渗透测试之内核安全系列课程：Rootkit技术初探（四）

今天，我们来讲一下内核安全！

本文章仅提供学习，切勿将其用于不法手段！

目前，在渗透测试领域，主要分为了两个发展方向，分别为Web攻防领域和PWN（二进制安全）攻防领域。在PWN的二进制领域，免杀技术，一直是后渗透利用阶段的重要安全技术之一。

想要免杀，需要了解的安全技术知识包括软件加壳、代码混淆（例如，使用花指令）、隐匿技术（例如，Rootkit技术）、动态加密等内容。

接上一篇文章，我们来继续讲述下 Rootkit技术 的相关基础知识点内容！

在《 渗透测试之内核安全系列课程：Rootkit技术初探 》之前的文章中，我们讲述了 GDT 全局描述符表、LDT 局部描述符表、GDTR 全局描述符表 寄存器、LDTR 局部描述符表 寄存器 、一致性代码、非一致性代码、实模式、保护模式、线性地址 、PDPT 页目录指针表、PDT 页目录表、PTT 页表、P 页 、PDE 页目录表项 、PTE 页表项 、CR0 控制寄存器、CR2 页故障线性地址寄存器、 CR3 页目录基址寄存器 等非常重要的 基础知识 点 内容 ！

这些内容，是学习 Rootkit 技术 的基础 ！

今天，我们来继续来重点讲解下 线性地址 到 物理地址 的 转换过程 ！

首先，让我们来复习一下，相关的技术知识点。

CR0 控制寄存器，最重要的两个比特位，分别是第 1 位 和 第 32 位 ！

CR0控制寄存器的第1位 PE ，控制着 保护模式 的 开启 与 关闭 ！当 PE 位 是 1 时，保护模式 处于 开启 状态 ，当 PE 位 是 0 时，保护模式 处于 关闭 状态，此时 计算机 运行于 实模式 ！

CR0控制寄存器的第32位 PG ，控制着 内存分页机制 的 开启 与 关闭 ！当 PG 位 是 1 时，内存分页机制 处于 开启 状态 ，当 PG 位 是 0 时，内存分页机制 处于 关闭 状态，此时 计算机 运行于 实模式 ！

如果需要 启用 内存分页机制，那么 第 1 位 PE 位 和 第 32 位 PG 位 的值，均要为 1 ！

CR2 页故障线性地址寄存器，主要用于 在页异常情况发生时，存储 产生异常的 线性地址 ！

当发生页异常时（例如，指定的内存分页，并不存在 ！这时，会触发 缺页中断 ）CPU 会把引起 缺页中断 的 线性地址 保存在 CR2 页故障线性地址寄存器 之中！

操作系统中的页异常处理程序（其实就是 缺页中断 所对应的  中断服务程序）可以通过检查 CR2 页故障线性地址寄存器 的 内容值 的方式，去筛查出 缺页中断 这个异常 是 由 虚拟地址空间（线性地址空间）中的哪个 线性地址访问  所引起的（CR2 页故障线性地址寄存器，主要用于定位错误，以及通过分页交换文件去辅助载入内存分页）！

我们需要知道，针对 缺页中断 ，从 硬盘 中 去载入 相对应的 页表资源 或 页资源，是由 缺页中断 对应的  中断服务程序 去自动完成的 ！CR2 页故障线性地址寄存器，在 从 硬盘空间  向 内存空间 载入  指定页表资源 或 指定页资源 时，发挥了非常重要的作用 ！

CR3 页目录基址寄存器，主要用于 PDT 页目录表 或 PDPT 页目录指针表 的 物理寻址 ！

CR3 页目录基址寄存器，存储了 PDT 页目录表 或 PDPT 页目录指针表 的 物理内存地址 ！

在启用了 PAE 物理地址扩展的基础上，CR3 页目录基址寄存器 的 高 27 位，被用于 进行 PDPT 页目录指针表 的 物理地址寻址 ！

什么是 PAE 呢？

PAE ，指的是 物理地址扩展 ！

物理地址扩展（PAE） 是 中央处理器 CPU 的一项功能，它的作用是：使 x86 系列的处理器 能够在支持 PAE 物理地址扩展 技术 的 部分 Windows 操作系统环境（是否支持 PAE 物理地址扩展，与系统版本有关。例如， Windows 7 (32 位)   、Windows Server 2008 仅 (32 位)  、Windows Vista 仅 (32 位)  、Windows Server 2003 仅 (32 位)  、Windows XP (32 位) ）中 访问 4 GB 以上 的 物理内存地址。 能够访问的内存物理地址大小，取决于中央处理器CPU能够支持的最大内存物理地址上限（例如，64位 CPU，所能支持的最大物理内存）！

