detours， x86 kernel hook 以及 x64 kernel hook

 X86 Kernel Hook
早些年，我把detours1.5移植到x86核心层，工作的不错，我一直用它来hook系统一些内部函数，有时候也用来hook IoCreateFile这类导出函数。让detours1.5在核心工作稳定并不是一件困难的事情。可能有些c/c++的麻烦，但是很快就可以解决。唯一需要注意的地方是detours1.5用VirtualProtect来让内存READ_WRITE_EXECUTE，在核心层有2种方法，第一种是群众所喜闻乐见的清除cr0，第二种是在核心层通过调用native api做VirtualProtect的事情。
detours的方法对比import/export方法有一些很明显的好处，其最大的好处是可以用来hook内部函数。而且由于hook的方法是直接修改函数体，所以不管调用者怎么玩花样，都很难绕过hook。
detours的缺点主要如下：
1，detours x86无法hook小于5字节的函数
2，detours x86需要一个完备的反汇编器和解释器，实际上detours代码中并不包含这个，因此，如果需要写一个函数阻止他人hook，可以这么写：
  proc near
      xor eax,eax
      jeax 1
      int 3
      ... // do something
    proc end
注意到这里的这个jmp，因为eax肯定为0，所以该int3不会被调用，而被detours过的代码则很可能走到int3上去了，为了让detours的代码不走到int3，detours必须能够解析出前面3行代码的意思，并且修正jeax 1为jeax 1+(trampoline-function)。用类似的技术，也可以欺骗detours。
3，detours x86无法处理如下函数：
  proc near
flag: ... // 函数前5个字节
    .... //do something
    jmp flag
    .... // do something
    proc end
该函数执行体中有一个jmp，跳到前5个字节。可是被detours过之后，该函数的前5个字节被修改了，而且改成了jmp trampoline。为了能够让detours可以处理此操作，必须反汇编解析整个函数体，用2种所描述的方法修改jmp flag。

综上述，detours思路很好，但是存在缺陷，要搞定这些缺陷，需要完整反汇编器。

X64 Kernel Hook
最近有一个需求要在x64下实现类似的hook模块，我找到了detours2.1，给MS发了email，MS的答复是，包含64bit的detours2.1，需要10000 USD。
于是我就删掉了MS的email，开始自己动手来做这个事情了。我大致说一下原理和需要注意的地方。

x64 hook和x86 hook的原理相似，都是修改原函数的首地址。不同的是，x64下不存在
jmp 64_address这种指令，x86下要跨4G跳转，必须是jmp [64_address]，对应的汇编码不再是e9 xxxxxxxx，而是ff15 [xxxxxxxx]，其中xxxxxxxx保存的是一个64_address。注意xxxxxxxx依然是32位，所以，该内存也必须和function处于同一个4G。

这个限制对于普通的代码编译来说，并不存在太大的问题，因为很少有exe超过4G的。所以编译器生成的代码依然使用e9 xxxxxxxx。对于import的dll来说，通常都是call [xxxxxxxx]，以前是这样，现在还是这样，不同的是，[xxxxxxxx]以前指向32位的地址，现在指向64位的地址。这样一来，dll加载的位置和exe所在的位置不在同一个4G也没有关系了。

对于detours来说，受上面所述特性影响的是，trampoline通常位于heap memory/nonpaged pool，new_function位于我们自己所写代码的dll/driver中，old_function位于我们所需要hook的那个模块中。这里面存在一个基本矛盾是，new_function通常和old_function分别处于2个不同dll或者.sys中，系统很可能把他们加载到了距离很远的空间中，也即abs(new_function-old_function)>4G。这样一来，就无法使用e9 xxxxxxxx，而必须使用ff15 [xxxxxxxx]了，而且xxxxxxxx是一个32的偏移，所以[xxxxxxxx]还不能位于我们的dll/sys中。

