Windows内存放血篇 | 突破物理内存的CopyOnWrite | 自由微信

Windows内存放血篇 | 突破物理内存的CopyOnWrite

2018-01-02 FaEry 看雪学院

本篇以x86(开启PAE) 以及x64 Win7系统，不借助微软API突破内存的写拷贝机制进行讲述。

0x01 Before Starting

1. PAE

Physical Address Extension，Inter为了支持更大的物理内存寻址而设计的x86寻址方式，虚拟地址没有变化都是32位，只是描述物理内存的位数由原先的32为增加到36位，能够最多寻址 2^4 * 4GB = 64GB内存，也就意味着你机器上如果存在超过4GB的内存条，那么一般都可以被充分利用到，这只是体现在多进程多任务的性能上，并没有增加一个进程的寻址空间，仍然为4GB。

微软喜欢把页面表基地址放在0xC0000000上，当发生进程切换操作时这块页表内容会随CR3引导的页面表的内容而发生改变（一般内核的高2GB不会变化太大，主要体现在低2GB内存），那么这就有规律可言，在内核情景分析中可能大家都已经见过未开启PAE的几个公式：

1) 未开启PAE状态下 (10/10/12)

PTE = (VA >> 12) << 2 + PTE_BASE
PDE = (VA >> 22) << 2 + PTE_BASE

因为 PDE_BASE 是描述PTE_BASE的PTE

显然 PDE_BASE = (PTE_BASE >> 12) << 2 + PTE_BASE = (0xC0000000 >> 12) << 2 + 0xC0000000 = 0xC0300000

那么自己推导下PAE下的计算方式

2) 开启PAE状态下 (2/9/9/12)

PTE = (VA >> 12) << 3 + PTE_BASE
PDE = (VA >> 21) << 3 + PTE_BASE
PDPE = (VA >> 30) << 3 + PDE_BASE

因为 PDE_BASE 是描述PTE_BASE的PTE

显然 PDE_BASE = (PTE_BASE >> 12) << 3 + PTE_BASE = (0xC0000000 >> 12) << 3 + 0xC0000000 = 0xC0600000

2. x64 公式推导

WRK或者WDK开发包头文件中定义了64位下 PTE_BASE 的内容

#define PTE_BASE 0xFFFFF68000000000UI64
#define PPE_BASE 0xFFFFF6FB7DA00000UI64
#define PDE_BASE 0xFFFFF6FB40000000UI64
#define PXE_BASE 0xFFFFF6FB7DBED000UI64

自然，这几个值看起来都是固定了，其实是因为PTE_BASE固定的，才有个下面这几个固定的值，计算方式如下：

PDE_BASE = ((PTE_BASE & 0x0000FFFFFFFFF000) >> 12) * 8 + PTE_BASE
= 0xF68000000 * 8 + PTE_BASE
= 0x7B40000000 + PTE_BASE = 0xFFFFF6FB40000000
PPE_BASE = ((PDE_BASE & 0x0000FFFFFFFFF000) >> 12) * 8 + PTE_BASE
= 0xF6FB40000 * 8 + PTE_BASE = 0x7B7DA00000 + PTE_BASE
= 0xFFFFF6FB7DA00000
PXE_BASE = ((PPE_BASE & 0x0000FFFFFFFFF000) >> 12) * 8 + PTE_BASE
= 0xF6FB7DA00 * 8 + PTE_BASE
= 0x7B7DBED000 + PTE_BASE = 0xFFFFF6FB7DBED000

在PAE开启状态下（下文默认）或者x64系统下，描述PTE结构的定义为：
typedef struct _MMPTE_HARDWARE {
    ULONGLONG Valid : 1;
    ULONGLONG Write : 1;        // UP version
    ULONGLONG Owner : 1;
    ULONGLONG WriteThrough : 1;
    ULONGLONG CacheDisable : 1;
    ULONGLONG Accessed : 1;
    ULONGLONG Dirty : 1;
    ULONGLONG LargePage : 1;
    ULONGLONG Global : 1;
    ULONGLONG CopyOnWrite : 1; // software field
    ULONGLONG Prototype : 1;   // software field
    ULONGLONG reserved0 : 1;  // software field
    ULONGLONG PageFrameNumber : 28;
    ULONG64 reserved1 : 24 - (_HARDWARE_PTE_WORKING_SET_BITS+1);
    ULONGLONG SoftwareWsIndex : _HARDWARE_PTE_WORKING_SET_BITS;
    ULONG64 NoExecute : 1;
} MMPTE_HARDWARE, *PMMPTE_HARDWARE;