在未启用 PAE 物理地址扩展机制 之前，32位 线性地址 寻址，线性地址 的 结构 由 高 10 位 的 页目录 表项索引 、中 10 位 的 页表 表项索引、低 12 位 的 页内偏移量 共同组成 ！

在已启用 PAE 物理地址扩展机制 之后，32位 线性地址 寻址，线性地址 的 结构 由 高 2 位 的 页目录指针 表项索引 、中高 9 位 的 页目录 表项索引、中 9 位 的 页表 表项索引、低 12 位 的 页内偏移量 共同组成 ！

注意，在 启用 PAE 物理地址扩展机制 之后，页目录表 中 每个子项的大小为 8个字节（ 64位 ）！

注意，在 启用 PAE 物理地址扩展机制 之后，页目录表 中 的 子项 数量 最多为 512 个 ！

注意，在 启用 PAE 物理地址扩展机制 之后，页表 中 每个子项的大小为 8个字节（ 64位 ）！

注意，在 启用 PAE 物理地址扩展机制 之后，页表 中 的 子项 数量 最多为 512 个 ！

在 32位 的 操作系统环境 下，页目录（ PDT ） 、 页表（ PTT ） 、 页（ P ） 的 内存空间 大小 均为 4 KB ( 4096 B ，4096 个字节）！

在 32位 的 操作系统环境 下，在未启用 PAE 物理地址扩展机制 之前， 页目录表（ PDT ）的子项数量为 1024 个，子项大小为 4字节（32位）！

在 32位 的 操作系统环境 下，在未启用 PAE 物理地址扩展机制 之前， 页表（ PTT ）的子项数量为 1024 个，子项大小为 4字节（32位）！

在 32位 的 操作系统环境 下，在已启用 PAE 物理地址扩展机制 之后， 页目录表（ PDT ）的子项数量为 512 个，子项大小为 8字节（ 64位 ）！

在 32位 的 操作系统环境 下，在已启用 PAE 物理地址扩展机制 之后， 页表（ PTT ）的子项数量为 512 个，子项大小为 8字节（ 64位 ）！

在 32位 的 操作系统环境 下，在已启用 PAE 物理地址扩展机制 之后， 页目录指针表（ PDPT ）由 4 个 页目录指针 组成，每个指针 指向 一个 页目录表（PDT）！CR3寄存器 的内容值 定义，会发生一定的变化，CR3寄存器 的内容值 的 低 5 位 不再使用，CR3寄存器 的内容值 的 高 27 位 被用于指向 页目录指针表 PDPT 的 基址（页目录指针表 PDPT 的 起始地址）（物理内存地址）！

页目录（ PDT ） 、页表（ PTT ） 、页（ P ）的 内存边界 均是以 4 KB 对齐的！也就是说，页目录 、页表 、页 的 内存空间 的 起始地址（物理地址）除了第一个以 0 为起点的 内存空间（0~4095） 之外，其它的内存空间 的 起始地址（物理地址），都是 以4KB的整数倍 为起点的。

让我们再来深入研究一下 页目录（PDT）和 页表（PTT）的 相关知识点内容！

在 32位 的 操作系统环境 下，页目录（ PDT ） 和 页表（ PTT ） 的子项数量，均为 1024 ！每个子项的内存空间大小，均为 4个字节 ( 4096 B ，4096 个字节）！

4 个 字节（ BYTE ），等于 32 个 比特位（ BIT ） ！

页目录（ PDT ） 每个子项（PDE） 的 高20位（第13-32位）为 页表空间 的 基址（起始地址）（物理内存地址）！

页目录（ PDT ） 每个子项（PDE） 的 第 1 位  P（ Present ）位 ，用于标记，PDE（ 页目标表项 ）指向的页面内容（ 页表 PTT 或 大页 Large Page ）是否存在（ 如果不存在，可能会触发 缺页中断，从而 通过 虚拟内存 技术 中的 分页文件交换技术，将存储在 物理硬盘 中的 分页内容 载入到 物理内存 中 ）！  。

页目录（ PDT ） 每个子项（PDE） 的 第 2 位  R/W（ Read/Write ） 位  ，用于标记，PDE（ 页目标表项 ）指向的页面内容（ 页表 PTT 或 大页 Large Page ）是否可写（ 当 RW 位 的 值 为 0 时，PDE 页目录表项 指向 的 页面 只读 ！当 RW 位 的 值 为 1 时，PDE 页目录表项 指向 的 页面 可读、可写 ）！  。

