Padding Oracle Attack

介绍

Padding Oracle Attack 攻击一般需要满足以下几个条件

• 加密算法

  • 采用 PKCS5 Padding 的加密算法。 当然，非对称加密中 OAEP 的填充方式也有可能会受到影响。

  • 分组模式为 CBC 模式。

• 攻击者能力

  • 攻击者可以拦截上述加密算法加密的消息。

  • 攻击者可以和 padding oracle（即服务器） 进行交互：客户端向服务器端发送密文，服务器端会以某种返回信息告知客户端 padding 是否正常。

Padding Oracle Attack 攻击可以达到的效果如下

• 在不清楚 key 和 IV 的前提下解密任意给定的密文。

原理

Padding Oracle Attack 攻击的基本原理如下

• 对于很长的消息一块一块解密。

• 对于每一块消息，先解密消息的最后一个字节，然后解密倒数第二个字节，依次类推。

这里我们回顾一下 CBC 的

• 加密

$$C_i=E_K(P_i \oplus C_{i-1})\\ C_0=IV$$

• 解密

$$P_{i}=D_{K}(C_{i})\oplus C_{i-1}\\ C_{0}=IV$$

我们主要关注于解密，这里我们并不知道 IV 和 key。这里我们假设密文块的长度为 n 个字节。

假设我们截获了密文最后两个密文块 $F$ 与 $Y$ ，以获取密文块 $Y$ 的对应明文的最后一个字节为例子进行分析。为了获取 $Y$ 解密后的内容，我们首先需要伪造一块密文块 $F'$ 以便于可以修改 $Y$ 对应解密明文的最后一个字节。这是因为若我们构造密文 F'|Y ，那么解密 $Y$ 时具体为 $P'=D_K(Y)\oplus F'$ ，所以修改密文块 $F'$ 的最后一个字节 $F'_{n}$ 可以修改 Y 对应解密明文 $P'$ 的最后一个字节 $P'_n$ ，进而反推出原先的明文 $P$ 的最后一个字节。下面给出获取 $P$ 最后一个字节的过程：

1. i=0，设置 $F'$ 的每个字节为随机字节。

2. 设置 $F'_n=i \oplus 0x01$ 。

3. 将 F'|Y 发送给服务器，如果服务器端没有报错，那有很大概率 $P'$ 的最后一个字节是 0x01。否则，只有 $P'$ 的最后 $P'_n \oplus i \oplus 0x01$ 字节都是 $P'_n \oplus i \oplus 0x01$ 才不会报错。而且，需要注意的是 padding 的字节只能是 1 到 n。 因此，若想要使得在 F' 随机地情况下，并且满足 padding 字节大小的约束情况下还不报错概率很小。所以在服务器端不报错的情况下，我们可以认为我们确实获取了正确的字节。这时可知 $D_k(Y)$ 的最后一个字节 $D_k(Y)_n$ 为 $P'_n \oplus F'_n = 0x01 \oplus i \oplus 0x01 = i$ ，即可知道原先的明文 $P$ 的最后一个字节 $P_n = D_k(Y)_n \oplus F_n = i \oplus F_n$ 。

4. 在出现错误的情况下，i=i+1，跳转到 2.。

当获取了 $P$ 的最后一个字节后，我们可以继续获取 $P$ 的倒数第二个字节，此时需要设置 $F'_n=D_k(Y)n\oplus 0x02$ ，同时设置 $F{n-1}=i \oplus 0x02$ 去枚举 i。以此类推，我们可以获取 Y 所对应的明文 $P$ 的所有字节。

所以，综上所示，Padding Oracle Attack 其实在一定程度上是一种具有很大概率成功的攻击方法。

然而，需要注意的是，往往遇到的一些现实问题并不是标准的 Padding Oracle Attack 模式，我们往往需要进行一些变形。

2017 HITCON Secret Server

分析

程序中采用的加密是 AES CBC，其中采用的 padding 与 PKCS5 类似

def pad(msg):
    pad_length = 16-len(msg)%16
    return msg+chr(pad_length)*pad_length

def unpad(msg):
    return msg[:-ord(msg[-1])]