typedef struct _MMPTE {
    union  {
        //ULONG_PTR Long;
        MMPTE_HARDWARE Hard;
        //MMPTE_HARDWARE_LARGEPAGE HardLarge;
        //HARDWARE_PTE Flush;
        //MMPTE_PROTOTYPE Proto;
        //MMPTE_SOFTWARE Soft;
        //MMPTE_TRANSITION Trans;
        //MMPTE_SUBSECTION Subsect;
        //MMPTE_LIST List;
        } u;
} MMPTE;

typedef MMPTE *PMMPTE;
0x02 Physical Memory Patch
实际上这个ULONGLONG CopyOnWrite : 1; // software field我并没有看出什么玄机，重点是这个ULONGLONG Write : 1; // UP version

找到虚拟地址对应的PTE项，将Write位置为1，自然这块内存就不再为写拷贝了，看Inter手册上对这个字段的描述也不是特别的清楚,下图为2MB的大页面对应的结构，跟4KB的小页面也差不了多少，对R/W字段的描述也不是很明显，只是WRK/Win2000上的这个software field的3个字段全部为Ignored...

这个位起着的作用看上去不是只有一个可写属性，当我写一个Dll让一个目标进程去Load然后用这种方式把他的PE头给Patch了之后，达到了与MDL修改物理内存一样的效果（MDL其实也是一个突破CopyOnWrite的一个方法），以后这个进程再也加载不起来这个Dll了，因为原始的物理页已经被修改了。

typedef struct tag_CTRLV2
{
    PVOID lpAddress;
    PVOID lpPatchContext;
    ULONG ulSize;

} CtrlV2, *PCtrlV2;

BOOLEAN ModifyPhysicalAddressX86(PCtrlV2 pV2)
{
    if (g_bPAEON)
    {
        PMMPTE_PAE ProtectPTE = MiGetPteAddressForPAE(pV2->lpAddress);
        __try
        {
            if (ProtectPTE->Valid)
            {
                // Disable CopyOnWrite
                ProtectPTE->Write = 1;
                // Now Patch Physical Memory
                memcpy(pV2->lpAddress, pV2->lpPatchContext, pV2->ulSize);

                DbgPrint("[Wxoit] ModifyPhysicalAddressX86 pV2->lpAddress:%x, Context:%x\r\n",
                    pV2->lpAddress, *(ULONG*)pV2->lpAddress);
            }
        }
        __except(EXCEPTION_EXECUTE_HANDLER)
        {
            DbgPrint("[Wxoit] ModifyPhysicalAddressX86 Raise Exception %x", GetExceptionCode());
        }
    }

    return TRUE;
}

第一次加载NopDll.dll 并Patch NopDll.dll 的PE DOS_SIGNATURE。

第二次加载NopDll.dll时，发现这个Dll已经是一个bad exe format

当然这个方法，我也给大家支持了64位，但是警告大家不要去随意搞系统的内存，出问题本人概不负责...

代码写的比较急，没有支持跨进程操作物理内存，大家如果想做只要KeStackAttachProcess下就OK了，

代码在最后的附件中

0x02 Things of MDL

最后就当作福利吧，前段时间在看MDL的一些API，把我所学分享给大家。

IoAllocateMdl
MmProbeAndLockPages/MmBuildMdlForNonPagedPool
MmMapLockedPagesSpecifyCache

MDL不止只有下面描述的结构，在这个结构的后面还存在着这个MDL描述的所有的物理页的页面帧号。

typedef struct _MDL {
    struct _MDL *Next;
    CSHORT Size;
    CSHORT MdlFlags;
    struct _EPROCESS *Process;
    PVOID MappedSystemVa;
    PVOID StartVa;
    ULONG ByteCount;
    ULONG ByteOffset;
} MDL, *PMDL;

1. IoAllocateMdl

PMDL
IoAllocateMdl(
IN PVOID VirtualAddress,
IN ULONG Length,
IN BOOLEAN SecondaryBuffer,
IN BOOLEAN ChargeQuota,
IN OUT PIRP Irp OPTIONAL
)

这个API没啥好说的，就是小心点大小检测，当传入的Length越过了0x17个页面时，对MDL的大小有要求(不能超过0xFFFF)，第三参数只有在第五参数存在时才有意义：标志这个是不是一个链式内存（一般只有在IRP结构中需要处理），第四参数没看到在哪用。一般地，三四五参数都传NULL。

