为了防止中断嵌套会自动 cli
在中断能处理的时候会自动 cli -- 清除中断标记位 if。 这样如果在if = 0 的时候 ，0环死循环 那么就会造成系统假死崩溃。
实际代码验证
我们把前一次的代码设置成死循环
void _declspec(naked) IdtEntry()
{// 这里是裸函数，所以不会有函数头 push ebp,mov ebp,esp,,和 ret x / sub esp,x 来平衡堆栈；
// 这样的好处是 我们能控制全部的代码。
__asm
{
//mov eax, dword ptr ds : [0x8003f500];// 注意 ： 行内 汇编（内联汇编，要求严格，需要把ds 这些都明确，不然会意想不到）
//mov g_iData, eax;//
label:
jmp label;
iretd;//iret 是实地址模式 16位的中断返回
}
}
效果：
系统假死，---实际也死了，，，windbg 也下中断不下来 因为if = 0. 实际 windbg 发送请求给子系统，然后处理。但是这下处理不下来了。
windbg ctrl+break 失效 虚拟机也动不了
2 多核的复杂性 实验1
2.1 每个核 有独立的idt、gdt 所以你每次做的时候在多核情况下得都修改
使用windbg 在每一个cpu的 idt 的 0x20向量中添加不同的中断处理。
这里使用的如下：
在 0号处理器中：
在 1号处理器中(~在内核中是切换cpu 在3环中是切换线程)：
2.2 代码展示多核中断提权处理区别
注意：使用windbg 设置双核的每个cpu idt 0x20项 修改成 IdtEntry1 地址 和 IdtEntry2地址
~0 : 在内核中是切换cpu 在3环是切换线程
evoid _ declspec (naked) IdtEntry1()
_ asm{
mov eax, 1
mov g_ 1d, eax
iretd
I}
}
//0x401010
avold__ declspec (naked) IdtEntry2()
{
_asm{
mov eax, 2
mov g_ 1d, eax
iretd
}
}
avoid go()
{
asm int 0x20
}
2.3 效果
是每次点击 可能所处的cpu不同导致 调用的idt 处理不同，所以全局变量的修改也不同，所以输出的数据每次点击可能不一致。
由于每次所处的cpu 不同，所以中断处理不同：
完整代码：
前提：
使用windbg 在每一个cpu的 idt 的 0x20向量中添加不同的中断处理。
这里使用的如下：
在 0号处理器中：
在 1号处理器中(~在内核中是切换cpu 在3环中是切换线程)：
// release 版本会比较好一点，debug会填充一些空间，release会比较稳定
DWORD g_iData = 0;//定义一个全局变量，来存储 0 环数据
void _declspec(naked) IdtEntry()
{// 这里是裸函数，所以不会有函数头 push ebp,mov ebp,esp,,和 ret x / sub esp,x 来平衡堆栈；
// 这样的好处是 我们能控制全部的代码。
__asm
{
//mov eax, dword ptr ds : [0x8003f500];// 注意 ： 行内 汇编（内联汇编，要求严格，需要把ds 这些都明确，不然会意想不到）
//mov g_iData, eax;//
label:
jmp label; // 中断默认 会cli 清除中断if标记位，避免中断嵌套（但是陷阱可以嵌套）
iretd;//iret 是实地址模式 16位的中断返回
}
}
// 0x401050
void _declspec(naked) IdtEntry1()
{
__asm
{
mov g_iData, 1;
iretd;
}
}
// 0x401060
void _declspec(naked) IdtEntry2()
{
__asm
{
mov g_iData, 2;
iretd;
}
}
void go()
{
__asm {
int 0x20;// 产生中断请求，调用对应中断处理
}
}
void main()
{
if ((DWORD)IdtEntry != 0x401040)// code : there is not same as the past, there some crt func takes the place401000 ~401040
{
printf("WRONG ADDR");
//exit(0);
}
go();// 产生中断请求，调用对应中断处理
printf("Addr:%p; \nAddr:%p;\n", IdtEntry1,IdtEntry2);
printf("Data: %d\n", g_iData);
system("pause");
}
3 多核复杂性 实验2
实验环境： 还是双核、xp
cr0 的第16位 ： 0x10000 是页写保护属性WP；WP 位控制是否允许处理器向标记为只读的内存也写入数据；
写保护修改wp :
-
0 --- 禁用写保护功能
关闭 写保护 功能的代码
asm
{
// 修改写保护 WP
cli;//将处理器标志寄存器的中断标志位清0 ,不允许中断
mov eax, cr0
and eax, not 0x10000
mov cr0, eax
}
-
1 --- 开启写保护功能
恢复 写保护功能 代码
_ asm
{
mov eax, cr0
or eax, 0x10000
mov cr0, eax
sti;//将中断恢复
}
!pte 0xaddr // 是查看对应地址所在的页目录、页表物理页保护属性
3.1 实验2： 多核复杂性 HOOK KiFastCallEntry()
使用 pchunter 查看 驱动 模块的 的地址 ntkrnlpa.exe(注意在以前老系统中分ntkrnlpa.exe 分了单核、多核、开了pae、未开pae等版本组合；2个2进制位所以有4个不同的ntkrnlpa.exe；这里注意定位你当前使用的是哪一个ntkrnlpa.exe)，然后使用 IDA 分析并加载符号；
注意： 修改ida 的加载基址为 pchunter 里面显示的基址，这样便于查看分析。
查看 KiFastCallEntry 函数；
3.2 实验代码
分析：
多核的时候，在 0 号核 中处理蓝屏代码；但是这里我们修改了KiFastCallEntry() 之后 把0号处理器进入了一个死循环， 使得 1号核 时间片中程序 3环进入0环调用KiFastCall ，执行我们Hook的错误代码产生的异常没有被 0 号处理器蓝屏处理。但是 使用windbg 查看 的确 1号处理器 异常产生了。
void __declspec(naked)IdtEntry()
{
__asm{
mov eax,cr0
and eax, not 10000h // not 即 将 cr0 第16位 置为0 关闭写保护
mov cr0, eax
mOveax, FFFFFFFF
mov ds: [0x80542520]，eax// 这里这个地址 是kifastcallentry里面的起始地址；所以造成其他3环进0环回出错
L:
jmp L;
iretd
}
}