тем, либо иным интерфейсам управления. На самом высоком уровне интерфейсной иерархии располагается семейство API-функций (Application Programming Interface) операционной системы, реализующих типовые операции ввода/вывода (такие, например, как открыть файл, прочитать данные из файла). Для подавляющего большинства прикладных программ этого оказывается более, чем достаточно, однако даже простейший копировщик на этом наборе, увы, не напишешь и приходится спускаться по меньшей мере на один уровень вглубь, обращаясь непосредственно к драйверу данного устройства.
Стандартные дисковые драйверы, входящие в состав операционных систем Windows 9x и NT, поддерживают довольно ограниченное количество типовых команд (прочитать сектор, просмотреть TOC и т. д.), не позволяющих в должной мере реализовать все возможности современных приводов CD-ROM/R/RW, однако для написания простейших защитных механизмов их функциональных возможностей окажется вполне достаточно.
Подавляющее большинство защитных механизмов данного типа безупречно копируется штатными копировщиками, что, собственно, и неудивительно: ведь и копировщик, и защита "кормятся" из одной и той же "кормушки", простите, используют идентичный набор управляющих команд, работающих с устройством на логическом уровне.
Для создания устойчивой к взлому защиты мы должны опуститься "на самое дно колодца", заговорив с устройством на родном для него "языке". Несмотря на то, что контроллеры оптических накопителей поддерживают высокоуровневый набор управляющих команд (намного более высокоуровневый, чем приводы гибких дисков), несмотря на то, что интерфейс привода абстрагирован от конкретного физического оборудования, и, что диски CD-ROM/R/RW изначально не были ориентированы на защиту, создание практически не копируемых дисков на этом уровне все-таки возможно.
Вопреки расхожему мнению, для низкоуровневого управления накопителями совершенно необязательно прибегать к написанию своего собственного драйвера. Все необходимые драйверы давно уже написаны за нас, и на выбор разработчика
предоставляется несколько конкурирующих интерфейсов, обеспечивающих низкоуровневое взаимодействие со SCSI/ATAPI-устройствами с прикладного уровня. Это и ASPI (Advanced SCSI Programming Interface), и SPTI (SCSI Pass Through IOCTLs), и MSCDEX (MS-DOS CD-ROM Extension) (ныне практически забытый, но все же поддерживаемый операционными системами Windows 98 и ME). Каждый из интерфейсов имеет свои достоинства и свои недостатки, поэтому коммерческие программные пакеты вынуждены поддерживать их все.
Поскольку, программирование оптических накопителей выходит далеко за рамки предмета защиты лазерных дисков (основного предмета данной книги!), то интерфейсы взаимодействия с устройствами будут рассмотрены максимально кратко и упрощенно. К слову сказать, ряд книг, посвященных непосредственно управлению устройствами SCSI/ATAPI, значительно проигрывает настоящему разделу (взять, к примеру, "Программирование устройств SCSI и IDE" Всеволода Несвижского — СПб.: БХВ-Петербург, 2003 г., описывающего исключительно интерфейс ASPI и к тому же описывающего его неверно).
Информации, приведенной далее, вполне достаточно для самостоятельного изучения всех вышеперечисленных интерфейсов с абсолютного нуля. Даже если вам никогда до этого не приходилось сталкиваться с программированием SCSI/ATAPI-устройств, вы вряд ли будете испытывать какие-либо затруднения по ходу чтения книги (не говоря уж о том, что данная книга научит вас основам "шпионажа" за чужими программами и взлому оных, но это строго между нами!).
Доступ посредством драйвера CD-ROM
Управление драйверами устройств в операционных системах семейства Windows осуществляется посредством вызова функции DeviceIoControl, отвечающей за посылку специальных FSCTL/IOCTL-команд. Префикс FS- свидетельствует о принадлежности данной команды к файловой системе и в контексте настоящей публикации не представляет для нас никакого интереса. Команды с префиксом IO- относятся к устройству ввода/вывода, а точнее — к его драйверу.
Функция DeviceIoControl просто передает такую команду, как она есть, совершенно не задумываясь о ее "физическом смысле". Следовательно, совершенно бессмысленно искать перечень доступных IOCTL-команд в описании функции DeviceIoControl. Их там нет! Точнее, здесь приводятся лишь стандартные IOCTL- команды, а вся остальная информация по этому вопросу содержится в DDK (Device Driver Kit).
Там, в частности, мы найдем, что для чтения оглавления диска используется команда IOCTL_CDROM_READ_TOC, а для перечисления адресов сессий многосессионных дисков — IOCTL_CDROM_GET_LAST_SESSION. Также обратите свое внимание на команду IOCTL_CDROM_READ_Q_CHANNEL, обеспечивающую извлечение информации из Q-канала подкода (для извлечения ключевых меток — это актуально).
Чтение "сырых" секторов осуществляется командой IOCTL_CDROM_RAW_READ, возможности которой, к сожалению, ограничены только лишь дисками CD-DA
(Compact Disk Digital Audio). Посекторное чтение с дисков CD-DATA ни на сыром, ни на "сухом" уровнях не поддерживается. В соответствии с принятой политикой безопасности, никакое приложение не должно действовать в обход системы безопасности, в противном случае, злоумышленник сможет без труда добраться до конфиденциальных данных, просто прочитав диск на секторном уровне. Штатные драйверы, которыми укомплектованы операционные системы семейства Windows, всецело следуют этим требованиям, хотя сторонние разработчики могут, при желании, и нарушить этот запрет. В состав NT DDK входит исходный текст демонстрационного драйвера CD-ROM (NTDDK\src\storage\class\cdrom\), который после небольшой обработки "напильником", согласится читать диски всех типов, не задавая при этом глупых вопросов. Найдите в теле файла cdrom.c следующую строку if (rawReadInfo->TrackMode == CDDA) { и перейдите к ветке, чей код операции (OperationCode) равен SCSIOP_READ. А теперь модифицируйте код так, чтобы она (эта ветка) получала управление во всех остальных случаях.
Замечание
Функция IRP_MJ_READ, присутствующая в DDK, и по идее обеспечивающая возможность чтения отдельных логических блоков, является внутренней функцией драйвера и доступ к последней с прикладного уровня закрыт; пытаться использовать ее в паре с функцией DeviceIoControl — бессмысленно.
В таблице 1.1 приведено описание IOCTL-команд штатного драйвера CD-ROM (за более подробной информацией обращайтесь к DDK).
Таблица 1.1. Описание IOCTL-команд штатного драйвера CD-ROM
IOCTL-команда
Описание
IOCTLCDROMCHECKVERIFY,
Определяет факт смены диска
IOCTL_STORAGE_CHECK_VERIFY (0x24800h)
(открытия/закрытия лотка)
IOCTL_CDROM_CLOSE_DOOR*
IOCTL_STORAGE_LOAD_MEDIA (0x2D480Ch)
Закрывает лоток привода
IOCTL_CDROM_FIND_NEW_DEVICES,
IOCTL_STORAGE_FIND_NEW_DEVICES
Перечисляетновыеприводы,
подключенные после загрузки системы
(0x24818h)
или последнего вызова данной команды
IOCTL_CDROM_GET_CONTROL
Сообщаеттекущуюпозицию
воспроизведения аудио
IOCTL_CDROM_GET_DRIVE_GEOMETRY
Определяет тип лазерного диска и его
(0x2404Ch)
геометрию (количество секторов на диске, размер одного сектора и т. д.)
IOCTL_CDROM_GET_LAST_SESSION
Перечисляет стартовые адреса сессий и
(0x24038h)
записывает их в буфер TOC, читаемый командой IOCTL_CDROM_READ_TOC
IOCTL_CDROM_GET_VOLUME (0x24014h)
Возвращает текущий уровень громкости с CD-ROM
IOCTL_CDROM_PAUSE_AUDIO (0x2400Ch)
Временно останавливает воспроизведение аудио
IOCTL_CDROM_PLAY_AUDIO_MSF (0x24018h)
Инициирует процесс воспроизведения аудио от сих до сих
IOCTL_CDROM_RAW_READ (0x2403Eh)
Выполняет "сырое" чтение секторов с аудиодисков
IOCTL_CDROM_READ_Q_CHANNEL (0x2402Ch)
Читает данные Q-канала подкода
IOCTL_CDROM_READ_TOC (0x24000h)
Читает оглавление диска
IOCTL_CDROM_RESUME_AUDIO (0x24010h)
Продолжает воспроизведение аудио
IOCTL_CDROM_SEEK_AUDIO_MSF (0x24004h)
Позиционирует оптическую головку
IOCTL_CDROM_SET_VOLUME (0x24028h)
Устанавливает уровень громкости с CD- ROM
IOCTL_CDROM_STOP_AUDIO (0x24008h)
Останавливает воспроизведение аудио
* — устарело и ныне удалено из DDK
Функции DeviceIoControl всегда предшествует вызов функции CreateFile, возвращающей дескриптор соответствующего устройства, задаваемого в виде \\.\X:, где X — буквенное обозначение того привода, с которым мы собрались работать, причем флаг dwCreationDisposition должен быть установлен в состояние OPEN_EXISTING, иначе вы потерпите неудачу. Типовой пример вызова функции приведен далее в листингах 1.1—1.2.
Замечание
Windows NT регистрирует устройство с именем \\.\CdRomx, где x — номер привода, считая от нуля, которое ссылается на тот же самый драйвер, что и буквенное обозначение диска и обладает тем же самым набором функций.
Листинг 1.1. Пример открытия устройства
HANDLE hCD;// дескриптор привода
hCD=CreateFile("\\\\.\\X:", GENERIC_READ, FILE_SHARE_READ, 0, OPEN_EXISTING, 0,0); if (hCD == INVALID_HANDLE_VALUE)// ошибка
Прототип самой же функции DeviceIoControl выглядит так, как это показано в листинге 1.2.
Листинг 1.2. Прототип функции DeviceIoControl
BOOL DeviceIoControl(
HANDLE hDevice,//DWORD dwIoControlCode,//LPVOID lpInBuffer,////DWORD nInBufferSize,//LPVOID lpOutBuffer,////DWORD nOutBufferSize,//LPDWORD lpBytesReturned,//LPOVERLAPPED lpOverlapped//HANDLE hDevice,//DWORD dwIoControlCode,//LPVOID lpInBuffer,////DWORD nInBufferSize,//LPVOID lpOutBuffer,////DWORD nOutBufferSize,//LPDWORD lpBytesReturned,//LPOVERLAPPED lpOverlapped//дескриптор устройства
HANDLE hDevice,//
DWORD dwIoControlCode,//
LPVOID lpInBuffer,//
//
DWORD nInBufferSize,//
LPVOID lpOutBuffer,//
//
DWORD nOutBufferSize,//
LPDWORD lpBytesReturned,//
LPOVERLAPPED lpOverlapped//
HANDLE hDevice,//
DWORD dwIoControlCode,//
LPVOID lpInBuffer,//
//
DWORD nInBufferSize,//
LPVOID lpOutBuffer,//
//
DWORD nOutBufferSize,//
LPDWORD lpBytesReturned,//
LPOVERLAPPED lpOverlapped//
IOCTL-код команды для выполнения
указатель на входной буфер
(Irp->AssociatedIrp.SystemBuffer)
размер входного буфера в байтах
указатель на выходной буфер
(Irp->AssociatedIrp.SystemBuffer)
размер выходного буфера в байтах
указатель на счетчик кол-ва возвращенных байт
указатель на структуру для асинхронных операций
);
Здесь:
hDevice — тот самый дескриптор, который был только что возращен функцией CreateFile;
dwIoControlCode — IOCTL-код нашей операции;
ipinBuffer — указатель на буфер, содержащий данные, подготовленные для передачи устройству (как правило, аргументы команды). В процессе выполнения функции содержимое буфера копируется в Irp->AssociatedIrp.SystemBuffer. Это на тот случай, чтобы, увидев такую абракадабру в DDK, вы не хватались за сердце и не пытались "скормить" функции DeviceIoControl всю IRP-структуру;
nInBufferSize — размер входного буфера в байтах. В процессе выполнения функциионкопируетсявструктуру
Parameters.DeviceIoControl.InputBufferLength;
ipOutBuffer — указатель на выходной буфер, в который помещается содержимое Irp->AssociatedIrp.SystemBuffer;
nOutBuffersSize — указатель на двойное слово, в которое будет записано количество байт, возвращенных драйвером через выходной буфер.
Если операция завершилась успешно, функция возвращает ненулевое значение, и нуль — в противном случае. За более подробной информацией об ошибке возвращайтесь к функции GetLastError.
Передача IOCTL-команд устройству не требует наличия прав администратора (за тем исключением, когда устройство открывается с флагом GENETIC_WRITE), что значительно увеличивает "эргономичность" защитных механизмов, базирующихся на ее основе (Кстати, о защитных механизмах, точнее их стойкости ко взлому. Поскольку функция DeviceIoControl к числу популярных явно не относится, она демаскирует "штаб-квартиру" защитного механизма, и его становится очень легко "запеленговать". Достаточно поставить на функцию DeviceIoControl точку останова и дождаться, пока передаваемая ей IOCTL-команда не примет одно из
вышеперечисленных значений. На функцию CreateFile точку останова лучше не ставить, — т. к. это даст множество ложных срабатываний (CreateFile вызывается всякий раз при открытии/создании какого-либо файла). А вот попробовать поискать в теле программы текстовую строку "\\.\" все-таки стоит. И, если она действительно будет найдена, вам останется лишь подбежать курсором к перекрестной ссылке и нажать на клавишу <Enter>. Все! Защитный код перед вами!)
Для лучшего понимания данного способа взаимодействия между прикладной программой и драйвером далее в листинге 1.3 приведен ключевой фрагмент функции, как раз и осуществляющей такое взаимодействие (обработка ошибок по соображениям наглядности опущена).
Листинг 1.3. [/IOCTL.CDDA.raw.read.c] Функция, демонстрирующая технику чтения "сырых" секторов через CDFS-драйвер (только для дисков CD-DA!)
//--[ReadCDDA]
//
//читает сектор в "сыром" виде с CDDA-дисков
//==========================================
// ARG:
//drive-имя устройства, с которого читать(например "\\\\.\\X:")
//start_sector-номер первого читаемого сектора
//n_sec-сколько секторов читать
//
// RET:
//== 0- ошибка
//!= 0- указатель на буфер, содержащий считанные сектора
//
// NOTE:
// функция поддерживает только диски тех типов, что поддерживает драйвер
// CDFS, который она и использует, а штатный драйвер Windows NT поддерживает
// лишь CDDA-диски
//
char* ReadCDDA(char *drive, int start_sector, int n_sec)
{
// поддерживаемые типы треков
typedef enum _TRACK_MODE_TYPE {
YellowMode2,
// native MODE 2
(не CD-data)
XAForm2,
CDDA
// XA MODE 2 Form
// Audio-CD
2 (VideoCD)
} TRACK_MODE_TYPE, *PTRACK_MODE_TYPE;
// аргумент IOCTL-команды IOCTL_RAW_READ
typedef struct __RAW_READ_INFO { LARGE_INTEGERDiskOffset;ULONGSectorCount;TRACK_MODE_TYPETrackMode;typedef struct __RAW_READ_INFO { LARGE_INTEGERDiskOffset;ULONGSectorCount;TRACK_MODE_TYPETrackMode;// смещение в байтах лог . блоков// кол-во секторов для чтения// режим читаемого трека// смещение в байтах лог . блоков// кол-во секторов для чтения// режим читаемого трека
typedef struct __RAW_READ_INFO { LARGE_INTEGERDiskOffset;
ULONGSectorCount;
TRACK_MODE_TYPETrackMode;
typedef struct __RAW_READ_INFO { LARGE_INTEGERDiskOffset;
ULONGSectorCount;
TRACK_MODE_TYPETrackMode;
// смещение в байтах лог . блоков
// кол-во секторов для чтения
// режим читаемого трека
// смещение в байтах лог . блоков
// кол-во секторов для чтения
// режим читаемого трека
} RAW_READ_INFO, *PRAW_READ_INFO;
#define CDROM_RAW_SECTOR_SIZE2352
#define CDROMSECTORSIZE2048
int
a;
HANDLE
hCD;
DWORD
x_size;
char
*szDrive;
BOOL
fResult = 0;
unsigned
char*buf;
RAW_READ_
INFOrawRead;
// ПОДГОТАВЛИВАЕМ СТРУКТУРУ RAW_READ_INFO, передаваемую драйверу CD-ROM' а rawRead.TrackMode= CDDA;// тип диска – Audio CD
rawRead.SectorCount= n_sec;// кол-во читаемых секторов
rawRead.DiskOffset.QuadPart = start_sector * CDROM_SECTOR_SIZE;
//^^^^^^^^^^^^^^^^^^
// стартовый сектор задается отнюдь не своим логическим номером,
// а номером своего первого байта . сквозная нумерация байтов от
// первого до последнего байта диска теоритически обеспечивает
// полное абстрагирование от конкретного оборудования
// (размер одного сектора возвращается IOCTL-командой
// IOCTRL_CDROM_GET_DRIVE_GEOMETRY), но практически архитекторами
// драйвера допущен грубый ляп, "благодаря" которому драйвер
// принимает вовсе не сквозные номера байт,
// а start_address * CDROM_SECTOR_SIZE, где
// SECTOR_SIZE – размер логического блока , который в данном случае равен
// стандартному размеру сектора CDDATA-диска (2048 байт для справки),
// в то время как размер сектора CDDA-дисков составляет 2352 байта
// поэтому DiskOffset равен start_secor * CDROM_SECTOR_SIZE, а размер
// буфера должен быть равен start_secor * CDROM_RAW_SECTOR_SIZE
// ВЫДЕЛЯЕМ ПАМЯТЬ
buf = malloc(CDROM_RAW_SECTOR_SIZE * n_sec);
// ПОЛУЧАЕМ ДЕСКРИПТОР УСТРОЙСТВА
hCD = CreateFile(drive,GENERIC_READ,FILE_SHARE_READ,0,OPEN_EXISTING,0,0); if (hCD != INVALID_HANDLE_VALUE)
// ПЕРЕДАЕМ ДРАЙВЕРУ ПРИВОДА КОМАНДУ IOCTL_CDROM_RAW_READ fResult = DeviceIoControl( hCD, 0x2403E /* IOCTL_CDROM_RAW_READ */, &rawRead, sizeof(RAW_READ_INFO), buf, CDROM_RAW_SECTOR_SIZE*n_sec, &x_size, (LPOVERLAPPED) NULL);
// ВЫВОДИМ РЕЗУЛЬТАТ (если есть, что выводить )
if (fResult)
for (a = 0; a <= x_size; ++a) printf("%02X%s",buf[a],(a%24)?" ":"\n");
else
printf("-ERROR"); printf("\n");
// СВАЛИВАЕМ
CloseHandle(hCD); return (fResult)?buf:0;
}
Еще один демонстрационный пример приведен в листинге 1.4, изучение которого бывает полезно при анализе некоторых защищенных дисков. Он иллюстрирует технику чтения TOC (Table of Content) — своеобразный аналог таблицы разделов лазерных аудиодисков.
Листинг 1.4. [/IOCTL.read.TOC.c] Пример программы, взаимодействующей с CDFS- драйвером через IOCTL и читающей содержимое TOC (с расшифровкой)
/*
*
*ЧТЕНИЕ И РАСШИФРОВКА TOC
*========================
*
* build 0x001 @ 26.05.2003
*/ main(int argc, char **argv)
{
inta;
HANDLEhCD;
unsigned char*buf;
WORDBYTEDWORD#define DEF_X#define argCDWORDBYTEDWORD#define DEF_X#define argCDTOC_SIZE;n_track; x_size,b;TOC_SIZE;n_track; x_size,b;"\\\\.\\G:""\\\\.\\G:"// привод по умолчанию// привод по умолчанию((argc>1)?argv[1]:DEF_X)((argc>1)?argv[1]:DEF_X)
WORD
BYTE
DWORD
#define DEF_X
#define argCD
WORD
BYTE
DWORD
#define DEF_X
#define argCD
TOC_SIZE;
n_track; x_size,b;
TOC_SIZE;
n_track; x_size,b;
"\\\\.\\G:"
"\\\\.\\G:"
// привод по умолчанию
// привод по умолчанию
((argc>1)?argv[1]:DEF_X)
((argc>1)?argv[1]:DEF_X)
// ПРОВЕРКА АРГУМЕНТОВ
if (argc < 2) {fprintf(stderr, "USAGE: IOCTL.read.TOC \\\\.\\X:\n"); return 0;}
// TITLE
fprintf(stderr,"simple TOC reader via IOCTL\n");
// ВЫДЕЛЯЕМ ПАМЯТЬ
buf = (char *) malloc(buf_len);
// ОТКРЫВАЕМ УСТРОЙСТВО
hCD=CreateFile(argv[1], GENERIC_READ, FILE_SHARE_READ, 0, OPEN_EXISTING, 0, 0);
// ВЫХОДИМ, ЕСЛИ ОШИБКА
if (hCD == INVALID_HANDLE_VALUE)
{fprintf(stderr,"-ERR: %x\n", GetLastError()); return 0;}
// ПЕРЕДАЕМ ДРАЙВЕРУ КОМАНДУ CDROM_READ_TOC
if (DeviceIoControl( hCD, 0x24000 /* IOCTL_READ_TOC */, 0, 0, buf, buf_len, &x_size, 0) != 0)
{
// ПОЛУЧАЕМ ДЛИНУ ТОС' а (она записана в обратном порядке)
TOC_SIZE = buf[0]*0x100L + buf[1];
printf("TOC Data Length%d\n",TOC_SIZE);
// декодируем остальную информацию
printf("First Session Number...%d\n",buf[2]);
printf("Last Session Number%d\n\n",(n_track=buf[3])); for (a = 1; a <= n_track; a++) {
printf("track %d\n{\n",a);
printf("\treserved%x\n",buf[a*8-4]);
printf("\tADR|control%d\n",buf[a*8-3]);
printf("\ttrack number%d\n",buf[a*8-2]);
printf("\treserved%d\n",buf[a*8-1]);
printf("\treserved%d\n",buf[a*8+0]);
printf("\tmin%d\n",buf[a*8+1]);
printf("\tsec%d\n",buf[a*8+2]);
printf("\tframe%d\n",buf[a*8+3]);
printf("}\n\n");
}
// выводим содержимое TOC'a в "сыром" виде printf("\n\t\t\t* * * RAW * * *\n"); for(a = 0; a < x_size; a++)
printf("%02X%s",(unsigned char)buf[a],((a+1)%22)?" ":"\n"); printf("\n\t\t\t* * *** * *\n");
}
}
Доступ посредством cooked-mode (режим блочного чтения)
Операционная система Windows NT выгодно отличается тем, что поддерживает режим блочного чтения с устройства, — так называемый, cooked-mode в котором все содержимое диска трактуется как один большой файл. По этому "файлу" можно перемещаться вызовом функции SetFilePointer и читать/писать отдельные сектора посредством вызовов функций ReadFile/WriteFile соответственно. Текущая позиция указателя задается в байтах (не секторах!), однако значение указателя обязано должно быть кратным логической длине сектора (512 байт для гибких/жестких дисков и 2048 байт для CD-ROM), в противном случае произойдет ошибка. Количество байт, читаемых (записываемых) за один раз, также должно укладываться в целое число секторов. Попытка прочитать сектор по "кусочкам" ни к чему не приведет.
Несмотря на всю изящность и простоту программной реализации, данному способу взаимодействия с приводом присущи серьезные недостатки. Во-первых, он не работает с файловыми системами отличными от ISO 9660/Juliet и High Sierra File System. В переводе на нормальный человеческий язык это означает, что для чтения секторов с аудиодисков режим блочного чтения непригоден и подходит лишь для обработки дисков с данными. Во-вторых, чтение "сырых" секторов в cooked-mode невозможно, и нам придется довольствоваться лишь той их частью, что содержит пользовательские данные (User-Data). Такое положение дел значительно ослабляет стойкость защитного механизма и позволяет легко ввести его в заблуждение. Допустим, защита, основанная на привязке к физическим дефектам поверхности носителя, пытается прочесть ключевой сектор на предмет проверки его
читабельности. Поскольку содержимое кодов коррекции защитному механизму недоступно, он не может отличить действительные физические дефекты от их грубой имитации (то есть умышленного искажения кодов ECC/EDC копировщиком с целью эмуляции неустранимых ошибок чтения).
Проверить, использует ли защита данный способ доступа к диску или нет можно следующим образом: просто установите точку останова на функцию CreateFile, заставив отладчик "всплывать" в том и только в том случае, если первые четыре символа имени открываемого файла равны \\.\ (то есть функция открывает не файл, а устройство). Например, это может выглядеть так: bpx CreateFileA if (*esp->4=='\\\\.\\'), затем нам останется лишь убедиться в том, что за последней косой чертой следует буква именного того привода, который нам нужен (на компьютере автора это привод \\.\G:). Дождавшись выхода из функции CreateFile по команде p ret и подсмотрев возращенный ей дескриптор устройства (который будет содержаться в регистре EAX), мы сможем перехватить все вызовы функций SetFilePointer/ReadFile, анализ окрестностей которых и "разоблачит" алгоритм работы защитного механизма. Демонстрационный пример, приведенный в листинге 1.5, представляет собой вполне законченную утилиту для "грабежа" дисков с данными на секторном уровне с последующей записью всего "награбленного" в файл.
Листинг 1.5. [/cooked.sector.read.c] Пример, демонстрирующий технику чтения секторов в cooked-mode
/*
*
*ЧИТАЕТ СЕКТОРА С CD-ROM В БЛОЧНОМ РЕЖИМЕ
*========================================
*
* данная программа работает только под Windows NT, не требуя для себя
* прав администратора
*
* Build 0x001 @ 19.05.03
*/
#include <windows.h>
#include <winioctl.h>
#include <stdio.h>
// ПАРАМЕТРЫ ПО УМОЛЧАНИЮ#define DEF_FN#define DEF_TO#define DEF_FROM#define CDROMSECTORSIZE// ПАРАМЕТРЫ ПО УМОЛЧАНИЮ#define DEF_FN#define DEF_TO#define DEF_FROM#define CDROMSECTORSIZE"sector"0x6660x000"sector"0x6660x00020482048// for MODE1/MODE2FORM1 only// for MODE1/MODE2FORM1 only
// ПАРАМЕТРЫ ПО УМОЛЧАНИЮ
#define DEF_FN
#define DEF_TO
#define DEF_FROM
#define CDROMSECTORSIZE
// ПАРАМЕТРЫ ПО УМОЛЧАНИЮ
#define DEF_FN
#define DEF_TO
#define DEF_FROM
#define CDROMSECTORSIZE
"sector"
0x666
0x000
"sector"
0x666
0x000
2048
2048
// for MODE1/MODE2FORM1 only
// for MODE1/MODE2FORM1 only
// АРГУМЕНТЫ КОМАНДНОЙ СТРОКИ
#define argCD
(argv[1])
#define argFN
((argc > 2)?argv[2]:DEF_FN)
#define argFROM
((argc > 3)?atol(argv[3]):DEF_FROM)
#define argTO
((argc>4)?(atol(argv[4])>argFROM)?atol(argv[4]):argFROM:DEF_TO)
main(int argc,
char **argv)
{
int
a;
FILE
*f;
HANDLE
hCD;
char
*buf;
DWORD
x_read;
char
buf_n[1024]
// ПРОВЕРЯЕМ АРГУМЕНТЫ
if (argc<2)
{
printf("USAGE: cooked.sector.read PhysCD [filename] [from] [to]\n"); printf("\tPhysCD-physical name of CD(\"\\\\.\\G:\")\n");
printf("\tfilename-file name to storefollowsector\n");
printf("\tfrom-start sector\n");
printf("\tto-end sector\n");
return 0;
}
// TITLE
fprintf(stderr,"cooked sector reader for NT\n");
// ВЫДЕЛЯЕМ ПАМЯТЬ
buf=malloc(CDROM_SECTOR_SIZE);if (!buf){printf("-ERR:low memory\n");return -1;}
// ОТКРЫВАЕМ УСТРОЙСТВО
hCD=CreateFile(argCD, GENERIC_READ, FILE_SHARE_READ, 0, OPEN_EXISTING, 0, 0);
if (hCD == INVALID_HANDLE_VALUE) { printf("-ERR: error CreateFile(%s,)\n", argCD); return -1;
}
// INFO
printf("read sector from %04d to %04d in %s file\n", argFROM, argTO, argFN);
// ПОЗИЦИОНИРУЕМ УКАЗАТЕЛЬ НА ПЕРВЫЙ ЧИТАЕМЫЙ СЕКТОР
SetFilePointer (hCD, CDROM_SECTOR_SIZE * argFROM, NULL, FILE_BEGIN);
// ЧИТАЕМ СЕКТОРА ОДИН ЗА ДРУГИМ
for (a = argFROM; a <= argTO; a++)
{
// читаем очередной сектор
if (ReadFile(hCD, buf, CDROM_SECTOR_SIZE, &x_read, NULL) && x_read)
{
// записываем только что считанный сектор в файл
sprintf(buf_n,"%s[%04d].dat",argFN, a);
if (f=fopen(buf_n,"wb")){fwrite(buf, 1, x_read, f); fclose(f);} printf("sector [%04d.%04d] read\r",a, argTO);
}
else
{
printf("sector %04d read error\n",a);
}
}
}
Доступ посредством SPTI
Одно из интереснейших архитектурных особенностей операционной системы Windows NT заключается в ее умении взаимодействовать с IDE-устройствами посредством SCSI-интерфейса! К сожалению, данная технология чрезвычайно скудно документирована — Platform SDK, MSDN, DDK содержат лишь обрывки информации, а имеющиеся примеры крайне ненаглядны и к тому же выполнены с большим количеством фактических ошибок, так что разобраться с ними под силу лишь профессионалу ну или очень настырному новичку.
Замечание
В общем-то это вполне логично — ведь Microsoft не имеет к ATAPI/SCSI-интерфейсам ни малейшего отношения, и их стандартизацией занимаются совершенно иные комитеты. Однако в "приличных домах" так все-таки не поступают. Вместо того, чтобы оставить программиста со своими проблемами наедине, составители документации могли бы по крайней мере нарисовать общую картину взаимодействия. Попробуйте выкачать из сети Интернет тысячи страниц технической документации (большей частью ненужной, но кто ж это знает заранее!) и, проштудировав ее всю, попытаться свести эту разрозненную картину воедино.
И, судя по сообщениям в телеконференциях, многим программистам осилить технику управления устройствами посредством SCSI-интерфейса так и не удалось, поэтому имеет смысл рассмотреть эту проблему поподробнее.
Для решения поставленной задачи нам понадобятся:
Описание SCSI-интерфейса (см. документ "SCSI Architecture Model — 3", описывающий общие концепции SCSI-архитектуры и "SCSI Primary Commands — 3", определяющий базовый набор команд для всех SCSI-устройств; черновые версии обоих документах доступны в электронном виде по адресам http://www.t10.org/ftp/t10/drafts/sam3/sam3r08.pdfи
http://www.t10.org/ftp/t10/drafts/spc3/spc3r14.pdf соответственно; в качестве пособия "быстрого старта" рекомендую "The Linux SCSI programming HOWTO", которыйможнонайтипоадресу
http://www.ibiblio.org/pub/Linux/docs/HOWTO/other-formats/pdf/SCSI- Programming-HOWTO.pdf).
Описание SCSI-команд, специфичных для оптических накопителей (см. документ"MultimediaCommands — 4",описывающий принципы
программирования CD-ROM/R/RW накопителей, электронную версию которого можнонайти,вчастности,поадресу:
http://www.t10.org/ftp/t10/drafts/mmc4/mmc4r02b.pdf).
Описание ATAPI-интерфейса для CD-ROM/DVD накопителей (см. например, "ATA Packet Interface for CD-ROMs" и "Specification for ATAPI DVD Devices", причем, спецификации на DVD гораздо лучше и полнее описывают архитектуру CD-ROM, чем его родная документация; не самые свежие, но вполне подходящие ревизии можно найти по адресам: www.stanford.edu/~csapuntz/specs/INF- 8020.PDF и ftp.seagate.com/sff/INF-8090.PDF; описания SCSI- и ATAPI-команд во многом дублируют друг друга, однако некоторые особо тонкие моменты лучше описываются то в одном, то в другом руководстве, поэтому профессиональные программисты должны иметь оба).
Описание форматов хранения данных на лазерных дисках (см. стандарт ECMA-130 "Data interchange on read-only 120 mm optical data disks", известный также под именем "Желтой Книги", которую можно найти по адресу: http://www.ecma-international.org/publications/files/ecma-st/Ecma-130.pdf; это — базовый стандарт для накопителей CD-ROM).
Помимо этого годится любая литература, так или иначе затрагивающая вопросы программирования CD-ROM; нелишним будет почитать "ATAPI(IDE) CD. Информация к размышлению" от Константина Норватова и "Особенности программирования CD-ROM'а на Спектруме" от Влада Сотникова.
Итак, что же такое SCSI? Это — стандартизованный, платформенно-независимый интерфейс, обеспечивающий согласованное взаимодействие различных устройств и высокоуровневых приложений. Собственно, аббревиатура SCSI именно так и расшифровывается — Small Computer System Interface (системный интерфейс малых компьютеров). Благодаря интерфейсу SCSI для низкоуровневого управления устройствами совершенно необязательно прибегать к написанию собственных
драйверов (писать драйвер только для того, чтобы прорваться сквозь ограничения API — чистейший маразм), ведь эту задачу можно решить и на прикладном уровне, посылая устройству специальные CDB-блоки, содержащие стандартные или специфичные для данного устройства команды управления вместе со всеми необходимыми им параметрами. Собственно, CDB так и расшифровывается — Command Descriptor Block. Пример одного из таких блоков приведен в таблице 1.2.
Таблица 1.2. Пример CDB блока, который будучи переданным SCSI-устройству, заставляет его прочитать 0x69-сектор
Смещение, байт
Содержимое
0x0
0x28
Код команды "read sector"
0x1
0x00
Зарезервировано
0x2
0x00
Номер сектора — 0х69
0x3
0x00
0x4
0х00
0x5
0x69
0x6
0x00
Количество секторов
0x7
0x01
0x8
0x00
Зарезервировано
0x9
0x00
Зарезервировано
0xA
0x00
Зарезервировано
Первый байт блока представляет собой команду операции (в нашем случае: 0x28 — чтение одного или нескольких секторов), а все остальные байты блока — параметры данной команды. Причем, обратите внимание на тот факт, что младший байт слова располагается по большему адресу, — то есть все происходит не так, как в привычном нам IBM PC! Поэтому, если передать в качестве номера первого сектора последовательность 0x69 0x00 0x00 0х00, то почитается 0x6900000 сектор, а вовсе не 0x00000069, как можно было того ожидать!
Краткое описание стандартных SCSI-команд можно найти в том же "The Linux SCSI programming HOWTO", однако для наших целей их вряд ли окажется достаточно, и команды, специфичные для дисков CD-ROM, мы рассмотрим отдельно. Однако это произойдет не раньше, чем мы разберемся как CDB-блоки упаковываются в SRB- конверт (SCSI Request Block), без которого операционная система просто не поймет, что же мы хотим сделать (как известно, компьютерная программа выполняет то, что ей приказали сделать, иногда это совпадает с тем, что от нее хотели, иногда нет).
Структура SRB-блока подробно описана в NT DDK, поэтому не будем подробно на ней останавливаться и пробежимся по основным полям лишь вкратце (листинг 1.6).
Листинг 1.6. Краткое описание структуры SCSI_REQUEST_BLOCK
typedef struct _SCSI_REQUEST_BLOCK
USHORT Length;
// длина структуры SCSI_REQUEST_BLOCK
UCHAR Function;
// функция (обычно SRB_FUNCTION_EXECUTE_SCSI == 0, т .е. // отправить устройству команду на выполнение )
UCHAR SrbStatus;
// здесь устройство отображает прогресс выполнения
// команды, наиболее часто встречаются значения:
// SRB_STATUS_SUCCESS == 0x1 – команда завершена успешно
// SRB_STATUS_PENDING == 0x0 – команда еще выполняется
// SRB_STATUS_ERROR == 0x4 – произошла ошибка
// также возможны и другие значения, перечисленные в DDK
UCHAR ScsiStatus;
// здесь устройство возвращает статус завершения команды
// и, если не SUCCESS, значит, произошел ERROR
UCHAR PathId
// SCSI-порт , на котором сидит контроллер устройства
// для "виртуальных" SCSI устройств всегда 0
UCHAR TargetId;
// контроллер устройства на шине
// для IDE устройств обычно 0 – primary, 1 – secondary
UCHAR Lun;
// логический номер устройства внутри контроллера
// для IDE устройств обычно 0 – master, 1 – slayer
CHAR QueueTag;
// обычно не используется и должно быть равно нулю
CHAR QueueAction;
// обычно не используется и должно быть равно нулю
CHAR CdbLength;
// длина CDB-блока, для ATAPI-устройств всегда 12 (0Ch)
CHAR SenseInfoBufferLength; // длина SENSE-буфера (о нем ниже)
LONG SrbFlags;
// флаги. обычно принимают два значения
// SRB_FLAGS_DATA_IN == 0x40 – перемещение данных от
//устройства к компьютеру (чтение )
// SRB_FLAGS_DATA_OUT == 0x80 – перемещение данных от
//компьютера к устройству (запись )
ULONG DataTransferLength;ULONG DataTransferLength;// длина блока читаемых/записываемых данных
ULONG DataTransferLength;
ULONG DataTransferLength;
LONG TimeOutValue;LONG TimeOutValue;PVOID DataBuffer;PVOID DataBuffer;// время вылета по тайм-ауту в секундах
LONG TimeOutValue;
LONG TimeOutValue;
PVOID DataBuffer;
PVOID DataBuffer;
// указатель на буфер c читаемыми/записываемыми данными
PVOID SenseInfoBuffer; // указатель на SENSE буфер (о нем – ниже)
struct _SCSI_REQUEST_BLOCK *NextSrb; // указатель на след. SRB. Обычно не исп.
PVOID OriginalRequest; // указатель на IRP. Практически не используется
PVOID SrbExtension;PVOID SrbExtension;UCHAR Cdb[16];UCHAR Cdb[16];// обычно не используется и должно быть равно нулю
PVOID SrbExtension;
PVOID SrbExtension;
UCHAR Cdb[16];
UCHAR Cdb[16];
// собственно, сам CDB-блок
} SCSI_REQUEST_BLOCK, *PSCSI_REQUEST_BLOCK;
Заполнив поля структуры SCSI_REQUEST_BLOCK подобающим образом, мы можем передать SRB-блок выбранному нами устройству посредством функции DeviceIoControl, просто задав соответствующий код IOCTL. Вот, собственно, и все! Заглотнув наживку, операционная система передаст CDB-блок соответствующему устройству, и оно выполнит (или не выполнит) содержащуюся в нем (СDB-блоке) команду. Обратите внимание: CDB-блок обрабатывается не драйвером устройства, а самим устройством, и потому мы имеем практически неограниченные возможности по управлению последним. И все это — с прикладного уровня!
Теперь о грустном. Процедура управления устройствами довольно капризна и одноединственное неправильно заполненное поле может обернуться категорическим нежеланием устройства выполнять передаваемые ему команды. Вместо этого будет возвращаться код ошибки или вовсе не возвратится ничего. К тому же малейшая неаккуратность может запросто испортить данные на всех жестких дисках, а потому с выбором значений TargetID и lun вы должны быть особенно внимательными! (Для автоматического определения физического адреса CD-ROM'а можно использовать SCSI-команду SCSI_INQUIRY — см. демонстрационный пример \NTDDK\src\win_me\block\wnaspi32 из DDK). Однако довольно говорить об опасностях (без них жизнь была бы слишком скучной), переходим к самому интересному — поиску того самого IOCTL-кода, который этот SRB-блок собственно и передает.
Оказывается, напрямую это сделать не так-то просто, точнее — легальными средствами невозможно вообще! Создатели Windows по ряду соображений решили предоставить полный доступ к полям структуры SCSI_REQUEST_BLOCK только писателям драйверов, а прикладных программистов оставили наедине со структурами SCSI_PASS_THROUGH и SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT, — схожими по назначению с SRB, но несколько ограниченными в своей функциональности. К
счастью, на содержимое CDB-блоков не было наложено никаких ограничений, а потому возможность низкоуровневого управления железом у нас все-таки осталась. Подробнее обо всем этом можно прочитать в разделе "9.2 SCSI Port I/O Control Codes" из NT DDK, а также из исходного текста демонстрационного примера \NTDDK\src\storage\class\spti из того же DDK (обратите внимание на файл spti.htm, лежащий в этом же каталоге, который достаточно подробно описывает суть управления устройством через SСSI-интерфейс).
Согласно наименованию каталога с демонстрационным примером, данный способ взаимодействия с устройством носит название SPTI и расшифровывается как SCSI Pass Through IOCTLs — т. е. SCSI, проходящий через IOCTL. Кратко перечислим основные особенности и ограничения интерфейса SPTI.
□ Во-первых, для передачи CDB-блоков устройству вы должны обладать привилегиями администратора, что не всегда удобно (зато безопасно!).
□ Во-вторых, использование многоцелевых команд запрещено (т. е. мы не можем отдать команду копирования данных с устройства А на устройство Б в обход процессора, хотя такие команды у современных приводов есть, и было бы очень здорово копировать лазерные диски совершенно не загружая процессор).
□ В-третьих, реверсивное (то бишь двунаправленное) перемещение данных не поддерживается, и в каждый момент времени данные могут перемещаться либо от устройства к компьютеру, либо от компьютера к устройству, но не то и другое одновременно!).
□ В-четвертых, при установленном class-драйвере для целевого устройства, мы должны направлять CDB-блоки именно class-драйверу, а не самому SCSI- устройству. То есть, для управления CD-ROM'ом вы должны взаимодействовать с ним через устройство \\.\X:, где X — буква привода, попытка же обращения к \\.\Scsi0: возвратит ошибку (и это, как показывает практика, основной камень преткновения неопытных программистов, начинающих программировать раньше, чем читать документацию).
Замечание
Как вариант — можно обращаться к устройству \\.\CdRom0 или \\.\CdRom1 без знака двоеточия на конце, где 0 и 1 — порядковый номер привода CD-ROM в системе. Вопреки распространенному заблуждению, гласящему, что устройство \\.\CdRom0 расположено на более низком уровне, чем \\.\X:, с точки зрения операционной системы это синонимы и, чтобы убедиться в этом, достаточно заглянуть в содержимое таблицы объектов (objdir "\DosDevice"), доказывающее, что \\.\X: представляет собой ни что иное, как символическую ссылку на \\.\CdRomN.
В-пятых,на максимальный размер пересылаемых данных
(MaximumTransferLength) наложены жесткиеограничения,диктуемые
спецификой используемого оборудования и обслуживающего его драйвера минипорта. Ограничения касаются как предельно допустимого размера блока данных, так и количества занятых им физических страниц. Для определения конкретных характеристик следует послать устройству команду
IOCTL_SCSI_GET_CAPABILITIES, которая возвратит структуру IO_SCSI_CAPABILITIES (ищите ее определение в NTDDSCSI.h), содержащую среди всего прочего значения MaximumTransferLength и MaximumPhysicalPages_in_bytes. Максимальный размер пересылаемых данных вычисляетсяпоследующейформуле:
largest transfer = min (MaximumTransferLength, MaximumPhysicalPages_in_bytes) Как вариант можно ограничиться блоками по 64 Кбайт, гарантированно поддерживаемых всеми устройствами. Буфер так же должен быть выровнен на величину кратную AlignmentMask, возвращаемую в структуре IO_SCSI_CAPABILITIES. Степень выравнивания, обеспечиваемая функцией malloc, для этих целей оказывается вполне достаточной и при ее использовании никаких проблем не возникает. Другое дело, если выделение памяти осуществляется конструкцией char buf[BUF_SIZE], — в этом случае работоспособность вашей программы уже не гарантируется.
В-шестых, сама структура SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT (листинг 1.7) содержит значительно меньше полей, причем значения полей PathId, TargetId и Lun просто игнорируются! Физический адрес устройства на шине определяется непосредственно самой операционной системой по символьному имени дескриптораустройства,которому,собственно,и посылается
SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT-запрос. Структура SCSI_PASS_THROUGH во всем похожа на структуру SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT, но не обеспечивает передачу данных посредством DMA (Direct Memory Access).
Листинг 1.7. Формат структуры SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT
typedef struct _SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT {
USHORT Length;
// размер структуры SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT
UCHAR ScsiStatus;
// статус выполнения SCSI-команды устройством
UCHAR PathId;
// игнорируется
UCHAR TargetId;
// игнорируется
UCHAR Lun;
// игнорируется
UCHAR CdbLength;
// длина CDB-пакета, посылаемая устройству, байты
UCHAR SenseInfoLength;
// длина SENSE-буфера для возращения ошибки
UCHAR *DataIn;
// направление передачи данных
ULONG DataTransferLength;
// размер буфера для обмена данными в байтах
ULONG TimeOutValue;
// время вылета по тайм-ауту
PVOID DataBuffer;
// указатель на буфер для обмена данными
ULONG SenseInfoOffset;
// указатель на SENSE-буфер с информацией о error
UCHAR Cdb[16];
// буфер с CDB-пакетом (16 байт максимум)
}SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT, *PSCSI_PASS_THROUGH_DIRECT;
К счастью, "цензура", в основном, коснулась тех полей, которые в реальной жизни все равно практически не используются, так что мы ровным счетом ничего не потеряли. Заполняем оставшиеся поля, и наша структура готова!
Естественно, прежде чем передать ее устройству, нам необходимо получить дескриптор, использующийся для управления этого самого устройства. Это можно сделать так как показано в листинге 1.8.
Листинг 1.8. Открытие привода для получения дескриптора
HANDLE hCD = CreateFile ("\\\\.\\X:", GENERIC_WRITE | GENERIC_READ, FILE_SHARE_READ | FILE_SHARE_WRITE, 0, OPEN_EXISTING, 0, 0);
Убедившись, что hCD не равно INVALID_HANDLE_VALUE, передаем полученный дескриптор вместе с самой структурой IOCTL_SCSI_PASS_THROUGHT_DIRECT функции DeviceIoControl, вызывая ее как это показано в листинге 1.9.
Листинг 1.9. Передача структуры IOCTL_SCSI_PASS_THROUGH
DeviceIoControl(hCD, 0x4D014h /* IOCTL_SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT */, &srb, sizeof(SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT), sense_buf, SENSE_SIZE, &returned, 0);
Где srb и есть заполненный экземпляр структуры IOCTRL_SCSI_PASS_THROUGHT_DIRECT, а returned — переменная, в которую будет записано количество байт, возращенных устройством. В свою очередь, sense_buf — это тот самый буфер, в котором заполненный нами экземпляр структуры IOCTL_SCSI_PASS_THROUGHT_DIRECT возвращается назад, да не один, а вместе с Sense Info, — кодом ошибки завершения операции. Если же операция завершилась без ошибок, то Sense Info не возвращается и буфер sense_buf содержит только структуру IOCTL_SCSI_PASS_THROUGHT. Позиция размещения Sense Info в буфере определяется содержимым поля SenseInfoOffset, значение которого должно быть подобрано так, чтобы не "наступать на пятки" структуре IOCTRL_SCSI_PASS_THROUGHT, т. е., попросту говоря, минимально возможное смещение Sense Info равно: srb.SenseInfoOffset = sizeof(SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT). Обратите внимание, SenseInfoOffset это не указатель на Sense Info, но индекс первого байта Sense Info в возвращаемом буфере!
Для определения факта наличия ошибки, необходимо проанализировать количество байт, возращенных функцией DeviceIoControl в переменной returned. Если оно превышает размер структуры IOCTL_SCSI_PASS_THROUGHT, то в буфере находится Sense Info, а раз есть Sense Info, то есть и ошибка! Формат кода ошибки Sense Info приведен на рисунке 1.1.
Рис. 1.1. 0x063 Формат кода Sense Info, возвращаемого устройством в случае возникновения ошибки
Первый байт указывает на тип ошибки и обычно принимает значение 70h (текущая ошибка — current error) или 71h (отсроченная ошибка — deferred error). Коды ошибок с 72h по 7Eh зарезервированы, причем ошибки с кодом 7Eh указывают на нестандартный (vendor-specific) sense-info формат. Коды ошибок с 00h по 6Fh в спецификации CD-ROM ATAPI неопределенны, и потому их использование нежелательно (данное предостережение, разумеется, адресовано не программистам, а разработчикам аппаратуры).
Описание ошибки кодируется тройкой чисел: Sense Key, Additional Sense Code (дополнительный смысловой код, сокращенно ASC) и Additional Sense Code Qualifier (ASCQ). Вершину этой иерархической пирамиды возглавляет Sense Key, содержащий общую категорию ошибки (genetic categories), затем идет дополнительный смысловой код, более детально описывающий ошибку и, наконец, в самом низу иерархии находится квалификатор дополнительного смыслового кода, уточняющий непосредственно сам дополнительный смысловой код. Если ошибка исчерпывающе описывается одним лишь кодом Sense Key и ASC, то ASCQ в таком случае отсутствует (точнее — находится в неопределенном состоянии).
Расшифровка основных кодов ошибок описывается в двух таблицах (табл. 1.3 и 1.4). Стоит сказать, что для анализа ошибки значение Sense Key в общем-то некритично, т. к. гарантируется, что каждый код ASC принадлежит только одному Sense Key; напротив, один и тот же код ASCQ может принадлежать нескольким различным кодам ASC, и потому в отрыве от последнего он бессмыслен.
