【wp】2021MAR-DASCTF_逆向
阿新 • • 發佈：2021-04-01
昨天打完的MAR DASCTF，來複個盤~
不過就re做了3/4然後有事提前開溜了hhh，拿了drinkSomeTea和replace的三血心滿意足（蜜汁三血執念。
感覺這回的出題人好喜歡TEA啊（正好最近在整理加解密演算法），就是TEA和XTEA都出了卻不帶XXTEA玩有點可惜/doge。
掃雷也覆盤完了！好耶！
# Reverse
## drinkSomeTea
是一個邏輯超級明顯但是超——坑的題。
鑑於這是覆盤，那就直擊要害吧，懶得把當時兜兜轉轉的心路歷程複述一遍了>^<。
邏輯很簡單，就是將`./tea.png`（FileName=“./tea.png”）的內容以二進位制形式讀入到`unk_409988`中，然後以8位元組為單位（`v7+=8`）對其進行處理（`loc_4010A0`這裡），再寫入`./tea.png.out`中。而題目附件給了這個最後輸出的`./tea.png.out`，需要我們還原`./tea.png`。
`loc_4010A0`這裡沒有轉函式的原因是出現了花指令干擾靜態分析，nop掉（74 03 75 01 E8改成90 90 90 90 90）再重新轉程式碼轉函式即可。
然後我們就得到了`sub_4010A0()`。
很明顯地可以看到是TEA加密，就是說`tea.png`經過TEA加密以後得到了`tea.png.out`。
a2是加密時的key，退回到上一層可以發現是`dword_407030`：
但是如果拿平時的TEA解密指令碼跑根本就行不通，當時多用了兩三倍的時間去調（patch掉exit，走一遍加密流程進行對比），最後才發現是int的問題，一般TEA加解密都是uint_32的（。就是這個細節浪費了超多時間TvT
最後上解密指令碼，基本上把unsigned int改成int就好（改自[TEA、XTEA、XXTEA加密解密演算法_gsls200808的專欄-CSDN部落格](https://blog.csdn.net/gsls200808/article/details/48243019)）：
```c
#include
#include
//加密函式
void encrypt (int* v, int* k) {
int v0=v[0], v1=v[1], sum=0, i; /* set up */
int delta=0x9e3779b9; /* a key schedule constant */
int k0=k[0], k1=k[1], k2=k[2], k3=k[3]; /* cache key */
for (i=0; i < 32; i++) { /* basic cycle start */
sum += delta;
v0 += ((v1<<4) + k0) ^ (v1 + sum) ^ ((v1>>5) + k1);
v1 += ((v0<<4) + k2) ^ (v0 + sum) ^ ((v0>>5) + k3);
} /* end cycle */
v[0]=v0; v[1]=v1;
}
//解密函式
void decrypt (int* v, int* k) {
int v0=v[0], v1=v[1], sum=0xC6EF3720, i; /* set up */
int delta=0x9e3779b9; /* a key schedule constant */
int k0=k[0], k1=k[1], k2=k[2], k3=k[3]; /* cache key */
for (i=0; i<32; i++) { /* basic cycle start */
v1 -= ((v0<<4) + k2) ^ (v0 + sum) ^ ((v0>>5) + k3);
v0 -= ((v1<<4) + k0) ^ (v1 + sum) ^ ((v1>>5) + k1);
sum -= delta;
} /* end cycle */
v[0]=v0; v[1]=v1;
}
int main()
{
int v[14656]={0},k[4]={0x67616C66, 0x6B61667B, 0x6C665F65, 0x7D216761};
FILE *p1 = fopen("./tea.png.out", "rb");
fread(&v, 4, 14656, p1);
fclose(p1);
for(int i=0;i<14656;i+=2){
decrypt(&v[i], k);
}
FILE *p2 = fopen("./tea.png", "wb");
fwrite(&v, 4, 14656, p2);
fclose(p2);
return 0;
}
```
得到`./tea.png`：
得到flag：**DASCTF{09066cbb91df55502e6fdc83bf84cf45}**
## Enjoyit-1
又一道TEA。
附件用ExEinfoPE可以看到
說明是.NET逆向，於是用ILSpy開啟。