但是，在每次 unpad 时并没有进行检测，而是直接进行 unpad。

其中，需要注意的是，每次和用户交互的函数是

• send_msg ，接受用户的明文，使用固定的 2jpmLoSsOlQrqyqE 作为 IV，进行加密，并将加密结果输出。

• recv_msg ，接受用户的 IV 和密文，对密文进行解密，并返回。根据返回的结果会有不同的操作

            msg = recv_msg().strip()
            if msg.startswith('exit-here'):
                exit(0)
            elif msg.startswith('get-flag'):
                send_msg(flag)
            elif msg.startswith('get-md5'):
                send_msg(MD5.new(msg[7:]).digest())
            elif msg.startswith('get-time'):
                send_msg(str(time.time()))
            elif msg.startswith('get-sha1'):
                send_msg(SHA.new(msg[8:]).digest())
            elif msg.startswith('get-sha256'):
                send_msg(SHA256.new(msg[10:]).digest())
            elif msg.startswith('get-hmac'):
                send_msg(HMAC.new(msg[8:]).digest())
            else:
                send_msg('command not found')

主要漏洞

这里我们再简单总结一下我们已有的部分

• 加密

  • 加密时的 IV 是固定的而且已知。

  • 'Welcome!!' 加密后的结果。

• 解密

  • 我们可以控制 IV。

首先，既然我们知道 Welcome!! 加密后的结果，还可以控制 recv_msg 中的 IV，那么根据解密过程

$$P_{i}=D_{K}(C_{i})\oplus C_{i-1}\\ C_{0}=IV$$

如果我们将 Welcome!! 加密后的结果输入给 recv_msg，那么直接解密后的结果便是 （Welcome!!+'\x07'*7) xor iv，如果我们恰当的控制解密过程中传递的 iv，那么我们就可以控制解密后的结果。也就是说我们可以执行上述所说的任意命令。从而，我们也就可以知道 flag 解密后的结果。

其次，在上面的基础之上，如果我们在任何密文 C 后面添加自定义的 IV 和 Welcome 加密后的结果，作为输入传递给 recv_msg，那么我们便可以控制解密之后的消息的最后一个字节，那么由于 unpad 操作，我们便可以控制解密后的消息的长度减小 0 到 255。

利用思路

基本利用思路如下

1. 绕过 proof of work

2. 根据执行任意命令的方式获取加密后的 flag。

3. 由于 flag 的开头是 hitcon{，一共有7个字节，所以我们任然可以通过控制 iv 来使得解密后的前 7 个字节为指定字节。这使得我们可以对于解密后的消息执行 get-md5 命令。而根据 unpad 操作，我们可以控制解密后的消息恰好在消息的第几个字节处。所以我们可以开始时将控制解密后的消息为 hitcon{x，即只保留hitcon{ 后的一个字节。这样便可以获得带一个字节哈希后的加密结果。类似地，我们也可以获得带制定个字节哈希后的加密结果。

4. 这样的话，我们可以在本地逐字节爆破，计算对应 md5，然后再次利用任意命令执行的方式，控制解密后的明文为任意指定命令，如果控制不成功，那说明该字节不对，需要再次爆破；如果正确，那么就可以直接执行对应的命令。

具体代码如下

#coding=utf-8
from pwn import *
import base64, time, random, string
from Crypto.Cipher import AES
from Crypto.Hash import SHA256, MD5
#context.log_level = 'debug'
if args['REMOTE']:
    p = remote('52.193.157.19', 9999)
else:
    p = remote('127.0.0.1', 7777)


def strxor(str1, str2):
    return ''.join([chr(ord(c1) ^ ord(c2)) for c1, c2 in zip(str1, str2)])


def pad(msg):
    pad_length = 16 - len(msg) % 16
    return msg + chr(pad_length) * pad_length