Таблица 1.3. Основные Sense Key (категории ошибок) и их описания
Sense Key
Описание
00h
NO SENSE. Нет дополнительного кода ошибки Sense Info. Операция
01h
выполнена успешно.
RECOVERED ERROR (восстановленная ошибка). Операция выполнена успешно, но в процессе ее выполнения возникли некоторые проблемы,
02h
устраненные непосредственно самим приводом. За дополнительной информацией обращайтесь к ключам ASC и ASCQ
NOT READY (не готов). Устройство не готово
03h
MEDIUM ERROR (ошибка носителя). В процессе выполнения операции произошла неустранимая ошибка, вызванная, по всей видимости, дефектами носителя или ошибкой записи данных. Данный Sense Key может
04h
возвращаться и в тех случаях, когда привод оказывается не в состоянии отличить дефект носителя от аппаратного сбоя самого привода
HARDWARE ERROR (аппаратная ошибка). Неустранимая аппаратная ошибка (например, отказ контроллера)
05h
ILLEGAL REQEST (неверный запрос). Неверные параметры, переданные приводу в CDB-пакете (например, начальный адрес больше конечного)
06h
UNIT ATTENTION (модуль требуемого внимания) Носитель заменен или выполнен сброс контроллера привода
07h
DATA PROTECT (защищенные данные) Попытка чтения защищенных данных
8h—0Ah
Зарезервировано
0Bh
ABORTED COMMAND (команда прервана). По тем или иным причинам выполнение команды было прервано
0Eh
MISCOMPARE (ошибка сравнения) Исходные данные не соответствуют данным, прочитанным с носителя
0Fh
Зарезервировано
Таблица 1.4. Основные ASC- и ASCQ-коды.
ASC
ASCQ
DROM
Описание
00
00
DROM
NO ADDITIONAL SENSE INFORMATION
00
11
R
PLAY OPERATION IN PROGRESS
00
12
R
PLAY OPERATION PAUSED
00
13
R
PLAY OPERATION SUCCESSFULLY COMPLETED
00
14
R
PLAY OPERATION STOPPED DUE TO ERROR
00
15
R
NO CURRENT AUDIO STATUS TO RETURN
01
00
R
MECHANICAL POSITIONING OR CHANGER ERROR
02
00
DROM
NO SEEK COMPLETE
04
00
DROM
LOGICAL DRIVE NOT READY - CAUSE NOT REPORTABLE
04
01
DROM
LOGICAL DRIVE NOT READY - IN PROGRESS OF BECOMING READY
04
02
DROM
LOGICAL DRIVE NOT READY - INITIALIZING COMMAND REQUIRED
04
03
DROM
LOGICAL DRIVE NOT READY - MANUAL INTERVENTION REQUIRED
05
01
DROM
MEDIA LOAD - EJECT FAILED
06
00
DROM
NO REFERENCE POSITION FOUND
09
00
DRO
TRACK FOLLOWING ERROR
09
01
RO
TRACKING SERVO FAILURE
09
02
RO
FOCUS SERVO FAILURE
09
03
RO
SPINDLE SERVO FAILURE
11
00
DRO
UNRECOVERED READ ERROR
11
06
RO
CIRC UNRECOVERED ERROR
15
00
DROM
RANDOM POSITIONING ERROR
15
01
DROM
MECHANICAL POSITIONING OR CHANGER ERROR
15
02
DRO
POSITIONING ERROR DETECTED BY READ OF MEDIUM
17
00
DRO
RECOVERED DATA WITH NO ERROR CORRECTION APPLIED
17
01
DRO
RECOVERED DATA WITH RETRIES
17
02
DRO
RECOVERED DATA WITH POSITIVE HEAD OFFSET
17
03
DRO
RECOVERED DATA WITH NEGATIVE HEAD OFFSET
17
04
RO
RECOVERED DATA WITH RETRIES AND/OR CIRC APPLIED
17
05
DRO
RECOVERED DATA USING PREVIOUS SECTOR ID
18
00
DRO
RECOVERED DATA WITH ERROR CORRECTION APPLIED
18
01
DRO
RECOVERED DATA WITH ERROR CORRECTION & RETRIES APPLIED
18
02
DRO
RECOVERED DATA - THE DATA WAS AUTOREALLOCATED
18
03
R
RECOVERED DATA WITH CIRC
18
04
R
RECOVERED DATA WITH L-EC
1A
00
DROM
PARAMETER LIST LENGTH ERROR
20
00
DROM
INVALID COMMAND OPERATION CODE
21
00
DROM
LOGICAL BLOCK ADDRESS OUT OF RANGE
24
00
DROM
INVALID FIELD IN COMMAND PACKET
26
00
DROM
INVALID FIELD IN PARAMETER LIST
26
01
DROM
PARAMETER NOT SUPPORTED
26
02
DROM
PARAMETER VALUE INVALID
28
00
ROM
NOT READY TO READY TRANSITION, MEDIUM MAY HAVE CHANGED
29
00
ROM
POWER ON, RESET OR BUS DEVICE RESET
OCCURRED
2A
00
ROM
PARAMETERS CHANGED
2A
01
ROM
MODE PARAMETERS CHANGED
30
00
ROM
INCOMPATIBLE MEDIUM INSTALLED
30
01
RO
CANNOT READ MEDIUM - UNKNOWN FORMAT
30
02
RO
CANNOT READ MEDIUM - INCOMPATIBLE FORMAT
39
00
ROM
SAVING PARAMETERS NOT SUPPORTED
3A
00
ROM
MEDIUM NOT PRESENT
3F
00
ROM
ATAPI CD-ROM DRIVE OPERATING CONDITIONS
HAVE CHANGED
3F
01
ROM
MICROCODE HAS BEEN CHANGED
40
NN
ROM
DIAGNOSTIC FAILURE ON COMPONENT NN (80H- FFH)
44
00
ROM
INTERNAL ATAPI CD-ROM DRIVE FAILURE
4E
00
ROM
OVERLAPPED COMMANDS ATTEMPTED
53
00
ROM
MEDIA LOAD OR EJECT FAILED
53
02
ROM
MEDIUM REMOVAL PREVENTED
57
00
R
UNABLE TO RECOVER TABLE OF CONTENTS
5A
00
DROM
OPERATOR REQUEST OR STATE CHANGE INPUT (UNSPECIFIED)
5A
01
DROM
OPERATOR MEDIUM REMOVAL REQUEST
63
00
R
END OF USER AREA ENCOUNTERED ON THIS TRACK
64
00
R
ILLEGAL MODE FOR THIS TRACK
B9
00
R
PLAY OPERATION OBORTED
BF
00
R
LOSS OF STREAMING
Как видите, — все просто! Единственное, с чем мы еще не разобрались, — это ATAPI. Поскольку мы не собираемся взаимодействовать с ATAPI-интерфейсом напрямую (этой возможности "благодаря" архитекторам Windows мы, увы, лишены) "промчимся галопом" лишь по ключевым аспектам и особенностям. Как пишет Михаил Гук в своей книге "Интерфейсы персональных компьютеров": "Для устройств, логически отличающихся от жестких дисков — оптических, магнитооптических, ленточных и любых других — в 1996 г. была принята спецификация ATAPI. Это пакетное расширение интерфейса, которое позволяет передавать по шине ATA устройству блоки командной информации, структура
которых была позаимствована из SCSI". Теперь, по крайней мере, становится понятно, почему Windows так лихо "превращает" ATAPI-устройства в SCSI. Если отбросить аппаратные различия интерфейсов, которые с программного уровня все равно не видны, то ATAPI-интерфейс будет очень напоминать SCSI. Во всяком случае, управление ATAPI-устройствами осуществляется посредством тех самых CDB-блоков, которые мы уже рассмотрели ранее.
Естественно, чтобы управлять устройством, необходимо знать, какими именно командами оно управляется. Для получения этой информации нам понадобится документ "ATAPI Packet Commands for CD-ROM devices". Откройте его на описании команды READ CD command (код BEh) и вы обнаружите таблицу формата этой команды (рис. 1.2).
Рис. 1.2. 0х034 Формат команды READ CD
Попробуем в ней разобраться. Первый байт (точнее байт 0), представляющий собой код выполняемой команды, никаких вопросов не вызывает, но вот дальше мы сталкиваемся с полем Expected Sector Type, задающим тип требуемого сектора. Перевернув несколько страниц вперед, мы найдем коды, соответствующие всем существующим типам секторов: CDDA, Mode 1, Mode 2, Mode 2 Form 1 и Mode 2 Form 2. Если же тип сектора заранее неизвестен, передавайте с этим полем 0x0, что обозначает "нас устроит любой тип сектора".
Следующие четыре байта занимает адрес первого читаемого сектора (Starting Logical Block Address), заданный в формате LBA (Logical Block Address). За этой "страшной" аббревиатурой скрывается элегантный способ сквозной нумерации секторов. Если вы когда-то программировали "древние" жесткие диски, то наверняка помните, какие громоздкие расчеты приходилось выполнять, чтобы определить к какой головке, цилиндру, сектору каждый байт прилежит. Теперь же можно обойтись безо всех этих заморочек. Первый сектор имеет номер 0, затем идет 1, 2, 3… и так до последнего сектора диска. Только помните, что порядок байт в этом двойном слове обратный, — т. е. старший байт старшего слова идет первым.
Байты с шестого по восьмой "оккупировал" параметр, задающий количество читаемых секторов (Transfer Length in Blocks). Вот какая несправедливость — для адреса сектора выделяется четыре байта, а для количества читаемых секторов только три. Шутка! Вы же ведь не собираетесь читать весь диск за раз?! Порядок байт здесь также обратный, так что не ошибитесь, иначе при попытке считать один- единственный сектор вы запросите добрую половину диска целиком!
Девятый байт наиболее интересен, ибо он хранит флаги, определяющие, какие части сектора мы хотим прочитать (Flag Bits). Помимо пользовательских данных, мы можем запросить синхробайты (Synch Field), заголовок (Header(s) code), EDC/ECC коды (EDC & ECC) и даже флаги ошибок чтения (Error Flag(s)) (для взлома некоторых защит это самое то! — правда, эту возможность поддерживают не все приводы).
Десятый байт (Sub-Channel Data Selection Bits) отвечает за извлечение данных из подканалов, однако поскольку эти же самые данные уже содержатся в заголовке, то без них можно, в принципе, и обойтись.
Наконец, последний, одиннадцатый, считая от нуля, байт, никак не используется и зарезервирован на будущее, а потому для гарантии совместимости с новыми моделями приводов, он должен быть равен нулю.
Естественно, в зависимости от рода и количества запрашиваемых данных, длина возращенного сектора может варьироваться в очень широких пределах (табл. 1.5).
Таблица 1.5. 0х035 Взаимосвязь рода запрошенных данных и длины возвращаемого сектора
Data to be transferred
Flag Bits
CD-DA
Mode 1
Mode 2 non XA
Mode 2
Form 1
Mode 2
Form 2
User Data
10h
2352
2048
2336
2048
2338
User Data + EDC/ECC
18h
(10h)
2336
(lOh)
2336
(lOh)
Header Only
20h
(10h)
4
4
4
4
Header Only + EDC/ECC
28h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Header & User Data
30h
(10h)
2052
2340
Illegal
Illegal
Header & User Data + EDC/ECC
38h
(10h)
2344
(30h)
Illegal
Illegal
Sub Header Only
40h
(10h)
8
8
8
8
Sub Header Only + EDC/ECC
48h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Sub Header & User Data
50h
(10h)
(lOh)
(lOh)
2056
2336
Sub Header & User Data + EDC/ECC
58h
(10h)
(lOh)
(lOh)
2344
(50h)
All Header Only
60h
(10h)
12
12
12
12
All Header Only + EDC/ECC
68h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
All Header & User Data
70h
(10h)
(30h)
(30h)
2060
2340
All Header & User Data + EDC/ECC
78h
(10h)
(30h)
(30h)
2340
2340
Sync & User Data
90h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Sync & User Data + EDC/ECC
98h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Sync & Header Only
A0h
(10h)
16
16
16
16
Sync & Header Only + EDC/ECC
A8h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Sync & Header & User Data
B0h
(ЮЬ)
2064
2352
Illegal
Illegal
Sync & Header & User Data + EDC/ECC
B8h
(10h)
2344
(30h)
Illegal
Illegal
Sync & Sub Header Only
C0h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Sync & Sub Header Only + EDC/ECC
C8h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Sync & Sub Header & User Data
D0h
(10h)
(10h)
(10h)
Illegal
Illegal
Sync & Sub Header & User Data + EDC/ECC
D8h
(10h)
(10h)
(10h)
Illegal
Illegal
Sync & All Headers Only
E0h
(10h)
24
24
24
24
Sync & All Headers Only + EDC/ECC
E8h
(10h)
Illegal
Illegal
Illegal
Illegal
Sync & All Headers & User Data
F0h
(10h)
2064
2352
2072
2352
Sync & All Headers & User Data + EDC/ECC
F8h
(10h)
2352
(FOh)
2352
(FOh)
Repeat All Above and Add Error Flags
02h
294
294
294
294
294
Repeat All Above and Add Block & Error Flags
04h
296
296
296
296
296
IDE-устройства с прикладного уровня видятся как SCSI. Разумеется, на физическом уровне с приводом не происходит никаких изменений, и привод CD-ROM с IDE- интерфейсом так IDE-приводом и остается, со всеми присущими ему достоинствами и недостатками. Однако IRP-запросы (I/O Request Packet) к этому драйверу, проходя через Storage class driver, транслируются в блок SRB (SCSI Request Block). Затем SRB-запросы попадают в Storage port driver (т. е. непосредственно в сам драйвер привода), где они заново транслируются в конкретные физические команды данного устройства (рис. 1.3). Подробности этого увлекательного процессора можно почерпнуть из набора NT DDK ("1.1 Storage Driver Architecture"), здесь же достаточно указать на тот немаловажный факт, что, кроме команд семейства IRP_MJ_ххх, мы также можем посылать устройству и SRB-запросы, которые обладают значительно большей свободой и гибкостью. Однако такое взаимодействие невозможно осуществить непосредственно с прикладного уровня, поскольку, IRP- команды относятся к числу приватных команд, в то время как API-функция DeviceIoControl передает лишь публичные команды, явно обрабатываемые драйвером в диспетчере IRP_MJ_DEVICE_CONTROL.
Давайте теперь, в порядке закрепления всего вышесказанного, попытаемся создать программу, которая бы читала сектора с лазерных дисков в "сыром" виде. Ее ключевой фрагмент (вместе со всеми необходимыми комментариями) приведен в листинге 1.10.
Листинг 1.10. [/SPTI.raw.sector.read.c] Функция, читающая сектора в "сыром" виде посредством SPTI
#define RAW_READ_CMD
0xBE // ATAPI RAW READ
#define WHATS_READ
0xF8 // Sync & All Headers & User Data + EDC/ECC
#define PACKET_LEN
2352 // длина одного сектора
//#define WHATS_READ
0x10 // User Data
//#define PACKET_LEN
2048 // длина одного сектора
//-[SPTI_RAW_SECTOR_READ]
// функция читает один или несколько секторов с CDROM в сыром (RAW) виде, // согласно переданным флагам
//
//
//
ARG:
CD
- что открывать (типа "\\\\.\\X:"
или "\\\\.\\CdRom0"
//
buf
- буфер куда читать
//
buf_len
- размер буфера в байтах
//
StartSec
- с какого сектора читать, считая
от нуля
//
N_SECTOR
- сколько секторов читать
//
flags
- что читать (см. спецификацию на
SCSI/ATAPI)
//
//
//
RET:
!=0
- функция завершилась успешно
//
==0
- функция завершилась с ошибкой
// // //
NOTE:
- работает
только под NT/W2K/XP и требует прав администратора
//
//
- 64 Кб данных за раз максимум
//
SPTI_RAW_SECTOR_READ(char *CD,char *buf,int buf_len,int StartSec,int N_SEC,char flags)
{
HANDLEhCD;
SCSI_PASS_THROUGH_DIRECTsrb;
DWORDreturned,length,status;
// ОТКРЫВАЕМ УСТРОЙСТВО
hCD = CreateFile ( driver, GENERIC_WRITE|GENERIC_READ,
FILE_SHARE_READ|FILE_SHARE_WRITE,0,OPEN_EXISTING,0,0);
if (hCD == INVALID_HANDLE_VALUE) { printf("-ERR: open CD\n"); return 0;}
// ФОРМИРУЕМ SRB
memset(&srb,0,sizeof(SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT));// инициализация
srb.Length
= sizeof(SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT);
srb.PathId
=
0;
//
SCSI controller ID
srb.TargetId
=
6;
//
игнорируется
srb.Lun
=
9;
//
игнорируется
srb.CdbLength
=
12;
//
длина CDB пакета
srb.SenseInfoLength
=
0;
//
нам не нужна SenseInfo
srb.DataIn
=
SCSI_IOCTL_DATA_IN;
//
мы будем читать
srb.DataTransferLength
=
PACKET_LEN*N_SECTOR;
//
сколько мы будем читать
srb.TimeOutValue
=
200;
//
время выхода по TimeOut
srb.DataBufferOffset
=
buf;
//
указатель на буфер
srb.SenseInfoOffset
=
0;
//
SenseInfo на не нужна
// CDB-пакет , содержащий команды ATAPI
srb.Cdb[0]= RAW_READ_CMD;
//
читать сырой сектор
srb.Cdb[1]
=
0x0;
//
формат диска - любой
// номер первого
сектора для чтения, причем сначала передается старший
// байт старшего
слова, а потом младший байт младшего слова
srb.Cdb[2]
= HIBYTE(HIWORD(StartSector));
srb.Cdb[3]
= LOBYTE(HIWORD(StartSector));
srb.Cdb[4]
= HIBYTE(LOWORD(StartSector));
srb.Cdb[5]
= LOBYTE(LOWORD(StartSector));
// количество секторов для чтения
srb.Cdb[6]
= LOBYTE(HIWORD(N_SECTOR));
srb.Cdb[7]
= HIBYTE(LOWORD(N_SECTOR));
srb.Cdb[8]
= LOBYTE(LOWORD(N_SECTOR));
srb.Cdb[9]
= flags;// что читать
srb.Cdb[10]
= 0;// Sub-Channel Data Bits
srb.Cdb[11]= 0;// reserverd
// ОТПРАВЛЯЕМ SRB-блок ATAPI-устройству
status = DeviceIoControl(hCD, IOCTL_SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT,
&srb, sizeof(SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT), &srb, 0, &returned, 0);
return 1;
}
Остается отметить, что защитные механизмы, взаимодействующие с диском посредством интерфейса SPTI, элементарно ломаются установкой точки останова на функции CreateFile/DeviceIoControl. Для предотвращения "лишних" всплытий отладчика фильтр точки останова должен реагировать только на те вызовы функции CreateFile, чей первый слева аргумент равен \\.\X: или \\.\CdRomN. Автоматически, второй слева аргумент функции DeviceIoControl должен представлять собой либо структуру IOCTL_SCSI_PASS_THROUGHT, либо IOCTL_SCSI_PASS_THROUGHT_DIRECT, шестнадцатеричные значения кодов которых равны 0x4D004 и 0x4D014 соответственно.
Доступ посредством ASPI
Отлаженная программа — это такая программа, для которой еще не найдены условия, в которых она откажет.
Программистский фольклор
Вот два основных недостатка интерфейса SPTI (только что описанного ранее): для взаимодействия с устройством он требует наличия прав администратора и, что еще хуже, интерфейс SPTI поддерживается только операционными системами семейства NT и отсутствует в Windows 9x/ME. Единственный легальный способ "дотянуться" до CD-ROM'а под Windows 9x — это воспользоваться 16-разрядным шлюзом, напрямую обращаясь к MS-DOS драйверу MSCDEX, который обеспечивает значительно большую функциональность, нежели Windows-драйвер. Естественно, параллельная поддержка двух семейств операционных систем требует от программиста значительных усилий, что существенно повышает себестоимость программного продукта.
Для упрощения разработки кросс-платформенных приложений фирма Adaptec разработала специальный системно-независимый интерфейс, позволяющий управлять различными SCSI-устройствами с прикладного уровня, и назвала его ASPI — Advanced SCSI Programming Interface (хотя неофициально его расшифровывают как Adaptec SCSI Programming Interface, поскольку это больше соответствует истине).
Системонезависимость интерфейса ASPI обеспечивается двухуровневой моделью его организации: архитектурно он состоит из низкоуровневого драйвера и прикладной
библиотеки-обертки. ASPI-драйвер разрабатывается с учетом специфики конкретной операционной системы и отвечает за непосредственное управление SCSI- шиной (реальной или виртуальной — не суть важно). Поскольку интерфейс между операционной системой и драйвером меняется от одной операционной системы к другой, то для сокрытия всех этих различий используется специальная ASPI- библиотека, предоставляющая единый унифицированный интерфейс для всех операционных систем.
Рассмотрим, как осуществляется внедрение ASPI-интерфейса в операционную систему на примере Windows ME (см. рис. 1.2). На самом высоком уровне иерархии находятся прикладные библиотеки Wnaspi32.dll и Winaspi.dll для 32- и 16-разрядных приложений соответственно. Они экспортируют три базовых ASPI-функции: GetASPI32DLLVersion, GetASPI32SupportInfo и SendASPI32Command (причем последняя — самая важная) и три вспомогательных: GetASPI32Buffer, FreeASPI32Buffer, TranslateASPI32Address (последняя — только в 32- разрядной версии библиотеки).
Посредством функции DeviceIoControl они взаимодействуют с ASPI-драйвером, расположенным "ниже" и, в зависимости от версии операционной системы, называющимся либо APIX.VXD (Windows 9x), либо ASPI.SYS (Windows NT) и создающим в процессе своей инициализации устройство с непроизносимым названием MbMmDp32. Только не спрашивайте меня, как это абракадабра расшифровывается — ответ похоронен в застенках компании Adaptec.
Замечание
В 16-разрядных приложениях взаимодействие с драйвером осуществляется с помощью функции 1868h прерывания 2Fh. Подробности этого процесса можно узнать, дизассемблируя Winaspi.dll. Она, кстати, совсем крошечная — всего 5 Кбайт.
В принципе, ничего не мешает взаимодействовать с ASPI-драйвером и напрямую — в обход библиотеки Wnaspi32.dll. Собственно, многие разработчики защитных механизмов именно так и поступают. Достаточно лишь дизассемблировать Wnaspi32.dll и разобраться каким ASPI-командам, какие IOCTL-коды соответствуют (ASPI-протокол по понятным соображениям не документирован). Действительно, на функции SendASPI32Command очень легко поставить бряк, и тогда хакер (hacker) мгновенно локализует защитный код. С вызовами же функции DeviceIoControl в силу их многочисленности взломщикам справиться намного труднее. К тому же начинающие ломатели защит (а таких среди хакеров — большинство) весьма смутно представляют себе архитектуру ввода-вывода и уж тем более не разбираются в ASPI- протоколе. Впрочем, для опытных хакеров такая защита — не преграда (подробнее см. главу 2 "Способы разоблачения защитных механизмов").
Сам же ASPI-драйвер "подключен" к SCSI- и IDE/ATAPI-портам (рис. 1.4), за счет чего он позволяет управлять всеми этими устройствами (и приводами CD-ROM в том числе).
Клиентские модули (на данной схеме они обозначены цифрами 1, 2 и 3) посылают свои запросы драйверу файловой системы — Instable File System (обозначенному цифрой 6). В распоряжении клиентских модулей также имеются ASPI-библиотеки для 32- и 16-разрядных приложений соответственно (они обозначены цифрами 4 и 6). От всей системы они стоят особняком, поскольку разработаны независимой компанией Adaptec и представляют собой факультативные компоненты. Драйвер файловой системы перенаправляет полученный им запрос на один их следующих специализированных драйверов, среди которых присутствует и драйвер привода CD- ROM, — CDFS.VxD, обозначенный цифрой 8. В его задачи входит поддержка файловых систем лазерных дисков, таких как: ISO 9660, High Sierra или других файловых систем. Уровнем ниже лежит Volume Tracker (цифра 14), отслеживающий смену диска в накопителе, а еще ниже находится непосредственно сам драйвер, поддерживающий данную модель CD-ROM, — так называемый CD type specific driver, реализуемый драйвером CDVSD.VxD и среди прочих обязанностей отвечающий за назначение буквы приводу. Это и есть секторный уровень взаимодействия с диском, никаких файловых систем здесь нет и в помине. Несмотря на то, что данный драйвер специфичен для конкретной модели привода CD-ROM, он совершенно независим от его физического интерфейса, поскольку опирается на CD-ROM device SCSI'zer (цифра 21), преобразующий IOP-запросы, поступающие от вышележащих драйверов, в SRB-пакеты, направляемые нижележащим драйверам (подробнее об этом см. раздел "Доступ посредством SCSI- порта" данной главы). Еще ниже находится SCSI CD-ROM helper (цифра 23), обеспечивающий стыковку SCSI'zer с SCSI-портом. Сам же SCSI-port, создаваемый менеджером SCSI-портов (цифра 26) представляет собой унифицированное системно-независимое средство взаимодействия драйверов среднего уровня с физическим (или виртуальным) оборудованием. К одному из таких SCSI-портов и подключается ASPI-драйвер (цифра 18), реализованный в файле APIX.VxD и восходящий к своим "оберткам" — Wnaspi32.dll и Wnaspi.dll (цифры 11 и 12 соответственно). Ниже SCSI-менеджера расположены драйверы мини-портов, переводящие SCSI-запросы в язык конкретной интерфейсной шины. В частности, драйвер, обеспечивающий поддержку IDE-устройств, реализован в файле ESDI_506.PDR (цифра 29). Естественно, при желании мы можем общаться с IDE- устройствами и через IDE/ATAPI-порты (цифра 25), реализованные все тем же драйвером ESDI_506.PDR (ASPI-драйвер по соображениям производительности именно так, собственно, и поступает). Левую часть блок-схемы, изображающую иерархию драйверов прочих дисковых устройств мы не рассматриваем, т. к. она не имеет никакого отношения к теме нашего обсуждения.
Для программирования под ASPI требуются как минимум две вещи: ASPI-драйвер и ASPI-SDK. Драйвер можно бесплатно скачать с сервера самой Adaptec (ею разработаны драйверы для следующих операционных системы: MS-DOS, Novell, Windows 9x, Windows NT/W2K/XP), а вот SDK с некоторого момента распространяется за деньги. И хотя его стоимость чисто символическая (что-то около 10$, если мне не изменяет память), неразвитость платежных систем в России превращает процесс покупки в довольно затруднительное дело. Однако все необходимое для работы (документация, заголовочные файлы, библиотеки) можно
позаимствовать из… Windows ME DDK (кстати, входящего в состав DDK для Windows 2000). Так что, если у вас уже есть Windows 2000 DDK, вам не о чем беспокоиться. В противном случае попробуйте обратиться к MSDN, распространяемой вместе с Microsoft Visual Studio 6.0. Здесь вы найдете документацию и заголовочные файлы, ну а недостающие библиотеки из соответствующих DLL (Dynamic Link Library) можно получить и самостоятельно (lib.exe с ключом /DEF), либо же вовсе обойтись без них, загружая все необходимые функции через LoadLibrary/GetProcAddress.
Поскольку ASPI-интерфейс хорошо документирован (руководство по программированию насчитывает порядка 35 листов), то его освоение не должно вызвать никаких непреодолимых проблем (во всяком случае, после знакомства с SPTI). К тому же, в Windows ME DDK входит один законченный демонстрационный пример использования ASPI, найти который можно в папке \src\win_me\block\wnaspi32\. Несмотря на досадный суффикс "Me", он отлично уживается и с другими операционными системами, как-то: Windows 98, Windows 2000, Windows XP и т. д.
Впрочем, реализован этот пример на редкость "криво" и с большим количеством ошибок, а его наглядность такова, что менее наглядного примера для демонстрации ASPI пожалуй и не подобрать! Уж лучше исследовать исходные тексты программы CD slow, которые можно легко найти в Интернете (однако она написана на ассемблере, а с ассемблером знаком не всякий).
Кратко перечислим основные недочеты демонстрационного примера aspi32ln.c:
Во-первых, это не консольная программа, а относящаяся к GUI (Graphical User Interface) — графическому интерфейсу пользователя, а потому большая часть ее кода к интерфейсу ASPI вообще никакого отношения не имеет.
Во-вторых, используется единая функция для получения уведомлений сразу от выполнения двух команд: SCSI_INQUIRY и SCSI_READ10, причем последняя в половине случаев заменена своей константой 0x28, что тоже не способствует ее пониманию.
□ В-третьих, накопители на CD-ROM программой поддерживаются лишь частично. Плохо спроектированная архитектура программы не позволила разработчикам осилить поставленную перед ними задачу. Поэтому ветка, отвечающая за чтение с приводов CD-ROM в функции ASPI32Post, специальным образом закомментирована. Если же наложенную блокировку убрать, то при чтении будет происходить ошибка, поскольку программа ориентирована лишь на те накопители, чей размер сектора составляет 0x200 (512) байт. Приводы CD- ROM дисков, чей сектор вчетверо больше, очевидно, к этой категории не относятся и, чтобы не переписывать всю программу целиком, единственное, что можно сделать — это увеличить размер запрашиваемого блока данных до 0х800 (2048) байт (с жестких дисков будет считываться по четыре сектора за раз, что вполне допустимо).
В-пятых, инкремент (т. е. вычисление адреса следующего считываемого блока) реализован неверно и поэтому вообще не работоспособен.
Ладно, не будет увлекаться критикой сопроводительных примеров (даже плохой программный код все же лучше, чем совсем ничего) и перейдем непосредственно к изучению ASPI-интерфейса, а точнее — его важнейшей команды SendASPI32Command, обеспечивающей передачу SRB-блоков устройству (со всеми остальными командами вы без труда справитесь и самостоятельно).
Структура SRB_ExecSCSICmd, в которую, собственно, и упаковывается SRB-запрос, как две капли воды похожа на структуру SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT. Во всяком случае, между ними больше сходства, чем различий (листинг 1.11).
Листинг 1.11. Структура SRB_ExecSCSICmd
typedef struct
BYTE SRB_Cmd;
//
ASPI command code = SC_EXEC_SCSI_CMD
BYTE SRB_Status
//
ASPI command status byte
BYTE SRB_HaId;
//
ASPI host adapter number
BYTE SRB_Flags;
//
ASPI request flags
DWORD SRB_Hdr_Rsvd;
//
Reserved, MUST = 0
BYTE SRB_Target;
//
Target's SCSI ID
BYTE SRB_Lun;
//
Target's LUN number
WORD SRB_Rsvd1;
//
Reserved for Alignment
DWORD SRB_BufLen;
//
Data Allocation Length
LPBYTE SRB_BufPointer;
//
Data Buffer Pointer
BYTE SRB_SenseLen;
//
Sense Allocation Length
BYTE SRB_CDBLen;
//
CDB Length
BYTE SRB_HaStat;
//
Host Adapter Status
BYTE SRB_TargStat;
//
Target Status
LPVOID SRB_PostProc;
//
Post routine
BYTE SRB_Rsvd2[20];
//
Reserved, MUST = 0
BYTE CDBByte[16];
//
SCSI CDB
BYTE SenseArea[SENSE_LEN+2];
}
SRB_ExecSCSICmd, *PSRB_ExecSCSICmd;
//
Request Sense buffer
Обратите внимание: для взаимодействия с устройством вам совершенно незачем знать его дескриптор! Достаточно указать его физический адрес на шине (т. е. правильно заполнить поля SRB_HaId и SRB_Target)…. а как их узнать? Да очень просто: достаточно разослать по всем физическим адресам команду INQUIRY (код 12h). Устройства, реально (и/или виртуально) подключенные к данному порту вернут идентификационную информацию (среди прочих полезных данных содержащую и свое имя), а несуществующие устройства не вернут ничего и операционная система "отрапортует" об ошибке.
Простейшая программа опроса устройств может выглядеть, например, так как показано в листинге 1.12.
Листинг 1.12. Последовательный опрос портов на предмет наличия подключенных к ним устройств
#define MAX_ID8
#define MAX_INFO_LEN48
SEND_SCSI_INQUITY() {
#define MAX_LUN8// макс . возможноекол-вологических устройств
BYTE AdapterCount;
DWORD ASPI32Status;
unsigned char buf[0xFF];
unsigned char str[0xFF];
unsigned char CDB[ATAPI_CDB_SIZE];
long a, real_len, adapterid, targetid;
// получаем кол-во адаптеров на шине
ASPI32Status = GetASPI32SupportInfo();
AdapterCount = (LOBYTE(LOWORD(ASPI32Status)));
// готовим CDB-блок
memset(CDB, 0, ATAPI_CDB_SIZE);
CDB[0] = 0x12;//INQUIRY
CDB[4] = 0xFF;//размер ответа
// спамим портывнадежденайтитех, ктонамнужен
for (adapterid = 0; adapterid < MAX_LUN; adapterid++)
{ // внимание! нельзя здесь ААААААААААААА использовать AdapterCount, // как это рекомендуется в некоторых руководствах, поскольку номера // адаптеров устройств далеко не всегда идут вплотную друг к другу, // и если в нумерации возникает "разрыв", одно или более устройств // останутся необнаруженными
for (targetid = 0; targetid < MAX_ID; targetid++) {
a = SEND_ASPI_CMD(adapterid, targetid, CDB, ATAPI_CDB_SIZE, 0, buf, 0xFF, ASPI_DATA_IN);
if (a == SS_COMP) {
real_len=(buf[4]>MAX_INFO_LEN)?buf[4]:MAX_INFO_LEN;
memcpy(str,&buf[8],real_len);str[real_len]=0; printf("%d.%d <-- %s\n",adapterid, targetid, str);
}
}
}
}
Результат работы программы на компьютере автора выглядит так, как показано в листинге 1.13 (обратите внимание, что адреса устройств, подключенных к виртуальной SCSI-шине, созданной драйвером ASPI, могут и не соответствовать их физическим адресам; в данном случае, привод PHILIPS висящий на физическом IDE- порту с номером 0, попал на виртуальный порт с номером 1, поскольку нулевой порт занят драйвером Virtual Clone CD, при удалении последнего из системы, соответствие виртуальных и физических адресов полностью восстанавливается, однако ручаться за это нельзя). Первая слева цифра в листинге — adapter ID, следующая за ней — target ID.
Листинг 1.13. Устройства, подключенные к компьютеру автора
0.0 <-- ELBYDVD-ROM
1.0
1.0 <-- IBM-DTLA-307015
TX2O
1.1 <-- PHILIPS CDRW2412A
P1.55VO1214DM10574
2.0 <-- ST380011A
3.06
2.1 <-- TEACCD-W552E
1.09
3.0 <-- AXVCD/DVD-ROM
2.2a
3.1 <-- AXVCD/DVD-ROM
2.2a
3.2 <-- AXVCD/DVD-ROM
2.2a
Другое немаловажное достоинство ASPI-интерфейса по сравнению с SPTI состоит в поддержке асинхронного режима обработки запросов. Отдав запрос на чтение такого-то количество секторов, вы можете продолжить выполнение своей программы, не дожидаясь, пока процесс чтения секторов полностью не завершится. Конечно, для достижения аналогичного результата при использовании интерфейса SPTI достаточно всего лишь создать еще один поток, но… это уже не так элегантно и красиво. Демонстрационный пример программы, осуществляющей "сырое" чтение сектора с CD-диска показан в листинге 1.14.
Листинг 1.14. [\etc\RAW.CD.READ\aspi32.raw.c] Пример программы, осуществляющей "сырое" чтение сектора с CD-диска
#include "scsidefs.h"
#include "wnaspi32.h"
void ASPI32Post (LPVOID);
#define
F_NAME"raw.sector.dat"
/* ASPI
SRB packet length */
#define
ASPI_SRB_LEN0x100
#define
RAW_READ_CM0xBE
#define
WHATS_READ0xF8// Sync & All Headers & User Data
// + EDC/ECC
#define
PACKETLEN2352
//#define WHATS_READ0x10// User Data
//#define PACKET_LEN2048
#define MY_CMDRAW_READ_CMD
HANDLE hEvent;
//-[DWORD READ_RAW_SECTOR_FROM_CD]
//
функция читает один или несколько секторов с CD-ROM в "сыром"
//
(RAW) виде, согласно переданным флагам
//
//
ARG:
//
adapter_id-номер шины (0 - primary, 1 - secondary)
//
read_id-номер устройства на шине (0 - master, 1 - slaeyer)
//
buf-буфер, куда читать
//
buf_len-размер буфера в байтах
//
StartSector-с какого сектора читать , считая от нуля
//
N_SECTOR-сколько секторов читать \
//
flags-что читать (см. спецификацию на ATAPI)
//
//
RET:
//
-ничего не возвращает
//
//
NOTE:
//
- функция возвращает управления до завершения выполнения запроса,
//поэтому на момент выхода из нее , содержимое буфера с данными еще
//пусто, и реально он заполняется только при вызове функции
//ASPI32Post (вы можете модифицировать ее по своему усмотрению)
//для сигнализации о завершении операции рекомендуется использовать
//события (Event)
//
//- функция работает и под 9x/ME/NT/W2K/XP и _не_ требует для себя
//прав администратора. Однако ASPI-драйвер должен быть установлен.
//
READ_RAW_SECTOR_FROM_CD(int adapter_id,int read_id,char *buf,int buf_len, int StartSector,int N_SECTOR,int flags)
{
PSRB_ExecSCSICmd SRB;
DWORD ASPI32Status;
// выделяем память для SRB-запроса
SRB = malloc(ASPI_SRB_LEN); memset(SRB, 0, ASPI_SRB_LEN);
// ПОДГОТОВКА SRB-блока
SRB->SRB_Cmd= SC_EXEC_SCSI_CMD;// выполнить SCSI команду
SRB->SRB_HaId= adapter_id;// ID адаптера
SRB->SRB_Flags= SRB_DIR_IN|SRB_POSTING;// асинхр. чтение данных
SRB->SRB_Target= read_id;// ID устройства
SRB->SRB_BufPointer = buf;// сюда читаются данные
SRB->SRB_BufLen= buf_len;// длина буфера
SRB->SRB_SenseLen= SENSE_LEN;// длина SENSE-буфера
SRB->SRB_CDBLen= 12;// размер ATAPI-пакета
SRB->CDBByte [0]= MY_CMD;// ATAI-команда
SRB->CDBByte [1]= 0x0;// формат CD - любой
// номер первого сектора
SRB->CDBByte [2]SRB->CDBByte [3]SRB->CDBByte [4]SRB->CDBByte [5]SRB->CDBByte [2]SRB->CDBByte [3]SRB->CDBByte [4]SRB->CDBByte [5]SRB->CDBByte [6]SRB->CDBByte [7]SRB->CDBByte [6]SRB->CDBByte [7]= HIBYTE(HIWORD(StartSector));
SRB->CDBByte [2]
SRB->CDBByte [3]
SRB->CDBByte [4]
SRB->CDBByte [5]
SRB->CDBByte [2]
SRB->CDBByte [3]
SRB->CDBByte [4]
SRB->CDBByte [5]
SRB->CDBByte [6]
SRB->CDBByte [7]
SRB->CDBByte [6]
SRB->CDBByte [7]
= LOBYTE(HIWORD(StartSector));
= HIBYTE(LOWORD(StartSector));
= LOBYTE(LOWORD(StartSector));
// кол -во читаемых секторов
= LOBYTE(HIWORD(N_SECTOR));
= HIBYTE(LOWORD(N_SECTOR));
SRB->CDBByte [8]= LOBYTE(LOWORD(N_SECTOR));
SRB->CDBByte
[9]
= flags
// что читать ?
SRB->CDBByte
[10]
= 0;
// данные подканала не нужны
SRB->CDBByte
[11]
= 0;
// reserverd
// адрес процедуры, которая будет получать уведомления
SRB->SRB_PostProc = (void *) ASPI32Post;
// посылаем SRB-запрос устройству SendASPI32Command(SRB);
// возвращаемся из функции _до_ завершения выполнения запроса return 0;
}
// / /эта callback-функция вызывается самим ASPI и получает управление при
//завершении выполнения запроса или же при возникновении ошибки.
// в качестве параметра она получает указатель на экземпляр структуры // PSRB_ExecSCSICmd, содержащей всю необходимую информацию (статус, указатель // на буфер и т.д.) // void ASPI32Post (void *Srb) {
FILE *f;
// наш запрос выполнен успешно?
if ((((PSRB_ExecSCSICmd) Srb)->SRB_Status) == SS_COMP) {
// ЭТОТ КОД ВЫ МОЖЕТЕ МОДИФИЦИРОВАТЬ ПО СВОЕМУ УСМОТРЕНИЮ
//
// записывает содержимое сектора в файл
// внимание! PSRB_ExecSCSICmd) Srb)->SRB_BufLen содержит не актуальную // длину прочитанных данных, а размер самого буфера. если количество // байт, возвращенных устройством, окажется меньше размеров буфера, то // его хвост будет содержать мусор! здесь мы используем поле SRB_BufLen // только потому, что при вызове функции SendASPI32Command тщательно // следим за соответствием размера буфера количеству возвращаемой нам // информации
if (f=fopen(F_NAME, "w"))
{
// записывает сектор в файл
fwrite(((PSRB_ExecSCSICmd) Srb)->SRB_BufPointer,1, ((PSRB_ExecSCSICmd) Srb)->SRB_BufLen, f);
fclose(f);
}
// кукарекаем и "размораживаем" поток, давая понять , что процедура // чтения закончилась
MessageBeep(0); SetEvent(hEvent);
// }
}
main(int argc, char **argv) {
void *p; int buf_len, TIME_OUT = 4000;
if (argc<5) {
fprintf(stderr,"USAGE:\n\tRAW.CD.READ.EXE adapter_id"\
", read_id, StartSector, n_sec\n"); return 0; }
// вычисляем длину буфера и выделяем для него память
// ВНИМАНИЕ: таким образом можно юзать только до 64КБ
// если же вам требуются буфера больших объемов,
// используйте функцию GetASPI32Buffer
buf_len = PACKET_LEN*atol(argv[4]); p = malloc(buf_len);
// создаем событие
if ((hEvent = CreateEvent(NULL,FALSE,FALSE,NULL)) == NULL) return -1;
// читаем один или несколько секторов с CD
READ_RAW_SECTOR_FROM_CD(atol(argv[1]), atol(argv[2]),p,buf_len, atol(argv[3]), atol(argv[4]),WHATS_READ);
// ждем завершения выполнения операции
WaitForSingleObject(hEvent, TIME_OUT);
43 return 0;
}
Откомпилировав этот пример и запустив его на выполнение, убедитесь, что он успешно работает как под Windows 9x, так и под Windows NT, причем не требуя у вас наличия прав администратора! С одной стороны, это, бесспорно хорошо, но с другой… наличие ASPI-драйвера создает огромную "дыру" в системе безопасности, позволяя зловредным программам вытворять с вашим оборудованием все, что угодно. Заразить MBR (Master Boot Record) — главную загрузочную запись — boot- сектора? Пожалуйста! Уничтожить информацию со всего диска целиком — да проще этого ничего нет! Поэтому, если вы заботитесь о собственной безопасности — удалите ASPI32-драйвер со своего компьютера (для этого достаточно удалить файл ASPI.SYS из каталога WINNT\System32\Drivers). Разумеется, сказанное относиться только к NT, поскольку в операционных системах Windows 9x прямой доступ к оборудованию можно заполучить и без этого.
Доступ посредством SCSI-порта
Как уже говорилось ранее (см. разд. "Доступ посредством SPTI" этой главы), независимо от физического интерфейса дискового накопителя (SCSI или IDE) мы можем взаимодействовать с ним посредством унифицированного SCSI-интерфейса. Другими словами, драйвер конкретного устройства (и привода CD-ROM, в частности) полностью абстрагирован от особенностей реализации шинного интерфейса данного устройства. Даже если завтра появится накопители, работающие через инфракрасный порт, драйвер CDROM.SYS ничего об этом не "узнает" и будет по-прежнему управлять ими через SCSI-порт.
Даже если на вашем компьютере не установлено ни одного SCSI-контролера, паратройка вполне работоспособных SCSI-портов у вас обязательно есть. Конечно, это виртуальные, а не физические порты, но с точки зрения программного обеспечения они выглядят точь-в-точь как настоящие. Попробуйте с помощью функции CreateFile отрыть устройство \\.\scsi0: , и оно успешно откроется, подтверждая наличие существования виртуальных SCSI-портов (только не забудьте про двоеточие на конце). Посылая определенные IOCTL-команды SCSI-порту, мы можем управлять подключенным к этому порту физическим или виртуальным устройством. Да! Между SCSI-портом (виртуальным) и интерфейсной шиной (физической) расположен еще один уровень абстракции, занимаемый мини-портом интерфейса SCSI, который, собственно, и "отвязывает" драйвер SCSI-порта от конкретного физического оборудования (подробнее см. разд. "Доступ посредством мини-порта SCSI" этой главы).
Естественно, прежде чем посылать IOCTL-команды в SCSI-порт, неплохо бы узнать, какое именно оборудование к этому порту подключено. Существует множество способов решения этой проблемы: от послать устройству команду идентификации IOCTL_SCSI_GET_INQUIRY_DATA (см. исходный текст демонстрационного примера в NT DDK "NTDDK\src\storage\class\spti"), и тогда оно (устройство) среди прочей информации сообщит нам, его наименование (например, PHILIPS CDRW2412A), до
заглянуть в таблицу объектов, чем мы сейчас и займемся. В состав NT DDK входит утилита objdir.exe, которая, как и следует из ее названия, позволяет отображать содержимое дерева объектов в виде каталога. Устройства, доступные для открытия функцией CreateFile, хранятся в каталоге с довольно нелепым именем \DosDevices\, глядя на которое можно подумать, что оно содержит имена устройств, видимых из-под MS-DOS, которую Windows NT вынуждена эмулировать для сохранения обратной совместимости. На самом же деле этот каталог активно используется подсистемой win32 операционной системы Windows NT, и всякий раз, когда функция CreateFile обращается к тому или иному логическому устройству (например, пытается открыть файл C:\MYDIR\myfile.txt), подсистема win32 обращается к каталогу \DosDevices\ чтобы выяснить, с каким именно внутренним устройством это логическое устройство связано. Внутренние устройства видны лишь из-под Native-NT, а для всех ее подсистем они лишены всякого смысла. В частности, диск С: под Native-NT именуется как \Device\HarddiskVolume1, а полный путь к файлу myfile.txt выглядит так: \Device\HarddiskVolume1\MYDIR\myfile.txt. Только не пытайтесь "скормить" эту строчку функции CreateFile — она скорее "поперхнется", чем "поймет", что же от нее хотят.
Таким образом, каталог \DosDevices\ служит своеобразным связующим звеном между подсистемой win32 и ядром системы Windows NT. Вот и давайте, в плане "возращения к нашим баранам", посмотрим с каким native-устройством ассоциировано логическое устройство с именем SCSI. Запустив утилиту objdir с ключом \Dos\Devices и не забыв перенаправить весь вывод в файл (objdir \DosDevices | MORE — как альтернативный результат), мы среди "моря" прочей информации обнаружим следующие строки (при отсутствии DDK можно воспользоваться отладчиком Soft-Ice в котором для достижения аналогичного результата следует набрать команду objdir \?? — именно так! Здесь имеется два знака вопроса, поскольку каталог \DosDevices на самом деле никакой не каталог, а символическая ссылка на каталог \?? или, если так угодно, ее ярлык). В листинге 1.15 показан пример взаимосвязи SCSI-устройств с native-устройствами.
Листинг 1.15. Взаимосвязь логических SCSI-устройств с native-NT устройствами
Scsi0:SymbolicLink-\Device\Ide\IdePort0
Scsi1:SymbolicLink-\Device\Ide\IdePort1
Scsi2:SymbolicLink-\Device\Scsi\axsaki1
Оказывается, устройства Scsi0: и Scsi1: представляют собой ни что иное, как символические ссылки на IDE-порты с номерами 0- и 1- соответственно. Впрочем, устройства с именами IdePort0 и IdePort1 не являются IDE-портами в физическом смысле этого слова. Это виртуальные SCSI-порты, создаваемые драйвером ATAPI.SYS в процессе его инициализации. Он же создает символические связи с устройствами с именами \DosDevices\SCSI0: и \DosDevices\SCSI1: к ним, а также ярлыки \Device\ScsiPort0 и \Device\ScsiPort1, недоступные подсистеме win32, но предназначенные для внутреннего использования исключительно на уровне
драйверов. Разумеется, драйвер ATAPI.SYS не только создает все ранее перечисленные устройства, но и обслуживает их, предоставляя драйверам более высоких уровней унифицированный интерфейс для взаимодействия с установленным оборудованием.
А вот устройство с именем Scsi2: ни с какими физическими шинами вообще не связно, и к соответствующему ему SCSI-порту подключен виртуальный привод CD- ROM, создаваемый программой Alcohol 120%, а точнее ее драйвером — AXSAKI.SYS! Драйверы высокого уровня (в частности, драйвер CDROM.SYS), не заподозрив никакого подвоха, будут работать с виртуальным диском точно так же как и с настоящим, что, собственно, и не удивительно, т. к. концепция SCSI-порта обеспечивает независимость драйверов верхнего уровня от особенностей оборудования, с которым они, с позволения сказать, "работают". Именно поэтому под Windows NT так легко реализуются эмуляторы физических устройств!
Кстати, на счет авторов программы Alcohol 120%. При дизассемблировании драйвера AXSAKI.SYS (программы Alcohol 120%) в листинге обнаруживаются нецензурные выражения.