页目录（ PDT ） 每个子项（PDE） 的 第 3 位  U/S（ User/Supervisor ）位  ，用与标记，PDE（ 页目标表项 ）指向的页面内容（ 页表 PTT 或 大页 Large Page ）是否允许用户态程序（ 特权级：R3 ）访问（如果 U位 的内容值 为 0 , 则代表着，这个子项 指向 的 页表（ 4KB 大小 ） 或 页（ 大页，4MB 大小 ） 仅能够 被 操作系统 的 内核程序去进行 访问 和 操作） ！

页目录（ PDT ） 每个子项（PDE） 的 第 4 位  PWT（ Page-level Write-Through ） 位   ， 用于控制 页面 的 写入 策略（ 当 PWT 位 的 内容值 被 设置为 1 时，它 指示 中央处理器 CPU 对 指定页面 的 写操作 应使用 写穿（ Write-Through ）策略，而不是 常见的 写回（ Write-Back）策略 ！写穿（ Write-Through ）策略 的 实现原理 为，当 中央处理器 CPU 对 缓存在 CPU高速缓存 中的 页面内容 执行 写回操作时，缓存在 CPU高速缓存 中的 页面内容 会被 立即写入到 物理内存 之中 ！写回（ Write-Back）策略 的 实现原理 为，首先，中央处理器 CPU 会把 缓存在 CPU高速缓存 中的页面内容 进行  “脏”（dirty）标记处理（脏标记（dirty），表示 被缓存在 CPU高速缓存 中的 页面内容 是需要被写回到物理内存中去的）！之后，被缓存在 CPU高速缓存 中的 页面内容 会在合适的时机（如缓存行被替换或系统空闲时），被异步地写回到物理内存中去 ）！

页目录（ PDT ） 每个子项（PDE） 的 第 5 位  PCD（ Page Cache Disable ）位  ，用于 控制 对应 页面 的 缓存 能力（当 PCD 位 的 内容值 被 设置为 1 时，PDE 页目录表项 指向 的 页面内容（ 页表 PTT 或 大页 Large Page ）不能 被 CPU 进行 缓存 操作 ！当 PCD 位 的 内容值 被 设置为 0 时，PDE 页目录表项 指向 的 页面内容（ 页表 PTT 或 大页 Large Page ）能够 被 CPU 进行 缓存 操作 ）！

页目录（ PDT ） 每个子项（PDE） 的 第 6 位  A（Accessed）位  ，用于标记，PDE（页目标表项）指向的页面内容（ 页表 PTT 或 大页 Large Page ）是否已经被访问过！

页目录（ PDT ） 每个子项（PDE） 的 第 7 位  D（Dirty）位  ，用于标记，PDE（ 页目录表项 ）指向的页面内容（ 页表 PTT 或 大页 Large Page ）是否已经被修改过！

页目录（ PDT ） 每个子项（PDE） 的 第 8 位  PS（Page Size）位  ， 用于说明 PDE（ 页目录表项 ）指向的页面内容（ 页表 PTT 或 大页 Large Page ）的空间大小（ 页表 PTT 的 页面大小 为 4 K B ，大页 Large Page 的 页面大小 为 4 M B ，这涉及到了 页面大小扩展（PSE）技术 ） 。

页目录（ PDT ） 每个子项（PDE） 的 第 9 位  G（Global）位  ，用于标记，PDE（ 页目录表项 ）指向的页面内容（ 页表 PTT 或 大页 Large Page ）的 可访问属性 是否为 全局性的（ 如果 PDE（ 页目录表项 ）的 G（Global）位 的 内容值，被设置为 1，则代表 PDE（ 页目录表项 ）指向的页面内容（ 页表 PTT 或 大页 Large Page ）的 页面属性 是全局性的！全局页面，能够被多个进程进行共享访问 ！并且，全局页面 的 页面属性 在 进程切换之时 也 不会被刷新 ！这种 公有页面，通常是通过 CreateFileMapping 等 系统调用 创建与分配 的 ！ 如果 PDE（ 页目录表项 ）的 G（Global）位 的 内容值，被设置为 0 ，则代表 PDE（ 页目录表项 ）指向的页面内容（ 页表 PTT 或 大页 Large Page ）是 进程私有 的，只有创建这个页面（ 页表 PTT 或 大页 Large Page ）的进程可以去 访问与操作 它！这种 私有页面，通常是通过 VirtualAlloc 等系统调用进行 创建与分配 的 ）！

