2_多核复杂性

前置知识

为了防止中断嵌套会自动 cli

在中断能处理的时候会自动 cli -- 清除中断标记位 if。 这样如果在if = 0 的时候 ，0环死循环 那么就会造成系统假死崩溃。

实际代码验证

我们把前一次的代码设置成死循环

void _declspec(naked) IdtEntry()
{// 这里是裸函数，所以不会有函数头 push ebp,mov ebp,esp,,和 ret x / sub esp,x 来平衡堆栈；
//  这样的好处是 我们能控制全部的代码。
__asm
{
    //mov eax, dword ptr ds : [0x8003f500];// 注意 ： 行内 汇编（内联汇编，要求严格，需要把ds 这些都明确，不然会意想不到）
    //mov g_iData, eax;// 
label:
    jmp label;
    iretd;//iret  是实地址模式 16位的中断返回
}
​

}

效果：

系统假死，---实际也死了，，，windbg 也下中断不下来 因为if = 0. 实际 windbg 发送请求给子系统，然后处理。但是这下处理不下来了。

windbg ctrl+break 失效 虚拟机也动不了

2 多核的复杂性 实验1

2.1 每个核 有独立的idt、gdt 所以你每次做的时候在多核情况下得都修改

使用windbg 在每一个cpu的 idt 的 0x20向量中添加不同的中断处理。

这里使用的如下：

在 0号处理器中：

在 1号处理器中(~在内核中是切换cpu 在3环中是切换线程)：

2.2 代码展示多核中断提权处理区别

注意：使用windbg 设置双核的每个cpu idt 0x20项 修改成 IdtEntry1 地址 和 IdtEntry2地址

~0 : 在内核中是切换cpu 在3环是切换线程

evoid _ declspec (naked) IdtEntry1()
_ asm{
mov eax, 1
mov g_ 1d, eax
iretd
I}
}
//0x401010
avold__ declspec (naked) IdtEntry2()
{
_asm{
mov eax, 2
mov g_ 1d, eax 
iretd
}
}
avoid go()
{
asm int 0x20
}
​

2.3 效果

是每次点击 可能所处的cpu不同导致 调用的idt 处理不同，所以全局变量的修改也不同，所以输出的数据每次点击可能不一致。

由于每次所处的cpu 不同，所以中断处理不同：

完整代码：

前提：

使用windbg 在每一个cpu的 idt 的 0x20向量中添加不同的中断处理。

这里使用的如下：

在 0号处理器中：

在 1号处理器中(~在内核中是切换cpu 在3环中是切换线程)：

#include"pch.h"
#include <stdio.h>
#include<stdlib.h>
#include<Windows.h>
// release 版本会比较好一点，debug会填充一些空间，release会比较稳定
​
DWORD g_iData = 0;//定义一个全局变量，来存储 0 环数据
​
void _declspec(naked) IdtEntry()
{// 这里是裸函数，所以不会有函数头 push ebp,mov ebp,esp,,和 ret x / sub esp,x 来平衡堆栈；
//  这样的好处是 我们能控制全部的代码。
__asm
{
    //mov eax, dword ptr ds : [0x8003f500];// 注意 ： 行内 汇编（内联汇编，要求严格，需要把ds 这些都明确，不然会意想不到）
    //mov g_iData, eax;// 
label:
    jmp label; // 中断默认 会cli 清除中断if标记位，避免中断嵌套（但是陷阱可以嵌套）
    iretd;//iret  是实地址模式 16位的中断返回
}
​
​
}
// 0x401050
void _declspec(naked) IdtEntry1()
{
__asm
{
    mov g_iData, 1;
    iretd;
}
}
// 0x401060
void _declspec(naked) IdtEntry2()
{
__asm
{
    mov g_iData, 2;
    iretd;
}
}
​
void go()
{
__asm {
    int 0x20;// 产生中断请求，调用对应中断处理
}
}
​
void main()
{
if ((DWORD)IdtEntry != 0x401040)// code : there is not same as the past, there some crt func takes the place401000 ~401040
{
    printf("WRONG ADDR");
    //exit(0);
}
go();// 产生中断请求，调用对应中断处理
printf("Addr:%p; \nAddr:%p;\n", IdtEntry1,IdtEntry2);
printf("Data: %d\n", g_iData);
system("pause");
}

3 多核复杂性 实验2

实验环境： 还是双核、xp

cr0 的第16位 ： 0x10000 是页写保护属性WP；WP 位控制是否允许处理器向标记为只读的内存也写入数据；

写保护修改wp :

• 0 --- 禁用写保护功能

  关闭 写保护 功能的代码

  asm
  {
      // 修改写保护 WP
      cli;//将处理器标志寄存器的中断标志位清0 ,不允许中断
      mov eax, cr0
      and eax, not 0x10000
      mov cr0, eax
  }
  ​

• 1 --- 开启写保护功能

  恢复 写保护功能 代码

  _ asm
  {
      mov eax, cr0
      or eax, 0x10000
      mov cr0, eax
      sti;//将中断恢复
  }
  ​

!pte 0xaddr // 是查看对应地址所在的页目录、页表物理页保护属性

3.1 实验2： 多核复杂性 HOOK KiFastCallEntry()

使用 pchunter 查看 驱动 模块的 的地址 ntkrnlpa.exe(注意在以前老系统中分ntkrnlpa.exe 分了单核、多核、开了pae、未开pae等版本组合；2个2进制位所以有4个不同的ntkrnlpa.exe；这里注意定位你当前使用的是哪一个ntkrnlpa.exe)，然后使用 IDA 分析并加载符号；

注意： 修改ida 的加载基址为 pchunter 里面显示的基址，这样便于查看分析。

查看 KiFastCallEntry 函数；

3.2 实验代码

分析：

多核的时候，在 0 号核 中处理蓝屏代码；但是这里我们修改了KiFastCallEntry() 之后 把0号处理器进入了一个死循环， 使得 1号核 时间片中程序 3环进入0环调用KiFastCall ，执行我们Hook的错误代码产生的异常没有被 0 号处理器蓝屏处理。但是 使用windbg 查看 的确 1号处理器 异常产生了。

void __declspec(naked)IdtEntry()
{
​
__asm{
    mov eax,cr0
    and eax, not 10000h // not 即 将 cr0 第16位 置为0 关闭写保护
    mov cr0, eax
            
    mOveax, FFFFFFFF
    mov ds: [0x80542520]，eax// 这里这个地址 是kifastcallentry里面的起始地址；所以造成其他3环进0环回出错
L:
    jmp L;
    iretd
}
}
​