看到不尋常字串`DotfuscatorAttribute`，用搜索引擎一查可以發現是使用Dotfuscator加密混淆程式的產物（[使用Dotfuscator加密混淆程式以及如何脫殼反編譯_qwsf01115的專欄-CSDN部落格](https://blog.csdn.net/qwsf01115/article/details/71425296)）。
所以根據文章指引用de4dot（可用release：[Release de4dot mod · CodingGuru1989/de4dot](https://github.com/CodingGuru1989/de4dot/releases/tag/snapshot)）進行反混淆，得到`Enjoyit-1-cleaned.exe`，再用ILSpy開啟，就可以看到混淆前在Class0裡的main函式。
這個邏輯也很簡單，~~無非就是輸入text正確以後執行100000秒就會輸出flag。~~
（當然肯定不可能這麼走啊，100000s=1666.67min=27.78h，必然是等不起的。
flag產生的邏輯是先用`uint_`和`text`進行`method_3()`的處理，然後再與array3按位元組異或。
而text相當於是已知的，關鍵在 `method_1()`這裡。
可以看出是一個base64換表，Table在string_0這裡：
於是可以先寫指令碼得到text：
```python
import base64
from binascii import *
src='yQXHyBvN3g/81gv51QXG1QTBxRr/yvXK1hC='
table='abcdefghijklmnopqrstuvwxyz0123456789+/ABCDEFGHIJKLMNOPQRSTUVWXYZ'
b64table='ABCDEFGHIJKLMNOPQRSTUVWXYZabcdefghijklmnopqrstuvwxyz0123456789+/'
text=base64.b64decode(src.translate(str.maketrans(table,b64table)).encode())
print(text)
# text=b'combustible_oolong_tea_plz'
```
然後在主函式往下看，來到了第二個關鍵函式`method_3()`：
顯而易見是個改了delta的XTEA加密，傳進來的uint_0是主函式的uint_，byte_0是text的前四位元組。
依舊是用上面部落格的XTEA指令碼改了一下，得到XTEA加密後的uint_：
```c
#include
#include
/* take 64 bits of data in v[0] and v[1] and 128 bits of key[0] - key[3] */
void encipher(unsigned int num_rounds, uint32_t v[2], uint32_t const key[4]) {
unsigned int i;
uint32_t v0=v[0], v1=v[1], sum=0, delta=2654435464;
for (i=0; i < num_rounds; i++) {
v0 += (((v1 << 4) ^ (v1 >> 5)) + v1) ^ (sum + key[sum & 3]);
sum += delta;
v1 += (((v0 << 4) ^ (v0 >> 5)) + v0) ^ (sum + key[(sum>>11) & 3]);
}
v[0]=v0; v[1]=v1;
}
void decipher(unsigned int num_rounds, uint32_t v[2], uint32_t const key[4]) {
unsigned int i;
uint32_t v0=v[0], v1=v[1], delta=2654435464, sum=delta*num_rounds;
for (i=0; i < num_rounds; i++) {
v1 -= (((v0 << 4) ^ (v0 >> 5)) + v0) ^ (sum + key[(sum>>11) & 3]);
sum -= delta;
v0 -= (((v1 << 4) ^ (v1 >> 5)) + v1) ^ (sum + key[sum & 3]);
}
v[0]=v0; v[1]=v1;
}
int main()
{
uint32_t v[2]={288,369};
uint32_t const k[4]={0x63,0x6f,0x6d,0x62};
unsigned int r=32;
encipher(r, v, k);
printf("%8x%8x\n",v[0],v[1]);
return 0;
}
```
因為主函式裡後續處理是把8 bit十六進位制的兩個結果往str裡填，所以輸出採用十六進位制形式。
得到`str="6308fe34b7fe6fdb"`