Управлять SCSI-устройствами можно и с прикладного уровня посредством интерфейса STPI, однако вместо буквенного имени привода следует задавать имя SCSI-порта, к которому этот привод подключен. Основное достоинство такого способа управления заключается в том, что для взаимодействия с приводом совершенно необязательно обладать правами администратора! Привилегий простого смертного пользователя будет более чем достаточно. К тому же, прямая работа со SCSI-портом несколько производительнее взаимодействия с устройством через длинную цепочку драйверов верхнего уровня многочисленных фильтров, окружающих их.
Однако все попытки передачи SRB-блока посредством SCSI-порта заканчиваются неизменной ошибкой. Следующий код (листинг 1.16) наотрез отказывается работать. Почему?
Листинг 1.16. Пример неправильной работы с виртуальным SCSI-портом
// получаем дескриптор SCSI-порта
hCD = CreateFile ("\\\\.\\SCSI1", GENERIC_WRITE|GENERIC_READ,
FILE_SHARE_READ|FILE_SHARE_WRITE,0,OPEN_EXISTING,0,0);
// ФОРМИРУЕМ SRB-блок
// ОТПРАВЛЯЕМ SRB-блок непосредственно на SCSI-порт
status = DeviceIoControl(hCD, IOCTL_SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT, &srb,
sizeof(SCSI_PASS_THROUGH), &srb, 0, &returned, FALSE);
Зарубежные телеконференции буквально кишат вопросами на этот счет, — у одних этот код исправно работает, а других — нет (и их большинство). А ответ, между тем, находится в DDK (если, конечно, читать его сверху вниз, а не наискосок по диагонали). Вот, пожалуйста, цитата из раздела 9.2 SCSI Port I/O Control Codes: "If a class driver for the target type of device exists, the request must be sent to that class driver. Thus, an application can send this request directly to the system port driver for a target logical unit only if there is no class driver for the type of device connected to that LU" ("Если класс-драйвер для целевого устройства установлен, управляющие запросы должны посылаться класс-драйверу, но не самому порту устройства. Таким образом, приложения могут посылать непосредственные запросы драйверу системного порта для целевых логических устройств только если класс-драйвер для соответствующего типа устройств, подключенных к данному LU, не установлен"). В переводе на нетехнический язык, непосредственное управление портом с прикладного уровня возможно для тех и только тех устройств, чей класс-драйвер не установлен. Скажем, если вы подключили к компьютеру какую-то нестандартную "железяку", то управлять ей напрямую посредством SCSI-порта вполне возможно (ведь класс-драйвера для нее нет!). Но приводы CD-ROM, про которые мы собственно и говорим, — совсем иное дело! Класс-драйвер для них всегда установлен и потому операционная система всячески препятствует прямому взаимодействую с оборудованием посредством SCSI-порта, поскольку это единственный надежный путь избежать конфликтов.
Выходит, доступ к приводам посредством SCSI-порта невозможен? И так, и не так! Прямой доступ к SCSI-порту действительно блокируется системой, но та же самая система предоставляет возможность управления устройством посредством минипорта интерфейса SCSI. Мини-порт? Что это такое?! А вот в этом мы сейчас и разберемся!
Рис. 1.5. 0х036 Архитектура подсистемы ввода/вывода в Windows NT
Доступ посредством мини-порта интерфейса SCSI
Драйвер мини-порта интерфейса SCSI и есть тот самый драйвер, за счет которого системе удается абстрагироваться от особенностей физических интерфейсов конкретного оборудования. Условимся для краткости называть его просто "минидрайвером", хотя это будет и не совсем верно, поскольку, помимо мини-портов интерфейса SCSI, существуют драйверы для видео и сетевых мини-портов. Однако поскольку ни те, ни другие к рассматриваемому нами контексту ни коим боком не относятся, то никаких разночтений и не возникает.
Иерархически драйвер мини-порта располагается между физическими (виртуальными) устройствами, подключенными к тем или иным интерфейсным шинам компьютера (IDE/PCI/SCSI) и драйвером SCSI-порта. Драйвер мини-порта представляет собой системно-независимый драйвер, но в то же время зависимый от специфики конкретных HBA (Host Bus Adapter), то есть того самого физического/виртуального оборудования, которое он обслуживает. Драйвер минипорта экспортирует ряд функций семейства ScsiPortXXX, предназначенных для использования драйверами верхних уровней, и обычно реализуется как динамическая библиотека (то есть DLL), естественно, исполняющийся в нулевом кольце "ядерного" уровня.
Именно он транслирует SCSI-запросы в команды подключенного к нему устройства, именно он создает виртуальные SCSI-порты с именами типа \Device\ScsiPortx, именно он обеспечивает поддержку накопителей с физическими интерфейсами, отличными от SCSI-интерфейса. Драйвер ATAPI.SYS, обслуживающий приводы CD- ROM с ATAPI-интерфейсом, драйвер DISK.SYS, обслуживающий жесткие диски, — все они реализованы как драйверы мини-порта.
Управление мини-портом осуществляется посредством специального IOCTL-кода, передаваемого функции DeviceIoControl и определенного в файле NTDDSCSI.H как IOCTL_SCSI_MINIPORT. Если же у вас нет NT DKK, то вот его непосредственное значение: 0x4D008. Естественно, прежде чем вызывать функцию DeviceIoControl, соответствующий SCSI-порт должен быть заблаговременно открыт функцией CreateFile. Это может выглядеть, например, так как это показано в листинге 1.17. Причем обратите внимание на то, что имя порта должно выглядеть как SCSIx:, а не как ScsiPortx; причем в его конце обязательно должен присутствовать символ двоеточия, иначе ничего не получится.
Листинг 1.17. Открытие SCSI-порта для управления драйвером мини-порта
h = CreateFile("\\\\.\\SCSI1:", GENERIC_READ | GENERIC_WRITE, FILE_SHARE_READ | FILE_SHARE_WRITE, NULL,OPEN_EXISTING, 0, NULL);
Здесь мы открываем первый, считая от нуля, SCSI-порт, который, как мы уже знаем, соответствует первому каналу IDE или, другими словами, Secondary IDE- контроллеру (на компьютере автора привод CD-ROM "висит" именно на нем). Для определения расположения приводов на неизвестном нам компьютере можно воспользоваться IOCTL-кодом IOCTL_SCSI_GET_INQUIRY_DATA, который заставит драйвер мини-порта перечислить все имеющееся в его наличии оборудование, после чего нам останется только определить его тип (подробнее см. "NTDDK\SRC\STORAGE\CLASS\SPTI").
Однако управление мини-портом осуществляется совсем не так, как SCSI-портом! На этом уровне никаких стандартных команд уже не существует, и мы вынуждены работать с учетом специфики и особенностей реализации конкретного оборудования. Вместо SRB-запросов, мини-драйверу передается структура SRB_IO_CONTROL,
обеспечивающая управление драйвером мини-порта и определенная следующим образом (листинг 1.18).
Листинг 1.18. Назначение полей структуры SRB_IO_CONTROL
typedef struct _SRB_IO_CONTROL
{ULONG HeaderLength;UCHAR Signature[8];ULONG Timeout;{ULONG HeaderLength;UCHAR Signature[8];ULONG Timeout;////////////ULONG ControlCode;//ULONG ControlCode;//ULONG ReturnCode;//ULONG ReturnCode;//ULONG Length;//ULONG Length;//sizeof(SRB_IO_CONTROL)сигнатура мини-драйверамакс. время ожидания выполнения запроса в секкод командыздесь нам вернут статус завершениядлина всего передаваемого буфера целикомsizeof(SRB_IO_CONTROL)сигнатура мини-драйверамакс. время ожидания выполнения запроса в секкод командыздесь нам вернут статус завершениядлина всего передаваемого буфера целиком
{
ULONG HeaderLength;
UCHAR Signature[8];
ULONG Timeout;
{
ULONG HeaderLength;
UCHAR Signature[8];
ULONG Timeout;
//
//
//
//
//
//
ULONG ControlCode;//
ULONG ControlCode;//
ULONG ReturnCode;//
ULONG ReturnCode;//
ULONG Length;//
ULONG Length;//
sizeof(SRB_IO_CONTROL)
сигнатура мини-драйвера
макс. время ожидания выполнения запроса в сек
код команды
здесь нам вернут статус завершения
длина всего передаваемого буфера целиком
sizeof(SRB_IO_CONTROL)
сигнатура мини-драйвера
макс. время ожидания выполнения запроса в сек
код команды
здесь нам вернут статус завершения
длина всего передаваемого буфера целиком
} SRB_IO_CONTROL, *PSRB_IO_CONTROL;
Ну, с полем HeaderLength все более или менее ясно, но вот что эта за сигнатура такая?! Дело в том, что коды управления драйверами мини-порта не стандартизованы и определяются непосредственно самим разработчиком данного драйвера, а потому коды команд одного драйвера вряд ли подойдут к другому. Вот во избежание междоусобных конфликтов каждый драйвер мини-порта и содержит уникальную сигнатуру, которую тщательно сверяет с сигнатурой переданной приложением в поле Signature структуры SRB_IO_CONTROL. И, если эти сигнатуры не совпадают, драйвер "отвечает": SRB_STATUS_INVALID_REQUEST, указывая на ошибку запроса. К сожалению, интерфейс штатных мини-драйверов ATAPI.SYS и DISK.SYS абсолютно незадокументирован, и, если вы не умеете дизассемблировать, то вам остается лишь посочувствовать. Дизассемблер же сразу показывает, что сигнатуры обоих драйверов выглядят как SCSIDISK, а сигнатура мини-драйвера от Alcohol 120% — Alcoholx (впрочем, последний, в силу своей нештатности, не представляет для нас особенного интереса).
С кодами команды разобраться сложнее. Правда, специалисты, постоянно читающие MSDN, и потому неплохо в нем ориентирующиеся, вероятно, смогут вспомнить, что: "…this specification describes the API for an application to issue SMART commands to an IDE drive under Microsoft Windows 95 and Windows NT. Under Windows 95, the API is implemented in a Vendor Specific Driver (VSD), Smartvsd.vxd. SMART functionality is implemented as a "pass through" mechanism whereby the application sets up the IDE registers in a structure and passes it to the driver through the DeviceIoControl API" ("…эта спецификация описывает интерфейс API для приложений, передающих SMART-команды жестким дискам с IDE-интерфейсом под Microsoft Windows 95 и Windows NT. Под Windows 95 API реализован в драйвере, специфичном для конкретного производителя (VSD — Vendor Specific Driver), называемом Smartvsd.vxd. SMART-функциональность реализована как "pass through"-механизм, посредством которого приложения устанавливают IDE-регистры, передавая их
драйверу через специальную структуру, помещаемую во входной буфер функции DeviceIoControl").
Примечание
SMART (Self-Monitoring Analysis and Reporting Technology) — технология самоконтроля и составления диагностических отчетов, направленная на активное конролирование за состоянием узлов диска. Поддерживается рядом производителей дисков и позволяет утилитам диагностировать их состояние.
Ага! Один из драйверов позволяет нам манипулировать регистрами IDE-контроллера по своему усмотрению, то есть фактически предоставляет низкоуровневый доступ к диску! Очень хорошо! Интерфейс со SMART-драйвером достаточно хорошо документирован (см. "MSDN -> Specifications -> Platforms -> SMART IOCTL API Specification"), правда, раздражает "гробовое молчание" насчет Windows NT. То, что в NT никаких драйверов VxD нет — это и "ежу ясно". Но в то же время заявляется, что технология SMART API в ней как будто бы реализована… Если напрячь свои мозги и проявить чудеса интуиции, можно догадаться, что поддержка SMART в NT обеспечивается штатными средствами! Весь вопрос в том, какими именно средствами и как? Ни SDK, ни DDK не содержат никакой информации на этот счет, но вот копание в заголовочных файлах из комплекта NT DDK может кое-что дать! Посмотрите, что обнаруживается в файле scsi.h при тщательном его изучении (листинг 1.19). Здесь представлены команды управления технологией SMART в Windows NT, которые мы можем передавать драйверу мини-порта через поле ControlCode структуры SRB_IO_CONTROL.
Листинг 1.19. Команды управления SMART в Windows NT
//
// SMART support in atapi
//
#define IOCTL_SCSI_MINIPORT_SMART_VERSION((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0500)
#define IOCTL_SCSI_MINIPORT_IDENTIFY((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0501)
#define IOCTL_SCSI_MINIPORT_READ_SMART_ATTRIBS((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0502)
#define IOCTL_SCSI_MINIPORT_READ_SMART_THRESHOLDS((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0503)
#define IOCTL_SCSI_MINIPORT_ENABLE_SMART((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0504)
#define IOCTL_SCSI_MINIPORT_DISABLE_SMART((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0505)
#define IOCTL_SCSI_MINIPORT_RETURN_STATUS((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0506)
#define IOCTL_SCSI_MINIPORT_ENABLE_DISABLE_AUTOSAVE((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0507)
#define IOCTL_SCSI_MINIPORT_SAVE_ATTRIBUTE_VALUES((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0508)
#define IOCTL_SCSI_MINIPORT_EXECUTE_OFFLINE_DIAGS((FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x0509)
#define IOCTL_SCSI_MINIPORT_ENABLE_DISABLE_AUTO_OFFLINE (FILE_DEVICE_SCSI<<16)+0x050a
Нет сомнения, что в Windows NT функциональность SMART реализуется в драйвере мини-порта! И дизассемблирование драйвера ATAPI.SYS действительно
подтверждает это! Вот вам и качество документации от Microsoft, — уродство сплошное в стиле маразм крепчает. Какой смысл включать в заголовочный файл IOCTL-команды, но не документировать их?! Причем согласно лицензии дизассемблирование любых компонентов операционной системы запрещено. Ладно, не будем скулить по поводу и без, а лучше еще раз перечитаем "SMART IOCTL API Specification", откуда поймем, что для управления драйвером мини-порта под Windows NT в поле ControlCode структуры SRB_IO_CONTROL мы должны передать код одной из приведенных выше команд. Пусть это будет, например, IOCTL_SCSI_MINIPORT_IDENTIFY.
Сразу же за концом структуры SRB_IO_CONTROL должна быть расположена структура SENDCMDINPARAMS, дающая прямой доступ к IDE-регистрам и определенная как это показано в листинге 1.20.
Листинг 1.20. Структура SENDCMDINPARAMS
typedef struct
_SENDCMDINPARAMS
{
DWORD
cBufferSize;
//
размер буфера в байтах или нуль
IDEREGS
irDriveRegs;
//
структура, содержащая значение IDE-регистров
BYTE
bDriveNumber;
//
физический номер диска, считая от нуля
BYTE
bReserved[3];
//
зарезервировано
DWORD
dwReserved[4];
//
зарезервировано
BYTE
bBuffer[1];
//
отсюда начинается входной буфер
} SENDCMDINPARAMS, *PSENDCMDINPARAMS, *LPSENDCMDINPARAMS;
То есть входной буфер функции DeviceIoControl должен выглядеть как на рисунке 1.6.
Рис. 1.6. 0x038 Структура входного буфера функции DeviceIoControl для управления драйвером мини-порта под Windows 9x/NT
Первый элемент структуры — cBufferSize, содержащий размер буфера bBuffer слишком очевиден и не интересен. А вот структура IDREGS обеспечивает низкоуровневый доступ к IDE-регистрам и представляет собой настоящий клад. Вот взгляните сами (листинг 1.21), только не упадите со стула, ибо потрясение будет столь же острым, сколь и глубоким.
Листинг 1.21. Структура IDEREGS
typedef struct _IDEREGS {
BYTE bFeaturesReg;BYTE bFeaturesReg;// IDE Features-регистр// IDE Features-регистр
BYTE bFeaturesReg;
BYTE bFeaturesReg;
// IDE Features-регистр
// IDE Features-регистр
BYTE bSectorCountReg;BYTE bSectorCountReg;BYTE bSectorNumberReg;BYTE bSectorNumberReg;BYTE bCylLowReg;BYTE bCylHighReg;BYTE bCylLowReg;BYTE bCylHighReg;BYTE bDriveHeadReg;BYTE bCommandReg;BYTE bDriveHeadReg;BYTE bCommandReg;BYTE bReserved;BYTE bReserved;// IDE SectorCount-регистр// IDE SectorNumber-регистр// IDE CylLowReg-регистр// IDE CylHighReg-регистр// IDE DriveHead-регистр// командный регистр// зарезервировано// IDE SectorCount-регистр// IDE SectorNumber-регистр// IDE CylLowReg-регистр// IDE CylHighReg-регистр// IDE DriveHead-регистр// командный регистр// зарезервировано
BYTE bSectorCountReg;
BYTE bSectorCountReg;
BYTE bSectorNumberReg;
BYTE bSectorNumberReg;
BYTE bCylLowReg;
BYTE bCylHighReg;
BYTE bCylLowReg;
BYTE bCylHighReg;
BYTE bDriveHeadReg;
BYTE bCommandReg;
BYTE bDriveHeadReg;
BYTE bCommandReg;
BYTE bReserved;
BYTE bReserved;
// IDE SectorCount-регистр
// IDE SectorNumber-регистр
// IDE CylLowReg-регистр
// IDE CylHighReg-регистр
// IDE DriveHead-регистр
// командный регистр
// зарезервировано
// IDE SectorCount-регистр
// IDE SectorNumber-регистр
// IDE CylLowReg-регистр
// IDE CylHighReg-регистр
// IDE DriveHead-регистр
// командный регистр
// зарезервировано
} IDEREGS, *PIDEREGS, *LPIDEREGS;
Всякий, кто читал спецификацию на ATA/ATAPI (Advenced Technology Attachment/ Advenced Technology Attachment Packet Interface) и хоть однажды сталкивался с программированием устройств с интерфейсом IDE, должен немедленно узнать до боли знакомые регистры Command, Drive/Head, Cylinder High, Cylinder Low, Sector Number, Sector Count и Features, правда, в структуре IDEREGS они перечислены почему-то в обратном порядке, но это уже мелочи реализации. Главное, что с помощью этой структуры мы можем проделывать с приводом все мыслимые и немыслимые фокусы, на которые только способно "железо". Даже не верится, что в подсистеме безопасности существует такая "дыра" размерами со "слонопотама". И это при том, что для управления мини-портом наличие прав администратора совсем не обязательно! Дрожа и подпрыгивая от нетерпения, наскоро заполняем оставшиеся поля структуры SENDCMDINPARAMS, как-то: bDriveNumber — физический номер привода, считая от нуля и буфер для передачи данных.
Внимание
Именно буфер, а не указатель на.
Но ведь мы пока не собираемся записывать никаких данных на диск, верно? Вот и оставим это поле пустым.
Увы! При попытке "скормить" приводу команду, отличную от команд семейства SMART, нас постигает глубокое разочарование, ибо драйвер мини-порта далеко не дурак и проверяет содержимое структуры IDEREGS перед ее передачей IDE-приводу. Исключение составляет лишь команда идентификации накопителя, — 0xEC, о чем Microsoft прямо и заявляет "There are three IDE commands supported in this driver, ID (0xEC), ATAPI ID (0xA1), and SMART (0xB0). The "subcommands" of the SMART commands (features register values) are limited to the currently defined values (0xD0 through 0xD6, 0xD8 through 0xEF). SMART subcommand 0xD7, write threshold value, is not allowed. Any other command or SMART subcommand will result in an error being returned from the driver. Any SMART command that is not currently implemented on the target drive will result in an ABORT error from the IDE interface" ("Только три IDE- команды поддерживаются этим драйвером: ID (код 0xEC), ATAPI ID (0xA1) и SMART (0xB0). "Подкоманды" базовой команды SMART (передаваемые через feature- регистр), ограничены лишь теми значениями, которые специфицированы на настоящий момент: от 0xD0 до 0xD6 и от 0xD8 до 0xEF. Использование подкоманды с кодом 0xD7, записывающей пороговое значение SMART,
заблокировано. Любые другие команды и подкоманды будут игнорироваться драйвером, и возвращать сообщение об ошибке. Любые SMART-команды, что не реализованы на текущий момент, в целевом приводе будут возвращать ABORT- ошибку").
Кажется, что это полный провал, но нет! Ведь эту проверку в принципе можно и отключить! Давайте дизассемблируем драйвер ATAPI.SYS (листинг 1.22), отвечающий за проверку передаваемых IDE-команд на соответствие принадлежности к "белому" списку, и посмотрим, что мы можем сделать.
Листинг 1.22. Фрагмент дизассемблерного листинга драйвера ATAPI.SYS
.text:00013714 aScsidisk db 'SCSIDISK',0; DATA XREF: SCSI_MINIPORT+CCio
; вот она наша сигнатурааааааааа
.text
:000137DF
.text
000137DF loc_137DF:; CODE XREF: SCSI_MINIPORT+B5tj
.text
:000137DF mov[edi], ebx
.text
:000137E1 moveax, [ebx+18h]
.text
000137E4 push 8; длина сравниваемой строки
.text
:000137E6 addeax, 4
.text
000137E9 push offset aScsidisk ; эталонная сигнатура
.text
000137EE push eax; сигнатура, переданная приложением
.text
000137EF call ds:RtlCompareMemory; сигнатуры совпадают?
.text
:000137F5 cmpeax, 8
.text
000137F8 jnzloc_13898; нет, не совпадают, сваливаем отсюда
.text
:000137F8
.text
:000137FE movesi,[ebx+18h]
.text
00013801 moveax,[esi+10h]; извлекаем ControlCode
.text
:00013804 cmpeax, 1B0500h; IOCTL_SCSI_MINIPORT_SMART_VERSION
.text
00013809 jzloc_1389F; ^ обработка ...SMART_VERSION
.text
:0001380F movecx, 1B0501h; IOCTL_SCSI_MINIPORT_IDENTIFY
.text
:00013814 cmpeax, ecx;
.text
00013816 jzshort loc_1382D; ^ обработка „.IDENTIFY
.text
00013818 jbeshort loc_13898; IF ControlCode < IDENTIFY THEN на выход
.text
:0001381A cmpeax, 1B050Ah; IOCTL_SCSI_MINIPORT_ENABLE_DISABLE…
.text
0001381F jashort loc_13898; IF ControlCode > ENABLEDISAB„ на выход
.text
:00013821 push ebx;
.text
:00013822 push edi;
.text
00013823 call sub_12412; обрабатываем остальные SMART-команды
.text
:00013828 jmploc_1393E
.text
0001382D;
.text:
.text:
.text:
.text:
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
.text
00012412sub_12412 proc near ; CODE XREF: SCSI_MINIPORT+106 ↓p
00012433 cmp [ebp+var_1E], 0B0h ; SMART-command
00012437 jnz loc_12633; если это не SMART, то выходим
00012437; отсюда начинаются проверки
0001243D
movzx
eax, [ebp+var_1C]
00012441
mov
eax, [ebx+eax*4+0B0h] ; загружаем Drive/Head-регистр в EAX
00012448
test
al, 1
; сравниваем младший бит AL с единицей
0001244A
jz
loc_1262F
; если младший бит равен нулю, выходим
00012450
test
al, 2
; сравниваем следующий бит AL с единицей
00012452
jnz
loc_1262F
; если он не равен нулю, то выходим
00012458
mov
al, [ebp+var_24]
; загружаем Feature-регистр в AL
0001245B
cmp
al, 0D0h
; это SMART READ DATA?
0001245D
mov
[ebx+0CCh], al
00012463
jz
loc_12523
; если да , то переходим к его обработке
00012469
cmp
al, 0D1h
; это Obsolete?
0001246B
jz
loc_12523
; если да , то переходим к его обработке
00012471
cmp
al, 0D8h
; это SMART ENABLE OPERATIONS?
00012473
jz
short loc_12491
; если да , то переходим к его обработке
00012475
cmp
al, 0D9h
; это SMART DISABLE OPERATIONS?
00012477
jz
short loc_12491
; если да , то переходим к его обработке
00012479
cmp
al, 0DA
; это SMART RETURN STATUS?
0001247B
jz
short loc_12491
; если да , то переходим к его обработке
0001247D
cmp
al, 0D2h
; это SMART ENBL/DSBL ATTRIBUTE AUTOSAVE?
0001247D
cmp
al, 0D2h
; процессор, ты не ошибся в натуре ?!
0001247F
jz
short loc_12491
; если да , то переходим к его обработке
00012481
cmp
al, 0D4h
; это SMART EXECUTE OFF-LINE IMMEDIATE?
00012483
jz
short loc_12491
; если да , то переходим к его обработке
00012485
cmp
al, 0D3h
; это SMART SAVE ATTRIBUTE VALUES?
00012487
jz
short loc_12491
; если да , то переходим к его обработке
00012489
cmp
al, 0DBh
; это SMART ENABLE OPERATIONS?
0001248B
jnz
loc_12633
; если нет , то сваливаем
00012491
00012491
loc_12491:
; CODE XREF: sub_12412+61↑j
00012491
; отсюда начинается обработка команд
00012491
;
00012491
push
1
00012493
pop
eax
.text:00012494
cmpds:0FFDF02C0h, eax
.text:0001249A
.text:0001249C
jnzshort loc_124A5
cmpdword ptr [ebx+4], 640h
.text:000124A3
.text:000124A5
.text:000124A5
jzshort loc_124A7
loc_124A5:; CODE XREF: sub_12412+88↑j
.text:000124A5
.text:000124A7
.text:000124A7
xoreax, eax
loc_124A7:; CODE XREF: sub_12412+91↑j
.text:000124A7
; отсюда начинается запись в порт!
text:000124A7
;
text:000124A7
mov
esi, ds:WRITE_PORT_UCHAR
text:000124AD
test
al, al
text:000124AF
jz
short loc_124C0
text:000124B1
mov
al, [ebp+var_1C]
text:000124B4
shr
al, 1
text:000124B6
and
al, 1
text:000124B8
push
eax
text:000124B9
push
432h
text:000124BE
call
esi ; WRITE_PORT_UCHAR
Таким образом, чтобы разрешить драйверу отправлять IDE-приводу любые команды, мы должны удалить условный переход, расположенный по адресу 0х12437 (в листинге он выделен жирным шрифтом и обведен прямоугольником) на безусловный переход, передающий управление на команду записи по адресу 0x12491. Только не забудьте после модификации драйвера скорректировать его контрольную сумму, что можно сделать, например, с помощью утилиты EDITBIN.EXE, входящей в состав Microsoft Visual Studio, иначе Windows NT наотрез откажется загружать такой "взломанный" драйвер.
Разумеется, такую операцию допустимо проделывать только на своем собственном драйвере, поскольку всем остальным вряд ли понравится "дыра", проделанная в системе безопасности! К тому же, распространение модифицированного драйвера ATAPI.SYS вопиющим образом нарушает авторское право самой Microsoft со всеми вытекающими отсюда последствиями. Тем не менее, ваше приложение может безбоязненно "падчить" драйвер ATAPI.SYS непосредственно на компьютерах пользователей, естественно, запрашивая у них подтверждение на правомерность такой операции или, на худой конец, должно быть выполнено упоминие этого аспекта в сопроводительной документации.
В любом случае, данный способ взаимодействия с приводом не стоит сбрасывать со счетов, поскольку это значительно усложняет взлом защиты, созданной на его основе. Ведь далеко не все хакеры осведомлены о тонкостях управления мини-
портом и потому с вероятностью близкой к единице "сядут в глубокую лужу", если, конечно, не упадут в яму информационного вакуума.
Пример программы, приведенной в листинге 1.23, как раз и демонстрирует передачу ATA-команд IDE-приводу посредством драйвера мини-порта.
Листинг 1.23. [/etc/SCSI.mini-port.c] Пример программы, демонстрирующий технику взаимодействия с мини-портом интерфейса SCSI
int ATAPI_MINIPORT_DEMO(void) {
inta;
HANDLEh;
char*buf;
intLU = 0;
DWORDreturned;
intcontroller;
char ScsiPort [16];
char buffer [sizeof(SRB_IO_CONTROL)+SENDIDLENGTH];
SRB_IO_CONTROL *p =(SRB_IO_CONTROL*)buffer;
SENDCMDINPARAMS *pin =(SENDCMDINPARAMS*)(buffer+sizeof (SRB_IO_CONTROL));
// перебираем оба IDE-контроллера в цикле
for (controller = 0; controller < 2; controller++) {
// формируем ScsiPort для каждого из котроллеров sprintf (ScsiPort, "\\\\.\\Scsi%d:", controller);
// открываем соответствующий ScsiPort
h= CreateFile (ScsiPort,GENERIC_READ | GENERIC_WRITE, FILE_SHARE_READ | FILE_SHARE_WRITE, NULL, OPEN_EXISTING, 0,0);
if (h == INVALID_HANDLE_VALUE) { // ЕСЛИ ПРОИЗОШЛА ОШИБКА - СВАЛИВАЕМ printf("-ERR:Unable to open ScsiPort%d\n",controller);return -1;
}
// перебираем оба устройства на каждом из IDE-контроллеров
for (LU = 0; LU < 2; LU++) {
// инициализируем входной буфер
memset (buffer, 0, sizeof (buffer));
// ПОДГОТАВЛИВАЕМ СТРУКТУРУ SRB_IO_CONTROL,
// предназначенную для драйвера мини-порта
p ->Timeout=10000;//ждатьдо черта
p ->Length=SENDIDLENGTH;//макс.длина
p ->HeaderLength=sizeof (SRB_IO_CONTROL);//размер заголовка
p ->ControlCode=IOCTL_SCSI_MINIPORT_IDENTIFY;
// ^^^ код команды, посылаемой драйверу
// сигнатура. для ATAPI.SYS это "SCSIDISK"
strncpy ((char *) p -> Signature, "SCSIDISK", 8);
// ПОДГОТАВЛИВАЕМ СТРУКТУРУ SENDCMDINPARAMS,
// содержащую ATA-команды, передаваемые IDE-приводу
pin -> bDriveNumber= LU;
pin -> irDriveRegs.bCommandReg= IDE_ATA_IDENTIFY;
// ПОСЫЛАЕМ УПРАВЛЯЮЩИЙ ЗАПРОС ДРАЙВЕРУ МИНИ-ПОРТА
if (DeviceIoControl (h, IOCTL_SCSI_MINIPORT, buffer,
sizeof (SRB_IO_CONTROL) + sizeof (SENDCMDINPARAMS) - 1,
buffer, sizeof (SRB_IO_CONTROL) + SENDIDLENGTH, &returned, 0)) if (buffer[98]!=0)
{// в ответ нам возвращается строка с идентификационным // именем IDE-привода, которую мы и выводим на экран
for (a = 98; a < 136; a+=2 )
printf("%c%c",buffer[a+1],buffer[a]); printf("\n");
}
}
CloseHandle (h); // закрыть дескриптор данного SCSI мини-порта
}
return 0;
}
Взаимодействие посредством портов ввода/вывода
Операционная система Windows NT тщательно оберегает порты ввода/вывода от посягательства со стороны прикладных приложений. Мера эта вынужденная и
реализованная под давлением выбранной политики безопасности. Свобода прикладных приложений умышленно ограничивается так, чтобы предотвратить возможные "террористические акты", направленные на подрыв системы или несанкционированный захват конфиденциальной информации. Правом непосредственного доступа к оборудованию обладают лишь драйверы и динамические библиотеки, исполняющиеся в режиме ядра (см. разд. "Доступ посредством мини-порта интерфейса SCSI" этой главы).
Поневоле вспоминаются слова одного из "отцов-основателей" США, что нация, обменявшая свободу на безопасность, не заслуживает ни того, ни другого. И, правда! Как будто бы нельзя "завесить" систему посредством тех же интерфейсов SPTI или ASPI! Причем для этого даже не понадобится обладать правами администратора! Какая там политика безопасности, какое к черту разграничение доступа, когда интерфейс ASPI дает доступ к диску на секторном уровне безо всяких проверок на предмет правомерности осуществления этой операции. Хоть сейчас внедряй boot- вирусы в загрузочный сектор! И это при том, что отсутствие доступа к портам ввода/вывода существенно усложняет задачу управления оборудованием и уж тем более создания надежных и трудноломаемых защитных механизмов!
Операционные системы семейства Windows 9x ведут себя более "демократично", однако их "снисходительность" распространяется исключительно на программы операционной системы MS-DOS, а win32-приложения возможности прямого доступа к портам, увы, лишены.
Тем не менее, управлять оборудованием с прикладного уровня все-таки возможно. Существует по меньшей мере два пути решения этой проблемы:
создание драйвера-посредника, реализующего более или менее прозрачный интерфейс для взаимодействия с портами через механизм IOCTL;
модификация карты разрешения ввода-вывода (I/O Permission Map, — IOPM) с таким расчетом, чтобы обращение к портам перешло в разряд непривилегированных операций, осуществимых и с прикладного уровня.
Далее оба этих способа подробно рассмотрены. Начнем с интерфейсного драйвера.
В состав NT DDK входит весьма любопытный учебный драйвер PORTIO, создающий виртуальное устройство и реализующий специальный IOCTL-интерфейс, посредством которого прикладные приложения могут манипулировать с портами этого устройства произвольным образом (его исходный текст, с минимумом необходимых комментариев расположен в каталоге \NTDDK\src\general\portio). Конечно, виртуальное устройство, — это не совсем то, что нам нужно, поскольку диапазон принадлежащих ему портов ввода/вывода не может пересекаться с портами, принадлежащими другим устройствам, в противном случае система "грязно выругается" и поставит в диспетчере устройств восклицательный знак, предупреждая пользователя об имеющемся конфликте ресурсов. И хотя на работоспособность системы такой конфликт никак не повлияет, созерцание восклицательных знаков уж точно не пойдет в прок пользователям нашей программы.
На самом деле, драйверу, работающему в режиме ядра, никто не запрещает обращаться к любым портам, каким ему только вздумается. Достаточно исключить
из тела genport.c следующие строки (листинг 1.24), и мы сможем с его помощью читать весь диапазон портов ввода/вывода.
Листинг 1.24. Проверка адресов портов, к которым происходит обращение на принадлежность к диапазону портов виртуального устройства
if (nPort >= pLDI->PortCount ||
(nPort + DataBufferSize) > pLDI->PortCount ||
(((ULONG_PTR)pLDI->PortBase + nPort) & (DataBufferSize - 1)) != 0)
{
return STATUS_ACCESS_VIOLATION; // Illegal port number
}
Также следует обратить внимание на то, что драйвер ожидает получить не абсолютный адрес порта, а относительный, отсчитываемый от адреса базового порта, задаваемого при добавлении виртуального устройства в систему (листинг 1.25).
Листинг 1.25. Вычисление действительного адреса порта через базовый
case IOCTL_GPD_READ_PORT_UCHAR:
*(PUCHAR)pIOBuffer=READ_PORT_UCHAR((PUCHAR)((ULONG_PTR)pLDI->PortBase+nPort)); break;
Очевидно, что текст, выделенный жирным шрифтом следует удалить, — в этом случае драйвер сможет оперировать абсолютными, а не относительными портами, и мы без труда сможем "прорваться" к любому порту системы! Причем, если мы перенесем модифицированный нами драйвер на Windows 9x, наши приложения будут работать в обеих операционных системах и останутся зависимыми разве что от самого оборудования. Но, с другой стороны, всякий, кто стремится добраться до портов, должен отдавать себе отчет в том, зачем это ему нужно и какие сложности ему придется преодолеть.
Конечно, поскольку возможность бесконтрольного доступа ко всем имеющимся портам ввода/вывода существенно ослабляет и без того уязвимую операционную систему, нелишним будет ввести в драйвер кое-какие дополнительные проверки и ограничения. Скажем, запретить прямое обращение ко всему, что не является приводом CD-ROM. В противном случае, если ваша программа получит сколь- нибудь широкое распространение, толпы вандалов ринуться писать зловредных троянских коней, военная мощь которых окажется практически безграничной, и совладеть с ними будет очень и очень трудно. С другой стороны, — за все время существования интерфейса ASPI не было зафиксировано ни одной попытки использовать его для деструктивных целей, хотя такая возможность до сих пор имеется.
Другой недостаток предложенного способа управления устройствами заключается в его катастрофически низком быстродействии. Вызовы функции DeviceIoControl распадаются на десятки тысяч машинных команд (!), "благодаря" чему время обработки запросов становится слишком большим, а измерение физических характеристик спиральной дорожки (если мы действительно захотим эти характеристики измерять) — неточным. К тому же, функция DeviceIoControl громоздка и неизящна, а самое неприятное в том, что на нее очень легко поставить BreakPoint, и потому участь такой защиты заранее предрешена. Во времена операционной системы MS-DOS, когда взаимодействие с оборудованием осуществлялось посредством машинных команд IN и OUT, локализовать защитный код в теле программы было значительно сложнее, а управлять устройствами с их помощью существенно легче и — главное — намного производительнее.
Считается, что в среде Windows NT прямое обращение к портам возможно только на уровне ядра, а приложения вынуждены общаться с портами посредством высокоуровневого интерфейса, предоставляемого драйвером. И хотя этот интерфейс может быть полностью прозрачным (драйверу ничего не стоит перехватить исключение, возникающее при попытке чтения/записи в порт с прикладного уровня, и выполнить этот запрос самостоятельно), и все-таки это не то…
На самом деле, выполнять команды IN/OUT можно и на прикладном уровне, правда не без помощи недокументированных возможностей операционной системы и документированных, но малоизвестных особенностей реализации защищенного режима работы в процессорах Intel 80386+. Вот с процессоров мы, пожалуй, и начнем. Давайте откроем "Instruction Set Reference" и посмотрим, как "устроена" машинная команда OUT. Среди прочей полезной информации мы найдем и ее псевдокод, которой выглядит приблизительно так, как это показано в листинге 1.26.
Листинг 1.26. Псевдокод инструкции OUT
if ((PE == 1) && ((CPL > IOPL) || (VM == 1))) {
/* Protected mode with CPL > IOPL or virtual-8086 mode */
if (Any I/O Permission Bit for I/O port being accessed == 1)
#GP(0);/* I/O operation is not allowed */
else
DEST ^ SRC; /* Writes to selected I/O port */
}
else
{
/* Real Mode or Protected Mode with CPL <= IOPL */
DEST ^ SRC;/* Writes to selected I/O port */
}
Обратите внимание! Обнаружив, что полномочий текущего уровня привилегий категорически недостаточно для выполнения данной машинной инструкции, процессор не спешит выдать исключение general protection fault, а предоставляет ей еще один шанс, осуществляя дополнительную проверку на предмет состояния карты разрешения ввода/вывода (I/O permission bitmap) и, если бит памяти, соответствующий данному порту не равен единице, то вывод в порт осуществляется несмотря ни на какие запреты со стороны CPL!
Таким образом, для взаимодействия с портами с прикладного уровня нам достаточно всего лишь скорректировать карту разрешения ввода/вывода, после чего подсистема защиты операционной системы Windows NT перестанет нам мешать, поскольку контроль доступа к портам осуществляется не на программном, а на аппаратном уровне и, если процессор перестанет выдавать исключения, то операционная система ничего не узнает о происходящем!
Проблема в том, что подавляющее большинство авторов книг по ассемблеру о карте разрешения ввода/вывода даже не упоминают, и лишь немногие программисты знают о ее существовании — те, кто предпочитает оригинальную документацию корявым переводам и пересказам.
Обратившись к "Architecture Software Developer's Manual Volume 1: Basic Architecture", мы узнаем, что карта ввода/вывода находится в сегменте состояния задачи (TSS — Task State Segment), — точнее, ее действительное смещение относительно начала TSS определяется 32-битным полем, расположенном в 0x66 (102) и 0x67 (103) байтах сегмента состояния задачи. Нулевой бит этой карты отвечает за нулевой порт, первый — за первый, второй — за второй и т. д. вплоть до старшего бита 0x2000 (8192) байта, отвечающего за 65 535 порт. Битовую карту завершает так называемый байт-терминатор, имеющий значение 0xFF. Вот, собственно, и все. Порты, чьи биты сброшены в нулевое значение, доступны с прикладного уровня безо всяких ограничений. Разумеется, сама карта ввода/вывода доступна лишь драйверам, но не приложениям, поэтому без написания собственного драйвера нам все равно не обойтись. Однако этот драйвер будет работать только на стадии своей инициализации, а весь дальнейший ввод/вывод пойдет напрямую, даже если выгрузить драйвер из памяти.
Теперь плохая новость. В Windows NT смещение карты ввода/вывода по умолчанию находится за пределами сегмента состояния задачи и потому модифицировать карту ввода/вывода не так-то просто, поскольку ее вообще нет! Процессор, кстати говоря, на такую ситуацию реагирует вполне спокойно, но доступ к портам ввода/вывода с прикладного уровня тем не менее запрещает.
На самом же деле карта ввода/вывода в сегменте TSS все-таки есть, но она умышленно заблокирована системой, чтобы не дать прикладным приложениям своевольничать. Исключение составляют лишь высокопроизводительные графические библиотеки, напрямую обращающиеся к портам ввода/вывода с прикладного режима. Как нетрудно догадаться, такой трюк дает Microsoft значительную фору перед конкурентами, вынужденными управлять портами либо с уровня ядра, либо посредством интерфейса, предоставляемого видеодрайвером.
Естественно, оба этих способа значительно проигрывают в производительности прямому доступу к портам.
Однако попытка подкорректировать указатель на карту ввода/вывода ни к чему не приводит, поскольку коварная операционная система Windows NT хранит копию этого значения в контексте процесса, а потому при переключении контекста указатель на прежнюю карту автоматически восстанавливается. С одной стороны это хорошо, так как каждый процесс может иметь свою собственную карту ввода/вывода, а с другой… штатная документация от Microsoft не содержит и намека на то, как с этой картой работать.
Правда, можно схитрить и увеличить размер сегмента состояния задачи так, чтобы адрес карты ввода/вывода, прежде указывающий за его конец, теперь приходился на действительную и подвластную нам область памяти. А поскольку в хвосте последней страницы, занятой сегментом TSS, имеется всего лишь 0xF55 (3925) байт, максимальный размер карты, которую мы только можем создать в этом промежутке, охватывает всего лишь 31 392 портов ввода/вывода. Хотя, если говорить честно, остальные порты нам все равно вряд ли понадобятся, так что ничего трагичного в таком ограничении и нет.
Впрочем, существуют и более изящные способы решения этой проблемы. Усилиями Дейла Робертса были обнаружены три полностью недокументированные функции: Ke386SetIoAccessMap(), Ke386QueryIoAccessMap() и Ke386IoSetAccessProcess(), которые, как и следует из их названий, обеспечивают вполне легальный способ управления картой ввода/вывода. "Полностью недокументированные" в том смысле, что даже заголовочные файлы из DDK не содержат их прототипов (а, как известно, в заголовочных файлах DDK перечислено множество недокументированных функций). Тем не менее, библиотека NTOSKRNL их все-таки экспортирует, и они легко доступы с уровня драйверов.
Подробнее обо всем этом можно прочитать в статье их первооткрывателя — Дейла Робертса, — перевод которой можно найти, в частности, по следующему адресу: http://void.ru/?do=printable&id=701. Здесь же мы рассмотрим их лишь кратко. Итак, функция Ke386SetIoAccessMap принимает два аргумента: двойное слово, которое будучи установленным в единицу, заставляет функцию копировать карту ввода/вывода указатель, на которую передан ей со вторым аргументом. Функция Ke386QueryIoAccessMap принимает те же самые аргументы, но осуществляет прямо противоположную операцию, извлекая текущую карту ввода/вывода из сегмента состояния задачи и копируя ее в указанный буфер. Наконец, функция Ke386IoSetAccessProcess принимает со своим вторым аргументом указатель на структуру процесса, полученный вызовом документированной функции PsGetCurrentProcess(). Первый аргумент играет ту же самую роль, что и в предыдущих функциях: нулевое значение переводит указатель на карту ввода/вывода за границы сегмента TSS, тем самым запрещая доступ к портам с прикладного уровня, а единичное — активизирует ранее переданную карту ввода/вывода.
Пример драйвера, открывающего прямой доступ к портам ввода/вывода на прикладном уровне и приведенный в листинге 1.27, все это, собственно, и демонстрирует.
Листинг 1.27. [/etc/GIVEIO.c] Демонстрационный пример драйвера
/* *
*ДРАЙВЕР. РАЗРЕШАЕТ ВЫПОЛНЕНИЕ
*МАШИННЫХ КОМАНД IN/OUT НА ПРИКЛАДНОМ УРОВНЕ
*===========================================
*
* ВНИМАНИЕ! Я, Крис Касперски, не имею никакого отношения к этой программе!
*
*
* GIVEIO.SYS: by Dale Roberts
* КОМПИЛЯЦИЯ: Используйте средство DDK BUILD
* НАЗНАЧЕНИЕ: Предоставить доступ к прямому в/в процессам режима пользователя
*/
#include <ntddk.h>
/* Имя нашего драйвера устройства */
#define DEVICE_NAME_STRING L"giveio"
// Структура" IOPM. это просто массив байт размером 0x2000, содержащий // 8К * 8 бит == 64К бит IOPM, которые покрывают всё 64 Кб адресное // пространство ввода/вывода x86 процессоров.
// Каждый нулевой бит предоставляет доступ к соответствующему порту // для user-mode процесса; каждый единичный бит запрещает доступ к в/в // через соответствующий порт
#define IOPM_SIZE 0x2000
typedef UCHAR IOPM[IOPM_SIZE];
// массив нулей, который копируется в настоящую IOPM в TSS посредством
// вызова dsKe386SetIoAccessMap()
// необходима память выделяется во время загрузки драйвера
IOPM *IOPM_local = 0;
// это две полностью недокументированные функции, которые мы используем, // чтобы дать доступ к в/в вызывающему процессу
// * Ke386IoSetAccessMap()- копирует переданную карту в/в в TSS
// * Ke386IoSetAccessProcess() - изменяет указатель смещения IOPM, после
//чего только что скопированная карта
////начинает использоваться
//
//
void Ke386SetIoAccessMap(int, IOPM *);
void Ke386QueryIoAccessMap(int, IOPM *);
void Ke386IoSetAccessProcess(PEPROCESS, int);
// ОСВОБОДИТЬ ВСЕ ВЫДЕЛЕННЫЕ РАНЕЕ ОБЪЕКТЫ
VOID GiveioUnload(IN PDRIVER_OBJECT DriverObject) {
UNICODE_STRING uniDOSString;
WCHAR DOSNameBuffer[] = L"\\DosDevices\\" DEVICE_NAME_STRING;
if(IOPM_local) MmFreeNonCachedMemory(IOPM_local, sizeof(IOPM));
RtlInitUnicodeString(&uniDOSString, DOSNameBuffer);
IoDeleteSymbolicLink (&uniDOSString);
IoDeleteDevice(DriverObject->DeviceObject); }
//
//устанавливаем IOPM (карту разрешения в/в) вызывающего процесса так, чтобы
//ему предоставлялся полный доступ к в/в. Массив IOPM_local[] содержит
// одни нули, соответственно, IOPM обнулится.
// Если OnFlag == 1, процессу предоставляется доступ к в/в;
// Если он равен 0, доступ запрещается .
//
VOID SetIOPermissionMap(int OnFlag) {
Ke386IoSetAccessProcess(PsGetCurrentProcess(), OnFlag); Ke386SetIoAccessMap(1, IOPM_local);
}
void GiveIO(void)
{
SetIOPermissionMap(1);
}
//
//cлужебный обработчик для user-mode вызова CreateProcess().
// эта функция введена в таблицу вызовов функций объекта драйвера с помощью //DriverEntry(). когда user-mode приложение вызывает CreateFile(), эта
//функция получает управление всё ещё в контексте вызвавшего приложения ,
// но с CPL (текущий уровень привилегий процессора) установленым в 0. //Это позволяет производить операции возможные только в kernel mode.
//GiveIO вызывается для предоставления вызывающему процессу доступа к в/в .
// Все , что приложение режима пользователя, которому нужен доступ к в/в , // должно сделать - это открыть данное устройство, используя CreateFile() // Никаких других действий не нужно .
// NTSTATUS GiveioCreateDispatch(IN PDEVICE_OBJECT DeviceObject,IN PIRP Irp) {
GiveIO(); // give the calling process I/O access
Irp->IoStatus.Information = 0;
Irp->IoStatus.Status= STATUS_SUCCESS;
IoCompleteRequest(Irp, IO_NO_INCREMENT); return STATUS_SUCCESS;
}
//
//процедура входа драйвера. эта процедура вызывается только раз после
//загрузки драйвера в память . она выделяет необходимые ресурсы для работы
//драйвера . в нашем случае она выделяет память для массива IOPM и создаёт
//устройство , которое может открыть приложение режима пользователя .
//она также создаёт символическую ссылку на драйвер устройства .
//что позволяет user-mode приложению получить доступ к нашему драйверу
// используя \\.\giveio нотацию.
//
NTSTATUS DriverEntry(IN PDRIVER_OBJECT DriverObject,IN PUNICODE_STRING RegistryPath)
{
NTSTATUS status;
PDEVICE_OBJECTdeviceObject;
UNICODE_STRINGuniNameString, uniDOSString;
WCHAR NameBuffer[]= L"\\Device\\" DEVICE_NAME_STRING;
WCHAR DOSNameBuffer[]= L"\\DosDevices\\" DEVICE_NAME_STRING;
// выделим буфер для локальной IOPM и обнулим его IOPM_local = MmAllocateNonCachedMemory(sizeof(IOPM)); if(IOPM_local == 0) return STATUS_INSUFFICIENT_RESOURCES; RtlZeroMemory(IOPM_local, sizeof(IOPM));
// инициализируем драйвер устройства и объект устройства (device object) RtlInitUnicodeString(&uniNameString, NameBuffer);
RtlInitUnicodeString(&uniDOSString, DOSNameBuffer);
status = IoCreateDevice(DriverObject, 0, &uniNameString,FILE_DEVICE_UNKNOWN, 0, FALSE, &deviceObject);
if(!NT_SUCCESS(status)) return status;
status = IoCreateSymbolicLink (&uniDOSString, &uniNameString);
if (!NT_SUCCESS(status)) return status;
// инициализируем точки входа драйвера в объекте драйвера
// всё, что нам нужно , это операции создания (Create) и выгрузки (Unload) DriverObject->MajorFunction[IRP_MJ_CREATE] = GiveioCreateDispatch;
DriverObject->DriverUnload = GiveioUnload;
return STATUS_SUCCESS;
}
Пример демонстрации ввода/вывода в порт с прикладного уровня показан в листинге 1.28.