根据以上的分析，最后可以得出如下算法：
1，找到需要hook的函数地址
2，解析从函数起始地址开始，至少6+8=14个字节的代码。代码不能断开。以上2个过程和detourx86一样，不同的是，detoursx86之需要e9 xxxxxxxx，也就是说只需要5个字节，而我们必须用ff15 [xxxxxxxx]。如果函数体小于14个字节，这意味着该函书无法detours。
不过函数体小于14字节多半是因为里面执行了一个call或者jmp，那么解析该代码，把函数起始地址设置为jmp之后的地址，重新进行2过程。
3，把这14或者15，16...个字节拷贝到预先分配的一块内存中，我们叫它trampoline。
4，把前6个字节改为ff15 [0]，也即ff15 00000000
5，在随后的8个字节中保存new_function的起始地址
6，修正trampoline中的14字节的代码，如果里面有jmp，call等跳转语句，修改偏移量，这时候通常又需要跨4G的跳转，那么按照上面的方法修改之，trampoline的字节数可能会增加。
7，在trampoline的代码之后，插入ff15 [0]，并且在随后的8个字节中填充old_function+14。

trampoline可以预先分配一个100字节的buffer，初始化全部填充为nop，在进行7的时候，可以从trampoline的底部，也即100-14的位置开始填入ff,15,00,00,00,00, 64_bit_old_function+14(15,16...)。

以上算法的缺点和x86 detours的缺点一样，第一条为无法hook函数体小于14字节的函数。

14个字节相当大，有时候这个缺陷不可忍受，为此，介绍一种更为肮脏的手段。

代码加载到内存中时，通常有很多废空间，也即，在这些空间中，只有nop，或者永远不会执行。用IDA可以找到这些空间。如果能够找到足够大到，以至于可以保存一个64位地址的空间的话，那么可以只修改前5个字节为jmp [xxxxxxxx]，同时只拷贝5个字节到trampoline。trampoline的底部14个字节照旧。

以上就是x64下的detours过程。

有一个x64下需要注意的问题，vc8不支持x64下的_asm关键字，所以
_asm{
cli
mov eax,cr0
and eax,not 1000h
mov cr0,eax }不能再用
取而代之的是
_disable();
uint64 cr0=__readcr0();
cr0 &= 0xfffffffffffeffff;
__writecr0(cr0);
当然还可以继续用native api，不过以上方法简洁而且为广大群众所喜闻乐见。有关于_disable等函数，请查阅新版msdn。

至于IA64，我对此一无所知。

顺便说几点：
1，EM64T的cpu上可以run win64os，但是，不知为何，vmware无法在EM64T的cpu上install/run win64os。而amd64 cpu上即便安装的是win32 os，也可以在其上的vmware里install/run win64os。
2，softice已经停止开发，而且不支持x64，只有virtual模式才支持。鉴于其已经停止开发，建议大家都使用windbg。
3，idapro 5.0反汇编x64的代码，错误百出，一团乱麻，基本上需要先U再C。

因为14字节的限制太大，以至于始终觉得不爽。后来想到了一个解决方案。

假设原函数是old_func，新函数是new_func，那么分配trampoline的时候，用某些技术方法，限定分配出的内存和old_func在同一个4G。可以通过VirtualAlloc实现，具体方法可以是多次改变第一个参数，调用VirtualAlloc，直到返回值不为NULL为止。

这样一来，detours的逻辑改变为：

1，首先把old_func的前5个字节拷贝到trampoline+14，然后修改为jmp offset，也即e9 trampoline-5-old
2，trampoline的前6字节为ff15 [0],接下来的8个字节为new_func_address
3，trampoline+14+5之后的5个字节为jmp (trampoline+14+5+5 - (old_func_addr+5))

这样调用old的时候，会首先执行jmp offset到trampoline，trampoline又jmp到了new_func，new_func调用old的时候，会直接跳到trampoline+14处，执行原来的前5个字节，然后再jmp会原函数体。

如此，一切都完美了 :)