冰河暗涌防不胜防 BIOS下实现的Telnet后门
项目涉及的相关知识及技术目录
1、 实验环境，使用bochs调试工具。
2、 刷新bios技术问题。
3、 代码植入bios问题。
4、 源代码相关技术问题：
a、如何编写bios模块(如：pci、 isa)。
b、实模式关于hook磁盘中断的问题。
c、磁盘中断中选择再次hook的问题。
d、nt保护模式下设置物理地址映射。
e、nt保护模式下线性地址寻址问题。
bios模块调试实验环境采用bochs
bochs虚拟机可以调试bios及操作系统，bochs使用主要是配置它的配置文件，我们以实例配置文件简单讲解，bochs实验调试等网上有很多相关文章，这里简单讲解。
我的配置实例：文件名xp.bxrc,修改后的及需要设置的内容如下：
######使用的系统bios模块###### romimage: file=$bxshare/bios-bochs-latest ######使用的cpu 相关参数###### cpu: count=1, ips=10000000, reset_on_triple_fault=1 ######设置内存大小 ###### megs: 128 ######添加我们的bios模块###### optromimage1: file=test.bin, address=0xd0000 ######使用的vgarom模块###### vgaromimage: file=$bxshare/vgabios-lgpl-latest ######设置虚拟机硬盘与光盘###### ata0-master: type=disk, path="c.img", mode=flat, cylinders=4161, heads=16, spt=63 #ata0-slave: type=cdrom, path="xp.iso", status=inserted ######设置引导设备 ###### boot: c #boot: cdrom, disk
bochs调试加载配置文件方法：可以设置一个bat文件,如下内容：
set bxshare=d:\bochs
%bxshare%\bochsdbg.exe -q -f xp.bxrc
如何刷新各种bios问题
各种bios刷新相关工具早已在网上流传，工具的使用这里不作介绍，iclord的作者已经给出很多编程方法实现。这里简单说下。
uniflash开源项目我也详细分析过，如果有必要我会给出uniflash源代码的详解，该项目指出可以刷写所有bios芯片，但是该项目刷新bios存在很多问题，绝大多数情况是无法刷新的我实验过很多次，也尝试修改他的代码过很多次，没找到原因。
aword bios已经有通用的刷写api调用，不管在nt下还是在实模式下，iclord也作了讲解。如果有时间我会给出实模式及nt下的刷写源代码及分析。
代码植入bios问题
关于网上提及的，iclord讲到的我就不再做重复的分析。这里主要讲下我们的模块可以植入哪些地方以方便隐藏。以前的教程讲过的方法存的问题分析。
一、 isa模块形式植入：这种方式只适合于较早的计算机，因为目前的计算机系统bios是不会加载isa模块的。故只能做实验调试用的方法。
二、 pci模块形式植入：该方法虽然系统bios都要加载pci rom，但是系统bios只加载实际存在的pci卡的rom模块。而且通常bios设置中可以
关闭相应的rom启动。
三、 hook bootblock或者说要启动的模块：该方法当然我认为是最有效的，但是又存在很多技术上的难题。检验和问题，不同bios的结构问题，过早的hook还存在再次获取cpu运行机会问题等等。
本人实验过以上提及的所有方法，我认为hook pci、vga及相关启动模块是比较可寻的办法。为什么？一般这类的rom模块是必须启动的，而且调试发现一般它的rom本身代码用不完自身设置的大小，我们可以借助剩余大小隐藏我们的代码。例如：集成显卡会把显卡rom集成到系统bios模块中，我们可以对该模块进行hook，修改rom头部的跳转指令，跳到我们的代码开始处执行，我们的代码执行完后跳转到它的代码开始处执行。
如何编写bios模块
bios是分模块组合在一起的。这里对pci及isa模块作下简单分析，vga模块跟pci模块几乎一样。模块主要是头部有个规范，该规范适合所有bios系统。具体可以参看《pci系统结构》及其他书籍。
源代码实例可以参看国外romos开源项目，该开源项目的思想很值得学习。该项目讲解了如何在bios中嵌入一个小型dos，如：freedos。采用了把整个dos系统盘镜像植入bios中，跟早期的pxe引导dos机制类似，然后hook磁盘中断，模拟dos系统盘镜像出一个盘，源代码编译后只有900多字节。这种思想在早期还是很值得学习的。
实模式关于hook磁盘中断问题