Листинг 1.28. [/etc/GIVEIO.demo.c] Пример ввода/вывода в порт с прикладного уровня
/*
*
*ДЕМОНСТРАЦИЯ ВЫЗОВА IN/OUT НА ПРИКЛАДНОМ УРОВНЕ
*(внимание! драйвер GIVEIO.SYS должен быть предварительно загружен !)
*====================================================================
*
* ВНИМАНИЕ! Я, Крис Касперски, не имею никакого отношения к этой программе!
*
*
* GIVEIO.TST: by Dale Roberts
* НАЗНАЧЕНИЕ: Тестирование драйвера GIVEIO, производя какой-нибудь в/в .
*: (мы обращаемся к внутреннему динамику PC)
*/
#include <stdio.h>
#include <windows.h>
#include <math.h>
#include <conio.h>
typedef struct {
short int pitch;
short int duration;
} NOTE;
// ТАБЛИЦА НОТ
NOTE notes[] = {{14, 500}, {16, 500}, {12, 500}, {0, 500}, {7, 1000}};
// УСТАНОВКА ЧАСТОТЫ ДИНАМИКА PC В ГЕРЦАХ
// ДИНАМИК УПРАВЛЯЕТСЯ ТАЙМЕРОМ INTEL 8253/8254 С ПОРТАМИ В/В 0X40-0X43 void setfreq(int hz) {
hz = 1193180 / hz;// базовая частота таймера 1.19MHz
outp(0x43, 0xb6);// Выбор таймера 2, операция записи,режим 3
outp(0x42, hz);// устанавливаем делитель частоты
outp(0x42, hz >> 8);// старший байт делителя
}
//
// длительность ноты задается в долях частоты 400 Hz, число 12 задает масштаб //Cпикер управляется через порт 0x61. Установка двух младших битов разрешает
// канал 2 таймера 8253/8254 и включает динамик.
// void playnote(NOTE note) {
_outp(0x61, _inp(0x61) | 0x03);// включаем динамик
setfreq((int)(400 * pow(2, note.pitch / 12.0))); Sleep(note.duration);
_outp(0x61, _inp(0x61) & ~0x03);// выключаем
}
//
// открытие и закрытие устройства GIVEIO, что дает нам прямой доступ к в/в;
// потом пытаемся проиграть музыку
// int main()
{
inti;
HANDLE h;
h = CreateFile("\\\\.\\giveio", GENERIC_READ, 0, NULL, OPEN_EXISTING,
FILE_ATTRIBUTE_NORMAL, NULL);
if(h == INVALID_HANDLE_VALUE) {
printf("Couldn't access giveio device\n"); return -1;
}
CloseHandle(h);
for(i = 0; i < sizeof(notes)/sizeof(int); ++i) playnote(notes[i]);
return 0;
}
Теперь поговорим о том, как данный способ взаимодействия с портами ввода/вывода может быть использован на благо защитных механизмов. Допустим, наша защита привязывается к физическому дефекту поверхности лазерного диска. Тогда все, что нам надо — попытаться как можно незаметнее прочитать этот сектор: если он действительно не читается, диск можно считать оригинальным и наоборот. Прямое управление приводом через порты ввода/вывода с вероятностью близкой к единице останется незамеченным даже бывалыми хакерами, потому такой вариант им попросту не придет в голову! Единственное, о чем следует позаботиться, — не дать обнаружить защитный код по перекрестным ссылкам, оставленных "ругательным" сообщением, которое выводится на экран в том случае, если диск признан пиратским.
Тем не менее, матерых хакеров на такую наживку не возьмешь! Злорадно ухмыльнувшись, они просто поставят точку останова на ввод/вывод в порты 0x1F7/0x177 (для Primary и Secondary приводов соответственно). А чтобы не утонуть в море обращений к приводу посредством функции API, задействуют условные точки останова, приказывая отладчику "всплывать" только в том случае, если адрес машинной команды, осуществляющей ввод/вывод, находится ниже адреса 0x70000000, т. е., другими словами, принадлежит пользовательскому приложению, а не ядру.
Но что нам мешает с прикладного уровня выполнить команду ввода/вывода по адресу, принадлежащему ядру? Достаточно просто просканировать верхнюю половину адресного пространства на предмет наличия команд OUT DX, AL (опкод 0xEE) и IN AL, DX (опкод 0xEC). Спрашиваете: а как мы сможем вернуть управление? Да очень просто, — с помощью обработки структурных исключений. Если машинная команда, следующая за IN/OUT, возбуждает исключение (а таких команд — хоть пруд пруди), то, перехватив его, мы сможем как ни в чем не бывало продолжить выполнение программы.
Достоинство этого приема в том, что точка останова, поставленная хакером на порты ввода/вывода, не сработает (точнее, сработает, но будет тут же проглочена фильтром), а недостаток: неоправданное усложнение защитного механизма.
Доступ посредством драйвера MSCDEX
Знаменитый драйвер MSCDEX, созданный еще во времена "царствования" операционной системы MS-DOS, несмотря на свои многочисленные недостатки, все- таки обеспечивал программистов всем необходимым им функционалом и достаточно полно поддерживал возможности существующих в то время приводов. Так, например, чтение отдельных секторов осуществлялось функцией 1508h прерывания INT 2Fh, а если возникала необходимость спуститься на "сырой" уровень, мы всегда могли "попросить" драйвер MSCDEX передать приводу ATAPI-пакет напрямую, чем занималась функция 1510h того же прерывания (загляните в список прерываний (Interrupt List), если нуждаетесь в более подробной информации).
Забавно, но возможности штатного драйвера "новейшей" и "могучей" Windows 9x, не в пример беднее и спуститься на секторный уровень, при этом, не набив себе шишек, под ее управлением, по-видимому, нельзя. Судя по всему, архитекторы системы сочли секторный обмен ненужным и к тому же системно-зависимым, а "правильные" приложения должны разрабатываться как полностью переносимые и довольствующиеся исключительно стандартными вызовами интерфейса win32 API. Все остальное от лукавого!
Между тем, для сохранения обратной совместимости с программами, написанными для MS-DOS и Windows 3.1, операционная система Windows 95 поддерживает MSCDEX-интерфейс, причем по соображениям производительности, реализует его не в "настоящем" MSCDEX, который и вовсе может отсутствовать на диске, а в драйвере CD-ROM, исполняющемся в 32-разрядном защищенном режиме. Выходит, что весь необходимый нам функционал в системе все-таки есть, а значит, есть и надежда как-то до него добраться. Естественно, с уровня ядра эта задача решается без проблем, но… писать свой собственный драйвер только для того, чтобы "пробить интерфейсную шахту" к уже существующему драйверу, — это маразм какой-то!
К счастью, готовый (и даже задокументированный!) интерфейс между win32- приложениями и MSCDEX-драйвером в системе Windows 9x действительно есть. К несчастью, он реализован через ж… (и именно через ж…). В общих чертах схема "прокладывания туннеля" к драйверу MSCDEX выглядит приблизительно так: создав 16-разрядную динамически подключаемую библиотеку (DLL), мы получаем возможность взаимодействовать с интерфейсом DPMI через функции прерывания INT 31h.
Замечание
DPMI (DOS Protected Mode Interface) — интерфейс, спроектированный специально для того, чтобы разработчики приложений защищенного режима, исполняющихся в среде MS-DOS, могли пользоваться функциями 16-разрядной операционной системы реального режима, коей MS-DOS и является.
Конкретно нас будет интересовать функция 1508h, — DPMI Simulate Real Mode Interrupt, позволяющая вызывать прерывания реального режима из защищенного. Обращаясь к эмулятору MSCDEX-драйвера через родное для него прерывание INT 2Fh, мы можем делать с приводом
практически все, что нам только вздумается, поскольку интерфейс драйвера MSCDEX, как уже отмечалось ранее, могуч и велик.
Таким образом, вырисовывается следующий программистский маршрут: Win32 приложение -> 16-разрядная DLL -> DMPI Simulate RM Interrupt ->
MSCDEX -> CDFS. Не слишком ли наворочено, а? Уж лучше воспользоваться интерфейсом ASPI (благо в Windows 95 он присутствует) или засесть за написание собственного драйвера. Тем не менее, даже если вы не собираетесь управлять приводом посредством драйвера MSCDEX, знать о существовании такого способа взаимодействия с оборудованием все-таки небесполезно, особенно, если вы планируете заняться взломом чужих программ. В этом случае точки останова, установленные на API-функции, ничего не дадут, поскольку чтение секторов осуществляется через прерывания INT 31h (DMPI) и INT 2Fh. К сожалению, прямая установка точек останова на последние дает очень много ложных срабатываний, а применение фильтров вряд ли окажется эффективным, поскольку количество возможных вариаций слишком велико. Уж лучше поискать вызовы прерываний в дизассемблерном тексте программы!
Дополнительную информацию по этому вопросу можно найти в технической заметке Q137813, входящей в состав MSDN, распространяемой вместе с Microsoft Visual Studio и озаглавленную как "How Win32 Applications Can Read CD-ROM Sectors in Windows 95". Полный перечень DMPI- и MSCDEX-функций содержится в списке Interrupt-List Ральфа Брауна, так что никаких проблем с использованием данного приема у вас возникнуть не должно (правда, раздобыть компилятор, способный генерировать 16-разрядный код и "линкер" (linker, иначе компановщик) под Windows 3.1 сегодня не так-то просто! К слову сказать, Microsoft Visual Studio 6.0 для этой цели уже не подходит, ибо, начиная с некоторой версии — уже сейчас и не вспомню какой — он утратил возможность создания проектов под операционные системы MS-DOS/Windows 3.1).
Далее приводится ключевой фрагмент программы (листинг 1.29), позаимствованный из MSDN, и демонстрирующий технику вызова прерываний реального режима из 16- разрядных динамически подключаемых библиотек (DLL), исполняющихся в среде Windows.
Листинг 1.29. Ключевой фрагмент программы, демонстрирующей технику взаимодействия с драйвером MSCDEX из 16-разрядного защищенного режима
BOOL FAR PASCAL MSCDEX_ReadSector(BYTE bDrive, DWORD StartSector, LPBYTE RMlpBuffer)
{
RMCScallStruct;
BOOLfResult;
// Prepare DPMI Simulate Real Mode Interrupt call structure with
// the register values used to make the MSCDEX Absolute read call.
// Then, call MSCDEX using DPMI and check for errors in both the DPMI
// call and the MSCDEX call
BuildRMCS (&callStruct);
callStruct.eax = 0x1508;//MSCDEX функция "ABSOLUTE READ"
callStruct.ebx = LOWORD(RMlpBuffer); // смещение буфера для чтения сектора callStruct.es = HIWORD(RMlpBuffer); // сегмент буфера для чтения сектора callStruct.ecx = bDrive;//буква привода 0=A, 1=B, 2=C и т.д .
callStruct.edx = 1;//читаем один сектор
callStruct.esi = HIWORD(StartSector); // номер читаемого сектора(старшее слово) callStruct.edi = LOWORD(StartSector); // номер читаемого сектора(младшее слово)
// вызываем прерывание реального режима
if (fResult = SimulateRM_Int (0x2F, &callStruct)) fResult = !(callStruct.wFlags & CARRY_FLAG);
return fResult;
}
BOOL FAR PASCAL SimulateRM_Int(BYTE bIntNum, LPRMCS lpCallStruct)
{
BOOL fRetVal = FALSE;// Assume failure
__asm
{
push di; сохраняем регистр DI
mov
ax,
0300h
; DPMI Simulate Real Mode Interrupt
mov
bl,
bIntNum
; номер прерывания реального режима для вызова
mov
bh,
01h
; бит 0 = 1; все остальные должны быть равны нулю
xor
cx,
cx
; ничего не копируем из стека PM в стек RM
les
di,
lpCallStruct
; указатель на структуру со значением регистров
int
31h
; шлюз к DMPI
jc
END1
; если ошибка, – прыгаем на END1
mov
fRetVal, TRUE
; все ОК
END1:
pop
di
; восстанавливаем регистр DI
}
// возвращаемся
return (fRetVal);
}
Взаимодействие посредством собственного драйвера
Несмотря на то, что Windows позволяет управлять устройствами и с прикладного уровня, достаточно многие разработчики предпочитают осуществлять такое управление посредством свого собственного драйвера, который может взаимодействовать с приводом как напрямую, так и через его драйвер. Последний способ более предпочтителен, поскольку он позволяет абстрагироваться от конкретного оборудования и обеспечивает единый унифицированный интерфейс для всех приводов. Большинство таких драйверов "подключаются" к ATAPI и/или SCSI- порту и взаимодействуют с диском приблизительно так же, как и ASPI-драйвер, уже рассмотренный нами.
Взаимодействие с прикладными приложениями обычно осуществляется посредством специальных кодов IOCTL, передаваемых драйверу функцией DeviceIoControl. "Специальных", — потому что разработка протокола взаимодействия драйвера с устройством целиком лежит на совести (и фантазии) создателя этого самого драйвера, и никакой стандартизацией здесь даже отдаленно не пахнет! К тому же, применение функции DeviceIoControl — это не единственно возможный вариант. Драйверу, исполняющемуся в нулевом кольце, формально доступны все ресурсы операционной системы, и при желании можно осуществить самые "крутые извращения". Например, взаимодействовать с приложением через общую область памяти. Тогда точки останова, установленные на функции DeviceIoControl не дадут никакого результата! Однако подавляющее большинство драйверов работают посредством IOCTL и не блистают оригинальностью. В каком-то смысле такая позиция вполне оправдана. Действительно, с ростом извращенности драйвера увеличивается и его конфликтность, а совместимость с другими программами (и операционными системами) резко падает. К тому же, "навороченный" драйвер значительно труднее довести до ума, чем простой. С другой стороны, неизвращенный драйвер очень легко взломать, и его разработка ничем не оправдает себя. Уж лучше воспользоваться тем же ASPI, который обеспечивает полнофункциональный низкоуровневый и при этом системно-независимый интерфейс. Тогда вам не придется создавать реализации своего драйвера под все существующие операционные системы и лихорадочно переписывать код при выходе новых версий Windows.
Сводная таблица характеристик различных интерфейсов
В сводной таблице, приведенной далее (табл. 1.6), показаны основные характеристики всех ранееописанных методик доступа. Как видно, наибольшее количество очков набрал метод доступа посредством ASPI, обеспечивающий простой, симпатичный и к тому же системно-независимый интерфейс управления накопителями. Следом на ним идет интерфейс STPI, основой недостаток которого
заключается в том, что он поддерживается лишь операционными системами семейства NT и не работает на "народной" Windows 9x. Неплохой идеей выглядит создание собственного драйвера, — будучи реализованным под Windows NT и Windows 9x (кстати, WDM-драйвера на уровне исходного кода совместимы с этими двумя системами), обеспечит возможность работы ваших приложений как в NT, так и в Windows 9x.
Таблица 1.6. Сравнение различных методов доступа
Метод доступа
Характеристика
CDFS
cockedmode
MSCDEX
ASPI
SPTI
SCSI port
mini port
own driver
IOPM
Наличие в ОС
Windows 9x
^^^^^^^^^^
—
+
+
—
^^^^^^^^^^~
+
н/д
Наличие в ОС
Windows NT
+
+
+
+
+
+
+
+
Требуетправа
системного администратора
нет
нет
—
нет
да
нет
нет
хз
**
Поддерживает CD-
DA
да
нет
да
да
да
да
да
да
да
Поддерживает
CD data
да
да
да
да
да
да
да
да
да
"Сырое" чтение с
CD-DA
да
нет
да
да
да
да
да
да
да
"Сырое" чтение с CD data
нет
нет
да
да
да
да
да
да
да
Потенциально опасен
нет
нет
нет
да
нет
нет
нет
да
да
Хорошо документирован
да
да
да
да
нет
нет
нет
да
нет
Легкость использования
да
да
нет
да
да
да
нет
нет
нет
* — здесь и далее "хз" обозначает "зависит от реализации"
**
— установка драйвера требует наличия прав администратора на локальной машине, но вот его последующее использование — нет
Ячейки с неблагоприятными значениями характеристик выделены черным цветом. own driver — собственный драйвер.
Глава 2
Способы разоблачения защитных механизмов
Защита, нуждающаяся в низкоуровневом доступе к CD, обязательно выдаст себя наличием функций DeviceIoControl и/или SendASPI32Command в таблице импорта. Если же защитный механизм загружает эти функции динамически, "поймать его за хвост" можно установкой точек останова на LoadLibrary/GetProcAddress (однако опытные программисты могут отважиться на самостоятельный поиск требуемых им функций в памяти, — и это отнюдь не такая трудная задача, какой она кажется).
Также в теле программы могут присутствовать строки: "\\.\", "SCSI", "CdRom", "Wnaspi32.dll" и другие. Установив точку останова на первый байт строки, мы сможем мгновенно локализовать защитный код при первом его к ним обращении. Чтобы этого не произошло, разработчики часто шифруют все текстовые строки, однако большинство из них ограничивается примитивной статической шифровкой (которая обычно осуществляется программой ASPack или подобной ей), а потому, если дождаться завершения расшифровки и вызвать отладчик после, а не до запуска программы, все текстовые строки предстанут перед нами в прямом виде! Динамическая шифровка намного надежней. В этом случае текстовые строки расшифровываются непосредственно перед их передачей в соответствующую API- функцию, а потом зашифровываются вновь. Но и динамическую шифровку при желании можно преодолеть! Достаточно поставить условную точку останова на функцию CreateFile, которой эти текстовые строки и передаются, всплывая в том и только в том случае, если первые четыре байта имени файла равны "\\.\". Пример ее вызова может выглядеть, например, так: bpx CreateFileA if (*esp- >4=='\\\\.\\'), после чего останется только "пожинать урожай".
Естественно, под "урожаем" понимается, во-первых, имя самого открываемого файла, а точнее — драйвера (это уже многое что дает), и, во-вторых, возращенный функцией CreateFile дескриптор. Далее можно поступить двояко: либо установить точку останова на ту ячейку памяти, в которой этот дескриптор сохраняется, либо установить условную точку останова на функцию DeviceIoControl, отлавливая только те ее вызовы, которые нам необходимы. Пример сеанса работы с отладчиком приведен в листинге 2.1.
Листинг 2.31. Пример изобличения и разоблачения защитного механизма в Soft-Ice
:bpx CreateFileA if (*esp->4=='\\\\.\\')(ставим точку останова)
:x:x(выходим из отладчика)
:x
:x
(отладчик немного думает,
а потом всплывает в момент вызова CreateFileA)
:P RET
(выходим из CreateFileA)
:? eax
(узнаем значение дескриптора)
000000300000000048"0"
(ответ отладчика)
:DeviceIoControlA if (*esp->4==0x30)(ставим точку останова на DeviceIoCntrl)
(подумав, отладчик всплывает в момент вызова DeviceIoControl)
:P RET
(выходим из DeviceIoControl)
: U
(все ! мы нашли защиту!)
001B:00401112LEA
ECX,[EBP-38]
001B:00401115PUSH
ECX;
001B:00401116PUSH
0004D004; вот он, IOCTL_SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT!
001B:0040111BMOV
EDX,[EBP-0C]
001B:0040111EPUSH
EDX
001B:0040111FCALL
[KERNEL32!DeviceIoControl]
Как видно, поиск функции DeviceIoControl не занял много времени. Остается проанализировать передаваемый ей код IOCTL (в нашем случае IOCTL_SCSI_PASS_THROUGHT_DIRECT) и его параметры, передаваемые через стек одним двойным словом выше.
Некоторые разработчики помещают критическую часть защитного кода в драйвер, надеясь, что хакеры там ее не найдут. Наивные! Драйверы в силу своего небольшого размера очень просто анализируются, и спрятать защитный код там попросту негде. А вот если "размазать" защиту по нескольким мегабайтам прикладного кода, то на ее анализ уйдет уйма времени, и если у хакера нет никаких особых стимулов для взлома (как-то: спортивный интерес, повышение собственного профессионализма и т. п.), то он скорее приобретет легальную версию, чем в течении нескольких недель будет метаться от дизассемблера к отладчику.
Какие же фокусы используют разработчики, чтобы затруднить анализ драйверов? Ну, вот, например: шифруют текстовую строку с символьным именем устройства, которое создает драйвер при своей загрузке. В результате, хакер точно знает, что защитный код открывает устройство "\\.\MyGoodDriver", но не может быстро установить: какому именно драйверу это имя соответствует. Если же шифровка отсутствует, то задача решается простым контекстным поиском. Вот, например, захотелось нам узнать: какой именно драйвер создает устройство с именем MbMmDp32 — заходим при помощи файлового менеджера FAR в папку WINNT\System32\Drivers, нажимаем <ALT>+<F7> и в строку поиска вводим "MbMmDp32", не забыв установить флажок Use all installed character tables (в противном случае менджер FAR ничего не найдет, т. к. строка должна задаваться в Unicode). Прошуршав некоторое время диском, файловый менеджер FAR выдаст единственно правильный ответ: ASPI32.SYS. Это и есть тот самый драйвер, который нам нужен! А теперь представьте, что строка с именем зашифрована… Если драйвер загружается динамически, то это еще полбеды: просто ставим точку останова на
функции IoCreareDevice и ждем "всплытия" отладчика. Затем даем команду P RET и по карте загруженных моделей (выдаваемых командой mod) смотрим — кто "проживает" в данном регионе памяти. С драйверами, загружающимися вместе с самой операционной системой, справиться значительно сложнее и, как правило, отыскивать нужный драйвер приходится методом "тыка". Часто в этом помогает дата создания файла, — драйвер, устанавливаемый защищенным приложением, должен иметь ту же самую дату создания, что и остальные его файлы. Однако защитный механизм может свободно манипулировать датой создания по своему усмотрению, так что это не очень-то надежный прием. Хороший результат дает сравнение содержимого каталога WINNT\System32\Drivers до и после инсталляции защищенного приложения, — очевидно, защита может скрываться только среди вновь появившихся драйверов.
"Отжиг" дисков. За, против и немного вокруг
Может ли Бог сотворить такой камень, который сам же и не сможет поднять — неизвестно, но вот программист запросто находит такое, что "хрен" потом отладит.
Программистский фольклор
Для защиты дисков от копирования, приступать к созданию своей собственной программы "прожига" совершенно необязательно. Вместо этого вы можете манипулировать с "сырыми" образами дисков, поддерживаемыми программами или Clone CD. Несмотря на то, что все эти программы налагают на записываемые ими образы дисков определенные ограничения, создание качественных защитных механизмов все-таки остается возможным. Другими словами, эти программы спокойно записывают то, что самостоятельно скопировать оказываются не в состоянии!
При создании собственного копировщика защищенных дисков без умения прожигать диски можно, в принципе, и обойтись, — достаточно лишь подготовить образ диска (т. е. корректно прочитать защищенный диск), ну а тиражирование "хакнутого" образа уже не проблема. Лучше сфокусироваться непосредственно на анализе защищенных дисков, чем изобретать велосипед, в очередной раз разрабатывая то, что уже давно разработано до вас. Alcohol 120% и Clone CD имеют превосходные возможности "прожига", но вот читающий движок у них явно слабоват, и даже незначительные искажения служебных структур лазерного диска способны сбить их столку.
Если же, несмотря ни на что, вы по прежнему убеждены, что свой собственный Нерон, сжигающий Рим, вам все-таки нужен, что ж! Добро пожаловать в гости к Демону Максвелла, попасть в лапы к которому гораздо сложнее, чем вырваться из них. Шутка! А вся доля правды в том, что техника "прожига" дисков — чрезвычайно обширный вопрос, даже краткое изложение которого потребовало бы отдельной книги. Одних лишь стандартов и спецификаций по SCSI-командам здесь окажется крайне недостаточно, поскольку в них опущены многочисленные подробности
процесса генерации различных структур данных, требующихся приводу для корректной записи исходного образа на лазерный диск. Лучшим из имеющихся пособий по "прожигу" дисков автор считает приложение "Functional Requirements for CD-R (Informative)" к документу "SCSI-3 Multimedia Commands", электронную версию которого можно найти по адресу: http://www.t10.org/ftp/t10/drafts/mmc/mmc-r10a.pdf (обратите внимание, что в более поздних ревизиях документа это приложение было изъято).
Попробуйте также обратиться к исходным текстам утилиты CDRTOOLS, которые можно найти по адресу: http://prdownloads.sourceforge.net/cdromtool/cdromtool_2002-11-26.zip?download.
Конечно, семь с небольшим мегабайт исходных текстов — не самое лучшее средство для вдохновения, но более простые программы "прожига" автору неизвестны.
Более трудоемким (но вместе с тем и соблазнительным!) способом является дизассемблирование исполняемых файлов программ Alcohol 120%, Clone CD, CDRWin и других, включая Nero Burning ROM. Собственно, полное дизассемблирование проводить совершенно необязательно, достаточно перехватить передаваемые приводы SCSI-команды и проанализировать последовательность их вызовов, не забывая при этом о значениях аргументов, в которых все ключевые структуры данных, собственно, и содержатся.
В зависимости от способа, выбранного разработчиком приложения для взаимодействия с устройством, "шпионаж" осуществляется либо перехватом функции DeviceIoControl с аргументами IOCTL_SCSI_PASS_THROUGH/IOCTL_SCSI_PASS_THROUGH_DIRECT (4D004h/4D014h), либо SendASPI32Command для интерфейсов SPTI и ASPI соответственно. Приложения, взаимодействующие с приводом посредством своего собственного драйвера, также поддаются перехвату, но универсальных решений здесь нет, и каждый конкретный случай следует рассматривать индивидуально.
Давайте исследуем копировщик Alcohol 120% на предмет выявления алгоритма очистки и "прожига" CD-RW дисков (CD-R диски "прожигаются" аналогичным образам но, по понятным причинам, не поддаются очистке). Итак, запускаем программу Alcohol 120%, переходим к вкладке "Настройки", щелкаем по ссылке "Общие" и в ниспадающем боксе "Интерфейс управления дисками" выбираем "Интерфейс WinASPI Layer (безопасный режим)", если только он уже не был выбран ранее. После смены интерфейса программа Alcohol 120% потребует перезапуска программы, — что ж выходим из нее и тут же запускаем вновь, убеждаясь в работоспособности последней.
Теперь вызываем отладчик Soft-Ice (или любой другой отладчик, поддерживающий точки останова на функции API) и, предварительно загрузив ASPI-экспорт в память (NuMega Symbol Loader -> File -> Load Exports -> Wnaspi32.dll), открываем процесс Alcohol.exe, при необходимости распаковав (по обыкновению он упакован архиватором UPX).
Пытаемся установить точку останова на функции SendASPI32Command, выдавая отладчику следующую команду bpx SendASPI32Command, но ничего хорошего из
этого у нас не получится, — архиватор Soft-Ice ругается, что не может найти такую функцию, несмотря на то, что ее имя написано без ошибок. Это не покажется удивительным, если предположить, что библиотека Wnaspi32.dll загружается динамически в ходе выполнения программы и на этапе загрузки Alcohol.exe адреса ASPI-функций еще не известны.
Можно поставить точку останова на функции LoadLibraryA, отслеживая загрузку всех динамических библиотек, но, поскольку программа Alcohol 120% загружает огромное количество разнообразных динамических библиотек (DLL), то на отладку уйдет чудовищное количество времени, в течении которого мы будем "тупо пялиться" на экран, монотонно нажимая комбинацию клавиш <CTRL>+<D> на клавиатуре. Более прогрессивным средством мониторинга будет установка условной точки останова, которая автоматически отсечет все заведомо ложные вызовы. Соответствующая ей команда может выглядеть, например, так: bpx LoadLibraryA IF *(ESP->4) == "SANW", где SANW — это четыре первых символа имени "Wnaspi32.dll", записанные задом наперед с учетом регистра, выбранного разработчиком программы (если регистр наперед неизвестен, можно использовать функцию сравнения нечувствительную к регистру).
Затем команда "bpx GetProcAddress" позволит перехватить загрузку всех ASPI- функций и SendASPI32Command в том числе. Имя загружаемой функции может быть просмотрено командой d esp -> 4. Дождавшись появления SendASPI32Command, выдаем команду P RET и, установив точку останова на "BPX EAX", нажимаем комбинацию клавишь <Ctrl>+<D> для выхода из отладчика Soft-Ice (все остальные точки останова при желании можно удалить).
По факту "всплытия" отладчика, наскоро набираем команду d esp ^ 4, и в окне дампа памяти появляется содержимое структуры SRB_ExecSCSICmd. Теперь 30h (48) байт по счету — это первый байт CDB-пакета (внимание! это именно первый байт пакета, а не указатель на сам пакет); 03h (3) и 10h (72) байты — это флаги направления передачи данных и указатель на буфер обмена соответственно.
Далее приведены примеры "шпионских" протоколов, перехваченных в процессе очистки и "прожига" болванки CD-RW (листинг 2.2).
Листинг 2.32. Содержимое перехваченных CDB-блоков, посылаемых программой
Alcohol 120% устройству при быстрой очистке лазерного диска
1E 00 00 00 01 00^ PREVENT REMOVAL (ON) +
51 00 00 00 00 00^ READ DISK INFORMATION+|
1E 00 00 00 00 00^ PREVENT REMOVAL (OFF) 1 +
BB 00 FF FF FF FF ^ SET SPEED+||
5A 002A000000^MODE SENSE+|||
BB 00FFFF02C2^1+||
5A 002A000000^+||
1E 00 00 00 00 00^1---+
51 00 00 00 00 0051 00 00 00 00 00^^++
51 00 00 00 00 00
51 00 00 00 00 00
^
^
+
+
A1 11 00 00 00 00^ BLANK
Обратите внимание, что для очистки диска программа Alcohol 120% использует SCSI-команду BLANK, подробное описание которой содержится в документах "Multimedia Commands — 4" и "Information Specification for ATAPI DVD Devices". Именно команда BLANK, а не ERASE, как пытается убедить нас товарищ Всеволод Несвижский в своей книге "Программирование устройств SCSI и IDE". Приведенные им листинги программ не работают, да и не должны работать в принципе. Команда ERASE (10), с кодом операции 2Ch, местами упоминается как команда с кодом операции 1Ch, соответствующим SCSI-команде RECEIVE DIAGNOSTIC RESULTS, кстати, не поддерживаемой оптическими накопителями вообще. Команды ERASE (12) не то чтобы совсем не существовало в природе, однако согласно приведенному автором коду операции — ACh — это есть ни что иное, как команда GET PERFORMANCE. Интересно, как автор планировал что-либо стирать с ее помощью?
Ладно, оставим "дохлое" дело критики в стороне и продолжим нашу "шпионскую деятельность", наблюдая за процессом "прожига" лазерного диска. Последовательность, SCSI-команд, посылаемых устройству, будет следующей:
Листинг 2.33. Содержимое перехваченных CDB-блоков, посылаемых программой
Alcohol 120% устройству при "прожиге" образа лазерного диска
выбираем" прожиг " вменю
BB 00FFFFFFFF^SETSPEED
5A 002A000000^MODE SENSE
AC 0000000052^GETPERFORMANCE
появляется диалог "запись"
1E 0000000001^PREVENT REMOVAL (LOCK)
51 0000000000^READ DISK INFORMATION
1E 0000000000^PREVENT REMOVAL (UNLOCK)
запись диска в прогрессе
43
51
02
00
04
00
00
00
00
00
00
00
^ READ ATIP
^ READ DISK INFORMATION
52
00
00
00
00
00
^ READ TRACK/ZONE INFORMATION
5A
00
05
00
00
00
^ MODE SENSE
55
10
00
00
00
00
^ MODE SELECT
51
00
00
00
00
00
^ READ DISK INFORMATION
2A
00
FF
FF
D2
AC
^ WRITE(10) -+
2A 000000D2BC^+—writeLead-In
2A 000000D2CC^+
2A 00 00 00 65 B3 ^ WRITE(10) -+
2A 00000065CD^+—writetrack
2A 00000065E7^+
В заключение отметим перечень SCSI-команд, непосредственно относящихся к записи и рекомендованных для внимательнейшего изучения. Это: BLANK, CLOSE TRACK/SESSION, FORMAT UNIT, READ BUFFER CAPACITY, READ DISC INFORMATION, READ MASTER CUE, READ TRACK INFORMATION, REPAIR TRACK, RESERVE TRACK, SEND CUE SHEET, SEND OPC INFORMATION, SYNCHRONIZE CACHE, WRITE (10). Все вышеперечисленные команды относятся к Стандарту MMC-1 и потому максимально просты для понимания. Сам же текст стандарта можно найти по адресу: http://www.t10.org/ftp/t10/drafts/mmc/mmc-r10a.pdf.
Блокирование/разблокирование кнопки Eject
Если приложение, взаимодействующие с CD, выполняет операцию, которая не должна быть ни при каких обстоятельствах прервана, можно воспользоваться ICTL- командой блокировки лотка — IOCTL_CDROM_MEDIA_REMOVAL (а вот и ее непосредственное значение: 0x24804). При попытке выполнить возврат диска — "Eject" — при заблокированном лотке, мой накопитель PHILIPS CDRW начинает "злобно моргать" красным огоньком, показывая, что диск находится внутри ("IN"), но он заблокирован ("is locked"). Вплоть до момента разблокирования лотка извлечь диск можно разве что при помощи булавки или перезагрузив операционную систему.
Уже одно это создает богатое поле для всевозможных "пакостей" со стороны многочисленных злоумышленников, да и просто некорректно работающих программ, успевающих "умереть" от критической ошибки прежде, чем разблокировать лоток. Как с этим бороться? Да очень просто — разблокировать лоток самостоятельно!
Дело в том, что система не требует, чтобы разблокирование выполнялось в контексте того процесса, который выполнил блокирование. Она просто ведет счет количества блокировок, и если тот равен нулю, — лоток свободен. Соответственно, если счет блокировок равен, например, шести — мы должны шесть раз вызывать команду разблокирования, прежде чем лазерный диск удастся извлечь на свет божий.
Утилита, исходный текст которой приведен в листинге 2.4, позволяет манипулировать счетчиком блокировок диска по вашему собственному усмотрению. Аргумент командной строки "+" увеличивает значение счетчика на единицу, а "–" — уменьшает на единицу. При достижении счетчиком нуля дальнейшие попытки его уменьшения не возымеют никакого действия.
Как это можно использовать? Ну, например, для преждевременного извлечения диска из записывающей программы, что полезно для экспериментов. Другое применение:
отлучаясь от своего компьютера на несколько минут, вы можете заблокировать диск, чтобы быть уверенными, что окружающие коллеги его не упрут. А если все-таки упрут (перезагрузив компьютер) заблокируйте лотки их приводов CD-ROM — пусть теперь перезагружаются!
Листинг 2.34. [/etc/CD.lock.c] Утилита для блокирования/разблокирования лотка в приводе CD-ROM
/*
*
*БЛОКИРУЕТ/РАЗБЛОКИРУЕТ ЛОТОК CD-ROM
*===================================
*
* build 0x001 @ 04.06.2003
*/
#include <windows.h>
#include <winioctl.h>
#include <stdio.h>
#define IOCTL_CDROM_MEDIA_REMOVAL 0x24804 main(int argc, char **argv) { BOOLact;
DWORDxxxx;
HANDLEhCD;
PREVENT_MEDIA_REMOVALpmrLockCDROM;
// ПРОВЕРКА АРГУМЕНТОВ if (argc<3){printf("USAGE: CD.lock.exe \\\\.\\X: {+,-}\n"); return -1;}
if (argv[2][0]=='+') act=TRUE;// УВЕЛИЧИТЬ СЧЕТЧИК БЛОКИРОВОК
else if (argv[2][0]=='-') act=FALSE; // УМЕНЬШИТЬ СЧЕТЧИК БЛОКИРОВОК else {printf(stderr,"-ERR: in arg %c\n",argv[2][0]); return -1;}
// ПОЛУЧИТЬ ДЕСКРПИТОР УСТРОЙСТВА hCD=CreateFile(argv[1],GENERIC_READ,FILE_SHARE_READ,0,OPEN_EXISTING,0,0); if (hCD == INVALID_HANDLE_VALUE) {printf("-ERR: get CD-ROM\n");return -1;}
// ЗАБЛОКИРОВАТЬ/РАЗБЛОКИРОВАТЬ ЛОТОК CD-ROM' а pmrLockCDROM.PreventMediaRemoval = act;
DeviceIoControl (hCD, IOCTL_CDROM_MEDIA_REMOVAL,
&pmrLockCDROM, sizeof(pmrLockCDROM), NULL, 0, &xxxx, NULL);
}
Хакерские секреты.
Рецепты "тормозной жидкости" для CD
Появление высокоскоростных приводов CD-ROM породило огромное количество проблем и, по общему мнению, пользователей плюсов здесь гораздо меньше, чем минусов. Этого реактивный гул, вибрация, разорванные в клочья диски — скажите, на кой черт все это вам нужно? К тому же, многие из алгоритмов привязки к CD на высоких скоростях чувствуют себя крайне неустойчиво, и защищенный диск запускается далеко не с первого раза, если вообще запускается. Какой же из всего этого выход? Естественно — тормозить! Благо, команду SET CD SPEED (опкод 0BBh) большинство приводов все-таки поддерживает. Казалось бы, задал нужные параметры и вперед! Ан нет, — тут все не так просто…
Неприятность первая (маленькая, но зато досадная!). Скорость задается не в "иксах", а в килобайтах в секунду (именно в килобайтах, а не байтах!). Причем однократной скорости передачи соответствует пропускная способность в 176 Кбайт/с. А двукратной? Думаете, 176 х 2 = 352? А вот и нет — 353! Зато трехкратная скорость вычисляется в полном соответствии с привычной нам математикой: 176 х 3 = 528, но уже четырехкратная скорость опять отклоняется от "иксов": 176 х 4 = 704, против 706 по стандарту. Неправильно заданная скорость приводит к установке скорости на ступень меньшей ожидаемой, причем соответствие между "иксами" и ступенями далеко не однозначное. Допустим, привод поддерживает следующий ряд скоростей: 16x, 24x, 32x и 40х. Если заданная скорость (в килобайтах в секунду) не дотягивает до нормативной скорости 32 "икса", то привод переходит на ближайшую "снизу" поддерживаемую им скорость, т. е. в нашем случае 16х. Отсюда мораль, для перевода "иксов" в килобайты в секунду их нужно умножать не на 176, а на 177!
Неприятность вторая (крупнее и досаднее). Команды, выдающей полный список поддерживаемых скоростей в стандартной спецификации, нет, и добывать эту информацию приходится исключительно методом перебора. Корректно работающая программа перед началом такого перебора должна убедиться в отсутствии носителя в приводе, а если он там есть — принудительно открыть лоток. Дело в том, что раскручивание некачественного CD-ROM диска до высоких скоростей может привести к его разрыву и вытекающей отсюда порче самого привода. Пользователь должен быть абсолютно уверен в том, что установленный в привод диск будет вращаться именно с той скоростью, с которой его просят, и его программа не станет самопроизвольно увеличивать скорость без видимых на то причин.
Неприятность третья (или "тихий ужас"). Некоторые приводы (в частности TEAK 522E) успешно "заглатывают" команду SET CD SPEED и подтверждают факт изменения скорости, возвращая в MODE SENSE ее новое значение, однако физически скорость диска остается неизменной вплоть до тех пор, пока к нему не произойдет
того или иного обращения. Поэтому, вслед за командой SET CD SPEED, недурно бы дать команду чтения сектора с диска, если, конечно, диск вообще присутствует. Изменять же скорость привода без диска в лотке — совершенно бессмысленная операция, пригодная разве что для построения ряда поддерживаемых скоростей, т. к. после вставки нового диска в привод его прежние скоростные установки оказываются недействительными, и наиболее оптимальная (с точки зрения привода!) скорость для каждого диска определяется индивидуально. Так же привод вправе изменять скорость диска по своему усмотрению, понижая ее, если чтение идет неважно и, соответственно, увеличивая обороты, если же все идет хорошо.
Примеры исследования реальных программ
В качестве закрепления всего ранеесказанного и обретения минимальных практических навыков давайте исследуем несколько популярных программ, работающих с лазерными дисками на низком уровне, на предмет выяснения: как именно осуществляется такое взаимодействие.
Вызвав незаменимый отладчик Soft-Ice и установив точку останова на bpx CreateFileA if (*esp->4=='\\\\.\\'), мы будем последовательно запускать три следующих программы: Alcohol 120%, Easy CD Creator и Clone CD, каждый раз отмечая имя открываемого устройства. Итак, приступим.
Alcohol 120%
Программа Alcohol 120% в зависимости от настроек может обращаться к диску тремя путями: посредством собственного драйвера (по умолчанию), посредством интерфейса ASPI/SPTI и посредством ASPI Layer. Начнем с собственного драйвера. Установка точки останова на функции CreateFileA показывает, что программа Alcohol 120% открывает устройство \\.\SCSI2: (естественно, на других компьютерах номер может быть и другим), и дальнейшая проверка подтверждает, что функция DeviceIoControl получает тот же самый дескриптор, что возвратился при открытии устройства SCSI! Следовательно, под "собственным" драйвером программа Alcohol 120% понимает тот самый драйвер мини-порта, которой он и установил в систему при своей установке.
Теперь изменим настройки программы Alcohol 120% так, чтобы она работала посредством интерфейса SPTI/ASPI. После перезапуска программы (а при смене метода доступа программа Alcohol 120% требует обязательного перезапуска), мы снова "словим" открытие устройства \\.\SCSI2, а затем произойдет открытие диска \\.\G: (естественно, на других компьютерах буква может быть и другой). Собственно, при взаимодействии с устройством посредством интерфейса SPTI именно так все и происходит. Точнее должно происходить. Программа Alcohol 120% открывает диск \\.\G: многократно, что указывает на "корявость" его архитектуры. Это существенно усложняет нашу задачу, поскольку мы вынуждены следить за всеми дескрипторами одновременно, и если упустить хотя бы один из них, реконструированный алгоритм работы программы окажется неверным (разве не
интересно узнать, как именно Alcohol 120% осуществляет копирование защищенных дисков?).
Наконец, переключив программу Alcohol 120% на последний оставшийся способ взаимодействия с диском, мы получим следующий результат: \\.\\SCSI2, \\.\MbMmDp32, \\.\G:. Устройство с именем MbMmDp32 и есть уже знакомый нам ASPI-драйвер. Правда, не совсем понятно, зачем программа Alcohol 120% явно открывает диск "\\.\G:", ведь ASPI-интерфейс этого не требует.
Easy CD Creator
Программа Easy CD Creator обращается к приводу непосредственно по его "родному" имени (в моем случае это CDR4_2K), а затем открывает устройство MbDlDp32, которое сам драйвер CDR4_2K, собственно, и регистрирует.
Следовательно, программа Easy CD Creator работает с диском посредством своего собственного драйвера и, чтобы разобраться с ним, нам потребуется:
Дизассемблировать драйвер CDR4_2K и проанализировать, каким IOCTL-кодам какие действия драйвера соответствуют.
Отследить все вызовы функции DeviceIoControl (просто поставьте на нее условную точку останова, всплывающую при передаче "своего" дескриптора, возращенного функцией CreateFileA("\\\\.\\CRDR_2K", …) и CreateFileA("\\\\.\\MbDlDp32", …).
Оформив последовательность IOCTL-вызовов в виде импровизированной программы, мы сможем воссоздать протокол взаимодействия с диском и найти защиту (если она там есть).
Clone CD
Точка останова, установленная на функцию CreateFileA показывает, что программа Clone CD общается с диском посредством своего собственного драйвера — \\.\ELBYCDIO, причем по не совсем понятным причинам его открытие происходит в цикле, так что дескриптор драйвера возвращается многократно.
Техника восстановления данных с лазерных дисков или практическое знакомство с сессиями
…такой объем информации можно уничтожить в один миг разве что динамитом, потому что существуют дублирующие системы и у скорости обработки есть предел
Джон Варли "Нажмите ENTER"
Записываемые и перезаписываемые лазерные диски представляют собой идеальное средство для резервирования информации умеренных объемов (а всякий уважающий себя программист обязательно должен заботиться о периодическом резервировании вверенной ему информации!). К сожалению, никакая работа без ошибок не обходится (что поделаешь — ERRARE HUMANUM EST — человеку свойственно ошибаться (лат.) — как говорили древние) и ошибочное удаление файлов с дисков CD-R и CD- RW, равно как и непредумышленная очистка последних — хотя бы однажды да случается (на самом же деле, как показывает практика, с этим явлением приходится сталкиваться достаточно часто).
Насколько известно автору, утилит, предназначенных для восстановления информации с лазерных дисков, до сих пор не разработано (во всяком случае, они не были широко представлены на рынке), поэтому, восстановлением "запоротых" дисков в подавляющем большинстве случаев приходится заниматься самостоятельно. О том, как именно это сделать и рассказывает настоящая глава.
Восстановление удаленных файлов с CD-R/CD-RW
Заявляя о своей поддержке многосессионных дисков, операционные системы Windows 9x и Windows NT (вплоть до Windows 2000 включительно) тактично умалчивают о том, что поддерживают их лишь частично. Каждая сессия — это вполне самостоятельный том (в терминологии Windows — "логический диск"), имеющий свою собственную файловую систему и свои собственные файлы. Благодаря сквозной нумерации секторов лазерного диска, файловая система одной сессии может ссылаться на файлы, физически расположенные в любой другой сессии. Для того чтобы с многосессионным диском можно было работать как с единым томом, файловая система последней сессии должна включать в себя содержимое файловых систем всех предыдущих сессий. Если этого не сделать, то при просмотре диска штатными средствами Windows, оглавления остальных сессий окажутся потерянными, поскольку Windows монтирует лишь последнюю сессию диска, а все прочие — игнорирует. Программы "прожига" CD-R/CD-RW по умолчанию добавляют содержимое файловой системы предыдущей сессии к последующей, однако это еще не означает, что последняя сессия диска всегда содержит в себе все то, что имеют предыдущие.
Рассмотрим например, как осуществляется удаление файлов с CD-R/CD-RW. Нет, это не опечатка! Содержимое дисков CD-R, несмотря на физическую невозможность их
перезаписи, в принципе все же уничтожаемо. Для имитации удаления файла, программы записи на CD просто не включают ссылку на уничтожаемый файл в файловую систему последней сессии (правда, это умение даровано не всем, вот программе Roxio Easy CD Creator оно даровано, а, например, Stomp Record Now! — нет). И хотя "удаленный" файл все еще присутствует на диске, "отъедая" часть дискового пространства, при просмотре содержимого диска из-под Windows он уже не отображается в каталоге. Какой же тогда смысл несет в себе удаление файлов с CD-R, если свободная емкость диска при этом не увеличивается, а даже уменьшается?! — удивленно спросит иной читатель. Уменьшение свободного пространства объясняется тем, что каждая открываемая сессия требует для своего размещения определенного места, однако, если удалению одних файлов сопутствует запись других, то открывать новую сессию по любому приходится и в этом случае, накладные расходы на удаление отсутствуют. На самом же деле, смысл этой операции (если, его вообще можно назвать "смыслом") заключен исключительно в сокрытии "удаляемых" файлов от простых пользователей. Раз удаленные файлы не видны при просмотре содержимого диска штатными средствами, то неквалифицированному пользователю они формально недоступны. Подчеркиваю: для штатных средств операционной системы Windows — недоступны, но те же "Маки" позволяют монтировать любую сессию диска на отдельный том, благодаря чему при просмотре многосессионных дисков под "Маками" все удаленные файлы сразу же "всплывают".
Аналогичным образом обстоят дела и при удалении информации с дисков CD-RW. Несмотря на теоретическую возможность физического уничтожения их содержимого, подавляющее большинство записывающего софта (software) поддерживают лишь функцию очистки всего диска целиком, но не в состоянии выборочно удалять отдельные файлы. Так что все, сказанное выше о дисках CD-R, в равной мере применимо и к CD-RW.
Поэтому, записывая на диск информацию, предназначенную для передачи постороннему лицу, ни в коем случае не используйте для этой цели, болванки, содержащие конфиденциальные данные. "Удаление" ранее записанных на болванку данных на самом деле не уничтожает их!
Просматривая содержимое лазерного диска, полученного от приятеля (купленного на радио-рынке, вытащенного из мусорной корзины) имеет смысл попытаться заглянуть внутрь предыдущих сессий на предмет поиска скрытой информации. Как показывает практика, там действительно очень часто обнаруживается много интересного. С другой стороны, вам может потребоваться восстановить ошибочно удаленный файл со своего собственного диска, а то и "воскресить" всю уничтоженную сессию целиком (некоторые программы записи на CD позволяют пользователю выбирать: следует ли при создании новой сессии добавлять в нее файловую систему предыдущей или же в новую сессию следует включать только новые файлы. Неверный выбор настроек приводит к утрате содержимого всех предыдущих сессий, но к счастью, эта утрата обратима).
