Flare-On 2018 writeup（下）

Suspicious Floppy Disk

拿到floppy.img，得到一系列文件

可以发现大概为dos系统盘，和原版img进行比较，多了infohelp.exe、key.dat等文件

使用dosbox+ida5.5对infohelp.exe进行调试，由于是16位程序，无法使用F5插件，掏出王爽老师的汇编书籍温习一下16位x86汇编，然后在调试时，地址前加上对应的段名。

可以发现大致行为是输入password，将输入的password写入password.dat然后打开message.dat显示失败信息

ida对该文件进行逆向，可以发现

程序由16位Watcoom编译，使用对应的watcom编译带调试符号的库，并制作FLIRT signature的签名文件，ida识别出大部分函数

程序由sub_10000作为入口主要流程如下

printf("input pw")
scanf("%s", &pw)
fopen("key.dat")
fwrite(pw)
fclose()
fopen("message.dat")
fread()
fclose()
printf(msg)

使用WinHex发现了镜像中还有一些碎片文件可以通过特征恢复，但并没有什么发现，进一步观察发现镜像的mbr和原版dos相比被篡改了其中一段

使用vm+ida对更改的mbr进行调试，起始流程如下

0:0x7c00:

memcpy &mbr_cpy_600h, &mbr_7c00h, 0x200

-> 0x662

 

0:0x662h

memcpy 0:0x800, &tmp.dat, 0x6000

call tmp.dat sub_0

-> 0:0x800

 

0:0x800 (tmp.dat sub_0:)

0:0x413 -= 0x0020 (0:0x413 = 0x025d)

0:0x6ff3 = 0x9740

memcpy 9740:0, 0:0x843(&tmp.dat+0x43, NICK RULES ~ NICK RULES), 0x5eb0

0x9740:0x5e5a = dw 0xca000117 (real int 13h)

0x9740:0x5e6f = db 0

0:0x200 = dw 0xca000117 (real int 13h)

0:0x4c = dw 0x97400012 (int 13h hook to 0x9740: 0x12)

-> ret 0:0x671

篡改的mbr加载了tmp.dat中的函数，对0:0x4c地址的数据进行改写了，然后解码恢复原版mbr继续运行

0:0x4c这个地址正是int 13h中断服务函数地址，篡改后的地址为0x97400012

查阅资料，这种在mbr将系统服务进行hook的技术在bootkit很常用，由于预先于操作系统、应用程序加载所以很难被查杀

继续跟进，可以发现进入伪造的int 13h函数会先记录int 13h所有的参数并执行真正的系统服务，然后对参数进行比对进入相应的handler，主要是读扇区时，hook解码原版mbr以及在打开message.dat文件时会call tmp.dat中的函数，写扇区时也会有对应的handler

由img中的参数得知LBA=0x200 *  【柱面 * 36    +   磁头*18   +   扇区  –  1 】，经过计算可以发现cx = 0x2111, dh = 1, al = 1时正好对应message.dat，读取该文件时执行事先加载tmp.dat中的函数

界面如下

也就是通过Infohelp.exe作为触发器，当输入密码打开message.dat显示不正确的信息时，实际被hook到另一个解密程序，通过跟踪恢复出这个handler

通过infohelp输入完密码后对key.dat写扇区的hook handler，先取得密码，然后在读取message.dat时执行真正的密码检查函数，并返回结果

由于这个bootkit对vm的bios兼容性不好，并不能进入dos系统执行infohelp（bochs据说可以正常运行和调试），我在int 13h进行其他服务时，修改了参数以触发解密程序

解密程序如下

查阅wiki资料，这是one-instruction set computer (oisc)，subleq的软件仿真，本来旨在于只支持一种指令的低成本芯片，也同时给逆向带来麻烦

在 python 中重构subleq的仿真环境

参考网上关于Flare-on 2017，11题类似的subleq题解，进行侧信道攻击，通过不同密码输入的cpu titk、pc graph等手段，除了发现密码中输入了@会大大增加计算量以外并没有明显发现

然后进行数据流分析，追踪密码的流向，对读写密码的敏感位置进行标记，得到巨量的操作一时没有总结出规律

最后这段程序也是由出题者编写的编译器编译的，本着编译本身有一些规律，参考去年11题官解，对subleq进行命令组合

去年官解并没有把所有的指令定义列出，不断尝试和摸索中定义了以下指令

其中最难的是subleq通过指令修改了自身指令，这种情况通过指令操作的target address写入了已经识别为指令的地址区域列出，进一步可以发现这些自身修改的指令主要用于指针操作*(%a) = %b, %b = *(%a), jmp *(%a)等操作，可以理解通过修改自身指令替换简单mov中的操作地址，来实现指针访问

反编译器的设计思路是先区分指令区、数据区（通过运行的实际情况可以覆盖大多数），标记subleq基础指令（如 subleq s,d,t / subleq z,d / subleq z,z等），基础指令由3个操作数构成，通过区分源、目标、跳转地址是否为零是否相等区分出不同的基础指令，包括数据也认为是一种特殊指令，保存

然后将简单指令组合成复合指令，复合指令一般会以基础指令的固定组合重复多次，并且意义明显，如mov或者跳转操作

然后将指令解析成对应的LikeC，并分别生成具有完全标签和自动简化标签的两个文件

防止因为一些指针跳转，无法找到对应指令位置的情况，然后对LikeC进行静态分析

这段subleq程序大致如下

查阅资料，这又是一个vm，oisc的另一种rssb

同样的进行侧信道和数据流分析，一时没有掌握到规律，在编写一个反汇编器

rssb比subleq还要抽象，基础指令只有一条rssb x，但是x有几个特殊值

x为-2时代表返回，-1只填补位置，0为当前程序指针，1为rssb累加器，2为常0寄存器，6为输出寄存器

当然这个是由本题的编译器定义的，并不一定通用，类似subleq反汇编器一样，合并基础指令为复合指令如下

生成对应的rssb解析文件和LikeC（带完整标签/自动简化标签）

进行静态分析，还原，关键函数如下

可以发现@作为检查密码的结尾字符，而最后的密码校验方式是自定义hash算法与预定的hash表比对

hash计算公式如下

for i in range(15):
    hash[i] = (((key[i+1]-32) << 7 + (k[i]-32)) ^ (i * 33) + magicsum) & 0xffff

magicsum = 3072 * len(key) + sum(key)

进行枚举倒推key[]，然后检查magicsum是否符合约定并打印

找到明文数据Av0cad0_Love_2018@flare-on.com，至此Flare-on5完成

程序带壳，上来pushad，esp定律，下esp写入断点F9

停在OEP 0x401000，dump源程序

拖入IDA

程序混淆了字符串和控制流结构

大致流程是分别putc：Password:

然后getc，一位一位校验

然后输出校验结果，一般password一位字符的校验程序如下，由于所有的字符处理都是线性处理，先设置输入password为’\x00’ * 40然后在关键的比较位置下bp取出jz的比较值

如比较值为0xc8，正确输入时应为0x00，则意味着该位password实际应该为(char) (0x00-0xc8)，即’8’

解出所有的password位：83cbeb65375d4a1263c2e28bc9cf4f8a8c8f834e