def unpad(msg):
    return msg[:-ord(msg[-1])]  # 去掉pad


def flipplain(oldplain, newplain, iv):
    """flip oldplain to new plain, return proper iv"""
    return strxor(strxor(oldplain, newplain), iv)


def bypassproof():
    p.recvuntil('SHA256(XXXX+')
    lastdata = p.recvuntil(')', drop=True)
    p.recvuntil(' == ')
    digest = p.recvuntil('\nGive me XXXX:', drop=True)

    def proof(s):
        return SHA256.new(s + lastdata).hexdigest() == digest

    data = pwnlib.util.iters.mbruteforce(
        proof, string.ascii_letters + string.digits, 4, method='fixed')
    p.sendline(data)
    p.recvuntil('Done!\n')


iv_encrypt = '2jpmLoSsOlQrqyqE'


def getmd5enc(i, cipher_flag, cipher_welcome):
    """return encrypt( md5( flag[7:7+i] ) )"""
    ## keep iv[7:] do not change, so decrypt won't change
    new_iv = flipplain("hitcon{".ljust(16, '\x00'), "get-md5".ljust(
        16, '\x00'), iv_encrypt)
    payload = new_iv + cipher_flag
    ## calculate the proper last byte number
    last_byte_iv = flipplain(
        pad("Welcome!!"),
        "a" * 15 + chr(len(cipher_flag) + 16 + 16 - (7 + i + 1)), iv_encrypt)
    payload += last_byte_iv + cipher_welcome
    p.sendline(base64.b64encode(payload))
    return p.recvuntil("\n", drop=True)


def main():
    bypassproof()

    # result of encrypted Welcome!!
    cipher = p.recvuntil('\n', drop=True)
    cipher_welcome = base64.b64decode(cipher)[16:]
    log.info("cipher welcome is : " + cipher_welcome)

    # execute get-flag
    get_flag_iv = flipplain(pad("Welcome!!"), pad("get-flag"), iv_encrypt)
    payload = base64.b64encode(get_flag_iv + cipher_welcome)
    p.sendline(payload)
    cipher = p.recvuntil('\n', drop=True)
    cipher_flag = base64.b64decode(cipher)[16:]
    flaglen = len(cipher_flag)
    log.info("cipher flag is : " + cipher_flag)

    # get command not found cipher
    p.sendline(base64.b64encode(iv_encrypt + cipher_welcome))
    cipher_notfound = p.recvuntil('\n', drop=True)

    flag = ""
    # brute force for every byte of flag
    for i in range(flaglen - 7):
        md5_indexi = getmd5enc(i, cipher_flag, cipher_welcome)
        md5_indexi = base64.b64decode(md5_indexi)[16:]
        log.info("get encrypt(md5(flag[7:7+i])): " + md5_indexi)
        for guess in range(256):
            # locally compute md5 hash
            guess_md5 = MD5.new(flag + chr(guess)).digest()
            # try to null out the md5 plaintext and execute a command
            payload = flipplain(guess_md5, 'get-time'.ljust(16, '\x01'),
                                iv_encrypt)
            payload += md5_indexi
            p.sendline(base64.b64encode(payload))
            res = p.recvuntil("\n", drop=True)
            # if we receive the block for 'command not found', the hash was wrong
            if res == cipher_notfound:
                print 'Guess {} is wrong.'.format(guess)
            # otherwise we correctly guessed the hash and the command was executed
            else:
                print 'Found!'
                flag += chr(guess)
                print 'Flag so far:', flag
                break


if __name__ == "__main__":
    main()

最后结果如下

Flag so far: Paddin9_15_ve3y_h4rd__!!}\x10\x10\x10\x10\x10\x10\x10\x10\x10\x10\x10\x10\x10\x10\x10\x10

2017 HITCON Secret Server Revenge

描述

The password of zip is the flag of "Secret Server"

