|
|
楼主 |
发表于 2017-6-27 10:35:17
|
显示全部楼层
来自 中国云南文山壮族苗族自治州
理解攻击向量
内核rookit通常以系统调用为攻击目标，主要出于两个原因：
a.在内核态劫持系统调用能以较小的代价控制整个系统，不必修太多东西；
b.应用层大多数函数是一个或多个系统调用不同形式的封装，更改系统调用意味着其上层所有的函数都会被欺骗；
在kernel-2.4.27中大约有230多个系统调用，而kernel-2.6.9中大约有290多个系统调用，系统调用的个数取决于内核版本。完整的系统调用列表可以在 /usr/include/asm/unistd.h头文件中获得。
另外需要注意的是入侵者并不更改所有的系统调用，而只是替换其中一些比较有用的。这些系统调用如表一所示，他们可以被系统管理员及入侵检测系统（OS kernel级IDS）监视，可以用man命令得到每个系统调用的完整描述。
System call name Short description ID
---------------------------------------------------------------------------------------
sys_read used for reading from files 3
sys_write used for writing to files 4
sys_open used to create or open files 5
sys_getdents/sys_getdents64 used to list a content of directories(also /proc) 141/220
sys_socketcall used for managing sockets 102
sys_query_module used for querying loaded modules 167
sys_setuid/sys_getuid used for managing UIDs 23/24
sys_execve used for executing binary files 11
sys_chdir used to change the directory 12
sys_fork/sys_clone used to create a child process 2/120
sys_ioctl used to control devices 54
sys_kill used to send signal to processes 37
我们注意上表的系统调用号，这些ID都是针对kernel-2.4.18-3的。
本文所有的例子都在Redhat7.3 kernel-2.4.18-3上通过测试，我们也可以在其他版本包括最新的2.6.x上用相似的步骤研究，不同之处可能在于2.6的一些内部结构，比如系统调用表的地址原来内含在系统调用处理例程system_call中，现在改成在syscall_call函数中。
更改系统调用表
当前的系统调用地址保存在系统调用表中，位于操作系统为内核保留的内存空间(虚拟地址最高1GB)，系统调用入口地址的存放顺序同/usr/include/asm/unistd.h中的排列顺序，按系统调用号递增。
在0x80软中断发生之前，对应的系统调用号被压入eax寄存器，例如sys_write被调用时，其对应的系统调用ID:4会被压入eax。
入侵者使用的第一种方法是：更改系统调用表中的系统调用地址，这样系统调用发生时会跳转到攻击者自己编写的函数去执行。通过观察系统调用表中的系统调用入口地址，使用gdb我们可以比较容易检测到这种攻击行为。
原始的系统调用地址在内核编译阶段被指定，不会更改，通过比较原始的系统调用地址和当前内核态中的系统调用地址我们就可以发现系统调用有没有被更改。原始的系统调用地址在编译阶段被写入两个文件：
a.System.map该文件包含所有的符号地址，系统调用也包含在内；
b.系统初始化时首先被读入内存的内核映像文件vmlinux-2.4.x；
vmlinux-2.4.x文件通常以压缩的格式存放在/boot目录下，所以在比较之前必须解压这个文件，另一个问题是：我们的比较的前提是假设system.map及vmlinuz image都没有被入侵者更改，所以更安全的做法是在系统干净时已经创建这两个文件的可信任的拷贝，并创建文件的md5 hash。
原文中也列举了一个内核模块[gcc -c scprint.c -I/usr/src/`uname -r`/include/ ]使用该模块打印系统调用地址，并自动写入syslog，这样可以进行实时的比较。
在大多数被装载内核后门情况中，内核在系统初始化之后才被更改，更改发生在加载了rootkit的module或者被植入直接读写/dev/kmem的on-the-fly kernel patch之后。而通常情况下rootkit并不更改vmlinuz和system.map 这两个文件，所以打印这两个文件中的符号地址就可以知道系统原始的系统调用地址，系统当前运行中的系统调用地址(可能被更改)可以同过/proc下的kcore文件得到，比较两者就知道结果。
