隐藏技术在计算机系统安全中应用十分广泛，尤其是在网络攻击中，当攻击者成功侵入一个系统后，有效隐藏攻击者的文件、进程及其加载的模块变得尤为重要。本文将讨论Linux系统中文件、进程及模块的高级隐藏技术，这些技术有的已经被广泛应用到各种后门或安全检测程序之中，而有一些则刚刚起步，仍然处在讨论阶段，应用很少。
1.隐藏技术
1.1.Linux下的中断控制及系统调用
Intel x86系列微机支持256种中断，为了使处理器比较容易地识别每种中断源，把它们从0~256编号，即赋予一个中断类型码n,Intel把它称作中断向量。
Linux用一个中断向量（128或者0x80）来实现系统调用，所有的系统调用都通过唯一的入口system_call来进入内核，当用户动态进程执行一条int 0x80汇编指令时，CPU就切换到内核态，并开始执行system_call函数，system_call函数再通过系统调用表sys_call_table来取得相应系统调用的地址进行执行。系统调用表sys_call_table中存放所有系统调用函数的地址，每个地址可以用系统调用号来进行索引，例如sys_call_table[NR_fork]索引到的就是系统调用sys_fork（）的地址。
Linux用中断描述符（8字节）来表示每个中断的相关信息，其格式如下：
偏移量31….16 一些标志、类型码及保留位
段选择符 偏移量15….0
所有的中断描述符存放在一片连续的地址空间中，这个连续的地址空间称作中断描述符表（IDT），其起始地址存放在中断描述符表寄存器（IDTR）中，其格式如下：
32位基址值 界限
其中各个结构的相应联系可以如下表示：
通过上面的说明可以得出通过IDTR寄存器来找到system_call函数地址的方法：根据IDTR寄存器找到中断描述符表，中断描述符表的第0x80项即是system_call函数的地址，这个地址将在后面的讨论中应用到。
1.2.Linux 的LKM（可装载内核模块）技术
为了使内核保持较小的体积并能够方便的进行功能扩展，Linux系统提供了模块机制。模块是内核的一部分，但并没有被编译进内核，它们被编译成目标文件，在运行过程中根据需要动态的插入内核或者从内核中移除。由于模块在插入后是作为Linux内核的一部分来运行的，所以模块编程实际上就是内核编程，因此可以在模块中使用一些由内核导出的资源，例如Linux2.4.18版以前的内核导出系统调用表（sys_call_table）的地址，这样就可以根据该地址直接修改系统调用的入口，从而改变系统调用。在模块编程中必须存在初始化函数及清除函数，一般情况下，这两个函数默认为init_module()以及clearup_module()，从2.3.13内核版本开始，用户也可以给这两个函数重新命名，初始化函数在模块被插入系统时调用，在其中可以进行一些函数及符号的注册工作，清除函数则在模块移除系统时进行调用，一些恢复工作通常在该函数中完成。
1.3.Linux下的内存映像
/dev/kmem是一个字符设备，是计算机主存的映像，通过它可以测试甚至修改系统，当内核不导出sys_call_table地址或者不允许插入模块时可以通过该映像修改系统调用，从而实现隐藏文件、进程或者模块的目的。
1.4.proc 文件系统
proc文件系统是一个虚拟的文件系统，它通过文件系统的接口实现，用于输出系统运行状态。它以文件系统的形式，为操作系统本身和应用进程之间的通信提供了一个界面，使应用程序能够安全、方便地获得系统当前的运行状况何内核的内部数据信息，并可以修改某些系统的配置信息。由于proc以文件系统的接口实现，因此可以象访问普通文件一样访问它，但它只存在于内存之中。
2.技术分析
2.1 隐藏文件
Linux系统中用来查询文件信息的系统调用是sys_getdents，这一点可以通过strace来观察到，例如strace ls 将列出命令ls用到的系统调用，从中可以发现ls是通过sys_getedents来执行操作的。当查询文件或者目录的相关信息时，Linux系统用sys_getedents来执行相应的查询操作，并把得到的信息传递给用户空间运行的程序，所以如果修改该系统调用，去掉结果中与某些特定文件的相关信息，那么所有利用该系统调用的程序将看不见该文件，从而达到了隐藏的目的。首先介绍一下原来的系统调用，其原型为：
int sys_getdents(unsigned int fd, struct dirent *dirp,unsigned int count)