分析

这个程序时接着上面的程序继续搞的，不过这次进行的简单的修改

• 加密算法的 iv 未知，不过可以根据 Welcome 加密后的消息推算出来。

• 程序多了一个 56 字节的 token。

• 程序最多能进行 340 操作，因此上述的爆破自然不可行

程序的大概流程如下

1. 经过 proof of work

2. 发送 “Welcome!!” 加密后的消息

3. 在 340 次操作中，需要猜中 token 的值，然后会自动将 flag 输出。

漏洞

当然，在上个题目中存在的漏洞，在这个题目中仍然存在，即

1. 任意执行给定命令

2. 长度截断

利用思路

由于 340 的次数限制，虽然我们仍然可以获得 md5(token[:i]) 加密后的值（**这里需要注意的是这部分加密后恰好是 32 个字节，前 16 个字节是 md5 后加密的值，后面的 16 个字节完全是填充的加密后的字节。**这里md5(token[:i]) 特指前16个字节。）。但是，我们不能再次为了获得一个字符去爆破 256 次了。

既然不能够爆破，那么我们有没有可能一次获取一个字节的大小呢？这里，我们再来梳理一下该程序可能可以泄漏的信息

1. 某些消息的 md5 值加密后的值，这里我们可以获取 md5(token[:i]) 加密后的值。

2. unpad 每次会对解密后的消息进行 unpad，这个字节是根据解密后的消息的最后一个字节来决定的。如果我们可以计算出这个字节的大小，那么我们就可能可以知道一个字节的值。

这里我们深入分析一下 unpad 的信息泄漏。如果我们将加密 IV 和 encrypt(md5(token[:i])) 放在某个密文 C 的后面，构成 C|IV|encrypt(md5(token[:i]))，那么解密出来的消息的最后一个明文块就是 md5(token[:i])。进而，在 unpad 的时候就是利用 md5(token[:i]) 的最后一个字节（ 0-255）进行 unpad，之后对 unpad 后的字符串执行指定的命令（比如md5）。那么，如果我们事先构造一些消息哈希后加密的样本，然后将上述执行后的结果与样本比较，如果相同，那么我们基本可以确定 md5(token[:i]) 的最后一个字节。然而，如果 md5(token[:i]) 的最后一个字节小于16，那么在 unpad 时就会利用一些 md5 中的值，而这部分值，由于对于不同长度的 token[:i] 几乎都不会相同。所以可能需要特殊处理。

我们已经知道了这个问题的关键，即生成与 unpad 字节大小对应的加密结果样本，以便于查表。

具体利用思路如下

1. 绕过 proof of work。

2. 获取 token 加密后的结果 token_enc ，这里会在 token 前面添加 7 个字节 "token: " 。 因此加密后的长度为 64。

3. 依次获取 encrypt(md5(token[:i])) 的结果，一共是 57 个，包括最后一个 token 的 padding。

4. 构造与 unpad 大小对应的样本。这里我们构造密文 token_enc|padding|IV_indexi|welcome_enc。由于 IV_indexi 是为了修改最后一个明文块的最后一个字节，所以该字节处于变化之中。我们若想获取一些固定字节的哈希值，这部分自然不能添加。因此这里产生样本时 unpad 的大小范围为 17 ~ 255。如果最后测试时 md5(token[:i]) 的最后一个字节小于17的话，基本就会出现一些未知的样本。很自然的一个想法是我们直接获取 255-17+1个这么多个样本，然而，如果这样做的话，根据上面 340 的次数（255-17+1+57+56>340）限制，我们显然不能获取到 token 的所有字节。所以这里我们需要想办法复用一些内容，这里我们选择复用 encrypt(md5(token[:i])) 的结果。那么我们在补充 padding 时需要确保一方面次数够用，另一方面可以复用之前的结果。这里我们设置 unpad 的循环为 17 到 208，并使得 unpad 大于 208 时恰好 unpad 到我们可以复用的地方。这里需要注意的是，当 md5(token[:i]) 的最后一个字节为 0 时，会将所有解密后的明文 unpad 掉，因此会出现 command not found 的密文。