Отсутствие штатных средств выборочного монтирования сессий значительно усложняет жизнь всем пользователям Windows, заставляя искать обходные пути. В идеале, конечно, следовало бы реализовать своей собственный драйвер CDFS, обладающий максимумом функциональных возможностей. Однако, это довольно сложная и трудоемкая задача, оправдывающая себя лишь в тех случаях, когда с необходимостью восстановления удаленных файлов вы сталкиваетесь по несколько раз на дню. Гораздо проще написать набор утилит для непосредственной работы с диском на физическом уровне. Собственно, все, что нам требуется — это отобразить содержимое файловой системы в удобно-читаемом виде. Конкретно нас интересует: имя файла, его стартовый адрес и длина. Знания трех этих важнейших атрибутов без труда позволяют "сграбить" (grab) файл на жесткий диск, где вы сможете работать с ним в свое удовольствие. Такая методика идеальна для восстановления небольших количеств удаленных (перезаписанных) файлов из произвольных сессий, но она непрактична в тех ситуациях, когда приходится восстанавливать всю сессию целиком и тогда обычно прибегают к копированию восстанавливаемых сессий на отдельный CD-R/CD-RW диск.
Получение доступа к удаленным файлам
Прежде, чем приступить к восстановлению удаленных файлов, давайте-ка вспомним основные принципы организации файловой системы ISO 9660 (Joliet). Итак, шестнадцатый сектор первого трека каждой сессии жестко закреплен за дескриптором тома. Его легко узнать по сигнатуре "CD001", хранящейся в секторе по смещению 1. Если это действительно так (ну мало ли, вдруг нам подсунули диск без файловой системы, например, аудиодиск), тогда по смещению 156 в секторе корневого каталога расположена запись Directory Record. Наибольший интерес представляют ее следующие поля: длина самой Directory Record (байт по смещению 0), стартовый LBA-адрес файла/вложенной директории (двойное слово в low-endian формате по смещению 2), длина файла/вложенной директории (двойное слово в low-endian формате по смещению 10), атрибуты файла (байт по смещению 25), длина имени файла/вложенной директории (байт по смещению 32) и, наконец, непосредственно само имя файла (цепочка байт, начинающаяся со смещения 33). Файловая система Joliet устроена аналогичным образом, но соответствующий ей дескриптор тома расположен не в шестнадцатом, а в семнадцатом секторе.
Если первый, считая от нуля, бит атрибутов равен единице, то мы имеет дело с вложенным каталогом, в противном случае — с файлом. Вложенные каталоги представляют собой совокупность записей типа Directory Record, каждая из которых указывает либо на целевой файл либо на очередную вложенную директорию.
Таким образом, для просмотра содержимого произвольной сессии нам потребуется всего лишь узнать стартовый адрес ее первого трека. Эту информацию легко получить путем чтения TOC на "сыром" уровне (команда: 43h, формат: 02h). Так же, можно воспользоваться любой утилитой "прожига" дисков, способной выдавать информацию о геометрии диска (для этой цели подходят, в частности,
Roxio Easy CD Creator, Stomp Record Now, Nero Burning Rom и многие другие). Увеличив стартовый адрес первого трека на 16 секторов (для работы с ISO 9660) или на 17 секторов (для работы с Joliet), мы попадем на описатель тома, то есть — на корневой каталог. А дальше уже рекурсивный спуск по древу каталогов пойдет "как по маслу" (под Windows можно даже не заботиться об исчерпании стека, если, конечно, файловая система не содержит грубых ошибок, приводящих к ее зацикливанию. Между прочим, такие трюки с зацикливанием достаточно часто используются в защитах).
Остается лишь пролистать каталоги всех дисковых сессий на предмет поиска файлов, отсутствующих в каталоге самой последней сессии. При этом следует обращать внимание не только на имена файлов, но и на их стартовые адреса. Файлы с идентичными именами, но различными стартовыми адресами — это различные файлы! Например, если вы периодически сохраняете свой текущий проект на лазерный диск, все время записывая его под одним и тем же именем, то все предыдущие версии этого файла для штатных средств операционной системы оказываются утерянными. Однако, "ручной" просмотр содержимого сессий позволяет моментально восстановить любую из ранее записанных версий файла! Между прочим, необходимость подобного восстановления на практике возникает очень и очень часто, поэтому такое умение лишним не будет!
Для последующих экспериментов нам потребуется утилита ISO9660.dir уже рассмотренная нами ранее (см. "Файловые системы лазерных дисков"). Используя любую программу "прожига" запишем на диск CD-RW/CD-R три сессии с таким расчетом, чтобы в первой или второй сессии образовалось несколько удаленных файлов, которые нам, собственно, и предстоит найти.
Допустим, стартовые адреса дисковых сессий располагались так как это показано в листинге 1.1. Трек номер AA представляет собой выводную область и не представляет для нас никакого интереса.
Листинг 1.1. Стартовые адреса первых треков каждой из трех сессий диска
> ISO9660.dir.exe 1.1
track | Start LBA
+
1|0
2|13335
3|22162
AA|24039
Теперь, последовательно вызывая утилиту ISO9660.dir.exe со стартовыми адресами 0, 13 335 и 22 162, мы увидим содержимое каталогов первой, второй и третьей сессий соответственно. Для удобства сравнения результат работы программы представлен в виде горизонтальной таблицы (листинг 1.2). При сравнении видно, что вторая сессия
содержит удаленный файл See You.mp3 (в тексте он выделен жирным шрифтом), отсутствующий в оглавлении третьей сессии.
Листинг 1.2. Сравнение содержимого каталогов трех сессий
>ISO9660.dir
1.1 0
–Joliet
>ISO9660.dir
1.1 13335 –Joliet
>ISO9660.dir
1.1 22162 -Joliet
start|size
|name
start|size
|name
start|size
|name
-
22|2048|.
22|2048|..
25
|3591523|PersonalJesus.mp3
13357|2048|.
13357|2048|..
25 |3591523|PersonalJesus.mp3
13360|3574805|See You.mp3
22184|2048|.
22184|2048|..
25 |3591523|PersonalJesus.mp3
22187|3472405|Strangerlove.mp3
Видите, вторая сессия содержит файл See You.mp3, который отсутствует в оглавлении третьей сессии, а это, значит, что штатным средствам операционной системы он категорически недоступен! И действительно, команда dir показывает всего лишь два файла (листинг 1.3). Но нас-то не проведешь! Мы-то уже знаем, что здесь содержится один удаленный файл.
Листинг 1.3. Таким представляется содержимое диска операционной системе
Том в устройстве G имеет метку NEW Серийный номер тома : 4171-70DC
Содержимое папки G:\
30.06.2003
00:10
3 591 523 01 -
Personal Jesus.mp3
30.06.2003
00:12
3 472 405 03 -
Strangerlove.mp3
2 файлов
7 063 928 байт
0 папок
0 байт
свободно
Для восстановления файла достаточно дать запустить нашу утилиту со следующими ключами: ISO9660.dir.exe 1.1 "See You.mp3" 13360 3574805 или воспользоваться любой программой для грабежа секторов с диска (но тогда нам придется вручную усечь хвост последнего сектора на необходимую величину). Короче говоря, мы должны считать 3 574 805 байт, начиная с сектора 13 360 и до последнего сектора файла включительно (в силу отсутствия фрагментации сектора, принадлежащие файлу, всегда располагаются последовательно).
Если все сделано правильно, то на жестком диске образуется файл See You.mp3, который теперь можно проиграть любым mp3-плеером, наслаждаясь своей любимой музыкой. А можно, используя любую программу "прожига", "закинуть" восстановленный файл на тот же самый лазерный диск, дописав к нему еще одну
сессию. Конечно, это далеко не самое лучшее и элегантное решение (ведь теперь восстановленный файл будет записан дважды), но, к сожалению, ни одна из известных мне утилит "прожига" не позволяет вмешиваться в процесс генерации файловой системы, и не позволяет вручную формировать ссылки на файлы предшествующих сессий.
Теперь подготовим следующий диск для восстановления. Запишем на болванку какой-нибудь файл. Затем, слегка изменив его содержимое, запишем под тем же самым именем на диск еще один или несколько раз. Убедимся, что при просмотре оглавления штатными средствами Windows мы видим всего лишь один файл — тот, что был записан последним. А теперь вообразим себе, что нам жизненно потребовалось получить доступ к одной из его предшествующих версий. No problem как говорят англичане! Запускаем утилиту ISO9660.dir и видим, что на диске имеются две следующих сессии (листинг 1.4).
Листинг 1.4. На восстанавливаемом диске имеются две сессии со стартовыми адресами 0 и 12000 соответственно
>ISO9660.dir.exe 1.1
track | Start LBA
+
1|0
2|12000
AA|12600
Последовательно запуская утилиту ISO9660.dir с ключами 0 и 12 000 мы обнажим, что… А, впрочем, давайте не будем забегать вперед. Сейчас вы сможете увидеть все это сами (листинг 1.5).
Листинг 1.5. Обе сессии содержат один и тоже файл asm.drf.zip, однако, стартовые адреса файла в обоих случаях не совпадают, да и длина различна тоже
> ISO9660.dir.exe 1.1 0 –Joliet
> ISO9660.dir.exe 1.1 12000 -Joliet
start| size| name
start| size| name
++
++
22|2048|.
12022|2048|.
22|2048|..
12022|2048|..
25|38189|asm.drf.zip
12025|354533|asm.drf.zip
На первый взгляд здесь все нормально: файл asm.drf.zip присутствует в обоих сессиях, и невнимательному наблюдателю может показаться, что в обоих случаях речь идет про один и тот же файл. Однако, более подробный анализ показывает, что стартовые адреса файла не совпадают, следовательно, мы имеем дело с двумя различными файлами! Длины файлов также различны и, судя по всему, последний
файл является более свежей версией своего собрата. Добыть предшествующую версию файла можно так: ISO9660.dir.exe 1.1 asm.drf.zip 25 38189. И этот прием действительно работает!
Разумеется, для практического использования утилита ISO9660.dir.exe катастрофически неудобна. Однако, не судите ее строго, ведь это всего лишь демонстрационный пример. Надеясь пробудить в своих читателях стремление к творчеству я предлагаю всю недостающую функциональность реализовать самостоятельно. Задача минимум — "обернуть" утилиту в комфортный графический (а еще лучше консольный) интерфейс, например, написать "плагин" (Plug-In) к файловому менеджеру FAR, отображающий содержимое выбранной сессии на панели. Это гораздо проще, чем запрограммировать полноценный дисковый драйвер, а эффект с точки зрения пользователя все равно один и тот же. Задачу сравнения имен и стартовый адресов файлов так же не помешало бы возложить на компьютер, поскольку ручной поиск удаленных (замещенных) файлов крайне непродуктивен — типичный CD-ROM содержит тысячи, если не десятки тысяч файлов, рассредоточенных по мощной древовидной структуре. Вот и попробуй перебери их все!
Восстановление целых сессий
Альтернативный способ восстановления удаленных файлов заключается в удалении одной или нескольких последних сессий с диска (условимся называть этот метод "очисткой луковицы"). При этом обнажается предыдущий "слой", который теперь становится последним, а, значит, непосредственно доступным для штатных средств операционной системы. Разумеется, физическое удаление сессий с дисков CD-R невозможно в принципе (удаление сессий с дисков CD-RW теоретически вполне возможно, но практически проблема упирается в отсутствие необходимого софта), однако ничто не мешает "скинуть" образ диска в файл, обработать его должным образом и "залить" обратно (на CD-RW — обратно, а в случае с CD-R нам потребуется свежая болванка). Никто не спорит — все это нудно и утомительно, но и писать свой "прожигающий" софт (software) ничуть не быстрее.
Хорошо, начинаем готовить экспериментальный диск. Запишем на подопытную болванку одну или несколько сессий, указав программе "прожига" объединять файловую систему новой сессии со всеми предыдущими (обычно так и происходит по умолчанию), а затем добавим еще одну сессию на этот раз стоящую ото всех остальных особняком. Для этого в программе Ahead Nero Burning Rom необходимо выбрать пункт Start Multisession disk вместо Continue Multisession, а в Stomp Record Now — пункт New Volume вместо Load Last Track. Включаем рекордер (recorder) на "прожиг" и… убеждаемся, что содержимое всех предыдущих сессий оказалось утрачено. Впрочем, справедливости ради следует отметить, что та же программа Stomp Record Now позволяет легко "починить" загубленный диск — просто выберите в ниспадающем боксе Mutlisession пункт Load Track 1 и запишите на диск произвольный файл (это необходимо для инициирования процесса записи). Теперь на диске появится содержимое сессии номер один, а сессия номер два "уйдет в туман". Но это ли беда? Меняем пункт Load Track 1 на Load Track 2 и вновь
инициируем запись. Теперь на диске появляется содержимое первых двух сессий плюс все те файлы, которые мы были вынуждены записывать, чтобы программа Stomp Record Now согласилась на "прожиг".
Программа Ahead Nero Burning Rom при выборе пункта Continue Multisession автоматически запрашивает у пользователя оглавление какой из сессий следует использовать. К сожалению, возможности слияния оглавлений двух и более сессий в текущих версиях не предусмотрено, но в случае возникновения такой необходимости можно прибегнуть к последовательной "каскадной" методике, описанной ранее.
В отсутствие же Stomp Record Now (или аналогичных ей программ) приходится осуществлять восстановление затертых сессий вручную, то бишь при помощи программ наподобие Clone CD или Alcohol 120%. Создаем еще один "подопытный" диск, последняя сессия которого перекрывает собой все остальные, "натравливаем" на него Clone CD с целью создания образа диска и… теперь остается выкинуть все упоминания о последней сессии из файла IMAGE.CCD. Во-первых, значение поля Sessions необходимо уменьшить на единицу, во-вторых, выкинуть все секции [Entry], в которых Session был последним, в-третьих, вычесть из поля TocEntries количество удаленных [Entry], наконец, в-четвертых, удалить последнюю секцию [TRACK]. Теперь отредактированный образ можно смело писать на свежую болванку и… последней сессии как не бывало!
Ошибки начинающих или то, чего делать не следует
Иногда можно услышать утверждение, что "сграбив" (grab) одну из сессий восстанавливаемого диска в ISO-образ и смонтировав его на виртуальный диск CD- ROM (записав на болванку) можно получить доступ к его содержимому. Действуя таким Макаром мы сможет быстро просмотреть содержимое всех необходимых нам сессий.
Так или иначе, доступ к удаленным файлам будет получен и вы сможете делать с ними все, что хотите.
Внимание !
При просмотре содержимого "сграбленной" сессии всегда учитывайте что: во-первых, файлы, физически принадлежащие другим сессиях, из данной сессии окажутся недоступными, в то время как ссылки на них здесь могут изобиловать. При обращении к реально несуществующему файлу будет выдаваться либо "мусор", либо сообщение об ошибке. Как альтернативный вариант — операционная система может просто зависнуть. Если это произошло, то просто нажмите кнопку выброса диска "Eject". Windows тут же выйдет из ступора и радостно "завопит" — "устройство не готово". Во- вторых, в силу сквозной адресации секторов, каждая "сграбленная" сессия должна записываться на тоже самое место диска, на котором она была ранее, в противном случае все ссылки на стартовые адреса файлов внутри этой сессии окажутся недействительными. Требуемый результат обычно достигается изменением стартового адреса первого трека. О том, как это сделать, рассказывается в следующем разделе главы, посвященному восстановлению информации с очищенных CD-RW дисков.
Восстановление очищенных CD-RW
Существует две принципиально различных методики очистки CD-RW: быстрая (quick) и полная (full). При быстрой очистке диска с него удаляется лишь область TOC, в результате чего диск выглядит "пустым", хотя его основное содержимое остается совершенно нетронутым. Напротив, при полной очистке луч лазера "выжигает" всю поверхность диска целиком — от первого пита до последнего. Естественно, на это требуется время и полная очистка диска может растянуться на добрый десяток минут, в то время как быстрая спокойно укладывается в одну-две минуты.
Восстановление полностью очищенных дисков возможно только на специальном оборудовании, способном улавливать даже незначительные изменения отражательной способности рефлекторного слоя. Такое оборудование подавляющему большинству пользователей, разумеется, недоступно. Однако диски, подвергнувшиеся быстрой очистке, могут быть восстановлены и на штатом рекордере (правда, не на всех моделях).
Мы не будем касаться этической стороны проблемы и для простоты предположим, что вы хотите реанимировать свой собственный непредумышленно очищенный диск CD-RW, или условимся считать всех читателей сотрудниками КГБ, которым поручили восстановить информацию с диска, добытого бесстрашными советскими разведчиками у американских шпионов. Отметим лишь то, что восстановление конфиденциальной информации с чужих CD-RW может быть классифицировано как получение несанкционированного доступа к последней со всеми вытекающими отсюда последствиями (на долгие годы — друзья в клетку и небо в полоску).
Для опытов по восстановлению информации с очищенных дисков CD-RW нам потребуется следующее:
пишущий привод не слишком дотошно следящий за корректностью содержимого TOC, поддерживающий режим RAW DAO и умеющий читать содержимое области pre-gap первого трека. Не все модели пишущих устройств подходят для этой цели, поэтому, будьте готовы к тому, что вам придется перепробовать большое количество различного оборудования (из двух моих рекордеров для восстановления очищенных дисков подходит лишь NEC, а PHILIPS на это, увы, не способен);
продвинутый записывающий софт, позволяющий манипулировать служебными областями диска по своему усмотрению. Вы можете использовать Clone CD, CDRWin, Alcohol 120% или любую другую аналогичную утилиту по своему выбору. Однако, весь последующий материал рассчитан исключительно на Clone CD и при переходе на остальные программы вы можете столкнуться с теми или иными проблемами. Если вы не уверены, что сможете справиться с ними самостоятельно — используйте Clone CD, ну а затем, по мере приобретения профессиональных навыков и должного опыта, вы без труда восстановите диск любой такой программой;
средство для работы с диском на сектором уровне, — утилита, позволяющая прочесть любой заданный сектор (конечно, при условии, что он вообще читается
приводом) и не пытающаяся пропустить те сектора, в которых по ее самоуверенному мнению ничего интересного все равно нет. Копировщики защищенных дисков, перечисленные выше, для этой цели не подходят, т. к. отказываются читать "бесполезные" с их точки зрения сектора. Может быть, другие копировщики ведут себя и иначе — не знаю, не проверял. Вместо этого необходимую для работы утилиту я написал самостоятельно.
Прежде, чем начинать экспериментировать, дайте разберемся, почему после очистки диск перестает читаться. Вопрос не так глуп, каким он кажется, — ведь информация, необходимая для позиционирования головки и поиска конкретных секторов при быстрой очистке диска остается нетронутой! Управляющие данные "размазаны" вдоль всей спиральной дорожки и для чтения диска на сектором уровне TOC в, общем-то, и не нужен. Да, отсутствие TOC значительно усложняет анализ геометрии диска и для определения количества треков/сессий диска, в общем случае, привод должен прочитать весь этот диск целиком. Но при восстановлении информации фактор времени играет второстепенную роль и им можно полностью пренебречь.
Тем не менее, при попытке чтения любого из секторов очищенного диска, привод с неизменным упорством возвращает ошибку. Почему? Очень просто, — это "защита" от чтения заведомо некорректной информации. Еще ни один из всех знакомых мне приводов не мог читать сектора за пределами области Lead-out (собственно, на программном уровне содержимое областей Lead-in/Lead-out недоступно тоже). Тем не менее, эта невозможность отнюдь не концептуального уровня и удаление из микропрограммы привода "лишних" проверок позволят прочитать такой диск на ура. Нет, даже не подумайте! Призывать вас к дизассемблированию прошивок я не собираюсь. Дело это сложное, трудоемкое, да к тому же небезопасное. Неверно "хакнутая" прошивка может ко всем чертям угробить привод без малейшей надежды на его восстановление. Нет, уж лучше мы пойдем другим путем!
Идея восстановления информации, предлагаемая автором, в общих чертах сводиться к записи на диск фиктивного TOC, адреса областей Lead-in и Lead-out которого указывают на первый и последней сектор диска соответственно, а стартовый адрес первого трека аккурат совпадает с концом области pre-gap, которая по стандарту должна занимать не менее 150 секторов (или 2 секунд в пересчете на абсолютные адреса). После этой нехитрой операции привод будет читать оригинальное содержимое очищенного диска как миленький, конечно, при том условии, что мы ухитримся настроить пишущий софт так, чтобы он, записав фиктивный TOC, никоим образом не пытался интерпретировать подсунутые ему указатели на области Lead- in/Lead-Out как указание "выжечь" всю поверхность диска целиком.
Проверка показывает, что Clone CD вообще не записывает такой TOC на диск, ругаясь на несоответствие размеров диска и образа файла. Alcohol 120% выполняет нашу просьбу без лишних препирательств, но совсем не так как мы бы хотели! Забив весь восстанавливаемый диск непонятно откуда взятым "мусором", он авторитетно сообщает, что в процессе записи произошли ошибки и, возможно, вам следует убедиться в исправности оборудования.
Хорошо, зайдем с другой стороны. Запишем на диск один реальный трек, занимающий минимально возможное количество секторов (по стандарту — 300, но
некоторые проводы вполне удовлетворяются и меньшими значениями), но расширим его область pre-gap с двух секунд на… весь диск! В результате, мы потеряем лишь 300 последних секторов, но получим доступ ко всему остальному содержимому. Учитывая, что на диске этих секторов насчитывается немногим более 300 тысяч, нетрудно подсчитать, что процент успешно восстановленной информации составляет по меньшей мере 99,999% емкости всего диска, да и то, лишь при том условии, что исходный диск был забит целиком, что в живой природе практически никогда не наблюдается. Если же это вас не удовлетворяет — разрабатывайте своей собственный софт, корректно записывающий фиктивный TOC, но ничего не делающий сверх этого (область Lead-in по любому записывает сам привод, ну а без области Lead-out при аккуратном обращении с диском, в принципе, можно и обойтись, главное — пытаться прочитать сектора, находящиеся за пределами диска, иначе поведение привода станет трудно предсказуемым). Мне же так или иначе это делать лень, — с восстановлением полностью забитых дисков я еще сталкивался. Во всяком случае пока…
Процедура восстановления состоит из трех частей:
подготовки исходного образа трека с нормальным значением области pre-gap;
увеличения области pre-gap до размеров целого диска;
записи исправленного образа на восстанавливаемый диск.
Первые два этапа достаточно выполнить всего один раз, т. к. полученный образ (далее мы будем называть его "лечебным") может использоваться для всех дисков (читай: для всех дисков той же самой емкости, по понятным соображениям вы не сможете корректно восстановить 23-минутрый диск с помощью образа, предназначенного для 80-минутного диска и, соответственно, наоборот).
Для начала возьмем чистый диск CD-RW ("чистый" не в смысле "ни разу не записанный", а очищенный быстрой или полной очисткой, так же для этих целей подойдет и CD-R). Используя любую утилиту для штатного "прожига", запишем на него один крошечный файл, "весящий" не более 500 Кбайт (более "тяжелый" файл просто не уместится в запланированные 300 секторов). Выполнять финализацию диска не нужно.
Запустим Clone CD (Alcohol 120%) и снимем образ диска. Спустя минуту-другую на винчестере образуются два файла: file name.img и file name.ccd (если вы попросили Clone CD сохранять так же и субканальную информацию, образуется третий файл — file name.sub, однако, субканальная информация в данном случае будет только мешать, потому опцию "чтение субканалов из треков с данными" лучше всего отключить или же просто удалить file name.sub с диска; так же нам не нужен "CueSheet", который Clone CD предлагает создавать для совместимости с другими программами, конкретно — с CDRWin).
Открыв файл file name.ccd любым текстовым редактором (например, "Блокнотом") найдем в нем следующие строки (листинг 1.6) (ключевые слова для поиска "Point=0xa2" и "Point=0x01").
Листинг 1.6. Оригинальный стартовый адрес Lead-out (слева) и стартовый адрес первого трека диска (слева)
[Entry 2]
[Entry 3]; TOC entry
Session=1
Session=1; номер сессии
Point=0xa2
Point=0x01; point (A2h:leadout/01h:№ трека)
ADR=0x01
ADR=0x01; в q-подканале данные позиционир.
Control=0x04
Control=0x04 ; трек с данными
TrackNo=0
TrackNo=0; Lead-In трек
AMin=0
AMin=0; \
ASec=0
ASec=0;+- абсолютный адрес в M:S:F
AFrame=0
AFrame=0; /
ALBA=-150
ALBA=-150; - абсолютный адрес в LBA [не исп
Zero=0
Zero=0; зарезервировано
PMin=0
PMin=0; \
PSec=29
PSec=1;+ - относительный адрес в M:S:F
PFrame=33
PFrame=0; /
PLBA=2058
PLBA=0; - относительный адрес в LBA
Изменим поля PMin:PSec:PFrame, принадлежащие point A2h так, чтобы они указывали на самый конец диска (A2h — это как раз и есть область Lead-out). Измененное значение области Lead-out может выглядеть, например, так: 74:30:00. Адрес Lead-out следует выбирать с тем расчетом, чтобы между ним и внешней кромкой диска оставался по меньшей мере 30-секундный зазор. Еще лучше, если ширина области Lead-out составит полторы минуты или около того. Однако в этом случае будут неизбежно теряться последние треки восстанавливаемого диска (если, конечно, вам действительно требуется их восстановить).
К содержимому полей PMin:PSec:PFrame, принадлежащих point 01h (стартовый адрес первого трека) необходимо добавить ту же самую величину, которую вы добавили к соответствующим полям области Lead-out. Отредактированный вариант может выглядеть, например, так: 74:01:42. (74:30:00 /* новый адрес Lead-out */ – 00:29:33 /* старый Lead-out */ + 00:01:00 /* старый стартовый адрес первого трека */ == 74:01:42 /* новый стартовый адрес */). Короче говоря, новая версия ccd- файла должна выглядеть так как показано в листинге 1.7.
Листинг 1.7. Ключевой фрагмент "реаниматора" 75-минутных дисков CD-RW
PMin=74PSec=01PFrame=42PMin=74PSec=01PFrame=42PMin=74
PMin=74
PSec=01
PFrame=42
PMin=74
PSec=01
PFrame=42
PSec=30
PFrame=00
Вообще-то, для приличия следовало бы скорректировать и поля PLBA (LBA-адрес связан с абсолютным адресом следующим соотношением: LBA == ((Min*60) + Sec)*75 + Frame, однако, текущие версии работают исключительно с абсолютными адресами и LBA-адреса игнорируют. Теперь, все, что находится между концом Lead-in области и началом первого сектора и будет называться областью pre-gap. При "прожиге" диска область pre-gap остается нетронутой и позже может быть прочитана на секторном уровне (а это как раз то, что нам нужно!) Сказать по чести, чрезмерное увеличение pre-gap первого трека — не самая лучшая идея, т. к. не все приводы способны читать такой "жирный" pre-gap. С точки зрения совместимости было бы лучше увеличивать pre-gap второго трека, однако при этом первый трек придется располагать в самом начале диска и его тело неизбежно затрет восстанавливаемые сектора. И хотя это не такая уж большая проблема (в первых секторах диска все равно ничего ценного нет), к такой мере без особой необходимости все же лучше не прибегать. На крайний случай действуйте так: запишите на диск две сессии и вместо стартового адреса point 01h меняйте стартовый адрес point 02h (он будет находится в разделе session=2).
Теперь наскоро очистим наш подопытный диск и до отвала забьем его какими- нибудь файлами (предпочтительнее всего использовать текстовые файлы — т. к. в этом случае будет сразу же видно: извлекается ли с восстановленного диска "мусор" или полезная информация). Записав файлы на диск тут же выполним его быструю очистку.
Убедившись, что диск действительно очищен и его содержимое уже недоступно, запустим Clone CD и запишем только что созданным нами "лечебный" образ. Запись должна проводиться в режиме RAW DAO, иначе ничего хорошего у вас не получится (поэтому, прежде чем восстанавливать сколь ни будь ценный диск на еще не известном вам приводе, попробуйте потренироваться на "кошках", — диске, не содержащем ничего интересного).
Вот наконец мы держим в руках свежевосстановленный диск. Но действительно ли он восстановлен? А вот сейчас и убедимся! Вставляем "воскресшего из пепла" в привод NEC и с замираем сердца пробуем прочитать один из наугад взятых секторов из середины диска (начальные сектора обычно содержат нули, потом — файловую систему и их очень легко принять за бессмысленный "мусор"). О чудо!!! Оригинальное содержимое очищенного диска читается как ни в чем не бывало!!! Правда, при попытке прочесть оглавление диска средствами операционной системы, привод может впасть в глухую задумчивость, граничащую с полным зависанием (ведь стартовый адрес первого трека расположен не в начале диска, а совсем в другом месте), но это все ерунда! Главное, что на секторном уроне диск все-таки доступен, пускай и не на всех приводах. Так, в частности, дисковод ASUS вообще отказывается читать такой диск, возвращая ошибку, а PHILIPS читает один мусор (к счастью, этот мусор можно восстановить, — достаточно просто на битовом уровне выполнить EFM-перекодировку с более "правильной" позиции. Поскольку возможных позиций всего 14, перебор обещает не затягиваться на длительное время. Тем не менее, лучше не извращаться, а просто приобрести более качественный привод).
Остается лишь привести диск в состояние, пригодное для "переваривания" операционной системой (что толку в работе с диском на низком уровне?). Последовательно читая все сектора диска один за один, мы будем собирать их в один img-файл, для определенности именуемый recover.img Сектора, которые не удалось прочитать даже с нескольких попыток, мы будем просто пропускать. Теперь скопируем "лечебный" ccd-файл в recover.ccd и вернем стартовый адрес первого трека на прежнее место. Запишем сформированный образ диска на новую болванку и… (если все сделано правильно) любой привод должен читать ее правильно. Сеанс демонстрационного восстановления окончен и мы, малость освоившись с этой технологией, можем приниматься за вещи куда как более серьезные. Например, откроем собственную компании по восстановлению очищенных дисков. Шутка! Хотя… почему бы и нет?
Хорошо, а как быть если очищенный диск был многосессионным? Ведь описанные выше приемы рассчитаны на работу лишь с одной сессией! На самом деле, можно восстановить и многосессионный диск. Это лишь чуть-чуть труднее. Но, чтобы это сделать, мы должны предварительно познакомиться с остальными полями TOC. А это уже тема следующей главы!
Постой, а если после очистки диска на него что-то писалось, — возможно ли тогда его восстановление или нет? Разумеется, непосредственно затертые места утеряны безвозвратно, но остальную часть информации по-прежнему можно спасти. Если диск до очистки был многосессионным, то нам даже не придется корпеть над восстановлением файловой системы, т. к. файловая система каждой последующей сессии обычно дублирует предыдущую ("обычно" это в смысле "за исключением удаленных файлов") и последняя сессия диска оказывается достаточно далеко от его начала, а потому и риск ее затирания — минимален (если, конечно, схватиться вовремя, а не тогда, когда весь диск перезаписан до отказа). Восстановление односессионных дисков с затертой файловой системой — намного более трудная, но все- таки разрешимая задача. Во-первых, этих файловых систем на типовом диске целых две: ISO-9660 и Joliet, правда в силу их близкого географического положения при затирании диска они обычно гибнут обе. Во-вторых, указанные файловые системы не поддерживают фрагментации и всякий файл, записанный на лазерный диск, представляет собой единый информационный блок. Все, что нужно для его восстановления — определить точку входа и длину. Точка входа в файл всегда совпадает с началом сектора, а подавляющее большинство типов файлов позволяют однозначно идентифицировать свой заголовок по уникальной сигнатуре (в частности, для zip-файлов характерна следующая последовательность: 50 4B 03 04). Конец файла, правда, определяется уже не так однозначно и единственная зацепка — структура самого восстанавливаемого файла. Впрочем, большинство приложений довольно лояльно относится к "мусору" в хвосте файла и потому точность определения его длины с погрешностью в один сектор на практике оказывается вполне достаточной. Поскольку, файлы располагаются на диске вплотную, без "зазоров", конечный сектор всякого файла надежно вычисляется путем вычитания единицы из стартового сектора следующего за ним файла.
Вообще же говоря, техника восстановления лазерных дисков намного проще и незатейливее искусства врачевания их прямых коллег — дискет и жестких дисков.
Правда, поговорку "семь раз отмерь — один раз отрежь" еще никто не отменял и одна из пренеприятнейших особенностей работы с CD-RW как раз и состоит в том, что вы не можете гарантированно управлять процессом происходящей записи. Дискеты и жесткие диски в этом смысле полностью прозрачны, — что вы пишите, то вы и получаете. Перезаписываемые же носители, напротив, представляют собой "черный ящик" и вы никогда не можете быть уверенными в том, что данный конкретный привод будет правильно интерпретировать отдаваемые ему команды (увы, восстановление дисков CD-RW никак не вписывается в рамки Стандарта, а все нестандартные махинации могут интерпретироваться приводом неоднозначно). Единственно, что остается посоветовать — не пускайте все на самотек, а бесконечно экспериментируйте, экспериментируйте и еще раз экспериментируйте, накапливая бесценный опыт, который вам когда-то очень пригодиться.
Как восстановить не читающийся CD?
"bad sector не волк — в лес не убежит" народная мудрость
Лазерные диски — не слишком-то надежные носители информации. Даже при бережном обращении с ними вы не застрахованы от появления царапин и загрязнения поверхности (порой диск "фрезерует" непосредственно сам привод и вы бессильны этому противостоять). Но даже вполне нормальный на вид диск может содержать внутренние дефекты, приводящие к его полной или частичной не читаемости на штатных приводах. Особенно это актуально для дисков CD-R/CD-RW, качество изготовления которых все еще оставляет желать лучшего, а процесс записи сопряжен с появлением различного рода ошибок.
Однако даже при наличии физических разрушений поверхности лазерный диск может вполне нормально читаться за счет огромной избыточности хранящихся на нем данных, но затем, по мере разрастания дефектов, корректирующей способности кодов Рида-Соломона неожиданно перестает хватать и диск без всяких видимых причин отказывает читаться, а то и вовсе не опознается приводом.
К счастью, в подавляющем большинстве случаев хранимую на диске информацию все еще можно спасти и эта глава рассказывает как.
Общие рекомендации по восстановлению
Не всякий не читающийся (не стабильно читающийся) диск — дефектный. Зачастую в этом виновен отнюдь не сам диск, а операционная система или привод. Прежде чем делать какие-либо заключения попробуйте прочесть диск на всех доступных вам приводах, установленных на компьютерах с "девственно" чистой операционной системой. Многие приводы, даже вполне фирменные и дорогие (например, мой PHILIPS CD-RW 2400), после непродолжительной эксплуатации становятся крайне "капризными и раздражительными", отказывая в чтении тем дискам, которые все остальные приводы читают безо всяких проблем. А операционная систем по мере обрастания свежим софтом, склонна подхватывать различные "глюки" под час проявляющиеся самым загадочным образом (в частности, привод TEAC
установленный в систему с драйвером CDR4_2K.SYS, доставшийся в наследство от привода PHILIPS, конфликтует с CD Player'ом, не соглашаясь отображать содержимое дисков с данными если тот активен, после же удаления CDR4_2K.SYS все идет как по маслу).
Так же не стоит забывать и о том, что корректирующая способность различных моделей приводов очень и очень неодинакова. Как пишет инженер-исследователь фирмы ЕПОС Павел Хлызов в своей статье "Проблема: неисправный CD-ROM": "...в зависимости от выбранной для конкретной модели CD-ROM стратегии коррекции ошибок и, соответственно, сложности процессора и устройства в целом, на практике тот или иной CD-ROM может либо исправлять одну-две мелкие ошибки в кадре информации (что соответствует дешевым моделям), либо в несколько этапов восстанавливать, с вероятностью 99,99%, серьезные и длинные разрушения информации. Как правило, такими корректорами ошибок оснащены дорогостоящие модели CD-ROM. Это и есть ответ на часто задаваемый вопрос: "Почему вот этот диск читается на машине товарища, а мой ПК его даже не видит?".
Вообще-то, не совсем понятно, что конкретно господином инженером- исследователем имелось ввиду: корректирующие коды C1, C2, Q- и P-уровней корректно восстанавливают все известные мне приводы и их корректирующая способность равна: до 2 ошибок на каждый из C1 и C2 уровней и до 86- и 52-ошибок на Q- и P-уровни соответственно. Правда, количество обнаруживаемых, но уже математически не исправимых ошибок составляет до 4 ошибок на C1 и C2 уровней и до 172/104 ошибок на Q/P, но… гарантированно определяется лишь позиция сбойных байт во фрейме/секторе, но не их значение. Впрочем, зная позицию сбойных байт и имея с своем распоряжении исходный HF-сигнал (т. е. аналоговый сигнал, снятый непосредственно со считывающей головки), кое-какие крохи информации можно и вытянуть, по крайней мере теоретически… так что приведенная выше цитата в принципе может быть и верна, однако, по наблюдениям автора данной статьи цена привода очень слабо коррелирует с его "читабельной" способностью. Так, относительно дешевые приводы ASUS читают практически все, а дорогие PHILIPS'ы даже свои родные диски с драйверами опознают через раз.
Другая немаловажная характеристика — доступный диапазон скоростей чтения. В общем случае — чем ниже скорость вращения диска, тем мягче требования, предъявляемые к его качеству. Правда, зависимость эта не всегда линейна. Большинство приводов имеют одну или несколько наиболее предпочтительных скоростей вращения, на которых их читабельная способность максимальна. Например, на скорости 8x дефектный диск читается на ура, а на всех остальных скоростях (скажем, 2x, 4x, 16x, 32x) — не читается вообще. Предпочтительная скорость легко определяется экспериментально, необходимо лишь перебрать полный диапазон доступных скоростей.
При покупке привода CD-ROM выбирайте тот, у которого скоростной диапазон максимален. Например, уже упомянутый выше PHILIPS CDRW 2400 умеет работать лишь на: 16x, 24x, 38x и 42x. Отсутствие скоростей порядка 4x—8x ограничивает "рацион" привода только высококачественными дисками.
По непонятным причинам, штатные средства операционной системы Windows не позволяют управлять скоростью диска и потому приходится прибегать к помощи сторонних утилит, на недостаток которых, впрочем, жаловаться не приходится. Вы можете использовать Slow CD, Ahead Nero Drive Speed и т. д. Вообще-то, большинство приводов самостоятельно снижают скорость, натолкнувшись на не читающиеся сектора, однако, качество заложенных в них алгоритмов, все еще оставляет желать лучшего и "ручное" управление скоростью дает более оптимальный результат.
Если же ни на одном из доступных вам приводов диск все равно не читается, можно попробовать отшлифовать его какой-нибудь полировальной пастой. Технике полирования оптических поверхностей (и лазерных дисков в частности) посвящено огромное количество статей, опубликованных как в печатных изданиях, так и в Интернете (особенно полезны в этом смысле астрономические книги по телескопостроению), поэтому здесь этот вопрос будет рассмотрен лишь кратко. Да, действительно, поцарапанный диск в большинстве случав можно отполировать и если все сделать правильно, диск с высокой степенью вероятности возвратится из небытия, но… Во-первых, полировка восстанавливает лишь царапины нижней поверхности диска и бессильна противостоять разрушениям отражающего слоя. Во- вторых, устраняя одни царапины, вы неизбежно добавляете другие и после иной полировки лазерному диску может очень сильно "поплохеть". В-третьих, полировке дисков не возможно научиться за раз, — вам понадобиться уйма времени и куча "подопытных" дисков. Нет уж, благодарю покорно! Лучше мы пойдем другим путем! А вот что вашему диску действительно не помешает — так это протирка обычными салфетками, пропитанными антистатиком (ищите их в компьютерных магазинах). Прежде чем вытирать диск сдуйте все частицы пыли, осевшие на него (иначе вы его только больше поцарапаете) и ни в коем случае не двигайтесь концентрическими мазками! Вытирать поверхность диска следует радиальными движениями от центра к краям, заменяя салфетку на каждом проходе.
Диск не опознается приводом
Вы вставляете диск в привод. Привод раскручивает диск, судорожно мигая при этом индикатором активности, затем, убедившись в том, что на заданной скорости диск не читается, начинает снижать обороты вплоть до полной остановки диска. Индикатор "DISK IN" (если он присутствует на лицевой панели привода) печально тухнет, давая тем самым понять, что кусок пластика, засунутый в привод, с точки зрения привода представляет собой все, что угодно, но только не компакт-диск. При попытке обращения к диску выдается сообщение об отсутствии диска в дисководе и вежливое предложение его туда вставить.
Неспособность привода опознать диск в подавляющем большинстве случаев это свидетельство неисправности CD-ROM привода. Реже — дефективности самого лазерного диска. Даже если вчера этот диск вполне уверенно опознавался и даже если привод опознает все остальные диски — не спешите уверять себя в его, привода, работоспособности! Попробуйте прочитать диск на другом накопителе. На худой конец — уменьшите скорость вращения диска до минимальной, однако, будьте
готовы к тому, что привод вас не послушается. Дело в том, что большинство приводов автоматически сбрасывают прежние установки скорости при смене диска и не позволяют изменять скорость вплоть до тех пор, пока диск не будет опознан (особенно этим "славятся" приводы TEAC, приводы от ASUS обычно ведут себя более демократично).
Если же подопытный диск отказывается опознаваться всеми доступными вам приводами, то причина скорее всего в том, что приводы не могут прочесть оглавление диска (так же называемое TOC), хранящееся в области Lead-in. Выньте диск из привода и внимательно рассмотрите узкое блестящее кольцо, расположенное у внутреннего края диска — это и есть Lead-in. Нет ли на нем глубоких царапин или загрязнений? Загрязнения удалите чистой салфеткой (к слову сказать, при очистке диска про вводную область зачастую как-то забывают, вероятно, принимая ее за бесполезное декоративное украшение). Бороться с царапинами намного труднее и без надлежащего опыта полировки лазерных дисков за это дело лучше не браться. Лучше всего было бы отнести такой диск в сервисный центр, специализирующийся на восстановлении информации, однако, далеко не во всяком городе такие центры вообще есть и далеко не всегда они выполняют такое восстановление оперативно и грамотно. Опять-таки: конфиденциальность, стоимость восстановления и прочее, прочее, прочее…
Можно ли восстановить такой диск самостоятельно? Да, можно, но для этого вам понадобиться определенное оборудование, стоящее порядка 1000 рублей (~30$). Конкретно — отдельный привод CD-ROM, над которым будет не жалко поизмываться и потерей которого вы окажетесь не слишком сильно огорчены (очень хорошо подходят для этих целей низкоскоростные приводы, оставшиеся от последнего апгрейда (upgrade) системы).
Весь фокус в том, что для работы с диском на сектором уровне TOC не так уж и нужен и без него вполне можно обойтись. Фактически это не аппаратная, а программная проблема. Обнаружив, что в процессе чтения оглавления диска возникли неустранимые ошибки, микропрограмма, зашитая в ПЗУ привода, отказывает такому диску в обработке, несмотря на то, что содержимое TOC дублировано в Q-канале подкода и размазано по всей спиральной дорожке. Причем, привод реально нуждается лишь в трех основных полях TOC: адресе выводной области диска (чтобы знать до сих пор можно "дергать" головкой), стартовом адресе первого трека (чтобы знать откуда начинать чтение данных) и адресе следующей вводной области (только для многосессионных приводов). Со стартовым адресом первого трека разобраться проще всего — он по жизни равен 00:02:00 (что соответствует нулевому LBA-адресу). Адрес Lead-out, напрямую зависящий от объема лазерного диска, не обязательно указывать точно, достаточно выбрать его таким, чтобы он был не меньше адреса настоящего Lead-out, иначе все, расположенные за ним сектора, окажутся недоступными. Установив адрес Lead-out на 80- или даже 90 минут мы можем гарантировать, что вся поверхность диска будет доступна приводу. Короче говоря, имей мы доступ ко внутренним структурам прошивки привода, восстановление разрушенного TOC было бы плевым делом. Автор использует для этих целей специальным образом модифицированную им прошивку обыкновенного привода CD-ROM (старенькая 8x модель от no name),
которая позволяет манипулировать любыми служебными данными и потому читает все, что только физически можно прочесть.
Если же взлом микропроцессорных программ вам не по зубам, можно пойти другим путем. Аккуратно разберите привод CD-ROM и извлеките его начинку из корпуса (теперь вы поняли почему автор порекомендовал купить для этих целей отдельный — максимально дешевый — привод?). Теперь, открутите болты, удерживающие металлическую планку, на которой закреплен эдакий "пятачок", прижимающийся к верхнему краю лазерного диска и тем самым уберегающий его от проскальзывания. Вместо этой нехитрой конструкции вы можете использовать металлическое кольцо или иную тяжесть. Главное, — получить свободный доступ к лазерному диску и возможность его "горячей" смены на ходу без выдвижения лотка.
Подключите привод CD-ROM к компьютеру и, включив питание последнего, нормальным путем вставьте в привод специальным образом подготовленный диск, адрес выводной области которого лежит в районе 80—90 минут (можно просто вставить любой компакт-диск с видеофильмом от 700 Мбайт). Убедившись, что диск нормально опознан, дождитесь его полной остановки и, не выключая компьютера, аккуратно снимите его с привода, ни в коем случае не открывая лоток. Теперь, установите в привод тот диск, который вы собираетесь восстанавливать. Поскольку TOC старого диска уже находится в кэше, а замену диска, совершенную таким варварским способом, привод обнаружить не в состоянии, он будет работать с новым диском точно так же, как и со старым. Только не пытайтесь читать содержимое диска средствами операционной системы — это ни к чему хорошему ни приведет (ведь она тоже умеет кэшировать и сколько бы вы ни жали на "обновить" в окне проводника будет неизменно прежнее оглавление). Лучше возьмите любой "грабер", читающий диск на секторном уровне и не задающий при этом лишних вопросов (например, можно воспользоваться утилитой cd_raw_read, бесплатно распространяемой автором) и скопируйте все содержимое диска от первого сектора до последнего в файл-образ, а затем, используя любую подходящую программу "прожига", поместите его на носитель CD-R или CD-RW. Пусть вы не восстановите сам диск, но зато — его содержимое! Эта методика с одинаковым успехом применима как для аудиодисков, так и для дисков с данными.
Как вариант: можно не откручивать прижимную планку, а найти датчик смены диска и на время сделать ему "харакири", заставляя привод "думать", что восстанавливаемый диск не был заменен (дешевые приводы используют простые механические датчики, сразу же бросающиеся в глаза, в более дорогих моделях отдельного датчика вообще нет и признаком смены диска считается нажатие на кнопку Eject; в этом случае с некоторым риском можно воспользоваться отверстием для аварийного извлечения диска, однако, имейте ввиду, что извлечение диска на работающем приводе может необратимо искалечить его механическую часть).
К слову сказать, существуют и такие приводы, которые ухитряются читать диск даже при полностью разрушенном TOC. К ним в частности относятся некоторые модели пишущих устройств от фирмы MSI. Обладателем этих приводов незачем развинчивать свой CD-ROM — сбойный диск он прочтет и так.
Так же, при восстановлении многосессионных дисков можно попробовать просто зачернить вводную область диска черным маркером, — содержимое первой сессии при этом окажется утраченным, но вот все последующие сессии большинство приводов прочтут на ура. Напоминаю, что вводная область диска выглядит как блестящее кольцо, расположенное вокруг внутренней кромки диска.
Диск опознается приводом, но не опознается операционной системой
Вы вставляете диск в привод. Привод раскручивает диск, зажигает индикатор DISK IN (если он есть), однако, попытка просмотра содержимого диска штатными средствами операционной системы приводит к сообщению о той или иной ошибке. Сканирование поверхности диска утилитой Ahead Nero CD Speed (или любой другой утилитой аналогичного назначения) выявляет один или несколько разрушенных (damaged) секторов.
Это — явный симптом повреждения файловой системы, а точнее — ее корневого каталога. Если это произошло — не хватайтесь за сердце. Восстановление коревого каталога лазерных дисков в отличии от винчестеров и дискет не представляет большой проблемы. Подавляющее большинство лазерных дисков содержат не одну, а сразу две файловых системы, дублирующих друг друга — ISO 9660 и Joliet (таковыми являются все диски, выпушенные после 1995 года). Согласитесь, одновременное разрушение сразу двух корневых каталогов — событие крайне маловероятное. К тому же, в силу отсутствия фрагментации, вложенные подкаталоги не разбросаны по всей поверхности лазерного диска, а сосредоточенны в одном месте, благодаря чему даже при полностью разрушенном корневом каталоге их достаточно легко восстановить. Наконец, каждая последующая сессия многосессионого диска включает в себя содержимое файловых систем всех предыдущих сессий (исключая, разумеется, удаленные файлы). А потому, при "смерти" файловой системы последней сессии, мы без труда можем спасти содержимое всех остальных.
К сожалению, штатные средства Windows не предоставляют возможности выборочного монтирования ни предпочтительной файловой системы, ни предпочтительной сессии, принудительно подсаживая нас на корневой каталог системы Joliet последней сессии диска. Самое простое, что можно сделать — попробовать прочитать диск под "голой" MS-DOS с установленным драйвером MSCDEX, работающим исключительно с системой ISO 9660 и игнорирующим существование Joliet. Как вариант, вы можете воспользоваться утилитой ISO 9660.dir, разработанной автором специально для работы с разрушенными файловыми системами и восстанавливающей все, что только можно восстановить.
Естественно, в силу того, что максимальная длина файловых идентификаторов в системе ISO 9660 составляет всего лишь 11 символов, длинные файловые имена оказываются необратимо искажены, однако, согласитесь, это все же лучше чем совсем ничего.
При вставке диска в привод компьютер зависает
Вы вставляете диск в привод, привод раскручивает диск, интенсивно мигая индикатором активности и… зависает, зачастую "подвешивая" вместе с собой и операционную систему. В легких случаях положение спасает кнопка Eject, в тяжелых — Reset.
