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
解密
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：
i=0，设置 $F'$ 的每个字节为随机字节。设置 $F'_n=i \oplus 0x01$ 。
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 $P_n = D_k(Y)_n \oplus F_n = i \oplus F_n$ 。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
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
绕过 proof of work
根据执行任意命令的方式获取加密后的 flag。
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。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\x102017 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
经过 proof of work
发送 “Welcome!!” 加密后的消息
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
任意执行给定命令
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
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。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
绕过 proof of work。
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。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。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。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。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。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。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
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
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