5. 再次构造密文 token_enc|padding|IV|encrypt(md5(token[:i])) ，那么，解密时即使用 md5(token[:i]) 的最后一个字节进行 unpad。如果这个字节不小于17或者为0，则可以处理。如果这个字节小于17，那么显然，最后返回给用户的 md5 的结果并不在样本范围内，那么我们修改其最后一个字节的最高比特位，使其 unpad 后可以落在样本范围内。这样，我们就可以猜出 md5(token[:i]) 的最后一个字节。

6. 在猜出 md5(token[:i]) 的最后一个字节后，我们可以在本地暴力破解 256 次，找出所有哈希值末尾为 md5(token[:i]) 的最后一个字节的字符。

7. 但是，在第六步中，对于一个 md5(token[:i]) 可能会找出多个备选字符，因为我们只需要使得其末尾字节是给定字节即可。

8. 那么，问题来了，如何删除一些多余的备选字符串呢？这里我就选择了一个小 trick，即在逐字节枚举时，同时枚举出 token 的 padding。由于 padding 是 0x01 是固定的，所以我们只需要过滤出所有结尾不是 0x01 的token 即可。

这里，在测试时，将代码中 sleep 注释掉了。以便于加快交互速度。利用代码如下

from pwn import *
import base64, time, random, string
from Crypto.Cipher import AES
from Crypto.Hash import SHA256, MD5
#context.log_level = 'debug'

p = remote('127.0.0.1', 7777)


def strxor(str1, str2):
    return ''.join([chr(ord(c1) ^ ord(c2)) for c1, c2 in zip(str1, str2)])


def pad(msg):
    pad_length = 16 - len(msg) % 16
    return msg + chr(pad_length) * pad_length


def unpad(msg):
    return msg[:-ord(msg[-1])]  # remove pad


def flipplain(oldplain, newplain, iv):
    """flip oldplain to new plain, return proper iv"""
    return strxor(strxor(oldplain, newplain), iv)


def bypassproof():
    p.recvuntil('SHA256(XXXX+')
    lastdata = p.recvuntil(')', drop=True)
    p.recvuntil(' == ')
    digest = p.recvuntil('\nGive me XXXX:', drop=True)

    def proof(s):
        return SHA256.new(s + lastdata).hexdigest() == digest

    data = pwnlib.util.iters.mbruteforce(
        proof, string.ascii_letters + string.digits, 4, method='fixed')
    p.sendline(data)


def sendmsg(iv, cipher):
    payload = iv + cipher
    payload = base64.b64encode(payload)
    p.sendline(payload)


def recvmsg():
    data = p.recvuntil("\n", drop=True)
    data = base64.b64decode(data)
    return data[:16], data[16:]


def getmd5enc(i, cipher_token, cipher_welcome, iv):
    """return encrypt( md5( token[:i+1] ) )"""
    ## keep iv[7:] do not change, so decrypt msg[7:] won't change
    get_md5_iv = flipplain("token: ".ljust(16, '\x00'), "get-md5".ljust(
        16, '\x00'), iv)
    payload = cipher_token
    ## calculate the proper last byte number
    last_byte_iv = flipplain(
        pad("Welcome!!"),
        "a" * 15 + chr(len(cipher_token) + 16 + 16 - (7 + i + 1)), iv)
    payload += last_byte_iv + cipher_welcome
    sendmsg(get_md5_iv, payload)
    return recvmsg()


def get_md5_token_indexi(iv_encrypt, cipher_welcome, cipher_token):
    md5_token_idxi = []
    for i in range(len(cipher_token) - 7):
        log.info("idx i: {}".format(i))
        _, md5_indexi = getmd5enc(i, cipher_token, cipher_welcome, iv_encrypt)
        assert (len(md5_indexi) == 32)
        # remove the last 16 byte for padding
        md5_token_idxi.append(md5_indexi[:16])
    return md5_token_idxi


def doin(unpadcipher, md5map, candidates, flag):
    if unpadcipher in md5map:
        lastbyte = md5map[unpadcipher]
    else:
        lastbyte = 0
    if flag == 0:
        lastbyte ^= 0x80
    newcandidates = []
    for x in candidates:
        for c in range(256):
            if MD5.new(x + chr(c)).digest()[-1] == chr(lastbyte):
                newcandidates.append(x + chr(c))
    candidates = newcandidates
    print candidates
    return candidates


def main():
    bypassproof()