Такое поведение характерно для защищенных дисков, защита которых основана на искаженном TOC. Большинство приводов к искаженному TOC относятся довольно лояльно (хотя это смотря еще что искажать), но встречаются и такие, которые при этом просто виснут. Если прочесть защищенный диск все же необходимо — попробуйте сменить привод.
Другой возможный вариант — зацикленная файловая система. При "прожиге" дисков CD-R/CD-RW "кривым" софтом (software) — такое часто случается. Удерживая клавишу <Shift> во время загрузки диска запретите операционной системе читать его содержимое (или же просто временно отключите автозапуск) и посредством той же утилиты ISO 9660.dir вытяните из диска все, что только с него можно вытянуть.
Диск читается с ошибками
Если не смотря на все ухищрения типа снижения скорости или очистки поверхности диск все равно читается с ошибками и сбойные сектора приходится как раз на область, занятую ценнейшими файлами — "дело труба". Но все же, шансы успешного восстановления данных есть, пускай и небольшие.
Прежде всего: ошибка ошибке рознь. Редко бывает так, чтобы сектор не читался весь целиком. Как правило, речь идет об искажении одного или нескольких принадлежащих ему байт. Причем, корректирующая способность избыточных кодов такова, что до 392 сбойных байт исправляется уже в декодере первого уровня (CIRC- декодере). Еще до 86 ошибок способны исправлять P-коды и до 52 ошибок — Q- коды. Таким образом при наиболее благоприятном распределении ошибок удается восстановить вплоть до 530 ошибок или до ~25% общей емкости сектора. Лишь чудовищная ненадежность оптических носителей приводит к тому, что даже такая колоссальная избыточность данных иной раз не в силах противостоять сбоям.
В зависимости от установочных параметров, накопитель, обнаружив неустранимый сбой, либо отдает сектор в том виде, в котором его удалось прочесть, либо же просто рапортует об ошибке, оставляя содержимое выходного буфера в неопределенном состоянии. Идея восстановления состоит в том, чтобы заставить привод выдавать все, что он только способен прочесть. Конечно, искаженные байты уже не вернуть назад, однако, многие форматы файлов вполне лояльно относятся к небольшим разрушениям. Музыка в формате MP3/WMA, видеофильмы, графические изображения — все они будут вполне нормально воспроизводиться и только непосредственно на месте самого искажения возникнет щелчок той или иной громкости или мелькнет "артефакт". С архивами ситуация обстоит значительно хуже, однако, в подавляющем большинстве случаев вы потеряете всего один-единственный файл, а все остальные содержимое архива распакуется нормально (кстати, некоторые архиваторы, такие например, как RAR поддерживают собственные корректирующие
коды, позволяющие при минимальной избыточности восстанавливать "битые" архивы).
Постойте! — возразят мне иные читатели — Как же, было дело! Пробовали мы восстанавливать не читающиеся диски теми или иными утилитами. Ну и что? "Вылеченный" mpg- или avi-файл система наотрез отказалась считать видео-файлом! Так все дело в том, — резонно возражу я, — что эти самые утилиты просто выкидывали все сектора, которые они не могли прочесть, в результате чего размер файла, а значит, и относительные смещения всех его структур изменились! Неудивительно, что после такой "кастрации" он перестал воспроизводится!
Воспользуйтесь любым копировщиком защищенных дисков, предоставляющим выборочное управление режимом обработки ошибок и выберите режим 24h (максимально возможная коррекция ошибок без прерывания передачи данных в случае невозможности их восстановления). Среди прочих утилит для этой цели подойдет тот же cd_raw_read, разработанный автором. Как альтернативный вариант вы можете использовать Alcohol 120% и/или Clone CD.
Спрашиваете: а по каким причинам сектор может перестать читаться? Прежде всего это глубокие и широкие радиальные царапины со стороны верхней части. Преодолев тонкий барьер защитного лакового слоя царапины "выедают" непосредственно сам отражающий материал, а вместе с ним — и полезные данные.
Немногочисленные узкие царапины в общем-то не опасны — содержимое сектора размазано вдоль спиральной дорожки и потому выпадения нескольких байт легко компенсируются за счет избыточности. Правда, тут есть одно "но". Откуда приводу знать сколько именно "питов" и "лендов" было пропущено? Поскольку, "питы" и "ленды" напрямую не соответствуют двоичному нулю и единице, и единица кодируется переходом от "пита" к "ленду" или наоборот, а нуль — отсутствуем переходов на данном участке, становится понятно, что пропадание нечетного числа "питов"/"лентов" как бы переворачивает весь хвост фрейма с ног на голову, т. е. другими словами "гробит" его. Отсюда: даже одна-единственная царапина способна породить целый каскад ошибок, не устранимых штатными корректирующими кодами, но в принципе, поддающимися ремонту в ручную. Ну, не то, чтобы совсем вручную, — необходимая для этой цели утилита уже написана автором и сейчас проходит стадию альфа-тестирования, на ура читая те диски, которые не читались нормальным путем. Не исключено, что к моменту выхода данной книги она перейдет в стадию бета-тестирования и станет бесплатно доступна всем желающим. Впрочем, поскольку длина одного фрейма составляет всего 24 байта, разрушение нескольких подряд идущих фреймов может быть реконструировано и штатными корректирующими кодами и к помощи моей утилиты придется прибегать лишь на сильно поцарапанных дисках.
Широкие царапины — другое дело. Мало того, что они "съедают" несколько фреймов целиком, так они еще и оптическую головку сбивают с дорожки. Попав в образованную царапиной дыру, головка совершенно дезориентируется (ей становится попросту не на что "опираться"!) и "вылетает" в одну из соседних дорожек. Умные приводы автоматически распознают такую ситуацию и позиционируют головку на нужное место. Приводы поглупее (коих, кстати,
подавляющее большинство) самоуверенно продолжают чтение, как ни в чем ни бывало. В результате, голова одного сектора скрещивается с хвостом другого и… естественно, при попытке восстановления такого сектора штатными корректирующими кодами ничего, кроме "мусора" не получается и привод уныло диагностирует неисправимую ошибку. Выход — читать такой сектор до тех пор, пока головка не попадает на туже самую дорожку, с которой начиналось чтение сектора. Количество попыток чтения при этом должно быть достаточно велико (от 100 и больше). Ведь с точки зрения вероятности отклониться от спиральной дорожки намного проще, чем удержаться на ней!
Концентрические царапины — самый деструктивный тип разрушений который только может быть. Размазывание информации вдоль спиральной дорожки теперь не в силах противостоять сбою, поскольку искажение затрагивает весь сектор целиком (радиальные царапины, напротив, искажают лишь небольшую часть сектора). К тому же концентрические царапины сбивают систему слежения, поскольку следящие лазерные лучи слега расфокусированы и потому оказываются весьма чувствительны к подобным дефектам поверхности.
Царапины, расположенные с нижней стороны диска, в большинстве случав устраняются полировкой, а вот царапины, "высверлившие" рабочий слой, ликвидировать — увы — невозможно.
Искажение TOC и его последствия
Искажение TOC — жестокий, уродливый но на удивление широко распространенный прием, использующийся в доброй половине защитных механизмов. Штатные копировщики (Easy CD Creator, Stomp Record Now, Ahead Nero Burning ROM) на таких дисках в буквальном смысле слова "сходят с ума" и "едут крышей". Копировщики защищенных дисков (Clone CD, Alcohol 120%) к искаженному TOC относятся гораздо лояльнее, но требуют для своей работы определенного сочетания пишущего и читающего приводов, да и в этом случае копируют такой диск не всегда. Пишущий привод обязательно должен поддерживать режим RAW DAO (Disc At Once), — в котором весь диск записывается за один проход лазера. Режим RAW SAO (Session At Once) для этих целей совершенно непригоден, поскольку предписывает приводу писать сначала содержимое сессии, а потом — TOC. Как следствие — приводу приходится самостоятельно анализировать TOC, чтобы определить стартовый адрес сессии и ее длину. Попытка записать искаженный TOC в режиме RAW SAO в общем случае приводит к непредсказуемому поведению привода и работоспособной копии защищенного диска нечего и думать! Первая, встретившаяся приводу, сессия с искаженным TOC, обычно оказывается и последней, т. к. остальные сессии писать уже некуда (искажение TOC обычно преследует цель увеличения размера сессии до нескольких гигабайт).
Читающий привод помимо режима "сырого" чтения (который поддерживают практически все приводы) должен уметь распознавать искаженный TOC, автоматически переходя в этом случае на использование "резервного" средства адресации — Q-канала подкода. В противном случае, сессия, содержащая искаженный TOC, окажется недоступной для чтения даже на секторном уровне.
Таким образом, копирование дисков с искаженным TOC осуществимо не на всяком оборудовании и порядка 1/3 моделей пишущих устройств для этих целей непригодны. Узнать: поддерживает ли выбранная вами модель привода режим RAW DAO или нет можно в частности из раздела "Tech support" справки Clone CD, где перечислены характеристики достаточно большого количества всевозможных приводов (впрочем, моих приводов там уже увы нет). Другой путь — "скормить" приводу SCSI/ATAPI команду 46h (GET CONFIGURATION) и посмотреть что он ответит. Из двух моих пишущих приводов (см. как сломать…) режим RAW DAO поддерживает один лишь NEC. С определением возможности чтения искаженных сессий дела обстоят на порядок сложнее, ибо данная особенность поведения является исключительно внутренней характеристикой привода и не афишируется ни самим приводом, ни его производителями. Приходится выяснять эту информацию экспериментально. Возьмите диск с искаженным TOC (о том как его создать — рассказано далее), вставьте его в привод и попробуйте прочесть несколько секторов из искаженной сессии. Реакция приводов может быть самой разнообразной. Тот же PHILIPS в зависимости от "настроения" своих электронных цепей, то рапортует об ошибке чтения, то возвращает совершенно бессмысленный "мусор", в котором не угадывается даже синхро-последовательность, возглавляющая заголовок сырого сектора.
Основной недостаток защитных механизмов с искаженным TOC состоит в том, что некоторые приводы такие диски просто не "видят" и потому не могут их воспроизвести. Легальный пользователь, испытавший несовместимость защиты со своей аппаратурой, в лучшем случае обложит ее разработчика матом и поспешит вернуть диск продавцу…. если конечно, сможет вытащить эту "бяку" из недр CD- ROM, что вовсе не факт, поскольку микропроцессорная начинка некоторых приводов при попытке анализа искаженного TOC просто "зависает" и привод полностью абстрагируется от всех раздражителей внешнего мира, не реагируя в том числе и на настойчивые попытки пользователя получить обратно диск, нажатием на кнопку Eject. Отверстие для аварийного выброса диска, правда, еще никто не отменял, но по слухам не везде оно есть (хотя лично мне такие приводы еще не встречалось), а там где есть — зачастую оказывается скрытым за декоративной панелью или — что более вероятно — пользователь может вообще не знать, что это за отверстие такое, для чего оно предназначено и как им, собственно, следует пользоваться. Посмотрите внимательно на лицевую панель своего привода CD-ROM, видите, — внизу лотка расположено крохотное отверстие порядка 1 мм в диаметре? Воспользовавшись любым длинным, тонким и достаточно прочным предметом, например, металлической канцелярской скрепкой, слегка приоткройте лоток, введя "отмычку" в указанное отверстие до упора и еще чуть-чуть надавив. Все! — дальше лоток можно выдвинуть уже руками.
Внимание !
Во-первых проделывайте эту операцию только при выключенном компьютере, а, во- вторых, держите "отмычку" строго горизонтально, иначе вы можете промазать и угодить в какой ни будь нежный узел, основательно его повредив.
На "Макинтошах" (Macintosh) таких отверстий нет — это точно (или же пользователи этих компьютеров все сплошь идиоты). Во всяком случае, количество судебных исков, поданных последними, в буквальном смысле слова не поддается ни разуму, ни исчислению. Самое интересное, что подавляющее большинство этих исков были удовлетворены и разработчикам пришлось оплатить и "ремонт" аппаратуры, и моральный ущерб, и, собственно сами, судебные издержки. (Между нами говоря, снятие защиты с дисков, записанных с грубыми нарушениями Стандарта, коими в частности и являются диски с искаженным TOC, не считается взломом, и не преследуется по закону, поэтому: ломайте, ломайте и еще раз ломайте).
Миссия 1: некорректный стартовый адрес трека
Для создания защищенного диска с искаженным TOC нам понадобиться: любая программа записи на диск, умеющая создавать многосессионные диски (например, Roxio Easy CD Creator), копировщик защищенных дисков, сохраняющий содержимое TOC в текстовом файле, доступном для редактирования (мы выбираем Clone CD) и, естественно, сам пишущий привод, поддерживающий режим "сырой" записи в режиме DAO. Для облегчения восприятия материала все действия будут расписаны по шагам, хотя это выглядит и не слишком литературно.
Шаг первый. Создание оригинального диска. Достаем из упаковки новую болванку CD-R или — что даже лучше — вставляем в привод "потертый жизнью" диск CD-RW и записываем на него пару сессий в штатном режиме. Будет лучше (вернее нагляднее) если вторая сессия будет включать в себя файлы первой сессии — той самой сессии, чей TOC мы и собираемся искажать. Интересно, сможет ли привод прочесть ее содержимое или нет?
Шаг второй. Получение образа оригинального диска. Запускаем программу Clone CD и указываем ей создать образ оригинального диска (выбираемый профиль настроек на данном этапе некритичен, поскольку диск еще не защищен, то с равным успехом можно использовать как "CD с данными", так и "Protected PC Game"; флажок "создавать Cue-Sheet" устанавливать необязательно — все равно он действителен лишь на односессионных компакт-дисках).
Шаг третий. Искажение стартового адреса первого трека в образе. Если все сделано правильно и программно/аппаратное обеспечение во всей своей совокупности работает нормально, на жестком диске должны образоваться три файла: IMAGE.CCD, — несущий в себе содержимое Q-канала подкода области Lead-in или, попросту говоря, TOC; IMAGE.IMG — "сырой" образ диска со всеми секторами от 00:00:02 до "сколько-на-диске-есть-там" и IMAGE.SUB — содержимое полей подкода "программной" части диска. Последний файл в принципе может и отсутствовать (он создается только если установлен флажок "Чтение субканалов из треков с данными"), но это некритично, т. к. сейчас нас в первую очередь интересуют не каналы подкода, а сам TOC! Откроем файл IMAGE.CCD в любом текстовом редакторе и попытаемся перевести расклад геометрии диска на человеческий язык (листинг 2.1). Обобщенно говоря, диск содержит две секции, — по одному треку каждая. Абсолютный адрес начала первого трека — 00:00:02, абсолютный адрес Lead-out области первой сессии — 00:29:33 (адрес последнего сектора трека на две секунды короче), абсолютный адрес начала второго трека — 03:01:33, а абсолютный адрес Lead-out второй сессии — 03:24:33. Максимально достижимая емкость диска — 22:14:34 (хотя на самом диске и написано, что он 23минутный).
Листинг 2.1. Содержимое неискаженного TOC в "сыром" виде
[CloneCD]; данные о Clone CD
Version=3; версия Clone CD. Идет лесом
[Disc]TocEntries=12Sessions=2DataTracksScrambled=0[Disc]TocEntries=12Sessions=2DataTracksScrambled=0; данные диска
[Disc]
TocEntries=12
Sessions=2
DataTracksScrambled=0
[Disc]
TocEntries=12
Sessions=2
DataTracksScrambled=0
; кол-во элементов TOC'a
; кол-во сессий = 2
; поле DVD (см. inf-8090),
; для CD эта информация лишена смысла
CDTextLength=0CDTextLength=0; CD-Text'a в полях подкода Lead-in области нету
CDTextLength=0
CDTextLength=0
[Session 1]
; данные сессии 1
PreGapMode=1
; тип трека Mode 1(трек с данными, 2048 байт данных)
PreGapSubC=0
; данных подканала – нет
[Session 2]
; данные сессии 2
PreGapMode=1
; тип трека Mode 1(трек с данными, 2048 байт данных)
PreGapSubC=0
; данных подканала – нет
[Entry 0]
; данные элемента TOC'a №0
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xa0
; номер первого трека сессии 1 в PMin/тип диска в PSec
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек ( т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=1
; номер первого трека сессии 1
PSec=0
; тип диска CD-DA и CD-ROM диск в Mode 1
PFrame=0
; не несет никакой полезной информации
PLBA=4350
; номер трека представленный CloneCD как LBA-адрес, т .е . чушь
[Entry 1]
; данные элемента TOC'a №1
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xa1
; номер последнего трека сессии 1 в PMin
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек ( т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=1
; номер последнего трека сессии 1 (в сессии только один трек)
PSec=0
; не несет никакой полезной информации
PFrame=0
; не несет никакой полезной информации
PLBA=4350
; номер трека представленный CloneCD как LBA-адрес, т.е . чушь
[Entry 2]
; данные элемента TOC'a №2
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xa2
; положение Lead-out области в PMin:PSec:PFrame
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек (т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=0
; \
PSec=29
; + - абсолютный адрес Lead-out области сессии 1
PFrame=33
; /
PLBA=2058
; LBA-адрес Lead-out области сессии 1
[Entry 3]
; данные элемента TOC'a №3
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0x01
; данные трека 1 сессии 1
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек (т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=0
; \
PSec=2
; + - абсолютный адрес начала трека 1 сессии 1
PFrame=0
; /
PLBA=0
; LBA-адрес начала трека 1 сессии 1
[Entry 4]
; данные элемента TOC'a №4
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xb0
; позиция следующий записываемой области в AMin:ASec:AFrame
ADR=0x05
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек (т. е . TOC)
AMin=2ASec=59AFrame=33ALBA=13308Zero=3PMin=22PSec=14PFrame=34PLBA=99934[Entry 5] Session=1Point=0xc0ADR=0x05Control=0x04TrackNo=0AMin=162ASec=128AFrame=140ALBA=288590Zero=0PMin=97PSec=27PFrame=21PLBA=-11604[Entry 6] Session=1Point=0xc1ADR=0x05Control=0x04TrackNo=0AMin=4ASec=120AFrame=96ALBA=26946Zero=0PMin=0PSec=0PFrame=0AMin=2ASec=59AFrame=33ALBA=13308Zero=3PMin=22PSec=14PFrame=34PLBA=99934[Entry 5] Session=1Point=0xc0ADR=0x05Control=0x04TrackNo=0AMin=162ASec=128AFrame=140ALBA=288590Zero=0PMin=97PSec=27PFrame=21PLBA=-11604[Entry 6] Session=1Point=0xc1ADR=0x05Control=0x04TrackNo=0AMin=4ASec=120AFrame=96ALBA=26946Zero=0PMin=0PSec=0PFrame=0
AMin=2
ASec=59
AFrame=33
ALBA=13308
Zero=3
PMin=22
PSec=14
PFrame=34
PLBA=99934
[Entry 5] Session=1
Point=0xc0
ADR=0x05
Control=0x04
TrackNo=0
AMin=162
ASec=128
AFrame=140
ALBA=288590
Zero=0
PMin=97
PSec=27
PFrame=21
PLBA=-11604
[Entry 6] Session=1
Point=0xc1
ADR=0x05
Control=0x04
TrackNo=0
AMin=4
ASec=120
AFrame=96
ALBA=26946
Zero=0
PMin=0
PSec=0
PFrame=0
AMin=2
ASec=59
AFrame=33
ALBA=13308
Zero=3
PMin=22
PSec=14
PFrame=34
PLBA=99934
[Entry 5] Session=1
Point=0xc0
ADR=0x05
Control=0x04
TrackNo=0
AMin=162
ASec=128
AFrame=140
ALBA=288590
Zero=0
PMin=97
PSec=27
PFrame=21
PLBA=-11604
[Entry 6] Session=1
Point=0xc1
ADR=0x05
Control=0x04
TrackNo=0
AMin=4
ASec=120
AFrame=96
ALBA=26946
Zero=0
PMin=0
PSec=0
PFrame=0
; \
;+ - абсолютный адрес следующей записываемой области
; /
; LBA-адрес следующей записываемой области
; кол-во pointer'ов в Mode 5
; \
;+ - абсолютный адрес максимальной записываемой области
; /
; LBA-адрес максимальной записываемой области
; данные элемента TOC'a №5
; элемент сессии 1
; стартовый адрес Lead-in области Hybrid диска (если он есть )
; Mode 5 (Оранжевая книга)
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек ( т. е . TOC)
; рекомендуемая мощность лазера для записи
; Application code
; зарезервировано
; LBA-" адрес " трех предыдущих полей
; зарезервировано
; \
;+ - абсолютный адрес Lead-in области Hybrid диска
; /(адрес лежит за пределами диска, т.е . Hybrid-диска нет)
; LBA-адрес Lead-in области Hybrid'a(вычислен с переполнением)
; данные элемента TOC'a №6
; элемент сессии 1
; копия ATIP-информации
; -+
; -+
; -+
; -+
; -+
; -+
; -+ - ATIP информация
; -+
; -+
; -+
; -+
PLBA=-150
; -+
[Entry 7]
; данные элемента TOC'a №7
Session=2
; элемент сессии 2 (вот мы и добрались до сессии 2!)
Point=0xa0
; номер первого трека сессии 2 в PMin/тип диска в PSec
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек (т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=2
; номер первого трека сессии 2 ( нумерация треков сквозная!)
PSec=0
; тип диска CD-DA и CD-ROM диск в Mode 1
PFrame=0
; не несет никакой полезной информации
PLBA=8850
; номер трека представленный CloneCD как LBA-адрес, т.е . чушь
[Entry 8]
; данные элемента TOC'a №8
Session=2
; элемент сессии 2
Point=0xa1
; номер последнего трека сессии 2 в PMin
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек ( т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=2
; номер последнего трека сессии 2 (в сессии только один трек)
PSec=0
; не несет никакой полезной информации
PFrame=0
; не несет никакой полезной информации
PLBA=8850
; номер трека представленный CloneCD как LBA-адрес, т.е . чушь
[Entry 9]
; данные элемента TOC'a №9
Session=2
; элемент сессии 2
Point=0xa2
; положение Lead-out области в PMin:PSec:PFrame
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек ( т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=3
; \
PSec=24
; + - абсолютный адрес Lead-out области сессии 2
PFrame=23
; /
PLBA=15173
; LBA-адрес Lead-out области сессии 2
[Entry 10]
; данные элемента TOC'a №10
Session=2
; элемент сессии 2
Point=0x02
; данные трека 2 сессии 2
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек ( т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=3
; \
PSec=1
; + - абсолютный адрес начала трека 2 сессии 2
PFrame=33
; /
PLBA=13458
; LBA-адрес начала трека 2 сессии 2
[Entry 11]
; данные элемента TOC'a №11
Session=2
; элемент сессии 2
Point=0xb0
; адрес следующей записываемой области в AMin:ASec:AFrame
ADR=0x05
; Mode 5
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек ( т. е . TOC)
AMin=4
; \
ASec=54
;+ - абсолютный адрес следующей записываемой области
AFrame=23
; /
ALBA=21923
; LBA-адрес следующей записываемой области
Zero=1
; кол-во pointer'ов Mode 5
PMin=22
; \
PSec=14
; + - абсолютный адрес последней возможной Lead-out области
PFrame=34
; / (на самом диске написано 23 мин,
; это ж как надо округлять 22:14:34)
PLBA=99934
; LBA-адрес последней возможной Lead-out области
[TRACK 1]
; данные трека 1
MODE=1
; режим Mode 1
INDEX 1=0
; post-gap?
[TRACK 2]
; данные трека 2
MODE=1
; режим Mode 1
INDEX 1=0
; post-gap?
Давайте теперь немного "поиздеваемся" над TOC и увеличим стартовый адрес первого трека так, чтобы он вышел далеко за пределы первой сессии и попал… ну, собственно, куда-нибудь он все равно попадет. Чтобы быстро отыскать соответствующую ему запись, воспользуемся контекстным поиском. Жмем на клавишу <F7> и вводим "point=0x1" (листинг 2.2).
Листинг 2.2. Атрибуты трека 1
[Entry 3]
; данные элемента TOC'a №3
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0x01
; данные трека 1 сессии 1
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек ( т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=0
; \
PSec=2
; + - абсолютный адрес начала трека 1 сессии 1
PFrame=0
; /
PLBA=0
; LBA-адрес начала трека 1 сессии 1
Как мы видим, здесь присутствует как абсолютный, измеряемый в минутах: секундах: фреймах, так и LBA-адрес трека, представляющий собой ничто иное, как порядковый номер сектора, считая от нуля. На самом деле, LBA-адрес — это "отсебятина", добавляемая в файл самим Clone CD и в TOC он не храниться. Судя по всему, Clone CD вычисляет LBA-адрес исходя из соображений удобства (работать с LBA-адресацией, действительно намного комфортнее). Однако, при внесении каких-либо изменений в CCD-файл, за согласованием обоих типов адресов нам
придется следить самостоятельно. Для перевода абсолютных адресов в LBA можно воспользоваться следующей формулой:
Logical Sector Address = (((Minute * 60) + Seconds) * 75 +Frame) – 150.
Далее в листинге 2.3 представлен вид атрибутов трека 1 до и после искажения.
Листинг 2.3. Атрибуты трека 1 до искажений (слева) и после искажения (справа)
[Entry 3]
[Entry 3]
Session=1
Session=1
Point=0x01
Point=0x01
ADR=0x01
ADR=0x01
Control=0x04
Control=0x04
TrackNo=0
TrackNo=0
AMin=0
AMin=0
ASec=0
ASec=0
AFrame=0
AFrame=0
ALBA=-150
ALBA=-150
Zero=0
Zero=0
PMin=0
^
PMin=10
PSec=2
^
PSec=2
PFrame=0
^
PFrame=0
PLBA=0
^
PLBA=-1
На самом деле коварный автор схитрил и вместо вычислений LBA-адреса имел в виду тот факт, что его версия Clone CD всегда использует абсолютные адреса, а LBA — игнорирует. Выбор абсолютного адреса первого трека — произвольный, но осуществленный с таким расчетом, чтобы искаженный адрес гарантированно "вылетал" за границы первой сессии, область Lead-out которой находится по адресу 00:29:33 (см. элемент TOC №2).
Шаг четвертый. Монтирование искаженного образа на виртуальный привод. Теперь смонтируем искаженный образ диска на виртуальный привод, создаваемый программой Alcohol 120% и посмотрим, что из этого получилось. Конечно, нет никакой уверенности в том, что виртуальный привод поведет себя как настоящий, но ведь и настоящие приводы на искаженных дисках ведут себя по разному! Поэтому, использовать Alcohol 120% в качестве рабочего "макетника" вполне допустимо, тем более что это экономит уйму времени и болванок, ведь монтирование виртуального диска в отличии от "прожига" болванки осуществляется мгновенно, если, конечно оно вообще осуществляется… Вплоть до версии 1.4.3 включительно — самой свежей версии на момент написания этих строк — программа Alcohol 120% органически не переваривала искаженные образы дисков и отказывалась их монтировать, апеллируя к недоступности образа файла: "Unable to mount image. File not accessible". Судя по
всему, Alcohol 120% понимает искаженный TOC слишком буквально, пытаясь отыскать в файле-образе то, что там заведомо нет (трека, начинающегося с адреса 10:02:00 и заканчивающегося адресом 00:29:33 там точно нет!).
Какая жалость! Возможность монтирования дисковых образов с искаженным TOC позволила бы нам преодолевать защиту от копирования на любых пишущих приводах, а не только тех, что поддерживают режим RAW DAO, — просто сбрасываем образ защищенного диска на болванку в виде обыкновенного файла и динамически монтируем его программой Alcohol 120% по мере необходимости. Выходит, что на проверку эта программа оказывается гораздо менее крута, чем это кажется!
Шаг пятый. Запись искаженного образа на диск. В порядке эксперимента попробуем "прожечь" искаженный образ в режиме RAW SAO, в котором, как уже было сказано ранее, корректная запись сессий с искаженным TOC невозможна. Для гарантированного исключения возможных побочных эффектов желательно использовать привод не поддерживающий режим RAW DAO чисто физически (ну мало ли, вдруг копировщик в плане проявления чудес искусственного интеллекта автоматически перейдет на более подходящий режим записи, игнорируя наши установки).
Мастер записи образов копировщика Alcohol 120% выдает следующую информацию о записываемом образе (листинг 2.4). Обратите внимание на размеры и адрес первого трека первой сессии (они выделены жирным шрифтом).
Листинг 2.4. Сводная информация по записываемому образу, выдаваемая Alcohol 120%
Тип:
Файл-образ CloneCD
Путь:
L:\
Имя:
Image.ccd
Image.img
Image.sub
Размер :
8.81 MB
Сессий:
2
Треков:
2
Сессия 01:
Трек 01: Mode 1, Длина: -42942(8191.92 GB), Адрес: 045000
Сессия 02:
Трек 02: Mode 1, Длина : 001715(3.3 MB), Адрес : 013458
Вот это номер! Если верить программе Alcohol 120%, то длина первой трека составляет целых 8 Тбайт. Этот чудовищный объем не то, что на CD-, даже на DVD- диск не залезет! На самом деле, длина треков в TOC нигде явным образом не
хранится, но вычисляется как разница стартовых адресов двух смежных треков (если же сессия содержит всего один трек, то в ход идет адрес области Lead-out, примыкающей к треку). Искажение стартового адреса первого трека привело к тому, что разница стартовых адресов области Lead-out и этого самого трека стала отрицательной. Действительно, 00:29:33 – 10:02:00 = 2058 – 45000 == – 42942, а, если вспомнить, что LBA-адреса по стандарту выражаются 32-разрядными неотрицательными числами, становится понятно, как программа Alcohol 120% получила такой неестественно огромный объем (отрицательные числа — это такие числа, чей старший бит взведен, отсюда — маленькое отрицательное число — это очень-очень большое положительное). Расчеты показывают, что заявленное Alcohol 120% значение в 8-Тбайт достигается лишь при использовании 43-битных переменных. Вот это да! Программа Alcohol 120% спроектирована с запасом на будущее (а в будущем нас, как известно, ждут диски с объемами от 30 и более Гбайт, для адресации которых 32-бит оказывается уже недостаточно, плюс еще необходимо учесть резерв, предназначенный для "отлова" отрицательных длин, образовавшихся в результате жестоких извращений с TOC, ведь программа Alcohol 120% — это защищенный копировщик!)
И вот наступает волнующий момент — момент "заливки" искаженного образа на диск CD-R/CD-RW.
Внимание !
Используя диск CD-RW вы должны отдавать себе отчет в том, что можете его безвозвратно потерять! Если ваш единственный пишущий привод откажется опознавать такой диск, очистка последнего окажется невозможной!
Благополучно проглотив искаженный образ, , безо всяких препирательств со своей стороны, зажигает огонек индикации записи (если, конечно, на вашем приводе он есть) и приступает к делу. Проходит минута, другая… а индикатор прогресса по прежнему остается на нуле. К исходу шестой минуты, когда пишущая головка достигает кромки диска, процесс записи аварийно прерывается приводом и Alcohol 120%, издав грустное "бэмс", сигнализирует об аппаратной ошибке.
Просмотр "недорезанного" диска на приводах ASUS и NEC обнаруживает лишь первую сессию, а от второй не видно и следа. С приводом PHILIPS дела обстоят еще хуже — он вообще отказывается признавать вставленную в него "штуку" лазерным диском и, после непродолжительного скрежета своих механических внутренностей, сопровождаемых натужными завываниями перебирающего различные скорости мотора, индикатор "DISC IN" прощально гаснет. "Прощально" в том смысле, что с испорченной болванкой вам придется расстаться. Конечно, если это всего лишь дешевый диск CD-R, то туда ему и дорога, но потерять CD-RW — жалко. К счастью, на приводе NEC очистка диска протекает успешно и воодушевленные этим обстоятельством, мы продолжаем свои издевательства вновь.
Копировщик Clone CD ведет себя в этом отношении иначе. Во-первых, он оценивает длину искаженного трека в 4 294 868 664 Кбайт (листинг 2.5), что указывает на использование 32-разрядных переменных и вытекающую отсюда невозможность
отличать положительные длины от отрицательных. Обратите внимание на размер первого трека первой сессии (он выделен жирным шрифтом).
Листинг 2.5. Сводная информация по записываемому образу, выдаваемая Clone CD
ИНФОРМАЦИЯ О ФАЙЛЕ-ОБРАЗЕ:
Число сессий: 2
Занято на диске : 34850 Кбайт
Секторов: 15173
Время: 03:22:23 (мин:сек:кадр)
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 4726 Кбайт
Число треков: 1
Pregap: Данные Mode 1, размер: 103359 Кбайт
Track 1: Данные Mode 1, размер : 4294868664 Кбайт
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 2:
Размер сессии: 3939 Кбайт
Число треков: 1
Track 2: Данные Mode 1, размер : 3939 Кбайт
Во-вторых, обнаружив, что запись искаженного TOC на данном приводе невозможна, Clone CD корректирует TOC так, чтобы его облик принял "человеческий" вид. В результате, процесс "прожига" протекает без каких-либо ошибок и мы получаем как будто бы работоспособный диск. Стартовый адрес первого трека начинается там, где кончается область Lead-in первой сессии (точнее, pre-gap первого трека начинается там, где кончается post-gap области Lead-in первой сессии, но это уже детали). Такой диск нормально читается в любом приводе CD-ROM, но! Если защитный механизм прочитает содержимое TOC, он легко обнаружит, что имеет дело с копией, но не оригиналом. Спрашивается: и на кой черт нам такое копирование нужно?! Хоть бы предупреждение было какое… Ладно, профессионалы запросто определят в чем подвох, но в каком положении окажутся новички и/или просто квалифицированные пользователи, использующие программу Clone CD для своих нужд? В общем "мрак" одним словом…
Правда, в режиме RAW DAO "нарезка" искаженного образа протекает отлично и Clone CD не вносит в TOC никакой отсебятины, благодаря чему, у нас образуется действительно защищенный CD, который мы сейчас и будем "ломать".
Шаг шестой. Проверка работоспособности защищенного диска. Просмотр защищенного диска под приводом NEC показывает все файлы, даже те, что принадлежат первому треку — тому самому треку, чей стартовый адрес был жестоко искажен. Двойной щелчок мышью доказывает, что файлы не только присутствуют в каталоге, но и успешно открываются ассоциированным с ними приложениям и, судя по всему, выглядят вполне нормальными. Нашу душу начинают грызть смутные сомнения: действительно ли пишущий привод записал стартовый адрес первого трека таким, который мы просили или молчаливо исправил его налету?
Для ответа на этот вопрос мы должны исследовать геометрию диска, т. е. попросту говоря, прочитать TOC. Запускам уже полюбившийся нам Roxio Easy CD Creator и в меню CD находим пункт CD Information. Щелкаем по нему мышкой и на экране тут же раскрывается диалоговое окно с раскладкой диска.
Внимание!
Не все программы способы "переваривать" искаженный TOC! Easy CD Creator это умеет, а вот, например, Record NOW — нет. В отсутствии подходящей утилиты вы можете воспользоваться программой raw.TOC.exe, поставляемой вместе с этой книгой на компакт-диске.
Как и следовало ожидать, стартовый адрес первого трека лежит далеко за пределами своей "родной" сессии и его длина, будучи выраженная положительным числом, значительно превышает доступную емкость диска (рис. 2.1). Так что все наши волнения абсолютно безосновательны!
Рис. 2.1. 0x060 Отрицательная длина первого трека сводит штатный копировщик с ума
Постойте, но как же тогда осуществляется доступ к содержимому первого трека? А кто вам вообще сказал, что лазерный диск адресуется по трекам?! Основной адресацией лазерного диска с данными является сектор. Абсолютный же адрес всякого сектора однозначно определяется принадлежащим ему Q-каналом подкода (с учетом несовпадения границ секций и секторов максимально возможное расхождение допускаемое стандартом составляет 1 сек, т. е. 75 секторов, поэтому этот способ используется лишь для грубого позиционирования оптической головки). Точная наводка на цель выполняется непосредственно по самому секторному заголовку, в явном виде содержащему его абсолютный адрес. Номера треков в процессе обработки сектора вообще не участвуют, вернее могут и не участвовать… Но могут ведь и участвовать! Все зависит от электронной начинки привода и его микропрограммной прошивки. Как именно они в этом участвуют, — сие есть великая тайна разработчиков привода и простым смертным ее понять не дано. Но, так или иначе, встретив некорректный TOC некоторые приводы запутываются и в стройных битовых рядах возникает настоящая сумятица.
Результаты тестирования четырех моих приводов следующие: NEC и TEAC показывают содержимое обоих секций, корректно обрабатывая их содержимое. ASUS показывает только первую — искаженную — сессию и "в упор не видит" вторую, делая ее недоступной даже на секторном уровне. Зато файлы первой сессии обрабатываются вполне корректно. Привод PHILPS видит обе сессии, но корректно
обрабатывает файлы лишь последней из них (т. е. той, что не искажена). Искаженная сессия доступна на секторном уровне, но нестабильно. Иногда без всяких видимых причин, "Филька" (привод PHILPS) "едет крышей" и возвращает лишенный всякого смысла "мусор".
Мораль: защитные механизмы, базирующиеся на искаженном TOC не могут закладываться ни на одну из сессий. Поэтому, обе сессии должны дублировать содержимое друг друга — авось хоть одну из них привод пользователя да прочитает. Какой же тогда в этой защите смысл? А вот какой — пускай защита не может без риска для жизни привязываться к сессиям, она может привязаться к "сырому" содержимому TOC. О том как осуществить такую привязку на практике мы поговорим чуточку позднее, а пока попробуем скопировать защищенный диск нашими фаворитами — Clone CD и Alcohol 120%, естественно, не забывая и штатные копировщики.
Автоматическое копирование и обсуждение его результатов
Горячо любимая мной программа Stomp Record Now при попытке скопировать диск с искаженным стартовым адресом первого трека выводит сообщение "Invalid disk" и отказывается начинать операцию. В общем-то, это и не удивительно. Что можно взять с "юзерского" копировщика?
Гораздо интереснее протестировать поведение Ahead Nero CD Speed — популярнейшего профессионального копировщика программ. Проверка показывает, что независимо от состояние флажка Ignore Illegal TOC Type, находящегося во вкладке Read options и положения остальных опций, скопировать защищенный диск никак не получается. "Нюра" (программа Ahead Nero CD Speed) выдает сообщение "Invalid track mode" и даже не пытается начать чтение! Служебная утилита Scan Disk из программы Ahead Nero CD Speed так же работает некорректно и выполняет сканирование отнюдь не первого трека, но той области, в которой расположен искаженный стартовый адрес (рис. 2.2). На рисунке видно, что утилита "согласилась" на сканирование диска с искаженным стартовым адресом, однако, "залезла" совсем "не в ту степь", принявшись сканировать область диска, с адресом первого трека, указанную в TOC. Второй же трек здесь и вовсе не виден!
Рис. 2.2. 0x064 Сканирование служебной утилитой Scan Disk программы Ahead Nero CD Speed
Теперь перейдем к копировщикам защищенных дисков, одним из которых является Clone CD, создатели которого утверждают, что он может справиться с любой, существующей ныне защитой.
В какой бы привод защищенный диск ни был вставлен, программа Clone CD выдает неизменно постоянный результат, не имеющий ничего общего с реальной действительностью. Обратите внимание (листинг 2.6), что она распознала на диске лишь одну сессию из двух (первую), да и то неправильно. По ее скромному мнению, эта сессия имеет общую протяженностью в 4,6 Мбайт, но зато размер единственного трека последней сессии составляет ни много ни мало — 3,9 Тбайт!
Листинг 2.6. Таким видит защищенный диск копировщик Clone CD.
ИНФОРМАЦИЯ О CD В ДИСКОВОДЕ :
Число сессий: 1
Занято на диске : 4726 Кбайт
Секторов: 2058
Время: 00:27:33 (мин:сек:кадр)
ИНФОРМАЦИЯ О СЕССИИ 1:
Размер сессии: 4726 Кбайт
Число треков: 1
Pregap: Данные Mode 1, размер: 103359 Кбайт
Track 1: Data, размер: 4294868664 Кбайт
Еще до завершения процесса копирования нас начинают одолевать стойкие сомнения или, я бы даже сказал, непоколебимая уверенность, в том, что диск будет скопирован неправильно. И действительно, чего мы опасались, то мы и получили! Давайте создадим образ скопированного диска в плане сравнения копии TOC с оригиналом (листинг 2.7). Здесь несоответствующие поля выделены жирным шрифтом.
Листинг 2.7. Образ защищенного диска, снятый программой Clone CD
[CloneCD]
; данные о копировщике
Version=3
; версия Clone CD
[Disc]
; данные о диске
TocEntries=7
; кол-во элементов TOC'a == 7 (в оригинале было 12)
Sessions=1
; кол-во сессий == 1 (в оригинале было 2)
DataTracksScrambled=0 ; поле DVD
CDTextLength=0
; CD-Text'a в полях подкода Lead-in области нету
[Session 1]
; данные сессии 1
PreGapMode=1
; тип трека == Mode 1
PreGapSubC=0
; данных подканала – нет
[Entry 0]
; данные элемента TOC'a №0
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xa0
; номер первого трека сессии 1 в PMin/тип диска в PSec
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек (т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=1
; номер первого трека сессии 1
PSec=0
; тип диска CD-DA и CD-ROM диск в Mode 1
PFrame=0
; не несет никакой полезной информации
PLBA=4350
; номер трека представленный CloneCD как LBA-адрес, т.е . чушь
[Entry 1]
; данные элемента TOC'a №1
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xa1
; номер последнего трека сессии 1 в PMin
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек ( т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=1
; номер последнего трека сессии 1 (в сессии только один трек)
PSec=0
; не несет никакой полезной информации
PFrame=0
; не несет никакой полезной информации
PLBA=4350
; номер трека представленный CloneCD как LBA-адрес, т.е . чушь
[Entry 2]
; данные элемента TOC'a №2
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xa2
; положение Lead-out области в PMin:PSec:PFrame
ADR=0x01
; q-Mode == 1
Control=0x04
; диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0
; трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек (т. е . TOC)
AMin=0
; \
ASec=0
;+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0
; /
ALBA=-150
; LBA-адрес текущего трека
Zero=0
; это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=0
; \
PSec=29
; + - абсолютный адрес Lead-out области сессии 1
PFrame=33
; /
PLBA=2058
; LBA-адрес Lead-out области сессии 1
[Entry 3];
данные элемента TOC'a №3
Session=1;
элемент сессии 1
Point=0x01;
данные трека 1 сессии 1
ADR=0x01;
q-Mode == 1
Control=0x04;
диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0;
трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек ( т. е . TOC)
AMin=0;
\
ASec=0;
+ - абсолютный адрес текущего трека
AFrame=0;
/
ALBA=-150;
LBA-адрес текущего трека
Zero=0;
это поле должно быть равно нулю, как оно и есть
PMin=10;
\
PSec=2;
+ - абсолютный адрес начала трека 1 сессии 1
PFrame=0;
/
PLBA=45000;
LBA-адрес начала трека 1 сессии 1
[Entry 4];
данные элемента TOC'a №4
Session=1;
элемент сессии 1
Point=0xb0;
позиция следующий записываемой области в AMin:ASec:AFrame
ADR=0x05;
q-Mode == 1
Control=0x04;
диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0;
трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек ( т. е . TOC)
AMin=2;
\
ASec=59;
+ - абсолютный адрес следующей записываемой области
AFrame=33;
/
ALBA=13308;
LBA-адрес следующей записываемой области
Zero=3;
кол-во pointer'ов в Mode 5
PMin=22;
\
PSec=14;
+ - абсолютный адрес максимальной записываемой области
PFrame=34;
/
PLBA=99934;
LBA-адрес максимальной записываемой области
[Entry 5];
данные элемента TOC'a №5
Session=1;
элемент сессии 1
Point=0xc0;
стартовый адрес Lead-in области Hybrid диска (если он есть )
ADR=0x05;
Mode 5 (Оранжевая книга)
Control=0x04;
диск с данными, запрещенный ;-) для копирования
TrackNo=0;
трек, который мы сейчас читаем – это Lead-in трек (т. е . TOC)
AMin=162;
рекомендуемая мощность лазера для
ASec=200
; Application code (в оригинале здесь было 128)
AFrame=224
; в оригинале здесь было 140
ALBA=294074
; LBA-" адрес " трех предыдущих полей
Zero=0
; зарезервировано
PMin=97
; \
PSec=27
;+ - абсолютный адрес Lead-in области Hybrid диска
PFrame=21
; /( адрес лежит за пределами диска, т.е . Hybrid-диска нет)
PLBA=-11604
; LBA-адрес Lead-in области Hybrid'a(вычислен с переполнением)
[Entry 6]
; данные элемента TOC'a №6
Session=1
; элемент сессии 1
Point=0xc1
; копия ATIP-информации
ADR=0x05
; -+
Control=0x04
; -+
TrackNo=0
; -+
AMin=4
; -+
ASec=192
; -+
AFrame=150
; -+- ATIP (изменена!)
ALBA=32400
; -+
Zero=0
; -+
PMin=0
; -+
PSec=0
; -+
PFrame=0
; -+
PLBA=-150
[TRACK 1]
MODE=0
INDEX 1=45000
Сокращение сессий с двух до одной очень сильно смущает. Куда девалась вторая — неискаженная(!) — сессия вообще непонятно. И, хотя искаженные данные первого трека сохранились, оказались неожиданно измененными поля Application Code и ATIP (и это несмотря на то, что запись производилась на туже самую болванку CD- RW, что и раньше, хотя в ее "прожиг" осуществлялся различными приводами). Самое удивительное — вместо действительного адреса выводной области программа Clone CD указала какую-то "муть". По ее мнению абсолютный Lead-out адрес равен 00:29:33, в то время как Lead-out оригинального диска располагался в позиции 03:24:23, а стартовый адрес первого трека скопированного диска — 10:02:00. Да! Адрес выводной области оказался расположенным до начала стартового адреса первого трека! Вот так копировщик — не справился с "родной" защитой диска, но "навесил" на него свою собственную. Между прочим, диски и искаженным адресом
выводной области способны выводить механику приводов на чисто физическом уровне (подробнее см. )
Как следствие: скопированный диск оказывается работоспособен не на всех приводах (ASUS, NEC и TEAC его прочитают, хотя увидят лишь первую сессию, а вот PHILIPS — откажется использовать такой диск вообще), к тому же защите ничего не стоит прочитать текущий TOC и сравнить его с эталонным. Благодаря тому обстоятельству, что TOC скопированного диска оказался чудовищно искажен, становится легко отличить оригинал от его "пиратского" дубликата (конкретный пример привязки см. разд. "Пример реализации защиты на программном уровне" этой главы).
Короче говоря, "факир был пьян и фокус не удался". Что ж, попробуем обратиться за помощью к программе Alcohol 120% — уж она-то должна наверняка с этим справиться! Действительно, Alcohol 120% видит обе сессии: как искаженную, так и неискаженную, однако по малопонятным причинам сохраняет в образ лишь вторую из них (Clone CD сохранял первую). Ну что это за "зоопарк" такой, а? Кажется, что содержимое TOC скопированного диска можно даже и не сравнивать — там будет далеко не то, что защита собирается ожидать. Тем не менее, вопреки всем пессимистическим предчувствиям, содержимое TOC, снятое Alcohol 120% практически полностью соответствует оригиналу. Единственно, в чем ошибся Alcohol 120% — определил тип pre-gap обоих треков не как Mode 1, но и как Mode 2 (рис. 2.3). Впрочем, в силу отсутствия в образе первой сессии (рис. 2.4), полученная с его помощью копия диска все равно оказывается неработоспособной.
Рис. 2.3. 0x061 Alcohol 120% видит обе сессии защищенного диска, но…
Рис. 2.4. 0x62 Alcohol 120% копирует лишь вторую сессию, а первую нагло пропускает
А ведь заявлялось, что копировщики Clone CD/Alcohol 120% способны копировать любые существующие на сегодняшний момент защищенные диски и вдруг на проверку оказывается, что даже такую простую защиту, которую может создать на кончике пенька любой программист (даже начинающий!) они преодолеть ни вместе, ни по раздельности не в состоянии! Причем, аппаратура, на которой все эти эксперименты и осуществлялись, возможность корректного копирования искаженного диска гарантированно поддерживает (сам проверял!) и потому отмахнуться физическими ограничениями приводов разработчикам обоих копировщиков уже не удастся!
Копировщик Alcohol 120% сообщает (рис. 2.5): "Размер образа НЕ соответствует Lead-out, записанному в TOC!" (что есть прямое следствие ошибочного снятия образа копировщиком из-за искажения стартового адреса первого трека). "Адрес Lead-out в TOC: 03:22:23. Размер образа: 12:54:65. Для продолжения выберите одну из опций ниже!" Предлагаемые опции:
□ Сохранить TOC как на исходном CD, записать до конца файла-образа;
□ Изменить адрес Lead-out по длине файла-образа;
□ Сохранить TOC как на исходном CD записать до адреса Lead-out.
Рис. 2.5. 0x065 Сообщение выводимое программой Alcohol 120%
08:46:48 (G:) TEAC CD-W552E (1:1): Во время записи произошла ошибка !
08:46:48 Ошибка:[05/26/00] - Invalid Field In Parameter List
08:46:48 (G:) TEAC CD-W552E (1:1): Во время записи произошла ошибка!
08:46:48 Загрузка файла-образа отменена!
08:46:51 Во время записи произошли какие-то неполадки! Просмотрите файл с отчётом и сообщите обо всех ошибках в службу техподдержки.