最後進行xor處理即可，上exp：
```python
xtea="6308fe34b7fe6fdb"
arr3=[2,5,4,13,3,84,11,4,87,3,86,3,80,7,83,3,0,4,83,94,7,84,4,0,1,83,3,84,6,83,5,80]
flag=""
for i in range(len(arr3)):
flag+=chr(arr3[i]^ord(xtea[i%len(xtea)]))
print("flag{"+flag+"}")
```
得到flag：**flag{4645e180540ffa7a67cfa174cde105a2}**
## replace
u1s1不知道這個標級怎麼標的，居然是比StrangeMine還高的困難，也有可能是我tcl吧（
主邏輯還是很簡單，輸入長度為24的flag並且以"flag{}"包裹（check在`sub_401550()`），然後經過某些處理（`sub_401AE7()`、`sub_401925()`還有可能的`IsDebuggerPresent()`）等於某已知字串（check在`sub_401883()`）即可。
最後check這裡`byte_4080E0`是輸入後經過處理存放的關鍵位置。
從頭開始捋處理函式，這裡`sub_401AE7()`的作用是把輸入和已知陣列進行xor以後放進`byte_4080E0`中。
真的有這麼簡單嗎？
當然不會，困難題目誒。（從這裡逆向解的話會得到假flag。
真正的奧祕在下一個函式`sub_401925()`這裡，看到`VirtualProtectEx()`這個改記憶體讀寫許可權的關鍵函式，DNA瞬間動了 ~~（別什麼奇怪的東西都往DNA裡刻啊喂~~ 。
這裡很像之前做過的一個題（[RE套路/從EASYHOOK學inline hook | c10udlnk_Log](https://c10udlnk.top/2020/12/16/reSkillsOn-Inline-hook/)），這種函式一般是搭配`WriteProcessMemory()`在執行時對記憶體進行修改（從而達到跳轉到某些函式的目的）。
靜態分析的話那篇blog也有講，但是為了做題方便直接動態除錯走起。
因為這裡有超——多的反除錯，懶得一個個patch了，直接把exit(0)裡的功能給patch掉（偷懶大法好。
即把這裡六個位元組直接patch成`90 90 90 90 90 90`，全部nop掉。
變成這個樣子：
別忘了動態除錯前要把patch的位元組儲存進exe裡（`Edit->Patch program->Apply patches to input file`）。
然後開調，斷點下到`sub_401925()`和`IsDebuggerPresent()`這裡，記得要隨便輸入一個符合前兩個check的字串。
從`sub_401925()`可以大致看到修改的是`IsDebuggerPresent()`的內容。
所以我們按F9直接走到`IsDebuggerPresent()`這裡，F7步入。
可以看到跳轉到了一個函式，而再往裡走可以看到這是個被花指令處理的函式所以靜態分析down掉了。
很容易就能找到三個跟第一題相同原理的花指令（注意+2那裡要nop多一個位元組），所以直接patch，然後把資料按c轉成code。
最後得到反編譯結果：
```c
void sub_4015C3()
{
int v0[128]; // [rsp+30h] [rbp-50h] BYREF
__int64 v1[5]; // [rsp+230h] [rbp+1B0h]
char *v2; // [rsp+258h] [rbp+1D8h]
int v3; // [rsp+264h] [rbp+1E4h]
int j; // [rsp+268h] [rbp+1E8h]
int i; // [rsp+26Ch] [rbp+1ECh]
VirtualProtectEx(hProcess, IsDebuggerPresent_0, 0x10ui64, 0x40u, &flNewProtect);
WriteProcessMemory(hProcess, IsDebuggerPresent_0, Destination, 0x10ui64, 0i64);
VirtualProtectEx(hProcess, IsDebuggerPresent_0, 0x10ui64, flNewProtect, 0i64);
if ( !IsDebuggerPresent() )
{
j = 0;
v3 = 0;
v1[0] = 0i64;
v1[1] = 0i64;
v1[2] = 0i64;
v1[3] = 0i64;
memcpy(v0, &unk_404020, sizeof(v0));
v2 = Str;
for ( i = 1; i <= 5; ++i )
{
for ( j = 0; j <= 23; ++j )
v2[j] = v0[(unsigned __int8)v2[j]];
}
