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反病毒引擎设计之绪论篇

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1.绪论

本文研究的主要内容正如其题目所示是设计并编写一个先进的反病毒引擎。首先需要对这“先进”二字做一个解释,何为“先进”?众所周知,传统的反病毒软件使用的是基于特征码的静态扫描技术,即在文件中寻找特定十六进制串,如果找到,就可判定文件感染了某种病毒。但这种方法在当今病毒技术迅猛发展的形势下已经起不到很好的作用了。原因我会在以下的章节中具体描述。因此本文将不对杀毒引擎中的特征码扫描和病毒代码清除模块做分析。我们要讨论的是为应付先进的病毒技术而必需的两大反病毒技术--虚拟机和实时监控技术。具体什么是虚拟机,什么是实时监控,我会在相应的章节中做详尽的介绍。这里我要说明的一点是,这两项技术虽然在前人的工作中已有所体现(被一些国内外先进的反病毒厂家所使用),但出于商业目的,这些技术并没有被完全公开,所以你无论从书本文献还是网路上的资料中都无法找到关于这些技术的内幕。而我会在相关的章节中剖析大量的程序源码(主要是2.4节中的一个完整的虚拟机源码)或是逆向工程代码(3.3.3节和3.4.3节中三个我逆向工程的某着名反病毒软件的实时监控驱动程序及客户程序的反汇编代码),并同时公布一些我个人挖掘的操作系统内部未公开的机制和数据结构。下面就开始进入正题。

目录

1.1背景
1.2当今病毒技术的发展状况
1.2.1系统核心态病毒
1.2.2驻留病毒
1.2.3截获系统操作
1.2.4加密变形病毒
1.2.5反跟踪/反虚拟执行病毒
1.2.6直接API调用
1.2.7病毒隐藏
1.2.8病毒特殊感染法

1.1背景

本文涉及的两个主要技术,也是当今反病毒界使用的最为先进的技术中的两个,究竟是作何而用的呢?首先说说虚拟机技术,它主要是为查杀加密变形病毒而设计的。简单地来说,所谓虚拟机并不是个虚拟的机器,说得更合适一些应该是个虚拟CPU(用软件实现的CPU),只不过病毒界都这么叫而已。它的作用主要是模拟INTEL X86 CPU的工作过程来解释执行可执行代码,与真正的CPU一样能够取指,译码并执行相应机器指令规定的操作。当然什么是加密变形病毒,它们为什么需要被虚拟执行以及怎样虚拟执行等问题会在合适的章节中得到解答。再说另一个重头戏--实时监控技术,它的用处更为广泛,不仅局限于查杀病毒。被实时监控的对象也很多,如中断(Intmon),页面错误(Pfmon),磁盘访问(Diskmon)等等。用于杀毒的监控主要是针对文件访问,在你要对一个文件进行访问时,实时监控会先检查文件是否为带毒文件,若是,则由用户选择是清除病毒还是取消此次操作请求。这样就给了用户一个相对安全的执行环境。但同时,实时监控会使系统性能有所下降,不少杀毒软件的用户都抱怨他们的实时监控让系统变得奇慢无比而且不稳定。这就给我们的设计提出了更高的要求,即怎样在保证准确拦截文件操作的同时,让实时监控占用的系统资源更少。我会在病毒实时监控一节中专门讨论这个问题。这两项技术在国内外先进的反病毒厂家的产品中都有使用,虽然它们的源代码没有公开,但我们还是可以通过逆向工程的方法来窥视一下它们的设计思路。其实你用一个十六进制编辑器来打开它们的可执行文件,也许就会看到一些没有剥掉的调试符号、变量名字或输出信息,这些蛛丝马迹对于理解代码的意图大有裨益。同时,在反病毒软件的安装目录中后缀为.VXD或.SYS就是执行实时监控的驱动程序,可以拿来逆向一下(参看我在后面分析驱动源代码中的讨论)。相信至此,我们对这两项技术有了一个大体的了解。后面我们将深入到技术的细节中去。