页目录（ PDT ） 每个子项（PDE） 的 第 10-12 位  AVL（Available）位  ， 这是一个在较新处理器架构中引入的标志位，主要用于支持 页目录表 的 优化 和 特性（ AVL位，通常被用于，指示 页目录表项（PDE）是否可被用于执行某些优化操作！例如，页目录表项 的 合并 或 快速查找 ！如果 处理器 或 操作系统，检测 到 某个页目录表项 的 AVL位 被设置 为 非 0 值 时，处理器 或 操作系统 可以利用这一信息去执行 更为 高效 的 内存管理操作 ！需要注意的是，AVL位 的 具体含义 和 行为 可能由于 不同 的 处理器架构 和 操作系统 而 存在 差异）！

注意，在页目录（ PDT ）的子项（ PDE ）中，PS 位（Page Size）位 ，是非常重要的！PS位（ 第8位 ），仅在 PDE（ 页目录项 ） 中存在，是 PDE（ 页目录项 ） 中非常值得一提的比特位！当 PDE（ 页目录项 ） 的 PS 位（ 第8位 ） 为 0 时，代表，PDE（ 页目录项 ）指向 页表（ 页表大小为 4KB ）！，当 PDE（ 页目录项 ） 的 PS 位（ 第8位 ） 为 1 时，代表PDE（ 页目录项 ）直接指向页（ P ），这时，页的大小为 4MB（这是一个大页），此时，这个大页（ 4MB 大小的物理页）的物理地址计算公式为： PDE（ 页目录项 ） 的 高 10 位  +  线性地址 的 低 22 位 。

上述的页目录（ PDT ）的子项（PDE）除了前7位之外，其它各比特位用途不固定（各关键比特位的位置，同样不固定），因操作系统类型、CPU 版本不同而存在差异！

页表（ PTT ）每个子项（PTE） 的 高20位（第13-32位）为 页空间 的 基址（起始地址）（物理内存地址）！

页表（ PTT ）每个子项（PTE） 的 第 1 位  P（ Present ）位 ，用于标记，PTE（ 页表项 ）指向的页面内容是否存在（ 如果不存在，可能会触发 缺页中断，从而 通过 虚拟内存 技术 中的 分页文件交换技术，将存储在 物理硬盘 中的 分页内容 载入到 物理内存 中 ）！  。

页表（ PTT ）每个子项（PTE） 的 第 2 位  R/W（ Read/Write ） 位  ， 用于标记，PTE（ 页表项）指向的页面内容是否可写（ 当 RW 位 的 值 为 0 时，PTE 页表项 指向 的 页面 只读 ！当 RW 位 的 值 为 1 时，PTE 页表项 指向 的 页面 可读、可写 ）！  。

页表（ PTT ）每个子项（PTE） 的 第 3 位  U/S（ User/Supervisor ）位  ，用与标记，PTE（ 页表项 ）指向的页面内容（ 页 P ）是否允许用户态程序（ 特权级：R3 ）访问（如果 U位 的内容值 为 0 , 则代表着，这个子项 指向 的  页（ 4 K B 大小 ） 仅能够 被 操作系统 的 内核程序去进行 访问 和 操作） ！

页表（ PTT ）每个子项（PTE）（PTE） 的 第 4 位  PWT（ Page-level Write-Through ） 位  第 4 位  PWT（ Page-level Write-Through ） 位   ， 用于控制 页面 的 写入 策略（ 当 PWT 位 的 内容值 被 设置为 1 时，它 指示 中央处理器 CPU 对 指定页面 的 写操作 应使用 写穿（ Write-Through ）策略，而不是 常见的 写回（ Write-Back）策略 ！写穿（ Write-Through ）策略 的 实现原理 为，当 中央处理器 CPU 对 缓存在 CPU高速缓存 中的 页面内容 执行 写回操作时，缓存在 CPU高速缓存 中的 页面内容 会被 立即写入到 物理内存 之中 ！写回（ Write-Back）策略 的 实现原理 为，首先，中央处理器 CPU 会把 缓存在 CPU高速缓存 中的页面内容 进行  “脏”（dirty）标记处理（脏标记（dirty），表示 被缓存在 CPU高速缓存 中的 页面内容 是需要被写回到物理内存中去的）！之后，被缓存在 CPU高速缓存 中的 页面内容 会在合适的时机（如缓存行被替换或系统空闲时），被异步地写回到物理内存中去 ）！