for ( i = 0; i <= 5; ++i )
*((_DWORD *)v1 + i) = ((unsigned __int8)v2[i + 12] << 8) | ((unsigned __int8)v2[i + 6] << 16) | ((unsigned __int8)v2[i] << 24) | (unsigned __int8)v2[i + 18];
for ( i = 0; i <= 5; ++i )
sprintf(&byte_4080E0[8 * i], "%x", *((unsigned int *)v1 + i));
}
}
```
就是先把`IsDebuggerPresent()`裡的內容還原，然後在非除錯情況下將輸入經過一些處理放到`byte_4080E0`中。
這！才是真正的加密函式！
然後這個邏輯也很好逆啦，順著就是先在unk_404020盒裡換五次，然後柵欄密碼得到最後的字串。
寫出exp有：
```python
from binascii import *
from hashlib import md5
ans=unhexlify("416f6b116549435c2c0f1143174339023d4d4c0f183e7828")
tmps=[0,6,12,18]
seq=[]
for i in range(6):
tmpl=[x+i for x in tmps]
seq=seq+tmpl
arr1=[0 for i in range(24)]
for i in range(24):
arr1[seq[i]]=ans[i]
box=[0x00000080, 0x00000065, 0x0000002F, 0x00000034, 0x00000012, 0x00000037, 0x0000007D, 0x00000040, 0x00000026, 0x00000016, 0x0000004B, 0x0000004D, 0x00000055, 0x00000043, 0x0000005C, 0x00000017, 0x0000003F, 0x00000069, 0x00000079, 0x00000053, 0x00000018, 0x00000002, 0x00000006, 0x00000061, 0x00000027, 0x00000008, 0x00000049, 0x0000004A, 0x00000064, 0x00000023, 0x00000056, 0x0000005B, 0x0000006F, 0x00000011, 0x0000004F, 0x00000014, 0x00000004, 0x0000001E, 0x0000005E, 0x0000002D, 0x0000002A, 0x00000032, 0x0000002B, 0x0000006C, 0x00000074, 0x00000009, 0x0000006E, 0x00000042, 0x00000070, 0x0000005A, 0x00000071, 0x0000001C, 0x0000007B, 0x0000002C, 0x00000075, 0x00000054, 0x00000030, 0x0000007E, 0x0000005F, 0x0000000E, 0x00000001, 0x00000046, 0x0000001D, 0x00000020, 0x0000003C, 0x00000066, 0x0000006B, 0x00000076, 0x00000063, 0x00000047, 0x0000006A, 0x00000029, 0x00000025, 0x0000004E, 0x00000031, 0x00000013, 0x00000050, 0x00000051, 0x00000033, 0x00000059, 0x0000001A, 0x0000005D, 0x00000044, 0x0000003E, 0x00000028, 0x0000000F, 0x00000019, 0x0000002E, 0x00000005, 0x00000062, 0x0000004C, 0x0000003A, 0x00000021, 0x00000045, 0x0000001F, 0x00000038, 0x0000007F, 0x00000057, 0x0000003D, 0x0000001B, 0x0000003B, 0x00000024, 0x00000041, 0x00000077, 0x0000006D, 0x0000007A, 0x00000052, 0x00000073, 0x00000007, 0x00000010, 0x00000035, 0x0000000A, 0x0000000D, 0x00000003, 0x0000000B, 0x00000048, 0x00000067, 0x00000015, 0x00000078, 0x0000000C, 0x00000060, 0x00000039, 0x00000036, 0x00000022, 0x0000007C, 0x00000058, 0x00000072, 0x00000068]