Даже не вериться, что такой простой прием "ослепляет" лучшие копировщики защищенных дисков! Неужели и вправду, создания некопируемых дисков вполне осуществимо на обыкновенном бытовом оборудовании?! Да! Именно так! Конечно, не стоит путать некопируемость диска автоматическими копировщиками с принципиальной невозможностью получения его идентичной копии. В ручном режиме копирование таких дисков вполне осуществимо (правда, при условии, что ваш пишущий привод поддерживает режим RAW DAO, а читающий — читает сектора из обоих секций) и сейчас мы продемонстрируем как.
Так как же все-таки скопировать такой диск?
Конечно, с помощью "Добермана Пинчера" (или любого другого блочного копировщика файлов), HIEW, двух образов защищенного диска (один — с первой сессией — от Clone CD, другой — со второй сессией — от Alcohol 120%) и еще "чьей-то матери" мы можем воссоздать идентичную копию оригинального диска,
путем их совокупного объединения, но… это будет как-то не по-хакерски, да и вообще некрасиво.
Чтобы не писать свою собственную программу "прожига" диска ограничимся использованием Clone CD. При условии, что подсунутый ему образ диска запечатлен правильно, Clone CD обычно справляется с "прожигом" на ура.
Итак, у нас есть более и менее верный файл IMAGE.CCD, содержащий TOC (его можно позаимствовать от программы Alcohol 120%), но недостает файла-образа IMAGE.IMG. Попробуем его получить? Будем отталкиваться от того, что LBA- адреса всех секторов диска пронумерованы последовательно, включая области, занятые Lead-in/Lead-out и прочим служебным барахлом. Разумеется, непосредственное чтение служебных областей диска на сектором уровне невозможно, но… именно на этом мы и собираемся сыграть! Последовательно читая диск с первого по последний сектор, мы обнаружим, что сектора с LBA-адресами с 0 по 2 055 сектор включительно читаются без каких-либо проблем, после чего наступает "сумеречная зона" не читающихся секторов, протянувшаяся вплоть до 13 307 сектора. Здесь сектора либо совсем не читаются, либо возвращаются в сильно мутированном виде, легко опознаваемым по отсутствию правильной синхропоследовательности в их заголовке. Наконец, с адреса 13 308 чтение вновь продолжается без каких-либо проблем.
Судя по всему мы имеет дело с двухсессионным диском и сумеречная зона между сессиями есть ни что иное как области Lead-out/Lead-in. Накинув два сектора на область post-gap (при условии, что она записана с соблюдением Стандарта), получаем, что LBA-адрес последнего значимого сектора первой сессии составляет: 2 057 или, в пересчете на абсолютные единицы — 00 минут, 29 секунд и еще 32 фрейма. Соответственно, LBA-адрес первого сектора второй сессии равен: 13 308 + 150 (pre-gap) == 13 458 или 3 минуты, 1 секунда, 33 фрейма. Конечно, если исследуемый диск содержит большое количество ошибок, то его анализ значительно усложняется, т. к. физические дефекты на сектором уровне могут выглядеть точно так же, как области Lead-in/Lead-out, конечно, при том условии, что дефективные области имеют соответствующую протяженность — а это вряд ли.
Отбросив сектора, расположенные в зонах pre- и post-gap (т. е. 150 секторов от конца первой читаемой области и ровно столько же от начала следующей), мы должны объединить их в один файл, используя для этой цели любой файловый копировщик (например, штатную команду MS-DOS copy file_1 /b + file_2 image.img). Остается прочитать "сырой" TOC SCSI/ATAPI командой READ TOC (opcode: 43h, format: 2h) и записать его в файл IMAGE.CCD в соответствии с синтаксисом Clone CD. Как альтернативный вариант — можно воспользоваться ccd-файлом, сформированным программой Alcohol 120%, предварительно скорректировав pre-gap Mode (как уже сказано выше, Alcohol 120% определил его неправильно, перепутав Mode 1 с Mode 2). Согласно Стандарту, режим сектора задается пятнадцатым, считая от нуля, байтом его заголовка. Если этот байт равен одному (что, собственно, и наблюдается в нашем случае), то и Mode сектора будет 1, но не 2.
При условии, что все сделано правильно, после записи собственноручно сформированного образа диска, мы получаем практически идентичный оригинал.
Просто? Да проще простого! И написать автоматический копировщик, автоматизирующий наш труд, можно буквально за несколько часов! Если чтение "сырых" секторов с диска представляет для вас проблему, воспользуйтесь исходными текстами утилит ASPI32.raw/SPTI.raw как раз такое чтение и осуществляющих.
Так что искажение TOC — не очень-то надежный прием защиты от копирования, как ни крути. Правда, от обычных пользователей, вооруженных программой Clone CD или Alcohol 120% он все-таки спасает, а больше от защиты зачастую и не требуется.
Пример реализации защиты на программном уровне
Покажем теперь как такая защита может быть реализована на программном уровне. Самое простое, что можно сделать — отправить приводу команду "сырого" чтения TOC: read toc (opcode: 43h, format: 2h) и сравнить возращенный ею результат с эталоном. Какие именно поля TOC защита будет проверять — это ее личное дело. По минимуму достаточно проверить количество сессий и стартовый адрес искаженного трека. По максимуму можно контролировать весь TOC целиком. Естественно, от побайтового сравнения контролируемого TOC с оригиналом настоятельно рекомендуется воздержаться, — т. к. это неявно закладывает защиту на особенности микропрограммной прошивки читающего привода. Стандарт ничего не говорит том, в каком порядке должно возвращается содержимое TOC и потому его бинарное представление может варьироваться от привода к приводу (хотя на практике такого и не наблюдается). Грамотно спроектированная защита должна анализировать только те поля, к содержимому которых она привязывается явно.
Демонстрационный пример, приведенный в листинге 2.8, как раз и иллюстрирует технику корректной привязки к TOC. Разумеется, явная проверка целости TOC может быть элементарно обнаружена хакером (hacker) и выкинута из программы как ненужная, поэтому не стоит копировать этот демонстрационный пример один к одному в свои программы. Лучше используйте значения полей TOC как рабочие константы жизненно необходимые для нормальной работоспособности программы, — в этом случае сличение "паспортов с лицами" будет не столь наглядным. Естественно, явная проверка оригинальности диска все равно обязана быть, но ее основная цель отнюдь не защитить программу от взлома, а довести до сведения пользователя, что проверяемый диск с точки зрения защиты не является лицензионным.
Листинг 2.8. [crackme.9822C095h.c] Демонстрационный пример простейшей защиты, привязывающейся к искаженному TOC и не позволяющей себя копировать
/*
*
*crack me 9822C095h
*==================
*
* демонстрация техники привязки к искаженному ТОС'у;для работе программе
* требуется лазерный диск, прожженный соответствующим образом
*
*/
#include <stdio.h>
#include <windows.h>
#include "CD.h"
#include "SPTI.h"
#include "ASPI32.h"
// параметры защищенного диска , которые мы будем проверять
//–
main(int argc, char **argv){long a, real_len, try = 1;unsigned char TOC[MAX_TOC_SIZE];unsigned char CDB[ATAPI_CDB_SIZE];main(int argc, char **argv){long a, real_len, try = 1;unsigned char TOC[MAX_TOC_SIZE];unsigned char CDB[ATAPI_CDB_SIZE];// основные переменные// сюда будет читаться TOC// SCSI CDB-блок для SCSI/ATAPI устройств// основные переменные// сюда будет читаться TOC// SCSI CDB-блок для SCSI/ATAPI устройств
main(int argc, char **argv)
{
long a, real_len, try = 1;
unsigned char TOC[MAX_TOC_SIZE];
unsigned char CDB[ATAPI_CDB_SIZE];
main(int argc, char **argv)
{
long a, real_len, try = 1;
unsigned char TOC[MAX_TOC_SIZE];
unsigned char CDB[ATAPI_CDB_SIZE];
// основные переменные
// сюда будет читаться TOC
// SCSI CDB-блок для SCSI/ATAPI устройств
// основные переменные
// сюда будет читаться TOC
// SCSI CDB-блок для SCSI/ATAPI устройств
#define
#define
#define
_N_SESSION
_TRACK _TRACK_LBA
2
1
0x6B124
// кол-во сессий
// номер проверяемого трека
// стартовый LBA-адрес трека
TRACK
// параметры программы
//
#define MAX_TRY
3
// мак. кол-во попыток чтения
TOC'a
#define
TRY_DELAY
100
// задержка между попытками
#define
MAX_TOC_SIZE
(2352)
// максимальный размер TOC'a
// TITLE
fprintf(stderr,"crackme 9822C095 by Kris Kaspersky\n");
if (argc <2)
{
fprintf(stderr,"USAGE:crackme.9822C095h.exe drive\n"); fprintf(stderr,"\tdrive - \\\\.\\X: or Trg.Lun\n"); return -1;
}
// инициализация буферов
memset(CDB, 0, ATAPI_CDB_SIZE); memset(TOC, 0, MAX_TOC_SIZE);
// готовим CDB-блок
// READ TOC// RAW TOC// номер первой сессии// размер ...//... буфера// READ TOC// RAW TOC// номер первой сессии// размер ...//... буфераCDB[0] = 0x43;
// READ TOC
// RAW TOC
// номер первой сессии
// размер ...
//... буфера
// READ TOC
// RAW TOC
// номер первой сессии
// размер ...
//... буфера
CDB[2] = 0x2;
CDB[6] = 0;
CDB[7] = HIBYTE(MAX_TOC_SIZE);
CDB[8] = LOBYTE(MAX_TOC_SIZE);
// читаем TOC
while(1) {
// посылаем CDB-блок SCSI/ATAPI устройству
a = SEND_SCSI_CMD(argv[1], CDB, ATAPI_CDB_SIZE, NO_SENSE, TOC, MAX_TOC_SIZE, SCSI_DATA_IN);
if (a == SCSI_OK) break; // TOC успешно прочитан, рвем когти
// произошла ошибка. что ли привод не готов?
Sleep(TRY_DELAY);// выдерживаем паузу
if (try++ == MAX_TRY)// макс. кол-во попыток уже вышло?
{ fprintf(stderr,"-ERR: can not read TOC\x7\n"); return -1;} }
// TOC прочитан , приступаем к его анализу
//
// проверка кол-ва сессий
if ((TOC[3] - TOC[2]) != (_N_SESSION-1))
{fprintf(stderr, "-ERR: not original CD\n");return -1;}
// проверка стартового LBA-адреса трека _TRACK
//
real_len = TOC[0]*0x100L+TOC[1];// определение реальной длины TOC'a
for (a = 4; a < real_len; a+=11)// перебор всех entry
{
if (TOC[a+3] == _TRACK)// это наш трек?
if ((((TOC[a+4]*60L)+TOC[a+5])*75L)+TOC[a+6] != _TRACK_LBA) {fprintf(stderr, "-ERR: not original LBA\n");return -1;} else
break;
}
// это оригинальный диск!
printf("Hello, original CD\n");
}
Предлагаемая защита не копируется программой Clone CD (т. к. она создает всего одну сессию вместо ожидаемых двух), но легко обходится программой Alcohol 120%, которая хоть и помещает на место первой секции "непотребный мусор", зато вполне корректно воссоздает оригинальный TOC.
Для усиления защиты мы можем попытаться не только проверять обе сессии на существование, но и контролировать целостность их содержимого. Разумеется, не обязательно перелопачивать каждую из секций целиком. Достаточно выбрать несколько ключевых секторов, желательно имеющих по возможности уникальное содержимое. Постойте! — воскликнет внимательный читатель. Разве автор не предостерегал нас о последствиях такой проверки?! Ведь никто не может гарантировать, что на оборудовании пользователя эти сектора вообще прочтутся! Что ж, — отвечу я. Закладываться на читабельность секторов, действительно категорически не рекомендуется, но вот контролировать успешно просчитавшиеся сектора можно и нужно! То есть: если ключевые сектора не читаются, то все хорошо и нет никаких поводов считать диск нелицензионным — это просто у конечного пользователя оборудование такое (в смысле что "кривое"). Другое дело, если чтение секторов прошло без ошибок, но вместо ключевых данных в них оказалось нечто совсем иное. Вот тогда, действительно, проблема не в оборудовании, а в диске.
Усиленный вариант защиты уже не копируется программой Alcohol 120% (т. к. вместо оригинального содержимого первой сессии она помещает на диск какой-то "дикий мусор"), но может быть скопирован вручную по методике, описанной ранее. К тому же, привязка к искаженному TOC элементарно "отламывается" в отладчике/дизассемблере. Как? Сейчас отвечу. Так что дальнейшее совершенствование защиты практически полностью бессмысленно. От "простых смертных" пользователей мы уже защитились, а от хакеров мы не сумеем защититься все равно (во всяком случае не этим способом). В любом случае, более "продвинутые" защиты — тема отдельного разговора.
Полная нейтрализация защиты
Получить работоспособную копию защищенного диска — это только полдела. Законченный взлом подразумевает как минимум восстановление искаженного TOC и отвязку защиты от диска. Другими словами, корректно взломанный диск должен копироваться на любом оборудовании, любыми штатными копировщиками и при этом не должен ни с чем конфликтовать.
Процесс отвязки обычно начинается с анализа геометрии диска на предмет выявления реально используемых сессий/секторов. Искаженные сессии обычно не несут никакой полезной нагрузки — для защиты важен лишь сам факт их существования, но отнюдь не содержимое, которое на некоторых приводах вообще не доступно. А какие существуют способы проверки секций на существование? На "железном" уровне способ один — компьютер посылает приводу SCSI/ATAPI
команду READ TOC и получает в ответ полный каталог содержимого. На программном уровне взаимодействие с аппаратурой чаще всего осуществляется посредством ASPI/SPTI-интерфейса, реже — непосредственно через порты ввода- вывода. Некоторые защиты предпочитают действовать через драйвер привода CD- ROM, полагая что этот способ более цивилизован и менее опасен.
В любом случае у хакера есть два пути — либо локализовать команду чтения TOC в машинном коде (обычно это делается установкой точки останова на функцию SendASPI32Command) и попытаться переписать код программы так, чтобы она корректно работала с любым TOC, либо путем перехвата функции CreateFile/DeviceIoContorl внедрить "шпиона", отслеживающего весь проходящий через него поток SCSPI/ATAPI-команд и, в случае чтения TOC защищенного диска, возвращающего защите подложные данные. Первый путь боле надежен, а, значит, и более практичен. Рассмотрим его поподробнее.
Практические советы по восстановлению системы в "боевых"
условиях
Во время исполнения ошибки имеют наивысший приоритет. Прервать исполнение ошибки может только другая, более активная ошибка.
Запросы операционной системы к ошибкам ошибками могут игнорироваться.
Запросы ошибок к операционной системе игнорироваться не могут.
При работе с файлами ошибки могут пользоваться файловой системой базовой ОС и ее ошибками.
На ЭВМ с параллельной архитектурой может выполняться несколько ошибок одновременно. "Теория ошибок" В. Тихонов
Приложения, недопустимые операции и все, все, все…
Низкоуровневая работа с оборудованием, требует чрезвычайной собранности и внимания. Малейшая ошибка приводит к появлению голубого экрана смерти (BSOD — Blue Screen Of Death) или аварийному завершению одного или нескольких приложений. У разработчиков драйверов и саперов есть много общего — ни та, ни другая профессия беспечности не прощает. Интерфейсы ASPI и SPTI, несмотря на свои "высококровные" оболочки (в просторечии именуемые "враперрами" от английского wrapper — упаковщик) настроены столь же агрессивно и "роняют" систему по поводу и без. Пройдет немало времени, прежде чем вы научитесь писать стабильный и неприхотливый код, а до той поры залогом вашего выживания будет умение бороться с последствиями критических ошибок и всякого рода сбоев.
Различные операционные системы по разному реагируют на критические ошибки. Так, например Windows NT резервирует два региона своего адресного пространства для выявления некорректных указателей. Один находится на самом "дне" карты памяти и предназначен для отлавливания нулевых указателей. Другой расположен между "кучей" и областью памяти, закрепленной за операционной системой. Он контролирует выход за пределы пользовательской области памяти и, вопреки расхожему мнению, никак не связан в функцией WriteProcessMemory (см. техническую заметку ID: Q92764 в MSDN). Оба региона занимают по 64 Кбайт, и всякая попытка доступа к ним расценивается системой, как критическая ошибка. В Windows 9x имеется всего лишь один регион в 4 Кбайта, следящий за нулевыми
указателями, поэтому по своим контролирующим способностям она значительно уступает Windows NT.
В Windows NT экран критической ошибки (рис. 3.1) содержит следующую информацию:
адрес машинной инструкции, возбудившей исключение;
словесное описание категории исключения (или его код, если категория исключения неизвестна);
параметры исключения (адрес недействительной ячейки памяти, род операции и т. д.).
Рис. 3.1. Сообщение о критической ошибке, выдаваемое операционной системой Windows 2000
Операционные системы семейства Windows 9x в этом отношении намного более информативны (рис. 3.2) и помимо категории исключения выводят содержимое регистров ЦП на момент сбоя, состояние стека и байты памяти по адресу CS:EIP (т. е. текущему адресу исполнения). Впрочем, наличие "Доктора Ватсона" (о нем — далее) стирает различие между двумя системами, и потому можно говорить лишь об удобстве и эргономике Windows 9x, сразу предоставляющей весь минимум необходимых сведений, в то время как в Windows NT отчет об ошибке создается отдельной утилитой.
Рис. 3.2. Сообщение о критической ошибке, выдаваемое операционной системой Windows 98
Если никакой из отладчиков в системе не установлен, то окно о критической ошибке имеет всего лишь одну кнопку — кнопку ОК, нажатие которой приводит к аварийному закрытию "политнекорректного" приложения. При желании окно критической ошибки можно оснастить кнопкой Отмена (Cancel), запускающей отладчик или иную утилиту анализа ситуации. Важно понять, что кнопка Отмена отнюдь не отменяет автоматическое закрытие приложения, но при некоторой сноровке вы можете устранить "пробоину" вручную, продолжив нормальную работу Запустите "Редактор реестра" (Regedit) и перейдите в раздел HKLM\SOFTWARE\ Microsoft\Windows NT\CurrentVersion\AeDebug. Если такого раздела нет, то создайте его самостоятельно. Строковой параметр Debugger задает путь к файлу отладчика со всеми необходимыми ключами; строковой параметр Auto указывает, должен ли отладчик запускаться автоматически (значение 1) или предлагать пользователю свободу выбора (0). Наконец, двойное слово параметра UserDebuggerHotKey специфицирует скэн-код "горячей" клавиши для принудительного вызова отладчика.
Доктор Ватсон
"Доктор Ватсон" является штатным обработчиком критических ошибок, входящим в базовый пакет поставки всех операционных систем семейства Windows. По своей природе он представляет собой статическое средство сбора релевантной информации. Предоставляя исчерпывающий отчет о причинах сбоя, "Доктор Ватсон" в тоже самое время лишен активных средств воздействия на некорректно работающее программы. Утихомирить разбушевавшееся приложение, заставив его продолжить свою работу с помощью одного "Доктора Ватсона", вы не сможете и для
этого вам придется прибегать к интерактивным отладчикам, одним из которых является Microsoft Visual Studio Debugger, входящий в состав одноименной среды разработки и рассматриваемый несколькими страницами далее.
Считается, что "Доктор Ватсон" предпочтительнее использовать на рабочих станциях (точнее — на автоматизированных рабочих местах), а интерактивные средства отладки — на серверах. Дескать, во всех премудростях ассемблера пользователи все равно не разбираются, а вот на сервере "продвинутый" отладчик будет как нельзя кстати. Отчасти это действительно так, но не стоит игнорировать то обстоятельство, что далеко не все источники ошибок обнаруживаются статическими средствами анализа, к тому же интерактивные инструменты значительно упрощают процедуру анализа. С другой стороны, "Доктор Ватсон" достается нам даром, а все остальные программные пакеты приходится приобретать за дополнительную плату. Так что предпочтительный обработчик критических ошибок вы должны выбирать сами.
Для установки "Доктора Ватсона" отладчиком по умолчанию добавьте в реестр следующую запись (листинг 3.1) или запустите файл Drwtsn32.exe c ключом "–i" (для выполнения обоих действий вы должны иметь права администратора).
Листинг 3.1. Установка "Доктора Ватсона" отладчиком по умолчанию
[HKEY_LOCAL_MACHINE\SOFTWARE\Microsoft\Windows NT\CurrentVersion\AeDebug] "Auto"="1"
"Debugger"="drwtsn32 -p %ld -e %ld -g"
"UserDebuggerHotKey"=dword:00000000
Теперь возникновение критических ошибок программы станет сопровождаться генерацией отчета, составляемого "Доктором Ватсоном" и содержащим более или менее подробные сведения о характере ее происхождения (рис. 3.3).
Рис. 3.3. Реакция "Доктора Ватсона" на критическую ошибку
Образец дампа (dump), созданный "Доктором Ватсоном", приведен в листинге 3.2. Комментарии, добавленные автором, выделены серым цветом.
Листинг 3.2. Образец отчета "Доктора Ватсона" с комментариями автора
Исключение в приложении:
Прил.:(pid=612)
; pid процесса, в котором произошло исключение
Время : 14.11.2003 @ 22:51:40.674
; время, когда произошло исключение
Номер : c0000005 (нарушение прав доступа)
; код категории исключения
расшифровку кодов исключений можно найти в WINNT.H
входящим в состав SDK, прилагаемом к любому Windows-компилятору
подробное описание всех исключений содержится в документации
по процессорам Intel и AMD, бесплатно распространяемой их производителями
(внимание: для перевода кода исключения операционной системы в
вектор прерывания ЦП, вы должны обнулить старшее слово)
в данном случае это 0x5 – попытка доступа к памяти по запрещенному адресу
*> Сведения о системе <*
Имя компьютера : KPNC
Имя пользователя: Kris Kaspersky
Число процессоров : 1
Тип процессора : x86 Family 6 Model 8 Stepping 6
Версия Windows 2000: 5.0
Текущая сборка : 2195
Пакет обновления: None
Текущий тип: Uniprocessor Free
Зарегистрированная организация :
Зарегистрированный пользователь: Kris Kaspersky
; краткие сведения о системе
*> Список задач <*
0 Idle.exe
8 System.exe
232 smss.exe
1244 os2srv.exe
1164 os2ss.exe
1284 windbg.exe
1180 MSDEV.exe
1312 cmd.exe
612 test.exe
1404 drwtsn32.exe
0 Total.exe
(00400000 - 00406000)
(77F80000 - 77FFA000)
(77E80000 - 77F37000)
; перечень загруженных DLL
; согласно документации, справа от адресов должны быть перечислены имена
; соответствующих модулей, однако практически все они так хорошо "замаскировались",
; что стали совершенно не видны. вытащить их имена из файла протокола все-таки можно,
; но придется немного пошаманить (см. ниже "таблицу символов")
Копия памяти для потока 0x188
; ниже идет копия памяти потока, вызывавшего исключение
eax=00000064 ebx=7ffdf000 ecx=00000000 edx=00000064 esi=00000000 edi=00000000
eip=00401014 esp=0012ff70 ebp=0012ffc0 iopl=0nv up ei pl nz na pe nc
cs=001bss=0023ds=0023es=0023fs=0038gs=0000efl=00000202
; содержимое регистров и флагов
функция : <nosymbols>
; распечатка окрестной точки сбоя
00400ffc 0000add [eax],alds:00000064=??
; записываем в ячейку на которую ссылает EAX значение AL ; значение адреса ячейки, вычисленной Доктором Ватсоном, равно 64h ; что , очевидно, не соответствует действительности;
; Доктор Ватсон подставляет в выражение значение регистра EAX
; на момент возникновения сбоя , и это совсем не то значение, которое
; было в момент исполнения ! к сожалению, чему был равен EAX в момент ; исполнения ни нам, ни Доктору Ватсону не известен.
00400ffe 0000add [eax],alds:00000064=??
; записываем в ячейку, на которую ссылает EAX значение AL
; как? опять? что это за бред?! вообще-то так кодируется
; последовательность 00 00 00 00, по всей видимости являющаяся
; осколком некоторой машинной команды, неправильно интерпретированной
; дизассемблерным движком Доктора Ватсона ;
00401000 8b542408 mov edx,[esp+0x8]ss:00f8d547=????????
; загружаем в EDX аргумент функции
; какой именно аргумент – сказать невозможно, т.к. мы не знаем адрес
; стекового фрейма ;
00401004 33c9xor ecx,ecx
; обнуляем ECX
00401006 85d2testedx,edx
00401008 7e18jle00409b22
; если EDX == 0, прыгаем на адрес 409B22h
ss:00f8d547=????????ss:00f8d547=????????0040100a 8b442408 mov eax,[esp+0x8]
ss:00f8d547=????????
ss:00f8d547=????????
аргумент в регистр EAXаргумент в регистр EAX; загружаем уже упомянутый
аргумент в регистр EAX
аргумент в регистр EAX
0040100e 56push esi
; сохраняем ESI в стеке, перемещая тем самым указатель вершины стека ; на 4 байта вверх (в область младших адресов )
0040100f 8b742408 mov esi, [esp+0x8]ss:00f8d547=????????
; загружаем в ESI очередной аргумент
; поскольку ESP был только что изменен, это совсем не тот аргумент ,
; с которым мы имели дело ранее
00401013 57push edi
; сохраняем регистр EDI в стеке
СБОЙСБОЙ-> 00401014 0fbe3c31 movsx edi,byte ptr [ecx+esi] ds:00000000=??
СБОЙ
СБОЙ
; вот мы и добрались до инструкции, возбудившей исключение доступа
; она обращается к ячейке памяти, на которую указывает сумма
; регистров ECX и ESI
; а чему равно их значение ? прокручиваем экран немного вверх и находим,
; что ECX и ESI равны 0, о чем Доктор Ватсон нам и сообщает: "ds:000000"
; отметим, что этой информации можно верить, поскольку подстановка
; эффективного адреса осуществлялась непосредственно в момент исполнения
; теперь вспомним, что ESI содержит копию переданного функции аргумента
; и что ECX был обнулен явно, следовательно в выражении [ECX+ESI]
; регистр ESI – указатель , а ECX – индекс .
; раз ESI равен нулю, то нашей функции передали указатель на невыделенную
; область памяти. обычно это происходит либо вследствие алгоритмической
; ошибки в программе, либо вследствие исчерпания виртуальной памяти
; к сожалению, Доктор Ватсон не осуществляет дизассемблирование
; материнской функции, и какой из двух предполагаемых вариантов правильный
; нам остается лишь гадать… правда, можно дизассемблировать дамп памяти
; процесса (если, конечно , он был сохранен ), но это уже не то…
00401018 03c7add eax, edi
; сложить содержимое регистра EAX с регистром EDI и записать результат в EAX
0040101a 41inc ecx
; увеличить ECX на единицу
0040101b 3bcacmpecx,edx
0040101d 7cf5jl00407014
; до тех пор пока ECX < EDX, прыгать на адрес 407014
; (очевидно, мы имеем дело с циклом, управляемым счетчиком ECX)
; при интерактивной отладке мы могли бы принудительно выйти
; из функции, возвратив флаг ошибки, чтобы материнская функция
; (а с ней и вся программа целиком) могла продолжить свое выполнение
; и в этом случае потерянной окажется лишь последняя операция, но все ; остальные данные окажутся неискаженными;
0040101f 5f
popedi
00401020 5e
popesi
00401021 c3
ret
; выходим из функции
*> Обратная трассировка стека <*
; содержимое стека на момент возникновения сбоя
; распечатывает адреса и параметры предыдущих выполняемых функций,
; при интерактивной отладке мы могли бы просто передать управление
; на одну из вышележащих функций, что эквивалентно возращению в прошлое
; это только в реальной жизни разбитую чашку восстановить нельзя,
; в компьютерной вселенной возможно все !
FramePtr ReturnAd Param#1 Param#2 Param#3 Param#4 Function Name
; FramePtr:указывает на значение фрейма стека ,
;выше ( т .е. в более младших адресах ) содержатся аргументы функции
;ниже – ее локальные переменные
; ReturnAd:бережно хранит адрес возврата в материнскую функцию
если здесь содержится мусор и обратная трассировка стека начинает характерно шуметь, с высокой степенью вероятности можно предположить, что мы имеем дело с ошибкой "срыва стека " а возможно, и с попыткой атаки вашего компьютера
; Param#:четыре первых параметра функции – именно столько параметров
Доктор Ватсон отображает на экране; это достаточно жесткое ограничение – многие функции имеют десятки параметров и
четыре параметра еще ни о чем не говорят ; однако недостающие параметры легко вытащить из копии необработанного стека вручную достаточно лишь перейти по указанному в поле FramePtr адресу
; Func Name:имя функции (если только его возможно определить); реально
;отображает лишь имена функций, импортируемые из других DLL,
;поскольку встретить коммерческую программу, откомпилированную
;вместе с отладочной информацией практически нереально
0012FFC0 77E87903 00000000 00000000 7FFDF0000012FFF0 00000000 00401040 00000000 000000C80012FFC0 77E87903 00000000 00000000 7FFDF0000012FFF0 00000000 00401040 00000000 000000C8C0000005 !<nosymbols>00000100 kernel32!SetUnhandledExceptionFilterC0000005 !<nosymbols>00000100 kernel32!SetUnhandledExceptionFilter
0012FFC0 77E87903 00000000 00000000 7FFDF000
0012FFF0 00000000 00401040 00000000 000000C8
0012FFC0 77E87903 00000000 00000000 7FFDF000
0012FFF0 00000000 00401040 00000000 000000C8
C0000005 !<nosymbols>
00000100 kernel32!SetUnhandledExceptionFilter
C0000005 !<nosymbols>
00000100 kernel32!SetUnhandledExceptionFilter
; функции перечисляются в порядке их исполнения ; самой последней исполнялась
; kernel32!SetUnhandledExceptionFilter функция, обрабатывающая данное исключение
*> Копия необработанного стека <
; копия необработанного стека содержит стек таким, какой он есть
; очень помогает при обнаружении buffer overfull атак – весь shell-код,
; переданный злоумышленником, будет распечатан Доктором Ватсоном, и вам
; останется всего лишь опознать его (подробнее об этом рассказывается
; в моей книге "Техника сетевых атак")
0012ff7000 00 00 00 00 00 00 00 - 39 10 40 00 00 00 00 009.@
0012ff8064 00 00 00 f4 10 40 00 - 01 00 00 00 d0 0e 30 00 d@0.
0013009000 00 00 00 00 00 00 00 - 00 00 00 00 00 00 00 00
001300a000 00 00 00 00 00 00 00 - 00 00 00 00 00 00 00 00
ntdll.dll
77F8110600000000ZwAccessCheckByType
77FCEFB000000000fltused
kernel32.dll
77E817650000003dIsDebuggerPresent
77EDBF7A00000000VerSetConditionMask
; итак, возвращаемся к таблице загруженных DLL
;(00400000-00406000)-это, очевидно, областьпамяти,занятая самой программой
;(77F80000-77FFA000)–этоKERNEL32.DLL
;(77E80000-77F37000)-этоNTDDL.DLL
Microsoft Visual Studio Debugger
При установке среды разработки Microsoft Visual Studio она регистрирует свой отладчик основным отладчиком критических ошибок по умолчанию. Это простой в использовании, но функционально ущербный отладчик, не поддерживающий даже такой банальной операции, как поиск hex-последовательности в оперативной памяти. Единственная "вкусность", отличающая его от "продвинутого" во всех отношениях Microsoft Kernel Debugger — это возможность трассировки "упавших" процессов, выбросивших критическое исключение.
В опытных руках отладчик Microsoft Visual Studio Debugger способен творить настоящие чудеса, и одно из таких чудес — это возобновление работы приложений, совершивших недопустимую операцию и при нормальном течении событий аварийно завершаемых операционной системой без сохранения данных. В любом случае, интерактивный отладчик (коим Microsoft Visual Studio Debugger и является) предоставляет намного более подробную информацию о сбое и значительно упрощает процесс выявления источников его возникновения. К сожалению, тесные рамки данной главы (и без того далеко отошедшей от основной темы книги!) не позволяют изложить всю методику поиска неисправностей целиком и приходится ограничиваться лишь узким кругом наиболее интересных (и наименее известных!) вопросов (см. разд. "Обитатели сумеречной зоны, или из морга в реанимацию " этой главы).
Для ручной установки Microsoft Visual Studio Debugger основным отладчиком критических ошибок добавьте в реестр данные показанные в листинге 3.3.
Листинг 3.3. Установка Microsoft Visual Studio Debugger основным отладчиком критических ошибок
[HKEY_LOCAL_MACHINE\SOFTWARE\Microsoft\Windows NT\CurrentVersion\AeDebug]
"Auto"="1"
"Debugger"="\"C:\\Prg Files\\MS VS\\Common\\MSDev98\\Bin\\msdev.exe\" -p %ld -e %ld" "UserDebuggerHotKey"=dword:00000000
Листинг 3.4. Демонстрационная программа, вызывающая сообщение о критической ошибке
// функция возвращает сумму n символов типа char
// если ей передать null-pointer, она "упадет",
// хотя источник ошибки не в ней, а в аргументах,
// переданных материнской функцией test(char *buf, int n)
{
int a, sum;
for (a = 0; a < n; a++) sum += buf[a]; // здесь возбуждается исключение return sum;
}
main() {
#define N 100
char *buf = 0;// инициализируем указатель на буфер
/* buf = malloc(100); */// "забываем" выделить память, здесь ошибка
test(buf, N);// передаем null-pointer некоторой функции
}
Обитатели сумеречной зоны, или из морга в реанимацию
Хотите узнать, как заставить приложение продолжить нормальную работу после появления сообщения о критической ошибке? Это действительно очень актуально. Представьте, что "рухнуло" приложение, содержащее уникальные и еще не сохраненные данные. По минимуму их придется набивать заново, по максимуму — они потеряны для вас навсегда. На рынке имеется некоторое количество утилит, нацеленных на эту задачу (взять те же Norton Utilities), но их интеллектуальность оставляет желать лучшего и в среднем они срабатывают один раз из десяти. В тоже самое время, ручная реанимация программы воскрешает ее в 75%-90% случаев.
Строго говоря, гарантированно восстановить работоспособность "обрушавшейся" программы нельзя, равно как и невозможно выполнить откат тех действий, что
предшествовали ее "обрушению". В лучшем случае вам удастся сохранить свои данные на диск до того, как программа полностью потеряет нить управления и пойдет вразнос. Но и это неплохо!
Существует по меньшей мере три различных способа реанимации:
принудительный выход из функции, возбудившей исключение;
"раскрутка " стека с передачей управления назад;
передача управления на функцию обработки сообщений.
Рассмотрим каждый из этих способов на примере приложения testt.exe, копию которого вы можете скачать с нашего сервера.
Забегая вперед, отметим, что реанимации поддаются лишь те сбои, которые вызваны алгоритмическими, а не аппаратными ошибками (т. е. сбоем оборудования). Если информация, хранящаяся в оперативной памяти, оказалась искажена в результате физического дефекта последней, то восстановить работоспособность "упавшего" приложения скорее всего уже не удастся, хотя если сбой не затронул жизненно важные структуры данных, некоторая надежда на благополучный исход все-таки есть.
Принудительный выход из функции
Запускаем тестовую программу, набиваем в одном или нескольких окнах какой- нибудь текст, затем в меню Help выбираем пункт About TestCEdit и в появившемся диалоговом окне щелкаем по кнопке make error. Опля! Программа выбрасывает критическую ошибку и, если мы нажмем на ОК, все не сохраненные данные необратимо погибнут, что никак не входит в наши планы. Однако при наличии предварительно установленного отладчика мы еще можем кое-что предпринять. Пусть для определенности это будет Microsoft Visual Studio Debugger.
Нажимаем кнопку Отмена и отладчик немедленно дизассемблирует функцию, возбудившую исключение (листинг 3.5).
Листинг 3.5. Отладчик Microsoft Visual Studio Debugger дизассемблировал функцию, возбудившую исключение
0040135C
push
esi
0040135D
mov
esi,dword ptr [esp+8]
00401361
push
edi
00401362
movsx
edi,byte ptr [ecx+esi]
00401366
add
eax,edi
00401368
inc
ecx
00401369
cmp
ecx,edx
0040136B
jl
00401362
0040136D
pop
edi
0040136E
pop
esi
0040136F0040136Fretret88
0040136F
0040136F
ret
ret
8
8
Проанализировав причину возникновения исключения (функции передан указатель на невыделенную память), мы приходим к выводу, что заставить функцию продолжить свою работу невозможно, поскольку структура передаваемых данных нам неизвестна. Приходится прибегать к принудительному возврату в материнскую функцию, не забыв при этом установить флаг ошибки, сигнализируя программе, что текущая операция не была выполнена. К сожалению, никаких общепринятых флагов ошибок не существует, и различные функции используют различные соглашения. Чтобы выяснить, как обстоят дела в данном конкретном случае, мы должны дизассемблировать материнскую функцию и определить какой именно код ошибки она ожидает.
Переместив курсор в окно дампа, набьем в строке адреса название регистра указателя вершины стека — "ESP" и нажмем на клавишу <Enter>. Содержимое стека тут же предстанет перед нашими глазами (листинг 3.6).
Листинг 3.6. Поиск адреса возврата из текущей функции (выделен жирным шрифтом)
0012F4880012F4940012F4A00012F4AC0012F4B80012F4C40012F4D00012F4880012F4940012F4A00012F4AC0012F4B80012F4C40012F4D00012FA64 00000000 FFFFFFFF 00000019 0012F4C0 006403C2 006403010012FA64 00000000 FFFFFFFF 00000019 0012F4C0 006403C2 006403010012FA64 00000064 0012F4C4 00000000 0012FA64 002F5788 77E163830012FA64 00000064 0012F4C4 00000000 0012FA64 002F5788 77E16383004012FF 00403458 6C291CEA 6C32FAF0 01100059 00000000 004C1E20004012FF 00403458 6C291CEA 6C32FAF0 01100059 00000000 004C1E20
0012F488
0012F494
0012F4A0
0012F4AC
0012F4B8
0012F4C4
0012F4D0
0012F488
0012F494
0012F4A0
0012F4AC
0012F4B8
0012F4C4
0012F4D0
0012FA64 00000000 FFFFFFFF 00000019 0012F4C0 006403C2 00640301
0012FA64 00000000 FFFFFFFF 00000019 0012F4C0 006403C2 00640301
0012FA64 00000064 0012F4C4 00000000 0012FA64 002F5788 77E16383
0012FA64 00000064 0012F4C4 00000000 0012FA64 002F5788 77E16383
004012FF 00403458 6C291CEA 6C32FAF0 01100059 00000000 004C1E20
004012FF 00403458 6C291CEA 6C32FAF0 01100059 00000000 004C1E20
Первые два двойных слова соответствуют машинным командам POP EDI/POP ESI и не представляют для нас совершенно никакого интереса. А вот следующее двойное слово содержит адрес выхода в материнскую процедуру (в приведенном листинге 3.6 оно выделено жирным шрифтом). Как раз его-то нам и надо!
Нажимаем <Ctrl>+<D> и затем 0x4012FF, отладчик послушно отображает следующий дизассемблерный текст (листинг 3.7).
Листинг 3.7. Дизассемблерный листинг материнской функции
004012FA
call
00401350
004012FF
cmp
eax,0FFh
00401302
je
0040132D
00401304
push
eax
00401305
lea
eax, [esp+8]
00401309
push
405054h
0040130E
push
eax
0040130F
call
dword ptr ds
:[4033B4h]
00401315
add
esp, 0Ch
00401318
lea
ecx, [esp+4]
0040131C
push
0
0040131E
push
0
00401320
push
ecx
00401321
mov
ecx, esi
00401323
call
00401BC4
00401328
pop
esi
00401329
add
esp,64h
0040132C
ret
0040132C
0040132D
push
0
0040132D
; эта ветка получает
управление, если Функция 401350h вернет FFh
0040132F
push
0
00401331
push
405048h
00401336
mov
ecx,esi
00401338
call
00401BC4
0040133D
pop
esi
0040133E
add
esp,64h
00401341
ret
Смотрите:
если
регистр EAX
равен FFh, то материнская функция передает
управление на ветку 40132Dh и спустя несколько машинных команд завершает свою работу, передавая бразды правления функции более высокого уровня. Напротив, если EAX != FFh, то его значение передается функции 4033B4h. Следовательно, мы можем предположить, что FFh — это флаг ошибки и есть. Возвращаемся в подопытную функцию, нажав <Ctrl>+<G> и "EIP", переходим в окно Registers и меняем значение EAX на FFh.
Теперь необходимо найти подходящую точку возврата из функции. Просто перейти к машинной команде RET нельзя, поскольку перед выходом из функции следует в обязательном порядке сбалансировать стек или нас "выбросит" неизвестно куда и программа "обрушится" окончательно.
В общем случае число PUSH-команд должно в точности соответствовать количеству POP (также учитывайте, что PUSH DWORD X эквивалентен SUB ESP, 4, а POP DWORD X — ADD ESP, 4). Проанализировав дизассемблерный листинг функции, мы приходим к выводу, что для достижения "гармонии добра и зла" мы должны "стащить" с вершины стека два двойных слова, соответствующие машинным командам 40135С:PUSH ESI и 401361:PUSH EDI. Это достигается передачей управления по адресу 40136Dh, где "живут" две "добродушные" команды POP, приводящие стек в равновесное состояние. Подводим сюда курсор и уверенным щелчком правой клавиши мыши вызываем контекстное меню, среди пунктов
которого выбираем Set Next Statement. Как вариант можно перейти в окно регистров и изменить значение регистра EIP с 401362h на 40136Dh.
Нажатием клавиши <F5> мы заставляем процессор продолжить выполнение программы и… о чудо! Она действительно продолжает свою работу ("незлобное ругательство" на ошибку последней операции — не в счет!). Несохраненные данные спасены!
"Раскрутка" стека
Далеко не во всех случаях принудительный выход из функции оказывается возможным. Ряд критических сбоев затрагивает не одну, а сразу несколько вложенных функций, и тогда для реанимации программы мы должны совершить глубокий откат назад, продолжив выполнение программы с того места, где бы ее работоспособности ничто не угрожало. Точная глубина отката подбирается экспериментально и обычно составляет три — пять ступеней. Имейте ввиду, что если вложенные функции модифицируют глобальные данные (например данные кучи), то попытка отката может привести к полному краху отлаживаемой программы, поэтому требуемую глубину отката желательно угадать с первого раза, придерживаясь правила: "лучше перебрать, чем недобрать". С другой стороны, чрезмерно глубокий откат ведет к потере всех не сохраненных данных…
Процедура отката состоит из трех шагов:
построения дерева вызовов;
определения координат стекового фрейма для каждого из них;
восстановления регистрового контекста материнской функции.
Хороший отладчик все это сделает за нас, и вам останется лишь записать в регистры EIP и ESP соответствующие значения. К сожалению, отладчик Microsoft Visual Studio Debugger к хорошим отладчикам не относится. Он довольно посредственно трассирует стек, пропуская FPO-функции (Frame Point Omission — функции с оптимизированным фреймом) и не сообщает координат стекового фрейма, "благодаря" чему самую трудоемкую часть работы нам приходится выполнять самостоятельно.
Впрочем, даже такой стек вызовов все же лучше, чем совсем ничего. Раскручивая его вручную мы будем отталкиваться от того, что координаты фрейма естественным образом определяются по адресу возврата. Допустим, содержимое окна Call Stacks выглядит так как это показано в листинге 3.8.
Листинг 3.8. Содержимое окна Call Stacks отладчика Microsoft Visual Studio Debugger
TESTCEDIT! 00401362()
MFC42! 6c2922ae()
MFC42! 6c298fc5()
MFC42! 6c292976()
MFC42! 6c291dcc()
MFC42! 6c291cea()
MFC42! 6c291c73()
MFC42! 6c291bfb()
MFC42! 6c291bba()
Попробуем найти в стеке адреса 6C2922AEh и 6C298FC5h, соответствующие двум последним ступеням исполнения. Нажимаем <ATL>+<6> для перехода в окно дампа и, воспользовавшись "горячей" комбинацией клавиш <Ctr> +<G> в качестве базового адреса отображения, выбираем "ESP". Прокручивая окно дампа вниз, мы обнаруживаем оба адреса возврата (в приведенном далее листинге 3.9 они выделены рамкой).
Листинг 3.9. Содержимое стека после "раскрутки"
0012F488
0012FA64
0012FA64
004012FF
^
0040136F:ret
8 первый адрес
возврата
0012F494
00000000
00000064
00403458
е
00401328:pop
esi
0012F4A0
FFFFFFFF
0012F4C4
6C291CEA
0012F4AC
00000019
00000000
6C32FAF0
0012F4B8
0012F4C0
0012FA64
01100059
0012F4C4
00320774
002F5788
00000000
0012F4D0
00320701
77E16383
004C1E20
0012F4DC
00320774
002F5788
00000000
0012F4E8
000003E8
0012FA64
004F8CD8
0012F4F4
0012F4DC
002F5788
0012F560
0012F500
77E61D49
6C2923D8
00403458
^
0040132C:ret
;
0012F50C
00000111
0012F540
6C2922AE
^6C29237E:pop
ebx/pop ebp/ret
1Ch
0012F518
0012FA64
000003E8
00000000
0012F518
0012FA64
000003E8
00000000
0012F524
004012F0
00000000
0000000C
0012F530
00000000
00000000
0012FA64
0012F53C
000003E8
0012F564
6C298FC5
0012F548
000003E8
00000000
00000000
0012F554
00000000
000003E8
0012FA64
Ячейки памяти, лежащие выше адресов возврата, представляют собой значения регистров, сохраненные в стеке при входе в функцию и восстанавливаемые при ее завершении. Ячейки памяти, лежащие ниже адресов возврата, "оккупированы" аргументами функции (если, конечно, у функции есть аргументы), или же принадлежат локальным переменным материнской функции, если дочерняя функция не принимает никаких аргументов.
Возвращаясь к листингу 3.5, отметим, что два двойных слова, лежащие на верхушке стека, соответствуют машинным командам POP EDI и POP ESI, а следующий за ними адрес — 4012FFh — это тот самый адрес, управление которому передается командой 40136Fh:RET 8. Для продолжения раскрутки стека мы должны дизассемблировать код по этому адресу (листинг 3.10).
Листинг 3.10. Дизассемблерный листинг праматеринской функции ("бабушки")
004012FA
call
00401350
004012FF
cmp
eax,0FFh
00401302
je
0040132D
00401304
push
eax
00401305
lea
eax,[esp+8]
00401309
push
405054h
0040130E
push
eax
0040130F
call
dword ptr ds:[4033B4h]
00401315
add
esp,0Ch
00401318
lea
ecx,[esp+4]
0040131C
push
0
0040131E
push
0
00401320
push
ecx
00401321
mov
ecx,esi
00401323
call
00401BC4
00401328
pop
esi
00401329
add
esp,64h
0040132C
ret
; SS:[ESP] = 6C2923D8
Прокручивая экран вниз, мы замечаем инструкцию ADD ESP, 64, закрывающую текущий кадр стека. Еще восемь байт снимает инструкция 40136Fh:RET 8 и четыре байта оттягивает на себя 401328:POP ESI. Таким образом, позиция адреса возврата в стеке равна: current_ESP + 64h + 8 + 4 == 70h. Спускаемся на 70h байт ниже и видим адрес возврата из праматеринской функции(листинг3.11).
Листинг 3.12. Адрес возврата из праматеринской функции
0012F50077E61D49 6C2923D800403458 ^ 00401328:POP ESI/ret;
Первое двойное слово — это значение регистра ESI, который нам предстоит вручную восстановить; второе — адрес возврата из функции. Нажатием <Ctrl>+<G>, "0x6C2923D8" мы продолжаем "раскручивать" стек (листинг 3.12).
Листинг 3.12. Дизассемблерный листинг пра-праматеринской функции
6C2923D8
jmp
6C29237B
6C29237B
mov
eax,ebx
6C29237D
pop
esi
6C29237E
pop
ebx
6C29237F
pop
ebp
6C292380 ret 1Ch
Вот мы и добрались до восстановления регистров! Сместившись на одно двойное слово вправо (оно только что было вытолкнуто из стека командой RET), переходим в окно Registers и восстанавливаем регистры ESI, EBX, EBP, извлекая сохраненные значения из стека (листинг 3.13).
Листинг 3.13. Содержимое регистров, ранее сохраненных в стеке вместе с адресом
возврата
0012F500 77E61D49 6C2923D8 00403458 ^ 6C29237D:pop esi
0012F50C 00000111 0012F540 16C2922AE| ^6C29237E:pop ebx/pop ebp/ret 1Ch
Как вариант можно переместить регистр EIP на адрес 6C29237Dh, а регистр ESP на адрес 12F508h, после чего нажать на клавишу <F5> для продолжения выполнения программы. И этот прием действительно срабатывает! Причем, реанимированная программа уже "не ругается" на ошибку последней операции (как это было при восстановлении путем принудительного выхода из функции), а просто ее не выполняет. Красота!
Передача управления на функцию обработки сообщений
Двум предыдущим способам "реанимации" приложений присущи серьезные ограничения и недостатки. При тяжелых разрушениях стека, вызванных атаками типа buffer overfull или же просто алгоритмическими ошибками, содержимое важнейших регистров процессора окажется искажено, и мы уже не сможем ни совершить откат (стек утерян), ни выйти из текущей функции (EIP "смотрит" в "космос"). В консольных приложениях в такой ситуации действительно очень мало, что можно сделать… Вот GUI — другое дело! Концепция событийно ориентированной архитектуры наделяет всякое оконное приложение определенными серверными функциями. Даже если текущий контекст выполнения необратимо утерян, мы можем передать управление на цикл извлечения и диспетчеризации сообщений, заставляя программу продолжить обработку действий пользователя.