    # result of encrypted Welcome!!
    iv_encrypt, cipher_welcome = recvmsg()
    log.info("cipher welcome is : " + cipher_welcome)

    # execute get-token
    get_token_iv = flipplain(pad("Welcome!!"), pad("get-token"), iv_encrypt)
    sendmsg(get_token_iv, cipher_welcome)
    _, cipher_token = recvmsg()
    token_len = len(cipher_token)
    log.info("cipher token is : " + cipher_token)

    # get command not found cipher
    sendmsg(iv_encrypt, cipher_welcome)
    _, cipher_notfound = recvmsg()

    # get encrypted(token[:i+1]),57 times
    md5_token_idx_list = get_md5_token_indexi(iv_encrypt, cipher_welcome,
                                              cipher_token)
    # get md5map for each unpadsize, 209-17 times
    # when upadsize>208, it will unpad ciphertoken
    # then we can reuse
    md5map = dict()
    for unpadsize in range(17, 209):
        log.info("get unpad size {} cipher".format(unpadsize))
        get_md5_iv = flipplain("token: ".ljust(16, '\x00'), "get-md5".ljust(
            16, '\x00'), iv_encrypt)
        ## padding 16*11 bytes
        padding = 16 * 11 * "a"
        ## calculate the proper last byte number, only change the last byte
        ## set last_byte_iv = iv_encrypted[:15] | proper byte
        last_byte_iv = flipplain(
            pad("Welcome!!"),
            pad("Welcome!!")[:15] + chr(unpadsize), iv_encrypt)
        cipher = cipher_token + padding + last_byte_iv + cipher_welcome
        sendmsg(get_md5_iv, cipher)
        _, unpadcipher = recvmsg()
        md5map[unpadcipher] = unpadsize

    # reuse encrypted(token[:i+1])
    for i in range(209, 256):
        target = md5_token_idx_list[56 - (i - 209)]
        md5map[target] = i

    candidates = [""]
    # get the byte token[i], only 56 byte
    for i in range(token_len - 7):
        log.info("get token[{}]".format(i))
        get_md5_iv = flipplain("token: ".ljust(16, '\x00'), "get-md5".ljust(
            16, '\x00'), iv_encrypt)
        ## padding 16*11 bytes
        padding = 16 * 11 * "a"
        cipher = cipher_token + padding + iv_encrypt + md5_token_idx_list[i]
        sendmsg(get_md5_iv, cipher)
        _, unpadcipher = recvmsg()
        # already in or md5[token[:i]][-1]='\x00'
        if unpadcipher in md5map or unpadcipher == cipher_notfound:
            candidates = doin(unpadcipher, md5map, candidates, 1)
        else:
            log.info("unpad size 1-16")
            # flip most significant bit of last byte to move it in a good range
            cipher = cipher[:-17] + strxor(cipher[-17], '\x80') + cipher[-16:]
            sendmsg(get_md5_iv, cipher)
            _, unpadcipher = recvmsg()
            if unpadcipher in md5map or unpadcipher == cipher_notfound:
                candidates = doin(unpadcipher, md5map, candidates, 0)
            else:
                log.info('oh my god,,,, it must be in...')
                exit()
    print len(candidates)
    # padding 0x01
    candidates = filter(lambda x: x[-1] == chr(0x01), candidates)
    # only 56 bytes
    candidates = [x[:-1] for x in candidates]
    print len(candidates)
    assert (len(candidates[0]) == 56)