1.首先找出系统调用表地址：
[root@rh8 boot]# cat System.map-2.4.18-13 | grep sys_call_table c0302c30 D sys_call_table
2.使用nm命令可以打印出未被strip过的image文件中所有的符号地址：
[root@rh8 boot]# nm vmlinux-2.4.18-13 | grep sys_call_table
c0302c30 D sys_call_table
使用gdb可以打印出所有的系统调用入口地址，这些对应的地址在内核源代码的entry.S文件中定义，例如：
entry 0 (0xc01261a0)是sys_ni_syscall系统调用
entry 1 (0xc011e1d0)是sys_exit系统调用
entry 2 (0xc01078a0)是sys_fork系统调用
#gdb /boot/vmlinux-2.4.*
(gdb) x/255 0xc0302c30
0xc0302c30 <sys_call_table>: 0xc01261a0 0xc011e1d0 0xc01078a0 0xc013fb70
0xc0302c40 <sys_call_table+16>: 0xc013fcb0 0xc013f0e0 0xc013f230 0xc011e5b0
0xc0302c50 <sys_call_table+32>: 0xc013f180 0xc014cb10 0xc014c670 0xc0107940
0xc0302c60 <sys_call_table+48>: 0xc013e620 0xc011f020 0xc014bcd0 0xc013e9a0
...
我们也可以通过系统调用名打印出系统调用的地址：
(gdb) x/x sys_ni_syscall
0xc01261a0 <sys_ni_syscall>: 0xffffdab8
((gdb) x/x sys_fork
0xc01078a0 <sys_fork>: 0x8b10ec83
要打印出当前运行系统中的系统调用地址我们必须给gdb加两个参数：
a.第一个参数是内核映像文件vmliux-2.4.x
b.第二个参数是/proc/kcore二进制文件
#gdb /boot/vmlinux-2.4.* /proc/kcore
(gdb) x/255x 0xc0302c30
0xc0302c30 <sys_call_table>: 0xc01261a0 0xc011e1d0 0xc01078a0 0xc88ab11a <<--
0xc0302c40 <sys_call_table+16>: 0xc013fcb0 0xc013f0e0 0xc013f230 0xc011e5b0
0xc0302c50 <sys_call_table+32>: 0xc013f180 0xc014cb10 0xc014c670 0xc0107940
0xc0302c60 <sys_call_table+48>: 0xc013e620 0xc011f020 0xc014bcd0 0xc013e9a0
...
我们注意到第一行最后的0xc88ab11a这个地址明显不正常，这是系统调用号为3的系统调用，即sys_read (系统调用从0开始) 。
我们说它不正常的显著标志是它的地址高于0xc8xxxxxx，Linux默认4GB线性地址，其中最高1GB0x00000000-0xffffffff为内核保留，当一个模块被插入内核时，vmalloc函数为其分配一段地址空间，这个地址通常从0xc8800000开始...到这里已经很明显了吧？
系统调用劫持
劫持系统调用与上一种方法不同之处在于：它并不直接修改系统调用表中的入口地址，即指向每个系统调用的跳转指针，而是在想要hook的系统调用之前加一段跳转代码，使执行流重定向到入侵者自己的内核态函数，这些被hook的系统调用前部通常有call,jmp之类的汇编指令。
要检测这种攻击，同样使用gdb加vmlinux-2.4.*及/proc/kcore两个参数，然后反汇编系统调用：
#gdb /boot/vmlinux-2.4.* /proc/kcore
(gdb) disass sys_read
Dump of assembler code for function sys_read:
0xc013fb70 <sys_read>: mov $0xc88ab0a6,%ecx
0xc013fb73 <sys_read+3>: jmp *%ecx <<--
0xc013fb77 <sys_read+7>: mov %esi,0x1c(%esp,1)
0xc013fb7b <sys_read+11>: mov %edi,0x20(%esp,1)
0xc013fb7f <sys_read+15>: mov $0xfffffff7,%edi
...
