ring0调用ring3早已不是什么新鲜事，除了APC，我们知道还有KeUserModeCallback.其原型如下：
代码:
NTSTATUS
KeUserModeCallback (
IN ULONG ApiNumber,
IN PVOID InputBuffer,
IN ULONG InputLength,
OUT PVOID *OutputBuffer,
IN PULONG OutputLength
);
但是对于这个函数怎么用，很多人还不是很清楚，因为它未文档化，参数意义又比较晦涩，但是我们除了wrk中的源码可以参考，还有一些实例可供调试研究。所以，要搞清楚它的调用过程并不困难，但是需要一些基本的知识，比如系统调用和返回的过程(KiFastCallEntry,KiServiceExit等)。本文尽量不多谈这种过程转换的细节，而把主要注意力集中在传入的参数及调用过程，以灰盒的方式来分析它。
调试的例子是一个俄国佬的Ring0MessageBox，我自己也写过一份(其实就是逆的)，放在看雪了，几乎完全一样。代码地址放在文后了，这东西以前发过一次，不过没讲原理.
有兴趣的可以下载回来扔到Vmware里，拿起调试器，一起来Debug~
一、KeUserModeCallback的基础知识
我们都知道一个普通的系统调用，它的过程大概是这样的(以OpenProcess为例)：
kernel32!OpenProcess -> ntdll!ZwOpenProcess -> ntdll!KiFastSystemCall -> sysenter -> nt!KiFastCallEntry -> nt!NtOpenProcess -> nt!KiFastCallEntry(返回后)-> nt!KiServiceExit -> sysexit -> ntdll!KiFastSystemCallRet -> kernel32!OpenProcess(返回后)
这是一个ring3->ring0->ring3的过程。
而KeUserModeCallback的过程是这样的
nt!KeUserModeCallback -> nt!KiCallUserMode -> nt!KiServiceExit -> ntdll!KiUserCallbackDispatcher -> 回调函数 -> int2B -> nt!KiCallbackReturn -> nt!KeUserModeCallback(调用后)
这是一个ring0->ring3->ring0的过程，在堆栈准备完毕后，借用KiServiceExit的力量回到了ring3，它的着陆点是KiUserCallbackDispatcher，然后KiUserCallbackDispatcher从PEB中取出KernelCallbackTable的基址，再以ApiIndex作为索引在这个表中查找对应的回调函数并调用，调用完之后再int2B触发nt!KiCallbackReturn再次进入内核，修正堆栈后跳回KeUserModeCallback，完成调用。
大致的流程是这样的，只要搞清楚传入的参数是如何使用并如何影响到最后的执行结果，就知道怎么去调用了。
需要注意的地方是：
(1) ring3的指令只能访问ring3的内存地址，所以如果需要访问数据，必须放在ring3可以访问到的内存中。所以在准备参数的过程中，通常是使用ZwAllocateVirtualMemory来申请ring3内存，其它方法如使用已有的内存，或放在栈中(_ClientLoadLibrary的方法)等都是可以的，只是访问数据时小有差别罢了。
(2)KeUserModeCallback的调用需要用户态栈的参与，因此内核线程无法调用KeUserModeCallback，必须在某个ring3线程的上下文中才可以。
下面进行具体的调试观察，以事实说话。
二、数据准备
调试环境:Vmware+WinXPSP2+Windbg
加载Callback.sys驱动，然后执行ring3部分的CallBackClient.exe，触发CallMessageBox调用~
这个函数先是一些准备工作，先获取当前进程的PEB并从中找到user32.dll的地址，然后GetProcAddress取得MessageBoxA的地址，这个没什么好说的。
这里取到的数据是:
user32.dll Base=0x77D10000
Address of MessageBoxA=0x77D5058A
KernelCallbackTable=0x77D12970
然后申请一块用户态内存，放入shellcode和需要的数据（这里是字符串），这样在ring3就可以访问了。
Alloced Buffer=0x00370000 //申请到的内存地址
然后把我们在ring3要执行的代码和数据放到申请的buffer里.
代码:
//开始填充缓冲区
*(ULONG*)pBuf=(ULONG)pBuf+sizeof(ULONG);//这里放的是一个shellcode的指针,shellcode将会被放在pBuf+4的位置
RtlCopyMemory(pBuf+4,(char*)CallBackStub,CALLSTUBLEN);//pBuf+4的位置开始是shellcode
RtlCopyMemory(pBuf+32,szText,strlen(szText));//从bufer+32开始拷贝字符参数
RtlCopyMemory(pBuf+32+strlen(szText)+1,szCaption,strlen(szCaption));//注意加1以便留出一个0x00作为sxText的结束符
缓冲区的填充并没有什么特别的要求。这里我排列好的样子是:
kd> db 0x00370000
00370000 04 00 37 00 8b 44 24 04-ff 70 10 ff 70 0c ff 70 ..7..D$..p..p..p
00370010 08 ff 70 04 ff 10 c2 08-00 00 00 00 00 00 00 00 ..p.............