其中fd为指向目录文件的文件描述符，该函数根据fd所指向的目录文件读取相应dirent结构，并放入dirp中，其中count为dirp中返回的数据量，正确时该函数返回值为填充到dirp的字节数。下图是修改后的系统调用hacked_getdents执行流程。
screen.width*0.7) {this.resized=true; this.width=screen.width*0.7; this.alt='Click here to open new window';}" border=0>
图 系统调用hacked_getdents执行流程
图中的hacked_getdents函数实际上就是先调用原来的系统调用，然后从得到的dirent结构中去除与特定文件名相关的文件信息，从而应用程序从该系统调用返回后将看不到该文件的存在。
应该注意的是，一些较新的版本中是通过sys_getdents64来查询文件信息的，但其实现原理与sys_getdents基本相同，所以在这些版本中仍然可以用与上面类似的方法来修改该系统调用，隐藏文件。
2.2 隐藏模块
上面分析了如何修改系统调用以隐藏特定名字的文件，在实际的处理中，经常会用模块来达到修改系统调用的目的，但是当插入一个模块时，若不采取任何隐藏措施，很容易被对方发现，一旦对方发现并卸载了所插入的模块，那么所有利用该模块来隐藏的文件就暴露了，所以应继续分析如何来隐藏特定名字的模块。Linux中用来查询模块信息的系统调用是sys_query_module，所以可以通过修改该系统调用达到隐藏特定模块的目的。首先解释一下原来的系统调用，原来系统调用的原型为：
int sys_query_module(const char *name, int which, void *buf, size_t bufsize , size_t *ret)
如果参数name不空，则访问特定的模块，否则访问的是内核模块，参数which说明查询的类型，当which=QM_MODULES时，返回所有当前已插入的模块名称，存入buff, 并且在ret中存放模块的个数，buffsize是buf缓冲区的大小。在模块隐藏的过程中只需要对which=QM_MODULES的情况进行处理就可以达到目的。修改后的系统调用工作过程如下：
1）调用原来的系统调用，出错则返回错误代码；
2）如果which不等于QM_MODULES，则不需要处理，直接返回。
3）从buf的开始位置进行处理，如果存在特定的名字，则将后面的模块名称向前覆盖该名字。
4）重复3），直到处理处理完所有的名字，正确返回。
2.3 隐藏进程
在Linux中不存在直接查询进程信息的系统调用，类似于ps这样查询进程信息的命令是通过查询proc文件系统来实现的，在背景知识中已经介绍过proc文件系统，由于它应用文件系统的接口实现，因此同样可以用隐藏文件的方法来隐藏proc文件系统中的文件，只需要在上面的hacked_getdents中加入对于proc文件系统的判断即可。由于proc是特殊的文件系统，只存在于内存之中，不存在于任何实际设备之上，所以Linux内核分配给它一个特定的主设备号0以及一个特定的次设备号1，除此之外，由于在外存上没有与之对应的i节点,所以系统也分配给它一个特殊的节点号PROC_ROOT_INO（值为1），而设备上的1号索引节点是保留不用的。通过上面的分析，可以得出判断一个文件是否属于proc文件系统的方法：
1）得到该文件对应的inode结构dinode;
2）if (dinode->i_ino == PROC_ROOT_INO && !MAJOR(dinode->i_dev) && MINOR(dinode->i _dev) == 1) {该文件属于proc文件系统}
通过上面的分析，给出隐藏特定进程的伪代码表示：
hacket_getdents(unsigned int fd, struct dirent *dirp, unsigned int count)
{
调用原来的系统调用；
得到fd所对应的节点；
if(该文件属于proc文件系统&&该文件名需要隐藏)
{从dirp中去掉该文件相关信息}
}
2.4 修改系统调用的方法
现在已经解决了如何修改系统调用来达到隐藏的目的，那么如何用修改后的系统调用来替换原来的呢？这个问题在实际应用中往往是最关键的，下面将讨论在不同的情况下如何做到这一点。
(1)当系统导出sys_call_table，并且支持动态的插入模块的情况下：
在Linux内核2.4.18版以前，这种内核配置是非常普遍的。这种情况下修改系统调用非常容易，只需要修改相应的sys_call_table表项，使其指向新的系统调用即可。下面是相应的代码：