我们注意"mov $0xc88ab0a6,%ecx -- jmp *%ecx"这两条指令，他跳转到了其他的地方去执行了。
然后再来看一下被hook之前的系统调用指令：
#gdb /boot/vmlinx-2.4.*
(gdb) disass sys_read
Dump of assembler code for function sys_read:
0xc013fb70 <sys_read>: sub $0x28,%esp
0xc013fb73 <sys_read+3>: mov 0x2c(%esp,1),%eax
0xc013fb77 <sys_read+7>: mov %esi,0x1c(%esp,1)
0xc013fb7b <sys_read+11>: mov %edi,0x20(%esp,1)
0xc013fb7f <sys_read+15>: mov $0xfffffff7,%edi
...
看到了吧，不一样的。
更改系统调用处理例程
入侵者可能修改一些重要的内核函数，比如系统调用处理例程system_call函数，顾名思义，这个函数对用户请求的系统调用作出响应，在系统调用表中寻找对应的入口地址，然后跳转到那里执行，这个函数中保存了系统调用表的地址。攻击者能做什么呢？另辟一块内存空间，在那里攻击者伪造自己的系统调用表，然后修改system_call函数中的系统调用表地址指向那里就可以了。
通过反汇编system_call函数可以找出系统调用表的地址：
(gdb) disass system_call
Dump of assembler code for function system_call:
0xc01090dc <system_call>: push %eax
0xc01090dd <system_call+1>: cld
0xc01090de <system_call+2>: push %es
0xc01090df <system_call+3>: push %ds
0xc01090e0 <system_call+4>: push %eax
0xc01090e1 <system_call+5>: push %ebp
0xc01090e2 <system_call+6>: push %edi
0xc01090e3 <system_call+7>: push %esi
0xc01090e4 <system_call+8>: push %edx
0xc01090e5 <system_call+9>: push %ecx
0xc01090e6 <system_call+10>: push %ebx
0xc01090e7 <system_call+11>: mov $0x18,%edx
0xc01090ec <system_call+16>: mov %edx,%ds
0xc01090ee <system_call+18>: mov %edx,%es
0xc01090f0 <system_call+20>: mov $0xffffe000,%ebx
0xc01090f5 <system_call+25>: and %esp,%ebx
0xc01090f7 <system_call+27>: testb $0x2,0x18(%ebx)
0xc01090fb <system_call+31>: jne 0xc010915c <tracesys>
0xc01090fd <system_call+33>: cmp $0x100,%eax
0xc0109102 <system_call+38>: jae 0xc0109189 <badsys>
0xc0109108 <system_call+44>: call *0xc0302c30 (,%eax,4) <<--系统调用表地址
0xc010910f <system_call+51>: mov %eax,0x18(%esp,1)
0xc0109113 <system_call+55>: nop
End of assembler dump.
注意：上面的输出中显示的是一个正常的系统调用表地址。
实用工具
一种方法是使用基于主机的入侵检测系统HIDS实时监控重要的内核结构，比如使用Samhain工具，可以监视系统调用表、IDT等，在“Host Integrity Monitoring: Best Practices for Deployment”一文中有相关描述。
译者注
本文提及的方法在kstat2.4版中都有代码的实现，可以参阅kstat/2.4/src/syscall.c，使用gdb是一种手工检测方法，它能解决的问题是检测系统是否被更改，至于如何找出内核rootkit还需要一些工具，比如madsys在phrack60上的module_hunter.c，有2.4和2.6的版本，grip2、coolq对其做了一些修改，并且该代码不断完善中。 |
|
显身卡
发表于 2017-6-27 10:47:07