00370020 4b 65 55 73 65 72 4d 6f-64 65 43 61 6c 6c 62 61 KeUserModeCallba
00370030 63 6b 3a 20 48 65 6c 6c-6f 20 66 72 6f 6d 20 72 ck: Hello from r
00370040 69 6e 67 30 20 21 21 21-00 52 69 6e 67 30 00 00 ing0 !!!.Ring0..
00370050 00 00 00 00 00 00 00 00-00 00 00 00 00 00 00 00 ................
00370060 00 00 00 00 00 00 00 00-00 00 00 00 00 00 00 00 ................
00370070 00 00 00 00 00 00 00 00-00 00 00 00 00 00 00 00 ................
pBuf开头，存放的是shellcode的地址
pBuf+4， 是我们准备的一小段shellcode，地址为0x00370004
pBuf+0x20,是MessageBoxA的szText参数
pBuf+0x4A,是MessageBoxA的szCaption参数
三、参数准备
然后才是最关键的KeUserModeCallback的参数填写:
参数一:ApiIndex
代码:
ApiIndex=((ULONG)pBuf - KernelCallbackTable)/4;
为什么这么计算呢？因为ApiIndex本来的意义就是像它的名字所描述的那样，是在一个表中的索引。这个表就是KernelCallbackTable，KiUserCallbackDispatcher是这样取得回调函数的地址的:
CallbackFunPointer=KernelCallbackTable[ApiIndex]
所以我们计算Index的时候刚好相反，减去KernelCallbackTable，再除以4(也就是机器字长，指针的长度)，但是注意pBuf必须是按字长对齐的，否则经过逆运算之后无法得到原始值。
所以，ApiIndex=(0x00370000-0x77D12970)/4=0x221975a4
然后:
代码:
Arguments[0]=addrMessageBoxA;
Arguments[1]=0;//hWnd=NULL
Arguments[2]=(ULONG)pBuf+32;//szText
Arguments[3]=(ULONG)pBuf+32+strlen(szText)+1;//szCaption
Arguments[4]=0;//MB_OK
Arguments是我构造的一个数组，其第一个元素是MessageBoxA的地址，后面依次是MessageBoxA的各个参数,这此数据将被会shellcode所使用。
然后调用KeUserModeCallback，传入的ApiIndex即刚才计算得到的数据，InputBuffer就是构造的Arguments数组，InputBufferLen就是传入的数组的大小。
OutputBuffer和OutputBuffer似乎并没有被使用，只要传入有效的值就可以了。
具体数据：ApiIndex=0x221975a4,InputBufferLength=0x14
四、调用细节
接下来，我们进入KeUserModeCallback的内部过程(参考了wrk)，由于后面涉及的调用大多都不是标准的调用过程，所以必须密切关注栈的变化。
代码:
KeUserModeCallback()
{
//只分析关键代码
//从KPCR->CurrentThread->TrapFrame->HardwareEsp取得UserStack的地址，这里为0012fef0
UserStack = KiGetUserModeStackAddress (); //注意该函数返回的是一个指向UserStack的指针
//保存原始的UserStack，后面还要恢复
OldStack = *UserStack;
//接下来要往栈里放数据，计算新的栈顶,OldStack - InputLength就是新的栈顶了，再对齐一下，这里值为0012fedc
NewStack = (OldStack - InputLength) & ~(__alignof(EXCEPTION_REGISTRATION_RECORD) - 1);
//计算EXCEPTION_REGISTRATION_RECORD需要的Length，这里为KiCallUserMode做准备(xp和win2003此处略有不同,xp下Length固定为0x10)
Length = 4*sizeof(ULONG) + sizeof(EXCEPTION_REGISTRATION_RECORD);
//从NewStack再向上Length大小的位置开始，验证是否可写，验证的地址为0012fecc 长度为Length + InputLength= 0x10 + 0x14 = 0x24
ProbeForWrite ((PCHAR)(NewStack - Length), Length + InputLength, sizeof(CHAR));
//没有异常，将传入的数据拷入栈中，此时NewStack=OldStack - InputLength
kd> r esi,edi,ecx
esi=f6299bdc edi=0012fedc ecx=5
kd> dd esi
f6299bdc 77d5058a 00000000 00370020 00370049
f6299bec 00000000 00001000 f6299b34 00000346
kd> dd edi //NewStack
0012fedc 00000018 00000000 0012ff1c 00000040
0012feec 00000000 7c92d8ef 7c801671 000000a4
RtlCopyMemory ((PVOID)NewStack, InputBuffer, InputLength);
//
// Push arguments onto user stack. Note space remains for the exception
// registration record following the callback function arguments.