1.2当今病毒技术的发展状况

要讨论怎样反病毒,就必须从病毒技术本身的讨论开始。正是所谓“知己知彼,百战不殆”。其实,我认为目前规定研究病毒技术属于违法行为存在着很大的弊端。很难想象一个毫无病毒写作经验的人会成为杀毒高手。据我了解,目前国内一些着名反病毒软件公司的研发队伍中不乏病毒写作高手。只不过他们将同样的技术用到了正道上,以‘毒’攻‘毒’。所以我希望这篇论文能起到抛砖引玉的作用,期待着有更多的人会将病毒技术介绍给大众。当今的病毒与DOS和WIN3.1时代下的从技术角度上看有很多不同。我认为最大的转变是:引导区病毒减少了,而脚本型病毒开始泛滥。原因是在当今的操作系统下直接改写磁盘的引导区会有一定的难度(DOS则没有保护,允许调用INT13直接写盘),而且引导区的改动很容易被发现,所以很少有人再写了;而脚本病毒以其传播效率高且容易编写而深得病毒作者的青睐。当然由于这两种病毒用我上面说过的基于特征码的静态扫描技术就可以查杀,所以不在我们的讨论之列。我要讨论的技术主要来自于二进制外壳型病毒(感染文件的病毒),并且这些技术大都和操作系统底层机制或386以上CPU的保护模式相关,所以值得研究。大家都知道DOS下的外壳型病毒主要感染16位的COM或EXE文件,由于DOS没有保护,它们能够轻松地进行驻留,减少可用内存(通过修改MCB链),修改系统代码,拦截系统服务或中断。而到了WIN9X和WINNT/2000时代,想写个运行其上的32位WINDOWS病毒绝非易事。由于页面保护,你不可能修改系统的代码页。由于I/O许可位图中的规定,你也不能进行直接端口访问。在WINDOWS中你不可能象在DOS中那样通过截获INT21H来拦截所有文件操作。总之,你以一个用户态程序运行,你的行为将受到操作系统严格的控制,不可能再象DOS下那样为所欲为了。另外值得一提的是,WINDOWS下采用的可执行文件格式和DOS下的EXE截然不同(普通程序采用PE格式,驱动程序采用LE),所以病毒的感染文件的难度增大了(PE和LE比较复杂,中间分了若干个节,如果感染错了,将导致文件不能继续执行)。因为当今病毒的新技术太多,我不可能将它们逐一详细讨论,于是就选取了一些重要并具有代表性的在本章的各小节中进行讨论。

1.2.1系统核心态病毒

在介绍什么是系统核心态病毒之前,有必要讨论一下核心态与用户态的概念。其实只要随便翻开一本关于386保护模式汇编程序设计的教科书,都可以找到对这两个概念的讲述。386及以上的CPU实现了4个特权级模式(WINDOWS只用到了其中两个),其中特权级0(Ring0)是留给操作系统代码,设备驱动程序代码使用的,它们工作于系统核心态;而特权极3(Ring3)则给普通的用户程序使用,它们工作在用户态。运行于处理器核心态的代码不受任何的限制,可以自由地访问任何有效地址,进行直接端口访问。而运行于用户态的代码则要受到处理器的诸多检查,它们只能访问映射其地址空间的页表项中规定的在用户态下可访问页面的虚拟地址,且只能对任务状态段(TSS)中I/O许可位图(I/O Permission Bitmap)中规定的可访问端口进行直接访问(此时处理器状态和控制标志寄存器EFLAGS中的IOPL通常为0,指明当前可以进行直接I/O的最低特权级别是Ring0)。以上的讨论只限于保护模式操作系统,象DOS这种实模式操作系统则没有这些概念,其中的所有代码都可被看作运行在核心态。既然运行在核心态有如此之多的优势,那么病毒当然没有理由不想得到Ring0。处理器模式从Ring3向Ring0的切换发生在控制权转移时,有以下两种情况:访问调用门的长转移指令CALL,访问中断门或陷阱门的INT指令。具体的转移细节由于涉及复杂的保护检查和堆栈切换,不再赘述,请参阅相关资料。现代的操作系统通常使用中断门来提供系统服务,通过执行一条陷入指令来完成模式切换,在INTEL X86上这条指令是INT,如在WIN9X下是INT30(保护模式回调),在LINUX下是INT80,在WINNT/2000下是INT2E。用户模式的服务程序(如系统DLL)通过执行一个INTXX来请求系统服务,然后处理器模式将切换到核心态,工作于核心态的相应的系统代码将服务于此次请求并将结果传给用户程序。下面就举例子说明病毒进入系统核心态的方法。

在WIN9X下进程虚拟地址空间中映射共享系统代码的部分(3G--4G)中除了最上面4M页表有页面保护外其它地方可由用户程序读写。如果你用Softice(系统级调试器)的PAGE命令查看这些地址的页属性,则你会惊奇地发现U RW位,这说明这些地址可从用户态直接读出或写入。这意味着任何一个用户程序都能够在其运行过程中恶意或无意地破坏操作系统代码页。由此病毒就可以在GDT(全局描述符表),LDT(局部描述符表)中随意构造门描述符并借此进入核心态。当然,也不一定要借助门描述,还有许多方法可以得到Ring0。据我所知的方法就不下10余种之多,如通过调用门(Callgate),中断门(Intgate),陷阱门(Trapgate),异常门(Fault),中断请求(IRQs),端口(Ports),虚拟机管理器(VMM),回调(Callback),形式转换(Thunks),设备IO控制(DeviceIOControl),API函数(SetThreadContext) ,中断2E服务(NTKERN.VxD)。由于篇幅的限制我不可能将所有的方法逐一描述清楚,这里我仅选取最具有代表性的CIH病毒1.5版开头的一段代码。