很早前就有业界内人士发贴问，为什么在我的rom模块中hook磁盘中断会失败呢？关于这个问题现在目前网上已经有人作出过回答，国外的开源项目在2003年我都看到过。
由于我们的rom模块过早的运行，可能运行在磁盘服务前面了，这时如果hook int 13h会因为bios加载磁盘服务时重写int 13h ivt值，故我们设法hook其他服务，这个服务要求较早被bios安装且不会再次修改且加载操作系统前调用，最佳的这个服务选择就是int 18h、int19h服务。可以参看
bios源代码，也可以参看pxe sdk说明文档略有讲过。
我们的磁盘服务代码建议放在实模式高端内存，通过bios数据区域可修改，内存40:13,即物理地址413h处的值。降低常规内存值，高端的内存就留给我们用。我们的保护模式下运行的代码建议也放在这段内存，且要求放在以页基址开始的内存中，以便后面代码的页映射我们的保护模式代码物理页。页基址：内存物理页地地址开始的低12位为零，参看《80386保护模式教程》。
若我们的代码直接在内存的rom映射区内，可能导致在nt下访问不到我们的代码，因为nt内核加载程序ntldr可能不会映射该段内存，甚至可能bios在使用后都会关闭rom区域这段内存，而且rom区域这段内存在初始化后被系统bios设置成只读不能写。当然我们可以采取用int 15h服务对rom区域这段内存映射。
当然也可以在nt启动过程中，在我们的磁盘服务中对想映射的内存都映射。由于代码大小的限制，故有些没必要的代码。尽量不使用了。
磁盘中断服务中再次hook问题
为了使我们的程序再次获得cpu运行机会，我们不得不得再次设法。调试发现ntldr进入保护模式后在加载nt内核文件时，会切换cpu到实模式调用int 13h服务进行磁盘读。
我们挂接磁盘服务就是为了截取ntldr的读操作，这里我们可以hook 或者修改ntldr另一部分osloader的代码，跳转到我们的代码执行。当然也可以直接hook ntosknrl导出的服务，参看我在2008.4.1发布的“程序从dos/bios驻留内存到winnt下监视内存数据”。
注意，hook osloader的代码时选择hook指令问题，由于ntldr切换到实模式读取数据，读完后会在保护模式下搬移数据到规划位置，进行内核的安装。故hook时选择hook指令就选择ffh/15h:使用call near [ofs32]指令进行，该指令寻址采用绝对地址，类似指令也可以。
当然我们的代码再次运行就会运行在osloader代码被我们hook处，调用我我们的代码执行，这时我们的代码运行环境：ds = es = 10h保护模式段，内存模式: flat。在这里我们可以通过扫描_blloaderdata数据结构，获取ntoskrnl镜像基址。
可以通过pe搜索ntoskrnl导出的api，可以参看网上相关教程。现在再次hook ntoskrnl导出函数keaddsystemservicetable，hook该函数
可以截获win32k.sys添加它自己的服务，以便我们再再次hook win32.sys导出函数ntuserregisterclassexwow。hook该函数可以截取所有应用层程序注册窗口类，以便我们再再再次hook窗口类过程。这时我们的代码就运行在nt的应用层模式下。
nt保护模式下设置物理地址映射
先看一个windbg实例关于在我们的磁盘服务中获取cr3值修改页映射的分析，以前我的分析内容：
nt内核被加载高端的2gb内存(80000000h~0ffffffffh)。参看nt内存安排.. a、win2k adv ser: windbg 看到 nt kernel base = 0x80400000 也就是ntoskrnl.exe加载位置 kd> r @cr3 ;断点位置在ntoskrnl.exe里现在还没有应用程序故低端内存还未使用 cr3=00030000 ;->页目录表所在物理页(物理地址30000h) kd> d 80030000 80030800 ;看页目录发现现在低端2gb(0~80000000h)还未分配 80030000 00 00 00 00 00 00 00 00-00 00 00 00 00 00 00 00 ................ 80030010 00 00 00 00 00 00 00 00-00 00 00 00 00 00 00 00 ................ 80030020 00 00 00 00 00 00 00 00-00 00 00 00 00 00 00 00 ................ kd> d 80030800 ;看高端开始分配情况页表(80000000h开始的分配情况) 80030800 63 21 03 00 63 41 03 00-63 51 03 00 63 31 03 00 c!..ca..cq..c1.. 80030810 63 11 7c 00 63 21 7c 00-63 31 7c 00 63 41 7c 00 c.