//
//0012fedc再减0x10，为0012fecc
NewStack -= Length;
*((PULONG)NewStack) = 0;
*(((PULONG)NewStack) + 1) = ApiNumber;
*(((PULONG)NewStack) + 2) = (ULONG)(NewStack+Length);
*(((PULONG)NewStack) + 3) = (ULONG)InputLength;
//保存新设置的NewStack到TrapFrame中
*UserStack = NewStack;
//调用KiCallUserMode
Status = KiCallUserMode(OutputBuffer, OutputLength);
//调用KiCallUserMode时用户栈的内容是这样的(esp=0x0012fecc):
kd> dd 0012fecc
0012fecc 00000000 221975a4 0012fedc 00000014
0012fedc 77d5058a 00000000 00370020 00370049
0012feec 00000000 7c92d8ef 7c801671 0000009c
//KiCallUserMode的细节不多讲，下面省略
}
五、回到ring3继续执行
现在回到ring3了，ring3下还是习惯用OD，在KiUserCallbackDispatcher处下断(注意使用条件断点，否则无数飞向user32的调用将会把你淹没)。
此时栈的情况是这样的:
名称: 刚返回到KiCallBackDispatcher时的栈.jpg查看次数: 499文件大小: 39.1 KB
此时各寄存器的值:
名称: 刚返回到KiCallBackDispatcher时的寄存器.jpg查看次数: 504文件大小: 24.9 KB
可以看到，这时esp=0x12fecc，正是KiCallUserMode之前UserESP的值，栈中的数据和KiCallUserMode时用户栈的内容是一样的.
代码:
ntdll!KiUserCallbackDispatcher
7C92EAD0 > 83C4 04 add esp,4 //跳过栈中第一个数据，然后栈顶就是ApiIndex了
7C92EAD3 5A pop edx //ApiIndex到edx中
7C92EAD4 64:A1 18000000 mov eax,dword ptr fs:[18] //TEB->NtTib.Self，指向TEB本身，放到eax中
7C92EADA 8B40 30 mov eax,dword ptr ds:[eax+30] //TEB偏移0x30处即PEB，放到eax中
7C92EADD 8B40 2C mov eax,dword ptr ds:[eax+2C] //PEB偏移0x2C处即KernelCallbackTable，放到eax中
7C92EAE0 FF1490 call dword ptr ds:[eax+edx*4] //查表并调用
7C92EAE3 33C9 xor ecx,ecx
7C92EAE5 33D2 xor edx,edx
7C92EAE7 CD 2B int 2B
在这里：call dword ptr ds:[eax+edx*4]
eax即KernelCallbackTable,edx即ApiIndex，这只是一个简单的查表动作
这个KernelCallbackTable是给use32.dll用的，可以观察一下(省略了很多内容):
代码:
77d12970 77d3f534 USER32!__fnCOPYDATA
77d12974 77d583ac USER32!__fnCOPYGLOBALDATA
...
77d12a5c 77d3f5cb USER32!__ClientFreeLibrary
77d12a60 77d3a3fc USER32!__ClientGetCharsetInfo
77d12a64 77d58a7c USER32!__ClientGetDDEFlags
77d12a68 77d58bd5 USER32!__ClientGetDDEHookData
77d12a6c 77d4f715 USER32!__ClientGetListboxString
77d12a70 77d365aa USER32!__ClientGetMessageMPH
77d12a74 77d3aa6d USER32!__ClientLoadImage
77d12a78 77d3dc84 USER32!__ClientLoadLibrary
...
77d12af0 77d590c5 USER32!__fnOUTLPCOMBOBOXINFO
77d12af4 77d59105 USER32!__fnOUTLPSCROLLBARINFO
这里面就有大家比较熟悉的全局钩子相关的USER32!__ClientLoadLibrary和USER32!__ClientFreeLibrary
也就是说，KiUserCallbackDispatcher仅仅是按照索引从这个表中取出对应的函数的地址并调用，这就是参数名称为什么叫做ApiIndex.