2. MmProbeAndLockPages

MmProbeAndLockPages (
IN OUT PMDL MemoryDescriptorList,
IN KPROCESSOR_MODE AccessMode,
IN LOCK_OPERATION Operation
)

好了，这个API开始就要注意了，这块特别容易抛异常

1. 进入这个函数之前，不要随便给MDL置标记（不管是你手动的还是API帮你置的位），特别是

MDL_PAGES_LOCKED
MDL_MAPPED_TO_SYSTEM_VA
MDL_SOURCE_IS_NONPAGED_POOL
MDL_PARTIAL
MDL_IO_SPACE

2. 存在当前模式，如果传入UserMode，那么在第一步初始化MDL如果描述的虚拟地址是一个内核地址，那么这直接抛0xC0000005异常

3. 这个API紧接这会去锁住MDL描述的物理内存页面，当你传入MDL的虚拟地址是一个Ring3地址，也会校验你传入的Operation，其中

一个页面不具有写属性你却传入了 IoWriteAccess/IoModifyAccess 那么不好意思，同样RaiseException

4. 检查当前进程（对是当前进程!，调用这个函数如果你要修改别人家的物理内存那么请先KeStackAttachProcess ）的虚拟内存对应的物理

页面映射关系，如果你尝试传入一个缺页的内存，这个函数会尝试处理这个缺页情况，再做类似第三步的动作

5. 即使找到了虚拟页面映射的物理页面，如果传入 IoWriteAccess/IoModifyAccess 也会校验对应的VAD是否具有MM_READWRITE属性

使用这个函数时，如果你要修改内存那么不必急着传入 IoWriteAccess/IoModifyAccess 这样会造成这个函数代码内部的检测逻辑，因为最后在调用MmMapLockedPagesSpecifyCache 函数时，不管是Ring3还是Ring0应该都是具有读写属性的。在我的理解上来看.......

3. MmBuildMdlForNonPagedPool

VOID
MmBuildMdlForNonPagedPool (
IN OUT PMDL MemoryDescriptorList
)

这个函数很简单，就负责置MDL的标志位以及填充页面帧号，当然也要求当前进程的页面表能够访问到的内存

MemoryDescriptorList->MdlFlags |= MDL_SOURCE_IS_NONPAGED_POOL;

4. MmMapLockedPagesSpecifyCache

PVOID
MmMapLockedPagesSpecifyCache (
IN PMDL MemoryDescriptorList,
IN KPROCESSOR_MODE AccessMode,
IN MEMORY_CACHING_TYPE CacheType,
IN PVOID RequestedAddress,
IN ULONG BugCheckOnFailure,
IN MM_PAGE_PRIORITY Priority
)

当MDL的页面帧号都填充完毕时，通过 MmMapLockedPagesSpecifyCache最后一步映射物理内存到当前进程页面表中，不知道微软是怎么想到设计这个接口的，这个函数实在过于强大。强大不光体现在他能越过内存的CopyOnWrite机制，而且通过 MmMapLockedPagesSpecifyCache得到的虚拟内存地址具有读写属性......

1. KernelMode 内核模式下会得到一个内核地址，我们都知道内核中的内存都是可读可写可执行的

2. UserMode 用户模式下Map的地址同样具有读写属性，具体实现见MiMapLockedPagesInUserSpace，在LoadImage回调下

这个函数有进程的AddressCreationLock限制，所以在模块回调时不要用UserMode!

至少到目前为止的Windows版本都是可读写的。

说到这里，我想到某厂的驱动开发人员写了这样一段代码，看的我哭笑不得

这个人即想把MDL映射到内核地址（ MDL_MAPPED_TO_SYSTEM_VA ），又使用UserMode的映射....... 局外人啊。

不过这段代码不会出什么问题，因为 MmMapLockedPagesSpecifyCache 还是先校验 AccessMode的，如果是UserMode就不会看 MDL_MAPPED_TO_SYSTEM_VA 标记了，而且这个厂商用这个方法 Patch 动态库让动态库无法加载，实在让人深恶痛绝，因为改了物理内存，所有进程都加载不了这个动态库了。

而且从时间上的观察来看，这个厂商甚至不知道这些函数干了些啥，只知道这样可以获取内存的写权限......

本文由看雪论坛 FaEry 原创

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