页表（ PTT ）每个子项（PTE） 的 第 5 位  PCD（ Page Cache Disable ）位  ，用于标记，PTE（页表项）指向的页面内容是否允许被进行页面缓存操作（ 当 PCD 位 的 内容值 被 设置为 1 时，PTE 页表项 指向 的 页面内容（ 页 P ）不能 被 CPU 进行 缓存 操作 ！当 PCD 位 的 内容值 被 设置为 0 时，PTE 页表项 指向 的 页面内容（ 页 P ）能够 被 CPU 进行 缓存 操作 ）！

页表（ PTT ）每个子项 的 第 6 位  A（Accessed）位  ，用于标记，PTE（页表项）指向的页面内容是否已经被访问过！

页表（ PTT ） 每个子项（PTE） 的 第 7 位  D（Dirty）位  ，用于标记，PTE（页表项）指向的页面内容是否已经被修改过！

页表（ PTT ） 每个子项（PTE） 的 第 8 位  PAT 位（Page Attribute Table），是奔腾3及以后版本的CPU引入的一个页属性表标识位（当 PTE（页表项）的 PAT位 的 内容值 被设置为 1 时，它允许通过一系列专用寄存器（MBR）为每个页面提供更详细的属性设置。这些属性设置可以提供更精细的内存访问控制，包括缓存策略、内存类型等，从而优化系统的性能和响应速度）！

页表（ PTT ） 每个子项（PTE） 的 第 9 位  G 位  ， 用于标记，PTE（ 页表项 ）指向的页面内容（ 页 P ）的 可访问属性 是否为 全局性的（ 如果 PTE（ 页表项 ）的 G（Global）位 的 内容值，被设置为 1，则代表 PTE（ 页表项 ）指向的页面内容（ 页 P ）的 页面属性 是全局性的！全局页面，能够被多个进程进行共享访问 ！并且，全局页面 的 页面属性 在 进程切换之时 也 不会被刷新 ！这种 公有页面，通常是通过 CreateFileMapping 等 系统调用 创建与分配 的 ！ 如果 PTE（ 页表项 ）的 G（Global）位 的 内容值，被设置为 0 ，则代表 PTE（ 页表项 ）指向的页面内容（ 页 P ）是 进程私有 的，只有创建这个页面（ 页 P ）的进程可以去 访问与操作 它 ！这种 私有页面，通常是通过 VirtualAlloc 等系统调用进行 创建与分配 的 ）！

页表（ PTT ） 每个子项（PTE） 的 第 10-12 位  AVL（Available）位  ， 这是一个在较新处理器架构中引入的标志位，主要用于支持 页表 的 优化 和 特性（ AVL位，通常被用于，指示 页表项（PTE）是否可被用于执行某些优化操作！例如，页表项 的 合并 或 快速查找 ！如果 处理器 或 操作系统，检测 到 某个页表项 的 AVL位 被设置 为非 0 值 时，处理器 或 操作系统 可以利用这一信息去执行 更为 高效 的 内存管理操作 ！需要注意的是，AVL位 的 具体含义 和 行为 可能由于 不同 的 处理器架构 和 操作系统 而 存在 差异）！

上述的页表（ PTT ）的子项（PTE）除了前7位之外，其它各比特位用途不固定（各关键比特位的位置，同样不固定），因操作系统类型、CPU 版本不同而存在差异！

记住，无论是 页目录（ PDT ），还是 页表（ PTT ） ，亦或者是 页（ P ）  ，在一般情况下，它们的 限长（空间大小）均为 4 KB（ 4096 B ，4096 字节 ）！对于 页（ P ），会存在 大页 的情况，当 页（ P ）的 类型为 大页 时， 页（ P ）的 空间大小 为 4 M B  ！

页目录（ PDT ）、 页表（ PTT ）、页（ P ）、页目录项（ PDE ）、 页表项（ PTE ）等更详细、更精准的信息，请参见 《 Intel 微处理器 》这本书！《 Intel 微处理器 》是由美国的Barry B.Brey （德幅瑞大学）编著的，由 北京航空航天大学 的 金惠华、艾明晶、尚利宏 等专业人士进行翻译！《 Intel 微处理器 》出版自 机械工业出版社 ！《 Intel 微处理器 》这本书出版自 2010 年，虽然十多年过去了，但是，底层的基础知识，底层的技术架构，还是具备非常重要的参考价值的 ！

在未来的课程中，我们可能会去研究 数据执行保护（ DEP ）和 非统一内存访问（ NUMA ）。

虚拟内存技术 中的 分页交换技术实现，原定于在本章进行讲解，但介于篇幅限制，决定改为 在未来章节中进行有关的内容讲解 ！

请关注下一篇，渗透测试之内核安全系列课程：Rootkit技术初探（五）