    # check-token
    check_token_iv = flipplain(
        pad("Welcome!!"), pad("check-token"), iv_encrypt)
    sendmsg(check_token_iv, cipher_welcome)
    p.recvuntil("Give me the token!\n")
    p.sendline(base64.b64encode(candidates[0]))
    print p.recv()

    p.interactive()


if __name__ == "__main__":
    main()

效果如下

...
79
1
hitcon{uNp@d_M3th0D_i5_am4Z1n9!}

Teaser Dragon CTF 2018 AES-128-TSB

这个题目还是蛮有意思的，题目描述如下

Haven't you ever thought that GCM mode is overcomplicated and there must be a simpler way to achieve Authenticated Encryption? Here it is!

Server: aes-128-tsb.hackable.software 1337

server.py

附件以及最后的 exp 自行到 ctf-challenge 仓库下寻找。

题目的基本流程为

• 不断接收 a 和 b 两个字符串，其中 a 为明文，b 为密文，注意

  • b 在解密后需要满足尾部恰好等于 iv。

• 如果 a 和 b 相等，那么根据

  • a 为 gimme_flag ，输出加密后的 flag。

  • 否则，输出一串随机加密的字符串。

• 否则输出一串明文的字符串。

此外，我们还可以发现题目中的 unpad 存在问题，可以截断指定长度。

def unpad(msg):
    if not msg:
        return ''
    return msg[:-ord(msg[-1])]

一开始，很直接的思路是 a 和 b 的长度都输入 0 ，那么可以直接绕过 a==b 检查，获取一串随机密文加密的字符串。然而似乎并没有什么作用，我们来分析一下加密的流程

def tsb_encrypt(aes, msg):
    msg = pad(msg)
    iv = get_random_bytes(16)
    prev_pt = iv
    prev_ct = iv
    ct = ''
    for block in split_by(msg, 16) + [iv]:
        ct_block = xor(block, prev_pt)
        ct_block = aes.encrypt(ct_block)
        ct_block = xor(ct_block, prev_ct)
        ct += ct_block
        prev_pt = block
        prev_ct = ct_block
    return iv + ct

不妨假设 $P_0=iv,C_0=iv$，则

$C_i=C_{i-1}\oplus E(P_{i-1} \oplus P_i)$

那么，假设消息长度为 16，与我们想要得到的gimme_flag padding 后长度类似，则

$C_1=IV\oplus E( IV \oplus P_1)$

$C_2=C_1 \oplus E(P_1 \oplus IV)$

可以很容易的发现 $C_2=IV$。

（盗图，下面的图片更加清晰

反过来想，如果我们向服务器发送 iv+c+iv，那么总能绕过 tsb_decrypt 的 mac 检查

def tsb_decrypt(aes, msg):
    iv, msg = msg[:16], msg[16:]
    prev_pt = iv
    prev_ct = iv
    pt = ''
    for block in split_by(msg, 16):
        pt_block = xor(block, prev_ct)
        pt_block = aes.decrypt(pt_block)
        pt_block = xor(pt_block, prev_pt)
        pt += pt_block
        prev_pt = pt_block
        prev_ct = block
    pt, mac = pt[:-16], pt[-16:]
    if mac != iv:
        raise CryptoError()
    return unpad(pt)

那么此时，服务器解密后的消息则是

$unpad(IV \oplus D(C_1 \oplus IV))$

获取明文最后一个字节

我们可以考虑控制 D 解密的消息为常数值，比如全零，即C1=IV，那么我们就可以从 0 到 255 枚举 IV 的最后一个字节，得到 $IV \oplus D(C_1 \oplus IV)$ 的最后一个字节也是 0255。而只有是 115 的时候，unpad 操作过后，消息长度不为 0。因此，我们可以在枚举时统计究竟哪些数字导致了长度不为零，并标记为 1，其余标记为 0。

def getlast_byte(iv, block):
    iv_pre = iv[:15]
    iv_last = ord(iv[-1])
    tmp = []
    print('get last byte')
    for i in range(256):
        send_data('')
        iv = iv_pre + chr(i)
        tmpblock = block[:15] + chr(i ^ ord(block[-1]) ^ iv_last)
        payload = iv + tmpblock + iv
        send_data(payload)
        length, data = recv_data()
        if 'Looks' in data:
            tmp.append(1)
        else:
            tmp.append(0)
    last_bytes = []
    for i in range(256):
        if tmp == xor_byte_map[i][0]:
            last_bytes.append(xor_byte_map[i][1])
    print('possible last byte is ' + str(last_bytes))
    return last_bytes