|.c!|.c1|.ca|. 80030820 63 51 7c 00 63 61 7c 00-63 71 7c 00 63 81 7c 00 cq|.ca|.cq|.c.|. ;实例1:看80400000h(nt kernel base),这个线性地址到物理地址映射情况. ;线性地址最高10位页目录项(每项占4byte):80400000h最高10位=201h. ;在页目表位置:201h*4=804h 在内存地址=[cr3]+804h..具体看保护模式教程 kd> d 80030000+804 ;看在页目录表位置的值 80030804 63 41 03 00 63 51 03 00-63 31 03 00 63 11 7c 00 ca..cq..c1..c.|. ;二级页表所在物理页地址:63 41 03 00转换下34163h,物理页地址:34000h,163h是页属性. kd> d 80034000 ;看在页表的值 80034000 63 01 40 00 63 11 40 00-63 21 40 00 63 31 40 00 c.@.c.@.c!@.c1@. ;物理地址基址：63 01 40 00转换下400163h,#物理地址基址#:400000h,163h是页属性 ;最后发现物理地址基址(页地址)在400000h..观察物理地址400000h是ntoskrnl.exe映像. kd> d 80400000 ;观察物理地址400000h 80400000 4d 5a 90 00 03 00 00 00-04 00 00 00 ff ff 00 00 mz.............. 80400010 b8 00 00 00 00 00 00 00-40 00 00 00 00 00 00 00 ........@....... ;实例2:看我们代码映射情况我们代码在物理地址:9e000h从线性地址8009e000h分析映射情况 ;8009e000h在页目录位置最高10位=200h*4,在内存地址=[cr3]+200h*4... kd> d 80030000+200*4 80030800 63 21 03 00 63 41 03 00-63 51 03 00 63 31 03 00 c!..ca..cq..c1.. ;二级页表对应物理地址:63 21 03 00转换下物理页基址=32000h ,163是页属性 ;8009e000h所在二级页表位置:32000h+9eh*4(8009e000h线性地址12~22的位)... kd> d 80032000 + 9e *4 80032278 23 e1 09 00 03 f1 09 00-03 01 0a 00 03 11 0a 00 #............... ;物理地址基址(页基址):23 e1 09 00转换下09e000h,123是页属性.. ;#实例3:windows运行起后用的页目录表线性地址:0c0000000h映射到物理地址情况. kd> d 80030000 + c00 ;计算略.页目录表位置,观察发现指向自己的... 80030c00 67 00 03 00 63 00 f0 17-00 00 00 00 63 31 a9 02 g...c.......c1.. b、winxp: windbg 看到 kernel base = 0x804d8000 psloadedmodulelist = 0x8055b420 kd> r @cr3 ;断点位置在ntoskrnl.exe里现在还没有应用程序故低端内存还未使用 cr3=00039000 ;->页目录表所在物理页(页目录物理地址30000h) kd> d 80039000 80039800 ;看页目录发现现在低端2gb(0~80000000h)还未分配 80039000 00 00 00 00 00 00 00 00-00 00 00 00 00 00 00 00 ................ kd> d 80039800 ;看高端开始分配情况页表(80000000h开始的分配情况) 80039800 e9 b9 00 f6 06 a1 08 10-75 1b f6 06 a3 08 10 75 ........u......u ;实例1:看我们代码映射情况我们代码在物理地址:9e000h从线性地址8009e000h分析映射情况 ;8009e000h在页目录位置最高10位=200h*4,在内存地址=[cr3]+200h*4... kd> d 80039000+200*4 80039800 63 b1 03 00 e3 01 40 00-63 e1 03 00 e3 01 00 01 c.....