人们常说CIH病毒运用了VXD(虚拟设备驱动)技术,其实它本身并不是VXD。只不过它利用WIN9X上述漏洞,在IDT(中断描述符表)中构造了一个DPL(段特权级)为3的中断门(意味着可以从Ring3下执行访问该中断门的INT指令),并使描述符指向自己私有地址空间中的一个需要工作在Ring0下的函数地址。这样一来CIH就可以通过简单的执行一条INTXX指令(CIH选择使用INT3,是为了使同样接挂INT3的系统调试器Softice无法正常工作以达到反跟踪的目的)进入系统核心态,从而调用系统的VMM和VXD服务。以下是我注释的一段CIH1.5的源代码:


; *************************************
; * 修改IDT以求得核心态特权级 *
; *************************************
push eax
sidt [esp-02h] ;取得IDT表基地址
pop ebx
add ebx, HookExceptionNumber*08h+04h ;ZF = 0
cli ;读取修改系统数据时先禁止中断
mov ebp, [ebx]
mov bp, [ebx-04h] ;取得原来的中断入口地址
lea esi, [email protected][ecx] ;取得需要工作在Ring0的函数的偏移地址
push esi
mov [ebx-04h], si
shr esi, 16
mov [ebx+02h], si ;设置为新的中断入口地址
pop esi
; *************************************
; * 产生一个异常来进入Ring0 *
; *************************************
int HookExceptionNumber ;产生一个异常


当然,后面还有恢复原来中断入口地址和异常处理帧的代码。

刚才所讨论的技术仅限于WIN9X,想在WINNT/2000下进入Ring0则没有这么容易。主要的原因是WINNT/2000没有上述的漏洞,它们的系统代码页面(2G--4G)有很好的页保护。大于0x80000000的虚拟地址对于用户程序是不可见的。如果你用Softice的PAGE命令查看这些地址的页属性,你会发现S位,这说明这些地址仅可从核心态访问。所以想在IDT,GDT随意构造描述符,运行时修改内核是根本做不到的。所能做的仅是通过加载一个驱动程序,使用它来做你在Ring3下做不到的事情。病毒可以在它们加载的驱动中修改内核代码,或为病毒本身创建调用门(利用NT由Ntoskrnl.exe导出的未公开的系统服务KeI386AllocateGdtSelectors,KeI386SetGdtSelector,KeI386ReleaseGdtSelectors)。如Funlove病毒就利用驱动来修改系统文件(Ntoskrnl.exe,Ntldr)以绕过安全检查。但这里面有两个问题,其一是驱动程序从哪里来,现代病毒普遍使用一个称为“Drop”的技术,即在病毒体本身包含驱动程序二进制码(可以进行压缩或动态构造文件头),在病毒需要使用时,动态生成驱动程序并将它们扔到磁盘上,然后马上通过在SCM(服务控制管理器)注册并最终调用StartService来使驱动程序得以运行;其二是加载一个驱动程序需要管理员身份,普通帐号在调用上述的加载函数时会返回失败(安全子系统要检查用户的访问令牌(Token)中有无SeLoadDriverPrivilege特权),但多数用户在大多时候登录时会选择管理员身份,否则连病毒实时监控驱动也同样无法加载,所以留给病毒的机会还是很多的。

1.2.2驻留病毒

驻留病毒是指那些在内存中寻找合适的页面并将病毒自身拷贝到其中且在系统运行期间能够始终保持病毒代码的存在。驻留病毒比那些直接感染(Direct-action)型病毒更具隐蔽性,它通常要截获某些系统操作来达到感染传播的目的。进入了核心态的病毒可以利用系统服务来达到此目的,如CIH病毒通过调用一个由VMM导出的服务VMMCALL_PageAllocate在大于0xC0000000的地址上分配一块页面空间。而处于用户态的程序要想在程序退出后仍驻留代码的部分于内存中似乎是不可能的,因为无论用户程序分配何种内存都将作为进程占用资源的一部分,一旦进程结束,所占资源将立即被释放。所以我们要做的是分配一块进程退出后仍可保持的内存。
病毒写作小组29A的成员GriYo 运用的一个技术很有创意:他通过CreateFileMappingA 和MapViewOfFile创建了一个区域对象并映射它的一个视口到自己的地址空间中去,并把病毒体搬到那里,由于文件映射所在的虚拟地址处于共享区域(能够被所有进程看到,即所有进程用于映射共享区内虚拟地址的页表项全都指向相同的物理页面),所以下一步他通过向Explorer.exe中注入一段代码(利用WriteProcessMemory来向其它进程的地址空间写入数据),而这段代码会从Explorer.exe的地址空间中再次申请打开这个文件映射。如此一来,即便病毒退出,但由于Explorer.exe还对映射页面保持引用,所以一份病毒体代码就一直保持在可以影响所有进程的内存页面中直至Explorer.exe退出。
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