此外，我们可以在最初的时候打表获取最后一个字节所有的可能情况，记录在 xor_byte_map 中。

"""
every item is a pair [a,b]
a is the xor list
b is the idx which is zero when xored
"""
xor_byte_map = []
for i in range(256):
    a = []
    b = 0
    for j in range(256):
        tmp = i ^ j
        if tmp > 0 and tmp <= 15:
            a.append(1)
        else:
            a.append(0)
        if tmp == 0:
            b = j
    xor_byte_map.append([a, b])

通过与这个表进行对比，我们就可以知道最后一个字节可能的情况。

解密任意加密块

在获取了明文最后一个字节后，我们就可以利用 unpad 的漏洞，从长度 1 枚举到长度 15 来获得对应的明文内容。

def dec_block(iv, block):
    last_bytes = getlast_byte(iv, block)

    iv_pre = iv[:15]
    iv_last = ord(iv[-1])
    print('try to get plain')
    plain0 = ''
    for last_byte in last_bytes:
        plain0 = ''
        for i in range(15):
            print 'idx:', i
            tag = False
            for j in range(256):
                send_data(plain0 + chr(j))
                pad_size = 15 - i
                iv = iv_pre + chr(pad_size ^ last_byte)
                tmpblock = block[:15] + chr(
                    pad_size ^ last_byte ^ ord(block[-1]) ^ iv_last
                )
                payload = iv + tmpblock + iv
                send_data(payload)
                length, data = recv_data()
                if 'Looks' not in data:
                    # success
                    plain0 += chr(j)
                    tag = True
                    break
            if not tag:
                break
        # means the last byte is ok
        if plain0 != '':
            break
    plain0 += chr(iv_last ^ last_byte)
    return plain0

解密出指定明文

这一点比较简单，我们希望利用这一点来获取 gimme_flag 的密文

    print('get the cipher of flag')
    gemmi_iv1 = xor(pad('gimme_flag'), plain0)
    gemmi_c1 = xor(gemmi_iv1, cipher0)
    payload = gemmi_iv1 + gemmi_c1 + gemmi_iv1
    send_data('gimme_flag')
    send_data(payload)
    flag_len, flag_cipher = recv_data()

其中 plain0 和 cipher0 是我们获取的 AES 加密的明密文对，不包括之前和之后的两个异或。

解密 flag

这一点，其实就是利用解密任意加密块的功能实现的，如下

    print('the flag cipher is ' + flag_cipher.encode('hex'))
    flag_cipher = split_by(flag_cipher, 16)

    print('decrypt the blocks one by one')
    plain = ''
    for i in range(len(flag_cipher) - 1):
        print('block: ' + str(i))
        if i == 0:
            plain += dec_block(flag_cipher[i], flag_cipher[i + 1])
        else:
            iv = plain[-16:]
            cipher = xor(xor(iv, flag_cipher[i + 1]), flag_cipher[i])
            plain += dec_block(iv, cipher)
            pass
        print('now plain: ' + plain)
    print plain

可以思考一下为什么第二块之后的密文操作会有所不同。

完整的代码参考 ctf-challenge 仓库。

参考资料

• 分组加密模式

• https://en.wikipedia.org/wiki/Padding_oracle_attack

• http://netifera.com/research/poet/PaddingOraclesEverywhereEkoparty2010.pdf

• https://ctftime.org/writeup/7975

• https://ctftime.org/writeup/7974