arr2=[0 for i in range(24)]
for i in range(5):
for j in range(24):
arr2[j]=box.index(arr1[j])
arr1=arr2
myInput=''.join(map(chr,arr1))
print(myInput)
flag=myInput.encode()
print(md5(flag).hexdigest()) # 別忘了最後提交md5
```
得到flag：**flag{Sh1t_you_dec0d3_it}**
## 奇怪的掃雷
這道題賽中沒怎麼做，賽後覆盤靜態硬剛+動態調沒搞出來，終於等到了帶掃雷玩的wp（[MAR DASCTF明御攻防賽 PWN、RE Writeup - 安全客，安全資訊平臺](https://www.anquanke.com/post/id/236178#h3-8)），感覺思路大概沒錯、關鍵函式也找對了，但是忽略了一個小地方：
我當時還在納悶為什麼是用程式碼段的資料來計算md5值，原來是為了檢測有沒有patch啊（
以及請教隊裡大佬以後才發現還忽略了一個點，就是md5的update是拼接的，沒認真學md5的我一直以為是覆蓋的（慚愧，真的要好好學雜湊演算法。
編寫用來hook的dll檔案對我來說還是有點難（tcl），就試著用自己的方法做一下好了。
（啊其實就是直接靜態硬解，從頭捋捋怎麼發現函式的。
首先直接findcrypt，找到md5的常數。
通過交叉引用找到上一層。
發現這裡有一個前面題目提到的花指令，照例nop掉，轉函式，看虛擬碼。
感覺這是個自己寫的處理異常的函式（`TopLevelExceptionFilter`這個名字引起警覺）。
然後往下看，先根據交叉引用+識別演算法給MD5的一系列函式命個名，方便靜態分析。
（也可以盲找`AfxMessageBox`的交叉引用，畢竟能出flag的地方一般都在MessageBox。）
~~更何況這題是賽後覆盤，根據大家群裡零零散散發出來的截圖可以判斷flag用`AfxMessageBox`給出，而查AfxMessageBox的交叉引用可以發現就這裡是放了變數的。~~
主要邏輯在：
很明顯地看到，v12裝著最後的md5（也就是flag。
整體邏輯是：
1. 先把`IUnknown::operator=()`函式首地址開始的12288位元組（0x402000-0x405000）放到`Src`裡，然後根據**觸發異常時的eax、ebx、ecx、edx的值**修改部分位置（`Src[4101]`、`Src[128]`、`Src[256]`、`Src[0x2000]`），最後把`Src`丟進MD5Update裡。
2. 把`&loc_404FFE + 2`開始的12288位元組（0x405000-0x408000）放到`Src`裡，再`Src`丟進MD5Update裡。
3. 最後算出MD5，此MD5值即為flag。
慶幸這個MD5演算法沒有被魔改，不然還得找魔改的地方（癱。
現在缺的資料就是**觸發異常時的eax、ebx、ecx、edx的值**了，只要找到check一切好說，可以從時間的增加入手找到操縱遊戲的邏輯部分。
遊戲類果斷上CE（Cheat Engine）找關鍵記憶體，先綁上執行的exe檔案，調整掃描設定後點擊“首次掃描”。
在介面隨便點一下開始遊戲（讓遊戲開始計時），然後調整CE右側設定，一直點“再次掃描”（注意點選間隔在1s以上，不然時間根本就沒動過就掃描不出來了），直到左側只剩少數地址（並且有一個地址的當前值和計時器的相同）為止。
雙擊這條地址，選中記錄，按`F6`，檢視改寫這個地址的位置。
可以看到
在IDA的反彙編視窗中按`g`跳到這個地址（`0x408803`）
再反編譯可以看到
這就是時間增加的函式。
依次查交叉引用，可以發現check應該存在於這個右鍵鬆開的函式裡，並且可以猜是`sub_403D30()`。
為什麼我篤定是這個呢，因為這個函式不僅是以if框著的形式呼叫，而且裡面還會觸發一個異常：
也就是我們常說的CC斷點
這邊的邏輯可以猜測是迴圈check，一旦有不對的地方就直接`return 0;`，全部通過以後可觸發斷點，進而走到`TopLevelExceptionFilter`並給flag。
而我們需要的正是這裡的**eax、ebx、ecx、edx的值**。
而觀察整個check函式的彙編可以發現，最後是直接用變數給四個暫存器賦值的，並且在之前的程式碼中這些變數幾乎沒有變動（具體可以自己琢磨琢磨，看目的暫存器的位置；只可意會不可言傳.jpg），所以可以通過把函式開始的`jmp short loc_403D55`patch成`jmp short loc_403D9E`。
這樣直接跳過迴圈來到關鍵位置`loc_403D9E`，動態除錯時即可在觸發int3斷點時看到四個暫存器的值。
然後開調，老規矩，記得除錯之前要把patch的位元組儲存進exe裡（`Edit->