我们前面计算ApiIndex的过程就是这个过程的逆过程，所以计算结果为:
FunPointer=77d12970 + 0x221975a4 * 4 = 0x00370000 //(实际上高位发生了溢出，但是并不影响)
所以这里实际上就是call dword ptr ds:[0x00370000]
0x00370000是什么呢？就是我们前面申请的内存的地址
而0x00370000里的值是0x00370004，也就是我们放置的shellcode的地址,这样就call到我们的shellcode去了~~
如图:
名称: 缓冲区中的数据.jpg查看次数: 503文件大小: 45.5 KB
shellcode:
名称: shellcode.jpg查看次数: 496文件大小: 32.2 KB
现在对于前面为何那样放置数据比较清楚了吧~
六、执行指定代码
下面是准备执行shellcode的时候的栈中的数据：
名称: 开始执行shellcode时的栈.jpg查看次数: 503文件大小: 37.3 KB
简单分析：此时栈顶是返回地址，然后依次存放的是复制参数时的UserStack,然后是InputBufferLength,再往下就是我们传入的Arguments数组的内容了，此时栈中的数据已经非常明了，所以shellcode为什么这样写一点也不用奇怪了~~
代码:
//[esp]是返回地址，返回到KiUserCallbackDispatcher中
00370004 8B4424 04 mov eax,dword ptr ss:[esp+4] //eax就是KeUserModeCallback中NewStack的值，指向我们传入的InputBuffer
00370008 FF70 10 push dword ptr ds:[eax+10] //第四个参数入栈
0037000B FF70 0C push dword ptr ds:[eax+C] //第三个参数入栈
0037000E FF70 08 push dword ptr ds:[eax+8] //第二个参数入栈
00370011 FF70 04 push dword ptr ds:[eax+4] //第一个参数入栈
00370014 FF10 call dword ptr ds:[eax] //[eax]就是MessageBoxA，执行到这里，MessageBox弹出来了~
00370016 C2 0800 retn 8 //这个ret 8是固定的
为什么要有shellcode?
对于win32k发起的KeUserModeCallback，因为它在ring3有人接头(KernelCallbackTable中的各个函数)，所以只需要传入ApiIndex和InputBuffer相关的就可以了。而我们自己发起的KeUserModeCallback则没有接头人，所以必须自己操办一切，在ring0找好接头人，然后回调过去让它办事。
shellcode一定要这么写吗？
不是的。事实上这个shellcode的写法并不好，只能处理固定的四个参数，若参数不是四个将会出现错误。具体shellcode如何写，取决于栈中的数据排列和数据的意义。只要能正确使用数据并返回，shellcode怎么写随你的便~~甚至你可以直接修改KiUserCallbackDispatcher的代码，那么怎么调用你说了算(比如发现是全局钩子回调节器的ApiIndex,也就是0x42就咔嚓掉啊~~).
七、返回内核
执行完回调函数(在这里就是我们的shellcode)返回到KiUserCallbackDispatcher中,ecx和edx清零后，int2B返回到内核nt!KiCallbackReturn处，随后根据之前保存的环境和数据返回到KeUserModeCallback，KeUserModeCallback再恢复TrapFrame->HardwareEsp，于是就像什么都没有发生过一样~~
实际上由于call之后的操作很简单，所以我们也可以自己实现
add esp,8
int 2B
这样就回到内核了，中间的细节不多讲了，不是今天主题~~
关于回调函数的返回值：
在int2B时，回调函数的返回值在eax中，刚回到KiCallBackReturn时，eax不变，这个返回值一值被保存至返回到KeUserModeCallBack返回，所以KeUserModeCallback的返回值也就是回调函数的返回值。即如果你回调的是OpenProcess，那么KeUserModeCallback的返回值就是ProcessHandle~~
一句话总结：KeUserModeCallback就是把参数放在栈中然后借用KiServiceExit回到ring3的KiUserCallbackDispatcher后得出回调函数地
址并执行(参数在栈中)，然后又int2B回到ring0。
其它事项：
(1)KeUserModeCallback的调用是一个非常“精密”的过程，所以必须小心填写参数.
(2)由于KernelCallbackTable是专为User32.dll使用的，所以如果一个进程未加载user32.dll，那么PEB->KernelCallbackTable将为NULL.此时上面的代码将无法工作，但是我们可以自己构造一个表并填充这个域~
(3)纯内核线程无法调用KeUserModeCallback，因为它没有UserStack~
所以，想在DriverEntry中Attach到别的进程使用KeUserModeCallback是不可能成功的，但是我们可以Hook某个地方，然后等目标进程到来的时候，借用它的线程来实现调用~
来源：oschina
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