Классический цикл обработки сообщений выглядит так как это показано в листинге 3.14.
Листинг 3.14. Классический цикл обработки сообщений
while (GetMessage(&msg, NULL, 0, 0)) {
TranslateMessage(&msg);
DispatchMessage(&msg);
}
Все, что нам нужно — это передать управление на цикл while, даже не заботясь о настойке кадра стека, поскольку оптимизированные программы (а таковых большинство) адресуют свои локальные переменные не через EBP, а непосредственно через сам ESP. Конечно, при обращении к переменной msg, функция угробит содержимое стека, лежащее ниже его вершины, но это уже не важно.
Правда, при выходе из приложения оно "упадет" окончательно (ведь вместо адреса возврата из функции обработки сообщений, машинная команда RET обнаружит на вершине стека неизвестно что), но это произойдет после сохранения всех данных и потому никакой угрозы не несет. Исключение составляют приложения, "забывающие" закрыть все открытые файлы и перекладывающие эту работу на плечи функции ExitProcess. Что ж! Можно так подправить адрес возврата, чтобы он указывал на функцию ExitProcess!
Давайте создадим простейшее Windows-приложение и поэкспериментирует с ним. Запустив Microsoft Visual Studio выберем New ^ Project ^ Win32 Application и там — Typical Hello, World application. Добавим новый пункт меню, а в нем: char *p; *p = 0; и откомпилируем этот проект с отладочной информацией.
"Роняем приложение на пол" и, запустив отладчик, подгоняем мышь к первой строке цикла обработки сообщений и в появившемся контекстном меню находим пункт Set Next Statement. Нажимаем клавишу <F5> для возобновления работы программы и… она действительно возобновляет свою работу!
А теперь откомпилируем наш проект в чистовом варианте (т. е. без отладочной информации) и попробуем реанимировать приложение в "голом" машинном коде. Пользуясь тем обстоятельством, что Windows — это действительно многозадачная среда, в которой крушение одного процесса не мешает работе всех остальных, запустим свой любимый дизассемблер (например, IDA PRO) и проанализируем таблицу импорта отлаживаемой программы (вообще-то это может сделать и бесплатно распространяемый утилитой dumpbin, но его отчет не так нагляден).
Целью нашего поиска будут функции TranslateMessage/DispatchMessage и перекрестные ссылки, ведущие к циклу выборки сообщений (листинг 3.15).
Листинг 3.15. Поиск функций TranslateMessage/DispatchMessage в таблице импорта
.idata:004040E0 ; BOOL __stdcall TranslateMessage(const MSG *lpMsg)
.idata:004040E0 extrn TranslateMessage:dword ; DATA XREF: _WinMain@16+71↑r
.idata:004040E0; _WinMain@16+8D↑ r
.idata:004040E4 ; LONG __stdcall DispatchMessageA(const MSG *lpMsg)
.idata:004040E4 extrn DispatchMessageA:dword ; DATA XREF: _WinMain@16+94↑r
.idata:004040E8
С функцией DispatchMessage связана всего лишь одна перекрестная ссылка, со всей очевидностью ведущая к искомому циклу обработки сообщений, дизассемблерный код которого выглядит так как показано в листинге 3.16.
Листинг 3.16. Дизассемблерный листинг функции обработки сообщений
.text:00401077 loc401077:.text:00401077 loc401077:; CODE XREF: _WinMain@16+A9 ↓j; CODE XREF: _WinMain@16+A9 ↓j
.text:00401077 loc401077:
.text:00401077 loc401077:
; CODE XREF: _WinMain@16+A9 ↓j
; CODE XREF: _WinMain@16+A9 ↓j
text:00401050
mov
edi, ds:GetMessageA
text:00401050 ;
первый вызов
GetMessageA (это еще не цикл, это только его преддверье)
text:00401050
text:00401056
push
0; wMsgFilterMax
text:00401058
push
0; wMsgFilterMin
text:0040105A
lea
ecx, [esp+2Ch+Msg]
text:0040105A ;
ECX указывает на область памяти, через которую GetMessageA
text:0040105A ;
станет возвращать сообщение . текущее значение ESP может быть
text:0040105A ;
любым, главное , чтобы оно указывало на действительную область
text:0040105A ;
памяти (см.
карту памяти, если значение ESP оказалось искажено
text:0040105A ;
настолько, что вывело его в "космос")
text:0040105A ;
text:0040105E
push
0; hWnd
text:00401060
push
ecx; lpMsg
text:00401061
mov
esi, eax
text:00401063
call
edi; GetMessageA
text:00401063 ;
вызываем GetMessageA
text:00401063
text:00401065
test
eax, eax
text:00401067
jz
short loc_4010AD
text:00401067 ;
проверка на
наличие необработанных сообщений в очереди
text:00401067
.text:00401077 ; начало цикла обработки сообщений
.text:00401077
.text:00401077mov eax, [esp+2Ch+Msg.hwnd]
.text:0040107Blea edx, [esp+2Ch+Msg]
.text:0040107B ; EDX указывает на область памяти, используемую для передачи сообщений
.text:0040107B
.text:0040107F.text:0040107Fpush edxpush edx; lpMsg; lpMsg
.text:0040107F
.text:0040107F
push edx
push edx
; lpMsg
; lpMsg
.text
:00401080pushesi; hAccTable
.text
:00401081pusheax; hWnd
.text
:00401082callebx; TranslateAcceleratorA
.text
:00401082 ; вызываем функцию TranslateAcceleratorA
.text
:00401082
.text
:00401084testeax, eax
.text
:00401086jnzshort loc_40109A
.text
:00401086 ; проверка на наличие в очереди необработанных сообщений
.text
:00401086
.text
:00401088leaecx, [esp+2Ch+Msg]
.text
:0040108Cpushecx; lpMsg
.text
:0040108Dcallebp; TranslateMessage
.text
:0040108D ; вызываем функцию TranslateMessage, если есть что транслировать
.text
:0040108D
.text
:0040108Fleaedx, [esp+2Ch+Msg]
.text
:00401093pushedx; lpMsg
.text
:00401094callds:DispatchMessageA
.text
:00401094 ; диспетчеризуем сообщение
.text
:0040109A
.text
:0040109A loc_40109A:; CODE XREF: _WinMain@16+86↑j
.text
:0040109Apush0; wMsgFilterMax
.text
:0040109Cpush0; wMsgFilterMin
.text
:0040109Eleaeax, [esp+34h+Msg]
.text
:004010A2push0; hWnd
.text
:004010A4pusheax; lpMsg
.text
:004010A5calledi; GetMessageA
.text
:004010A5 ; читаем очередное сообщений из очереди
.text
:004010A5
.text
:004010A7testeax, eax
.text
:004010A9jnzshort loc_401077
.text
:004010A9 ; вращаем цикл обработки сообщений
.text
:004010A9
.text
:004010ABpopebp
.text
:004010ACpopebx
.text
:004010AD
.text
:004010AD loc_4010AD:; CODE XREF: _WinMain@16+67 ↑j
.text
:004010ADmoveax, [esp+24h+Msg.wParam]
.text
:004010B1popedi
.text
:004010B2popesi
.text
:004010B3addesp, 1Ch
.text:004010B6retn.text:004010B6retn10h10h
.text:004010B6retn
.text:004010B6retn
10h
10h
.text:004010B6 _WinMain@16 endp
Мы видим, что цикл обработки сообщений начинается с адреса 401050h и именно на этот адрес следует передать управление, чтобы возобновить работу "упавшей" программы. Пробуем сделать это и… программа работает!
Разумеется, настоящее приложение оживить намного сложнее, поскольку цикл обработки сообщений в нем рассредоточен по большому количеству функций, отождествить которые при беглом дизассемблировании невозможно. Тем не менее, приложения, построенные на основе общедоступных библиотек, например, MFC (Microsoft Foundation Classes), OWL (Object Windows Library), обладают вполне предсказуемой архитектурой и реанимировать их вполне возможно.
Рассмотрим, как устроен цикл обработки сообщений в MFC. Большую часть своего времени исполнения MFC-приложения проводят внутри функции CWinThread::Run(void), которая периодически опрашивает очередь на предмет поступления свежих сообщений и рассылает их соответствующим обработчикам. Если один из обработчиков "споткнулся" и довел систему до критической ошибки, выполнение программы может быть продолжено в функции Run. В этом-то и заключается ее главная прелесть!
Функция не имеет явных аргументов, но принимает скрытый аргумент this, указывающей на экземпляр класса CWinThread или производный от него класс, без которого функция просто не сможет работать. К счастью, таблицы виртуальных методов класса CWinThread содержат достаточно количество "родимых пятен", чтобы указатель this можно было воссоздать вручную.
Загрузим функцию Run в дизассемблер и отметим все обращения к таблице виртуальных методов, адресуемой посредствам регистра ECX (листинг 3.17).
Листинг 3.17. Дизассемблерный листинг функции Run (фрагмент)
text:6C29919D n2k_Trasnlate
main:
; CODE XREF: MFC42_5715+1F↑ j
text:6C29919D
text:6C29919D
mov
eax, [esi]
; MFC42_5715+67↓j ...
text:6C29919F
mov
ecx, esi
text:6C2991A1
call
dword ptr [eax+64h]
; CWinThread::PumpMessage(void)
text:6C2991A4
test
eax, eax
text:6C2991A6
jz
short loc_6C2991DA
text:6C2991A8
mov
eax, [esi]
text:6C2991AA
lea
ebp, [esi+34h]
text:6C2991AD
push
ebp
text:6C2991AE
mov
ecx, esi
text:6C2991B0
call
dword ptr [eax+6Ch]
; CWinThread::IsIdleMessage(MSG*)
text:6C2991B3
test
eax, eax
text:6C2991B5
text:6C2991B7
text:6C2991B9
jz push mov
short loc_6C2991BE 1
[esp+14h],
ebx
text:6C2991BD
pop
edi
text:6C2991BE
text:6C2991BE loc_
6C2991BE:
; CODE XREF: MFC42_5715+51↑ j
text:6C2991BE
push
ebx
; wRemoveMsg
text:6C2991BF
push
ebx
; wMsgFilterMax
text:6C2991C0
push
ebx
; wMsgFilterMin
text:6C2991C1
push
ebx
; hWnd
text:6C2991C2
push
ebp
; lpMsg
text:6C2991C3
call
ds:PeekMessageA
text:6C2991C9
test
eax, eax
text:6C2991CB
jnz
short n2k_
Trasnlate_main
.text:6C2991CD
Таким образом, функция Run ожидает получить указатель на двойное слово, указывающее на таблицу виртуальных методов, 0x19 и 0x1B элементы которой представляют собой функции PumpMessage и IsIdleMessage соответственно (или переходники к ним). Адреса импортируемых функций, если только динамическая библиотека не была перемещена, можно узнать в том же дизассемблере; в противном случае, следует отталкиваться от базового адреса модуля, отображаемого отладчиком по команде Modules. При условии, что эти две функции не были перекрыты программистом, поиск нужной нам виртуальной таблицы не составит никакого труда.
По непонятным причинам библиотека MFC42.DLL не экспортирует символьных имен функций и эту информацию нам приходится добывать самостоятельно. Обработав библиотеку MFC42.LIB утилитой dumpbin, запущенной с ключом "/ARCH", мы определим ординалы обеих функций (ординал PumpMessage — 5307, а IsIdleMessage — 4079). Остается найти эти значения в экспорте библиотеки MFC42.DLL (dumpbin /EXPORTS mfc42.dll > mfc42.txt), из чего мы узнаем что адрес функции PumpMessage: 6C291194h, а IsIdleMessage — 6С292583h.
Теперь мы должны найти указатели на функции PumpMessage/IsIdleMessage в памяти, а точнее — в секции данных, базовый адрес которой содержится в заголовке PE-файла, только помните, что в процессорах x86 наименее значимый байт располагается по меньшему адресу, т. е. все числа записываются в обратном порядке. К сожалению, отладчик Microsoft Visual Studio Debugger не поддерживает операцию поиска в памяти, и нам приходится действовать обходным путем — копировать содержимое дампа в буфер обмена, вставлять его в текстовой файл и, нажав клавишу <F7> искать адреса уже там.
Долго ли, коротко ли, но интересующие нас указатели обнаруживаются по адресам 403044h/40304Сh (естественно, у вас эти адреса могут быть и другими). Причем
обратите внимание: расстояние между указателями в точности равно расстоянию между указателями на [EAX + 64h] и [EAX + 6Ch], а очередность их размещения в памяти обратна порядку объявления виртуальных методов. Это — хороший признак и мы, скорее всего, находимся на правильном пути (листинг 3.18).
Листинг 3.18. Адреса функций IsIdleMessage/PumpMessage, найденные в секции данных
004030446C2911D4 6C292583 6C291194 ; IsIdleMessage/PumpMessage
004030506C2913D0 6C299144 6C297129
0040305C6C297129 6C297129 6C291A47
Указатели, указывающие на адреса 403048h/40304Ch, очевидно, и будут кандидатами в члены искомой таблицы виртуальных методов класса CWinThread. Расширив сферу поиска всем адресным пространством отлаживаемого процесса, мы обнаруживаем два следующих переходника (листинг 3.19).
Листинг 3.19. Переходники к функциям IsIdleMessage/PumpMessage, найденные там же
00401A20jmpdwordptrds:[403044h];IsIdleMessage
00401A26jmpdwordptrds:[403048h];
00401A2Cjmpdwordptrds:[40304Ch];PumpMessage
Ага, уже теплее! Мы нашли не сами виртуальные функции, но переходники к ним. Раскручивая этот запутанный клубок, попробуем отыскать ссылки на 401A26h/401A2Ch, которые передают управление на приведенный ранее код (листинг 3.20).
Листинг 3.20. Виртуальная таблица класса CWinThread
00403490
00401A9E
00401040
004015F0
^
0x0,
0x1,
0x2
элементы
0040349C
00401390
004015F0
00401A98
^
0x3,
0x4,
0x5
элементы
004034A8
00401A92
00401A8C
00401A86
^
0x6,
0x7,
0x8
элементы
004034B4
00401A80
00401A7A
00401A74
^
0x9,
0xA,
0xB
элементы
004034C0
00401010
00401A6E
00401A68
^
0xC,
0xD,
0xE
элементы
004034CC
00401A62
00401A5C
00401A56
^
0xF,
0x10,
0x11
элементы
004034D8
00401A50
00401A4A
00401A44
^
0x12,
0x13,
0x14
элементы
004034E4
00401A3E
004010B0
00401A38
^
0x15,
0x16,
0x17
элементы
004034F0
00401A32
00401A2C
00401A26
^
0x18,
0x19,
0x1A
элементы (PumpMessage)
004034FC
00401A20
00401A1A
00401A14
^
0x1B,
0x1C,
0x1D
элементы (IsIdleMessage)
Даже неопытный исследователь программ распознает в этой структуре данных таблицу виртуальных функций. Указатели на переходники к функциям PumpMessage/IsIdleMessage разделяются ровно одним элементом, как того и требуют условия задачи. Предположим, что эта виртуальная таблица, которая нам и нужна. Для проверки этого предположения отсчитаем 0x19 (25) элементов верх от 4034F4h и попытаемся найти указатель, ссылающийся на ее начало. Если повезет и он окажется экземпляром класса CwinThread, тогда программа сможет корректно продолжить свою работу (листинг 3.21).
Листинг 3.21. Экземпляр класса CWinThread, вручную найденный нами в памяти
004050B800403490 00000001 00000000
004050C400000000 00000000 00000001
Действительно, в памяти обнаруживается нечто похожее. Записываем в регистр ECX значение 4050B8h, находим в памяти функцию Run (как уже говорилось, если только она не была перекрыта, ее адрес — 6C299164h — известен). Нажимаем комбинацию клавиш <Ctrl>+<G>, затем вводим "0x6C299164" и в контекстном меню, вызванном правой клавишей мыши, выбираем Set Next Statement. Программа, отделавшись легким "испугом", продолжает свое исполнение, ну а мы на радостях идем пить пиво (кофе, квас, чай — по вкусу).
Аналогичным путем можно вернуть к жизни и зависшие приложения, потерявшие нить управления и не реагирующие ни на мышь, ни на клавиатуру.
Как подключить дамп памяти
"…в отделе программ весь пол был усеян дырочками от перфокарт и какие-то мужики ползали по раскатанной по полу 20-метровой распечатке аварийного дампа памяти с целью обнаружения ошибки в распределителе памяти ОС-360. К президенту подошел начальник отдела и сообщил, что есть надежда сделать это еще к обеду"
Ю. Антонов "Юность Гейтса"
Дамп памяти (memory dump, также называемый "корой" [от английского core — сердцевина], crash- или аварийным дампом), сброшенный системой при возникновении критической ошибки — не самое убедительное средство для выявления причин катастрофы, но ничего другого в руках администратора зачастую просто не бывает. Последний вздох операционной системы, похожий на дурно пахнущую навозную кучу, из которой высовывается чей-то наполовину разложившийся труп, мгновенным снимком запечатленный в момент неустранимого сбоя — вот что такое дамп памяти во время крушения системы! Копание в нем вряд ли доставит вам удовольствие. Не исключено, что истинного виновника краха системы вообще не удастся найти. Допустим, некий некорректно работающий
драйвер вторгся в область памяти, принадлежащую другому драйверу, и наглым образом затер критические структуры данных, сделав из чисел "винегрет". К тому моменту, когда драйвер-жертва пойдет вразнос, драйвер-хищник может быть вообще выгружен из системы, и определить его причастность к крушению системы по одному лишь дампу практически нереально.
Тем не менее, полностью игнорировать факт существования дампа, право же, не стоит. В конце концов, до возникновения инактивных отладчиков ошибки в программах приходилось искать именно так. Избалованность современных программистов визуальными средствами анализа, увы, не добавляет им уверенности в тех ситуациях, когда неумолимая энтропия оставляет их со своими проблемами один на один. Но довольно лирики. Переходим к делу, расписывая каждое действие по шагам.
Первым делом, необходимо войти в конфигурацию системы Пуск ^ Настройка -> Панель управления -> Система (Start -> Settings -> Control Panel -> System) и убедиться, что настройки дампа соответствуют предъявляемым к ним требованиям Дополнительно -> Загрузкаивосстановление -> Отказ системы
(Startup/Shutdown -> Recovery) в Windows 2000 RUS и Windows NT 4.0 ENG соответственно). Операционная система Windows 2000 поддерживает три разновидности дампов памяти: малый дамп памяти (small memory dump), дамп памяти ядра (kernel memory dump) и полный дамп памяти (complete dump memory). Для изменения настроек дампа вы должны иметь права администратора.
Малый дамп памяти занимает всего лишь 64 Кбайта (а отнюдь не 2 Мбайта, как утверждает контекстная помощь) и включает в себя:
копию голубого экрана смерти;
перечень загруженных драйверов;
контекст обрушившегося процесса со всеми его потоками;
первые 16 Кбайт содержимого ядерного стека "обрушившегося" потока.
Разочаровывающие малоинформативные сведения! Непосредственный анализ дампа дает нам лишь адрес возникновения ошибки и имя драйвера, к которому этот адрес принадлежит. При условии, что конфигурация системы не была изменена после возникновения сбоя, мы можем загрузить отладчик и дизассемблировать подозреваемый драйвер, но это мало что даст. Ведь содержимое сегмента данных на момент возникновения сбоя нам неизвестно, более того — мы не можем утверждать, что видим те же самые машинные команды, что вызвали сбой. Поэтому малый дамп памяти полезен лишь тем администраторам, которым достаточно одного лишь имени нестабильного драйвера. Как показывает практика, в подавляющем большинстве случаев этой информации оказывается вполне достаточно. Разработчикам драйвера отсылается гневный "бан-рапорт" (вместе с дампом!), а сам драйвер тем временем заменяется другим — более новым и надежным. По умолчанию малый дамп памяти записывается в каталог %SystemRoot%\Minidump, где ему присваивается имя Mini, дата записи дампа и порядковый номер сбоя на данный день. Например Mini110701- 69.dmp — 69 дамп системы от 07 ноября 2001 года (не пугайтесь! это просто я отлаживал драйвера).
Дамп памяти ядра содержит намного более полную информацию о сбое и включает в себя всю память, выделенную ядром и его компонентами (драйверами, уровнем абстракции от оборудования и т. д.), а также копию экрана смерти. Размер дампа памяти ядра зависит от количества установленных драйверов и варьируется от системы к системе. Контекстная помощь утверждает, что эта величина составляет от 50 до 800 Мбайт. Ну, на счет 800 Мбайт авторы явно "загнули", и объем в 50— 100 Мбайт выглядит более вероятным (техническая документация на систему сообщает, что ориентировочный размер дампа ядра составляет треть объема физической оперативной памяти, установленной на системе). Это наилучший компромисс между накладными расходами на дисковое пространство, скорости сброса дампа и информативностью последнего. Весь "джентльменский" минимум информации — в вашем распоряжении. Практически все типовые ошибки драйверов и прочих ядерных компонентов могут быть локализованы с точностью до байта, включая и те, что вызваны физическим сбоем аппаратуры (правда, для этого вы должны иметь некоторый "патологоанатомический" опыт исследования "трупных" дампов системы). По умолчанию дамп памяти ядра записывается в файл %SystemRoot%\Memory.dmp, затирая или не затирая (в зависимости от текущих настроек системы) предыдущий дамп.
Полный дамп памяти включает в себя все содержимое физической памяти компьютера, занятое как прикладными, так и компонентами ядра системы. Полный дамп памяти оказывается особенно полезным при отладке ASPI/SPTI-приложений, которые в силу своей специфики могут "уронить" ядро даже с прикладного уровня. Несмотря на довольно большой размер, равный размеру оперативной памяти, полный дамп остается наиболее любимым дампом всех системных программистов (системные же администраторы в своей массе предпочитают малый дамп). Это не покажется удивительным, если вспомнить, что объемы жестких дисков давно перевалили за отметку 100 Гбайт, а оплата труда системных программистов за последние несколько лет даже несколько возросла. Лучше иметь невостребованный полный дамп под рукой, чем кусать локти при его отсутствии. По умолчанию полный дамп памяти записывается в файл %SystemRoot%\Memory.dmp, затирая или не затирая (в зависимости от текущих настроек системы) предыдущий дамп.
Выбрав предпочтительный тип дампа, давайте совершим учебный "падение" системы, отрабатывая методику его анализа в "полевых" условиях. Для этого нам понадобится:
комплект разработчика драйверов (Driver Development Kit или сокращенно DDK), бесплатно распространяемый фирмой Microsoft и содержащий в себе подробную техническую документацию по ядру системы; несколько компиляторов Си/Си++ и ассемблера, а также достаточно "продвинутые" средства анализа дампа памяти;
драйвер W2K_KILL.SYS или любой другой драйвер-убийца операционной системы, например BDOS.EXE от Марка Русиновича, позволяющий получить дамп в любое удобное для нас время, не дожидаясь возникновения критической ошибки (бесплатную копию программы можно скачать с адреса http://www.sysinternals.com);
□ файлы символьных идентификаторов (symbol files), необходимые отладчикам ядра для его нормального функционирования и делающие дизассемблерный код более наглядным. Файлы символьных идентификаторов входят в состав "зеленого" набора MSDN, но, в принципе, без них можно и обойтись, однако переменная окружения _NT_SYMBOL_PATH по любому должна быть определена, иначе отладчик i386kd.exe работать не будет;
□ одна или несколько книжек, описывающих архитектуру ядра системы. Очень хороша в этом смысле книга "Внутреннее устройство Windows 2000" Марка Руссиновича и Дэвида Соломона, интересная как системным программистам, так и администраторам.
Итак, установив DDK на свой компьютер и завершив все приложения, запускаем драйвер-убийцу и… под "скрипящий" звук записывающегося дампа, система немедленно выбрасывает голубой экран смерти (BSOD — Blue Screen Of Death), свидетельствующий о возникновении неустранимого сбоя системы с краткой информацией о нем (рис. 3.4).
*** STOP: 0x0000001E (0xC0000005, 0xBE80B000, 0x00000000, 0x00000000)
KMODE_EXEPTION_NOT_HALTED
*** Address 0xBE80B000 base at 0xBE80A000, Date Stamp 389db915–
w2k_kill.sys
Beginning dump of physical memory
Dumping physical memory to disk: 69
Рис. 3.4. Голубой экран смерти
Для большинства администраторов голубой экран смерти означает лишь одно — системе "поплохело" настолько, что она предпочла смерть позору неустойчивого функционирования. Что же до таинственных надписей, сопровождающих эти экраны, то они остаются сплошной загадкой. Но только не для настоящих профессионалов!
Мы начнем с левого верхнего угла экрана и, зигзагами спускаясь вниз, трассируем все надписи по порядку.
□ *** STOP: — буквально означает "останов [системы]" и не несет в себе никакой дополнительной информации;
□ 0x0000001E — представляет собой код Bug Check, содержащий категорию сбоя. Расшифровку кодов Bug Check можно найти в DDK. В данном случае это 0x1E — KMODE_EXEPTION_NOT_HALTED, о чем и свидетельствует символьное имя расположенное строкой ниже. Краткое объяснение некоторых, наиболее популярных кодов Bug Check приведено в таблице 3.1. Определение рейтинга популярности кодов Bug Check осуществлялось путем подсчета упоминаний о них в конференциях Интернет (спасибо старику Googl'у). Полноту фирменной
документации она, разумеется, не заменяет, но некоторое представление о целесообразности скачивания 70 Мбайт DDK все-таки дает;
"арабская вязь" в круглых скобках — это четыре Bug Check-параметра, физический смысл которых зависит от конкретного кода Bug Check и вне его контекста теряет всякий смысл; применительно к KMODE_EXEPTION_NOT_HALTED — первый Bug Check-параметр содержит номер возбужденногоисключения.Судя по таблице 3.1, это —
STATUS_ACCESS_VIOLATION — доступ к запрещенному адресу памяти — и четвертый Bug Check-параметр указывает какой именно. В данном случае он равен нулю, следовательно, некоторая машинная инструкция попыталась совершить обращение по null-pointer, соответствующему инициализированному указателю, ссылающемуся на невыделенный регион памяти. Ее адрес содержится во втором Bug Check-параметре. Третий Bug Check-параметр в данном конкретном случае не определен;
*** Address 0xBE80B00 — это и есть тот адрес, по которому произошел сбой. В данном случае он идентичен второму Bug Check-параметру, однако так бывает далеко не всегда (коды Bug Check собственно и не подряжались хранить чьи-либо адреса).
base at 0xBE80A00 — содержит базовый адрес загрузки модуля-нарушителя системного порядка, по которому легко установить "паспортные" данные самого этого модуля.
Внимание !
Далеко не во всех случаях правильное определение базового адреса вообще возможно.
Воспользовавшись любым подходящим отладчиком (например, soft-ice от Нумега или i386kd от Microsoft), введем команду, распечатывающую перечень загруженных драйверов с их краткими характеристиками (в i386kd это осуществляется командой !drivers). Как одним из вариантов, можно воспользоваться утилитой drivers.exe, входящей в NTDDK. но, какой бы вы путь не избрали, результат будет приблизительно следующим:
kd>!drivers!drivers
LoadedSystemDriverSummary
Base
Code
Size
Data
Size
Driver Name
Creation
Time
80400000
142dc0
(1291 kb)
4d680
(309 kb)
ntoskrnl.exe
Wed Dec 08 02:41:11
1999
80062000
cc20
(51 kb)
32c0
( 12 kb)
hal.dll
Wed Nov 03 04:14:22
1999
f4010000
1760
(5 kb)
1000
(4 kb)
BOOTVID.DLL
Thu Nov 04 04:24:33
1999
bffd8000
21ee0
( 135 kb)
59a0
( 22 kb)
ACPI.sys
Thu Nov 11 04:06:04
1999
be193000
16f60
(91 kb)
ccc0
( 51 kb)
kmixer.sys
Wed Nov 10 09:52:30
1999
bddb4000
355e0
( 213 kb)
10ac0
( 66 kb)
ATMFD.DLL
Fri Nov 12 06:48:40
1999
be80a000
200
(0 kb)
a00
(2 kb)
w2k_kill.sys
Mon Aug 28 02:40:12
2000
TOTAL:835ca0 (8407 kb) 326180 (3224 kb) (0 kb 0 kb)
Обратите внимание на выделенную жирным черным цветом строку с именем w2k_kill.sys, найденную по ее базовому адресу 0xBE80A00. Это и есть тот самый драйвер, который нам нужен! А впрочем, этого можно и не делать, поскольку имя "неправильного" драйвера и без того присутствует на голубом экране;
две нижние строки отражают прогресс "сброса" дампа на диск, развлекая администратора чередой быстро меняющихся циферок на это время.
Таблица 3.1. Физический смысл наиболее популярных кодов Bug Check с краткими
пояснениями
Категория
Описание
hex- код
Символьное имя
0x0A
IRQL_NOT_LESS_OR_EQUAL
Драйвер попытался обратиться к странице памяти на уровне DISPATCH_LEVEL или более высоком, что и привело к краху, поскольку менеджер виртуальной памяти работает на более низком уровне;
источником сбоя может быть и BIOS, и драйвер, и системный сервис (особенно этим грешат вирусные сканеры и FM- тюнеры);
как вариант — проверьте кабельные терминаторы на SCSI-накопителях и Master/Slayer на IDE, отключите кэширование памяти в BIOS;
если и это не поможет, обратитесь к четырем параметрам кода Bug Check, содержащим ссылку на память, к которой осуществлялся доступ, уровень IRQ (Interrupt ReQuest), тип доступа (чтение/запись) и адрес машинной инструкции драйвера
0x1E
KMODE_EXCEPTION_NOT_HANDLED
Компонент ядра возбудил исключение и "забыл" его обработать; номер исключения содержится в первом Bug Check-параметре;обычно он
принимает одно из следующих значений:
0x80000003 (STATUS_BREAKPOINT): встретиласьпрограммнаяточка
останова — отладочный рудимент, по небрежностинеудаленный
разработчиком драйвера;
(0xC0000005) STATUS_ACCESS_
VIOLATION: доступ к запрещенному адресу (четвертый Bug Check-параметр уточняет к какому) — ошибка разработчика;
(0xC000021A) STATUS_SYSTEM_ PROCESS_TERMINATED: сбой процессов CSRSS и/или Winlogon, источником которого могут быть как компоненты ядра, так и пользовательские приложения; обычно это происходит при заражении машины вирусом или нарушении целостности системных файлов;
(0xC0000221) STATUS_IMAGE_
CHECSUM_MISMATCH: целостность одного из системных файлов оказалась нарушена;
второй Bug Check-параметр содержит адрес машинной команды, возбудившей исключение
0x24
NTFS_FILE_SYSTEM
Проблема с драйвером NTFS.SYS, обычно возникающая вследствие физического разрушения диска, реже — при остром недостатке физической оперативной памяти
0x2E
DATA_BUS_ERROR
Драйвер обратился по несуществующему физическому адресу; если только это не ошибка драйвера; оперативная память и/или кэш-память процессора (видеопамять) неисправны или же работают на запредельных тактовых частотах
0x35
NO_MORE_IRP_STACK_LOCATIONS
Драйвер более высокого уровня обратился к драйверу более низкого уровня посредством IoCallDriver- интерфейса, однако свободного пространства в стеке IRP (I/O Request Packet) не оказалось и передать весь IRP- пакет целиком не удалось;
это гибельная ситуация, не имеющая прямых решений; попытайтесь удалить один или несколько наименее нужных драйверов, быть может тогда система заработает
0x3F
NO_MORE_SYSTEM_PTES
Результат сильной фрагментации таблицы страниц PTE (Page Table Entry), приводящей к невозможности выделения затребованного драйвером блока памяти; обычно это характерно для аудио- или видеодрайверов, манипулирующих
огромными блоками памяти и к тому же не всегда их вовремя освобождающих; для решения проблемы попробуйте увеличить количество PTE (до 50 000 максимум) в следующей ветке реестра:
HLLM\SYSTEM\CurrentControlSet\ Control\SessionManager\
Memory Management\SystemPages
0x50
PAGE_FAULT_IN_NONPAGED_AREA
Обращение к несуществующей странице памяти, вызванное либо неисправностью оборудования (как правило — оперативной, видео или кэш-памяти), либо некорректно спроектированным сервисом (этим грешат многие антивирусы, в том числе Касперский и Доктор Веб), либо разрушениями NTFS- тома (запустите программу chkdsk.exe с ключами /f и /r), также попробуйте запретить кэширование памяти в BIOS
0x58
FTDISK_INTERNAL_ERROR
Сбой RAID-массива, — при попытке загрузки с основного диска система обнаружила, что он поврежден, тогда она обратилась к его зеркалу, но таблицы разделов не оказалось и там
0x76
PROCESS_HAS_LOCKED_PAGES
Драйвер не смог освободить залоченные страницы после завершения операции ввода-вывода; для определения имени дефективногодрайвераследует
обратитьсякветке
HKLM\SYSTEM\CurrentControlSet\ Control\SessionManager\
Memory Management, и установить параметр TrackLockedPages типа DWORD в значение 1, потом перезагрузить систему, после чего та будет сохранять трассируемый стек и, если нехороший драйвер вновь начнет чудить, возникнет BSOD с кодом Bug Check:0xCB,позволяющим
определить виновника
0x77
KERNEL_STACK_INPAGE_ERROR
Страница данных памяти ядра по техническим причинам недоступна, если первый код Bug Check не равен нулю, то он может принимать одно из следующих значений:
(0xC000009A) STATUS_INSUFFICIENT_ RESOURCES — недостаточно системных
ресурсов;
(0xC000009C) STATUS_DEVICE_DATA_ ERROR — ошибка чтения с диска (bad- сектор?);
(0xC000009D) STATUS_DEVICE_NOT_
CONNECTED — система не видит привод (неисправность контроллера, плохой контакт шлейфа);
(0xC000016A) STATUS_DISK_
OPERATION_FAILED — ошибка чтения диска (bad-сектор или неисправный контроллер);
(0xC0000185) STATUS_IO_DEVICE_
ERROR — неправильное "термирование" SCSI-привода или конфликт IRQ IDE- приводов;
нулевое же значение первого кода Bug Check указывает на неизвестную аппаратную проблему;
такое сообщение может появляться и при заражении системы вирусами, и при разрушении диска старыми "докторами", и при отказе RAM — войдите в консоль восстановления и запустите программу chkdsk.exe с ключом /r
0x7A
KERNEL_DATA_INPAGE_ERROR###
Страница данных памяти ядра по техническим причинам недоступна, второй Bug Check-параметр содержит статус обмена, четвертый — виртуальный страничный адрес, загрузить который не удалось;
возможные причины сбоя — те же дефектные сектора, попавшие в файл- подкачки pagefile.sys, сбои дискового контроллера, ну и вирусы, наконец
0x7B
INACCESSIBLE_BOOT_DEVICE
Загрузочное устройство недоступно, — таблица разделов повреждена или не соответствует файлу boot.ini;
также такое сообщение появляется при замене материнской платы с интегрированным IDE-контроллером (или замене SCSI-контроллера), поскольку всякий контроллер требует "своих" драйверов и при подключении жесткого диска с установленной
Windows NT на компьютер, оснащенный несовместимым оборудованием, операционная система просто откажется грузиться и ее необходимо будет переустановить (опытные администраторы могут переустановить непосредственно сами дисковые драйвера, загрузившись с консоли восстановления);
также не помешает проверить общую исправность оборудования и наличие вирусов на диске
0x7F
UNEXPECTED_KERNEL_MODE_TRAP
Исключение процессора, необработанное операционнойсистемой;обычно
возникает вследствие неисправности оборудования (как правило — разгона CPU), его несовместимости с установленными драйверами или алгоритмическими ошибками в самих драйверах;
проверьте исправность оборудования и удалите все посторонние драйвера;
первый Bug Check-параметр содержит номер исключения и может принимать следующие значения:
0x00 — попытка деления на нуль;
0x01 — исключениесистемного
отладчика;
0x03 — исключение точки останова;
0x04 — переполнение;
0x05 — генерируетсяинструкцией
BOUND;
0x06 — неверный опкод;
0x07 — двойной отказ (Double Fault);
описание остальных исключений содержится в документации на процессоры Intel и AMD
0xC2
BAD_POOL_CALLER
Текущий поток вызвал некорректный pool-request, что обычно происходит по причине алгоритмической ошибки, допущенной разработчиком драйвера; однако, судя по всему, и сама система не остается без ошибок, поскольку для
устранения этого голубого экрана
Microsoft рекомендует установить SP2
0xCB
DRIVER_LEFT_LOCKED_PAGES_IN_ PROCESS
После завершения процедуры ввода/вывода, драйвер не может освободить заблокированные страницы (см. PROCESS_HAS_LOCKED_PAGES);
первый Bug Check-параметр содержит вызываемый, а второй Bug Check- параметр, вызывающий адрес; последний, четвертый параметр указывает на UNICODE-строку с именем драйвера
0xD1
DRIVER_IRQL_NOT_LESS_OR_EQUAL
Тожесамое,чтои
IRQL_NOT_LESS_OR_EQUAL
0xE2
MANUALLY_INITIATED_CRAS
Сбой системы, спровоцированный вручную, путем нажатия "горячей" комбинацииклавиш
<Ctrl>+<Scroll Loock>, при условии, что параметр CrashOnCtrlScroll реестра
HKLM\System\CurrentControlSet\ Services\i8042prt\Parameters содержит ненулевое значение
0x7A
KERNEL_DATA_INPAGE_ERROR
Страница данных памяти ядра по техническим причинам недоступна, второй Bug Check-параметр содержит статус обмена, четвертый — виртуальный страничный адрес, загрузить который не удалось;
возможные причины сбоя — те же дефектные сектора, попавшие в файл pagefile.sys, сбои дискового контроллера, ну и вирусы, наконец
Восстановление системы после критического сбоя
"Неестественное, почти половое влечение к кнопке F8 появилось в Кролике совершенно не внезапно"
Щербаков Андрей "14400 бод и 19200 юзеров, и те же самые все-все-все..."
Операционные системы семейства NT достаточно безболезненно переносят критические сбои, даже если те произошли в самый неудобный момент времени (например, в период дефрагментации диска). Отказоустойчивый драйвер файловой системы все сделает сам (хотя запустить файл chkdsk.exe все же не помешает).
Если был выбран "полный дамп памяти" или "дамп памяти ядра", то при следующей успешной загрузке системы жесткий диск будет долго "молотить" головкой, даже если к нему и не происходит никаких обращений. Не пугайтесь! Просто Windows перемещает дамп из виртуальной памяти на место его постоянного "проживания". Запустив "Диспетчер Задач", вы увидите новый процесс в списке — SaveDump.exe, — вот он этим и занимается. Необходимость в подобной двухтактной схеме "сброса" дампа объясняется тем, что в момент возникновения критической ошибки работоспособность драйверов файловой системы уже не гарантируется и операционная система не может позволить себе их использовать, ограничиваясь временным размещением дампа в виртуальной памяти. Кстати, если имеющегося объема виртуальной памяти окажется недостаточно (Дополнительно -> Параметры быстродействия -> Виртуальная память), "сброс" дампа окажется невозможным.
Если же система от загрузки отказывается, упорно забрасывая вас голубыми экранами смерти, вспомните о существовании клавиши <F8> и выберите пункт "Загрузка последней удачной конфигурации" ("Last Known Good Configuration"). Более радикальной мерой является запуск системы в безопасном (safe) режиме с минимумом загружаемых служб и драйверов. Переустановка системы — это крайняя мера и без особой нужны к ней лучше не прибегать. Лучше войдите в "консоль восстановления" и переместите файл дампа на другую машину для его дальнейшего исследования.
Подключение дампа памяти
Для подключения дампа памяти к отладчику Windows Debugger (windbg.exe) в меню File выберете пункт Crash Dump или воспользуйтесь "горячей" комбинацией клавиш <Ctrl>+<D>. В отладчике i386kd.exe для той же цели служит ключ "–z" командной строки, за которым следует полный путь к файлу дампа, отделенный от ключа одним или несколькими пробелами, при этом переменная окружения _NT_SYMBOL_PATH должна быть определена и должна содержать полный путь к файлам символьных идентификаторов, в противном случае отладчик аварийно завершит свою работу. Как один из вариантов, можно указать в командной строке ключ "–y" и тогда экран консоли будет выглядеть так: i386kd –z C:\WINNT\memory.dmp -y C:\WINNT\Symbols, причем отладчик следует вызывать из Checked Build Environment/Free Build Environment консоли, находящейся в папке Windows 2000 DDK, иначе у вас ничего не получится.
Хорошая идея — ассоциировать dmp-файлы с отладчиком i386kd.exe, запуская их одним нажатием клавиши <Enter> из менеджера FAR. Впрочем, выбор средства анализа — дело вкуса. Кому-то нравиться KAnalyze, а кому-то достаточно и простенького DumpChk. Выбор аналитических инструментов чрезвычайно велик (один лишь DDK содержит четыре из них!) и, чтобы хоть как-то определиться с выбором, мы остановимся на i386kd.exe, также называемом Kernel Debugger.
Как только консоль отладчика появится на экране (а Kernel Debugger — это консольное приложение, горячо любимое всеми, кто провел свою молодость за текстовыми терминалами), курсор наскоро дизассемблирует текущую машинную инструкцию и своим тревожным мерцанием затягивает нас в пучину машинного
кода. Ну что, будем глазки строить или все-таки дизассемблировать? — незлобно ворчим мы, выбивая на клавиатуре команду "u", заставляющую отладчик продолжить дизассемблирование.
Судя по символьным идентификаторам PspUnhandledExceptionInSystemThread и KeBugCheckEx мы находимся глубоко в ядре, а точнее — в окрестностях того кода, что выводит BSOD на экран (листинг 3.22).
Листинг 3.22. Результат дизассемблирования подключенного дампа памяти с текущего адреса
8045249c 6a01push 0x1
kd>u
_PspUnhandledExceptionInSystemThread@4:
80452484 8B442404
mov
eax, (
dword ptr [esp+4]
80452488
8B00
mov
eax, (
dword ptr [eax]
8045248A
FF7018
push
dword
ptr
[eax+18h]
8045248D
FF7014
push
dword
ptr
[eax+14h]
80452490
FF700C
push
dword
ptr
[eax+0Ch]
80452493
FF30
push
dword
ptr
[eax]
80452495
6A1E
push
1Eh
80452497
E8789AFDFF
call
_KeBugCheckEx@20
8045249C
6A01
push
1
8045249E
58
pop
eax
8045249F
C20400
ret
4
В стеке ничего интересного также не содержится, вот судите сами (листинг 3.23)
(просмотр содержимого стека осуществляется командной kb)
Листинг 3.23. Содержимое стека не дает никаких намеков на природу истинного виновника
kd> kb
ChildEBP RetAddr Args to Child
f403f71c 8045251c f403f744 8045cc77 f403f74c ntoskrnl!PspUnhandledExceptionInSystemThread+0x18
f403fddc 80465b62 80418ada 00000001 00000000 ntoskrnl!PspSystemThreadStartup+0x5e
00000000 00000000 00000000 00000000 00000000 ntoskrnl!KiThreadStartup+0x16
Такой поворот событий ставит нас в тупик. Сколько бы мы ни дизассемблировали ядро, это ни на йоту не приблизит нас к источнику критической ошибки. Что ж, все вполне логично. Текущий адрес (8045249Сh) лежит далеко за пределами драйвера- убийцы (0BE80A00h). Хорошо, давайте развернемся и пойдем другим путем. Помните тот адрес, что высвечивал голубой экран смерти? Не помните — не беда! Если это только не запрещено настройками, копии всех голубых экранов
сохраняются в Журналесистемы.Откроем его:Панель
управления -> Администрирование ^ Просмотр событий (листинг 3.24).
Листинг 3.24. Копия голубого экрана смерти, сохраненная в системном журнале
Компьютер был перезагружен после критической ошибки:
0x0000001e (0xc0000005, 0xbe80b000, 0x00000000, 0x00000000). Microsoft Windows 2000 [v15.2195]
Копия памяти сохранена: C:\WINNT\MEMORY.DMP.
Отталкиваясь от категории критической ошибки (0x1E), мы без труда сможем определить адрес инструкции-убийцы — 0xBE80B000 (в приведенном листинге 3.24 он выделен жирным шрифтом). Применяем команду u BE80B000 для просмотра его содержимого и видим следующий результат (листинг 3.25).
Листинг 3.25. Результат дизассемблирования дампа памяти по адресу, сообщенному голубым экраном смерти
kd>u 0xBE80B000
be80b000
a100000000
moveax,[00000000]
be80b005
c20800
ret0x8
be80b008
90
nop
be80b009
90
nop
be80b00a
90
nop
be80b00b
90
nop
be80b00c
90
nop
be80b00d
90
nop
Ага! Вот это уже больше похоже на истину! Инструкция, на которую указывает курсор (в тексте она выделена черным цветом), обращается к ячейке с нулевым адресом, возбуждая тем самым губительное для системы исключение. Теперь мы точно знаем, какая ветка программы вызвала сбой.
Хорошо, а как быть, если копии экрана смерти в нашем распоряжении нет? На самом деле, синий экран всегда с нами, надо только знать где искать! Попробуйте открыть файл дампа в любом hex-редакторе и вы обнаружите следующие строки (листинг 3.26).
Листинг 3.26. Копия голубого экрана в заголовке дампа программы
00000000: 50 41 47 45 44 55 4D 50 | 0F 00 00 00 93 08 00 00PAGEDUMPSУп
00000010: 00 00 03 00 00 80 8B 81 | C0 A4 46 80 80 A1 46 80V АЛБLдFААбFА
00000020: 4C 01 00 00 01 00 00 00 | 11E 00 00 00| 105 00 00 C0|L© ©▲* L
00000030: 100 B0 80 BE 00 00 00 00 | 00 00 00 00 00 41 47 45||АAGE
С первого же взгляда удается опознать все основные Bug Check-параметры: 1E 00 00 00 — это код категории сбоя 0x1E (на процессорах x86 наименее значимый байт располагается по меньшему адресу, то есть все числа записываются в обратном порядке); 05 00 00 C0 — код исключения ACCESS VIOLATION; а 00 B0 80 BE — и есть адрес машинной команды, породившей это исключение. В комбинации же 0F 00 00 00 93 08 легко узнается номер билда системы, стоит только записать его в десятичной нотации.
Для просмотра Bug Check-параметров в более удобочитаемом виде можно воспользоваться следующей командой отладчика: dd KiBugCheckData (листинг 3.27).
Листинг 3.27. Bug Check-параметры, отображаемые в удобочитаемом виде
kd> dd KiBugCheckData
dd KiBugCheckData
8047e6c0 0000001e c0000005 be80b000 00000000
8047e6d0 00000000 00000000 00000001 00000000
8047e6e0 00000000 00000000 00000000 00000000
8047e6f000000000000000000000000000000000
8047e70000000000000000000000000000000000
8047e71000000000000000000000000000000000
8047e72000000000000000000000000000000000
8047e73000000000e0ffffffedffffff00020000
Другие полезные команды: !drivers — выводящая список драйверов, загруженных на момент сбоя, !arbiter — показывающая всех арбитров вместе с диапазонами арбитража, !filecache — отображающая информацию о кэше файловой системы и PT, !vm — отчитывающаяся об использовании виртуальной памяти и т. д. и т. п. — всех не перечислишь! (полный перечень команд вы найдете в руководстве по своему любимому отладчику).
Конечно, в реальной жизни определить истинного виновника краха системы намного сложнее, поскольку всякий нормальный драйвер состоит из множества сложно взаимодействующих функций, образующих запутанные иерархические комплексы, местами пересеченные туннелями глобальных переменных, превращающих драйвер в самый настоящий лабиринт. Приведем только один пример. Конструкция вида mov eax, [ebx], где ebx == 0, работает вполне нормально, послушно возбуждая исключение, и пытаться "поговорить с ней по-мужски" — бессмысленно! Нужно найти тот код, который записывает в регистр EBX нулевое значение, и сделать это непросто. Можно, конечно, просто прокрутить экран вверх, надеясь, что на данном участке программный код выполнялся линейно, но никаких гарантий, что это действительно так у нас нет, равно как нет и возможности обратной трассировки
(back trace). Грубо говоря, адрес предшествующей машинной инструкции нам неизвестен и "закладываться" на прокрутку экрана нельзя!
Загрузив подопытный драйвер в любой интеллектуальный дизассемблер, автоматически восстанавливающий перекрестные ссылки (например, дизассемблер IDA PRO), мы получим более или менее полное представление о топологии управляющих ветвей программы. Конечно, дизассемблирование в силу своей статической природы, не гарантирует, что управление не перекинулось откуда-то еще, но, по крайней мере, сужает круг поиска. Вообще же, о дизассемблировании написано множество хороших книг (и "Фундаментальные основы хакерства" Криса Касперски в том числе), поэтому не будем останавливаться на этом вопросе, а просто пожелаем всем читателям удачи.
Рис. 3.5. Отладчик i386kd за работой (пиво, бутерброды прилагаются); несмотря на свою отталкивающую внешность это чрезвычайно мощный и удобный в работе инструмент, позволяющий проворачивать умопомрачительные пассажи нажатием всего пары-тройки клавиш (одна из которых вызывает ваш собственный скрипт).
Рис. 3.6. Windows Debugger c загруженным дампом памяти. Обратите внимание: отладчик самостоятельно высвечивает Bug Check-коды, не ожидая пока мы об этом его попросим, а при попытке дизассемблирования инструкции, возбудившей исключение, на экране выскакивает "Module
Load: W2K_KILL.SYS", сообщающая нам имя драйвера-убийцы. Вроде бы мелочь, а как приятно!