@.c....... ;二级页表对应物理地址:63 b1 03 00转换下物理页基址=3b000h ,163是页属性 ;8009e000h所在二级页表位置:3b000h+9eh*4(8009e000h线性地址12~22的位)... kd> d 8003b000 + 9e *4 8003b278 03 e1 09 00 03 f1 09 00-03 01 0a 00 03 11 0a 00 ................ ;物理地址基址(页基址):03 e1 09 00转换下09e000h,103是页属性.. ---------> ;*#实例2:手工修改分页让物理地址映射到线性地址,winxp.80000000h bios/dos向量区没映射.#* kd> d 80000000 ;可看到现在没映射的情况,无法通过线性地址访问. 80000000 ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ??-?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ???????????????? 80000010 ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ??-?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ???????????????? ;80000000h的最高10位确定在页目录表位置=200h*4=800h.在页目录物理地址:[cr3]+800h kd> d 80039000+200*4;可发现二级页表已映射(63b10300)页属性163.物理地址(页)3b000h 80039800 63 b1 03 00 e3 01 40 00-63 e1 03 00 e3 01 00 01 c.....@.c....... ;80000000h的12~22位次高10位确定在二级页表位置:物理地址3b000h+0*4 kd> d 8003b000;观察发现确实没映射.全0.注意：一个页项占4字节... 8003b000 00 00 00 00 00 00 00 00-00 00 00 00 00 00 00 00 ................ ;修改成让它对应物理地址:000就可以,只修改允许访问就可以.也就是byte ptr [8003b000]=63 kd> e 8003b000 63 kd> d 8003b000 ;修改成功 8003b000 63 00 00 00 00 00 00 00-00 00 00 00 00 00 00 00 c............... ;观察修改后的情况.;注意：要想设置生效.让windbg执行下g.让0c0000000等cr3被改等.. kd> g ;让系统自动刷新tlb等寄存器.... kd> d 80000000 80000000 53 ff 00 f0 53 ff 00 f0-c3 e2 00 f0 53 ff 00 f0 s...s.......s... ;#实例3:windows运行起后用的页目录表线性地址:0c0000000h映射到物理地址情况. kd> d 80039000 + c00 ;计算略.页目录表位置,观察发现指向自己的... 80039c00 67 90 03 00 63 00 f0 0f-00 00 00 00 63 31 e2 01 g...c.......c1.. c、分析以上总结:发现最开始获取的cr3值一直在用。 故我们修改页项的效果会在windows运行后也生效通过以上的实例分析可以看出nt系统的页映射情况。 进入保护模式之后这个cr3的值也就是页目录表位置被映射到了虚拟地址0c0000000h。 上面调试的实例页目录表地址就可以直接使用这个虚地址。
例如：在我们的代码中把我们的代码拷贝到shareduserdata空间未使用处去，就使用了页映射代码，直接修改第一个页指向的物理页，就是我们代码所在的物理页。
nt保护模式下线性地址寻址问题
关于我们的代码进入保护模式以后，所有指令的寻址问题，这里作一下分析。当我们代码第一个在保护模式下执行的指令，是前面提到的磁盘服务中对osloader的代码进入hook，也提到了采用什么样的hook指令以便寻址。
接哪之后，我们的代码就开始运行在保护模式未分页情况下，我们采取的方法是把我们的代码拷贝到shareduserdata空间未使用处，涉及到拷贝的指令也必须运行在保护模式分页下，因为shareduserdata空间是一个虚地址。
在这里我们采用了把我们的拷贝代码指令搬移到ntoskrnl镜像的mz与pe之间的区域，设置hook ntoskrnl导出函数keaddsystemservicetable首先跳转到拷贝指令执行，hook ntoskrnl导出函数keaddsystemservicetable采用相对跳转指令它们在同一个空间。
当我们的拷贝指令把我们的代码拷贝到shareduserdata空间未使用处之后，我们的代码就有一个固定的虚地址，所有后续指令都可以采用这个虚地址进行寻址。