int orig_getdents(unsigned int fd, struct dirent *dirp, unsigned int count)
int init_module(void)
/*初始化模块*/
{
orig_getdents=sys_call_table[SYS_getdents]; //保存原来的系统调用
orig_query_module=sys_call_table[SYS_query_module]
sys_call_table[SYS_getdents]=hacked_getdents; //设置新的系统调用
sys_call_table[SYS_query_module]=hacked_query_module;
return 0; //返回0表示成功
}
void cleanup_module(void)
/*卸载模块*/
{
sys_call_table[SYS_getdents]=orig_getdents; //恢复原来的系统调用
sys_call_table[SYS_query_module]=orig_query_module;
}
(2)在系统并不导出sys_call_table的情况下：
linux内核在2.4.18以后为了安全起见不再导出sys_call_table符号，从而无法直接获得系统调用表的地址，那么就必须找到其他的办法来得到这个地址。在背景知识中提到了/dev/kmem是系统主存的映像，可以通过查询该文件来找到sys_call_table的地址，并对其进行修改，来使用新的系统调用。那么如何在系统映像中找到sys_call_table的地址呢？让我们先看看system_call的源代码是如何来实现系统调用的（代码见/arch/i386/kernel/entry.S）：
ENTRY(system_call)
pushl %eax # save orig_eax
SAVE_ALL
GET_CURRENT(%ebx)
cmpl $(NR_syscalls),%eax
jae badsys
testb $0x02,tsk_ptrace(%ebx) # PT_TRACESYS
jne tracesys
call *SYMBOL_NAME(sys_call_table)(,%eax,4)
movl %eax,EAX(%esp) # save the return value
ENTRY(ret_from_sys_call)
这段源代码首先保存相应的寄存器的值，然后判断系统调用号（在eax寄存器中）是否合法,继而对设置调试的情况进行处理，在所有这些进行完后，利用call *SYMBOL_NAME(sys_call_table)(,%eax,4) 来转入相应的系统调用进行处理，其中的SYMBOL_NAME(sys_call_table)得出的就是sys_call_table的地址。从上面的分析可以看出，当找到system_call函数之后，利用字符匹配来寻找相应call语句就可以确定sys_call_table的位置，因为call something(,%eax,4)的机器指令码是0xff 0x14 0x85。所以匹配这个指令码就行了。至于如何确定system_call的地址在背景知识中已经介绍了，下面给出相应的伪代码：
struct{ //各字段含义可以参考背景知识中关于IDTR寄存器的介绍
unsigned short limit;
unsigned int base;
}__attribute__((packed))idtr;
struct{ //各字段含义可以参考背景知识中关于中断描述符的介绍
unsigned short off1;
unsigned short sel;
unsigned char none,flags;
unsigned short off2;
}__attribute__((packed))idt;
int kmem;
/ *下面函数用于从kemem对应的文件中偏移量为off处读取sz个字节至内存m处*/
void readkmem(void *m,unsigned off,int sz) {………}
/*下面函数用于从src读取count个字节至dest处*/
void weitekmem(void *src,void *dest,unsigned int count) {………..}
unsigned sct; //用来存放sys_call_table地址
char buff[100]; //用于存放system_call函数的前100个字节。
char *p;
if((kmem=open(“/dev/kmem”,O_RDONLY))