题目描述

（1）在intel CPU/64位Windows10系统上运行sys，成功加载驱动（0.5分）

（2）能在双机环境运行驱动并调试（1分）

（3）优化驱动中的耗时算法，并给出demo能快速计算得出正确的key（1分）

（4）分析并给出flag的计算执行流程（1.5分），能准确说明其串联逻辑（0.5分）

（5）正确解出flag（1分）

（6）该题目使用了一种外挂常用的隐藏手段，请给出多种检测方法，要求demo程序能在题目驱动运行的环境下进行精确检测，方法越多分数越高（3分）

（7）文档编写，详细描述解题过程，详述提供的解题程序的演示方法。做到清晰易懂，操作可以复现结果；编码工整风格优雅、注释详尽（1.5分）

加载驱动

驱动带反调，且目测有 VMP 壳，于是选择 dump+Fix，由于驱动带反调，会蓝屏，于是 hook 蓝屏代码，选择该时机去 dump 内存，找到 Entry。

随后跟进，遇到一些立即数的赋值，且有函数加密，直接选择模拟执行。

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import idaapi import idc from unicorn import * from unicorn.x86_const import * import ida_name import mmap import sys import idautils import struct base_addr = idaapi.get_imagebase() fix_function_start=0xFFFFF806FF8D9F0C fix_function_end=0xFFFFF806FF8DA05F PAGE_SIZE=0x1000 RSP=0xdead0000 RBP=0xdead0000 map_addr=idaapi.get_imagebase() offset=base_addr-map_addr def hook_mem_unmapped(uc, access, address, size, value, user_data):     aligned_addr = address&0xFFFFFFFFFFFFF000     try:         uc.mem_map(aligned_addr, PAGE_SIZE)         data=idaapi.get_bytes(aligned_addr,PAGE_SIZE)         uc.mem_write(aligned_addr,data)         return True  # 表示错误已处理，继续执行     except Exception as e:         print(f"[-] 动态映射内存页失败: {e}")         return False    instr_count = 0 cnt=0 def hook_code(uc, address, size, user_data):     global instr_count,cnt     instr_count += 1     rax=uc.reg_read(UC_X86_REG_RAX)     rcx=uc.reg_read(UC_X86_REG_RCX)     rdx=uc.reg_read(UC_X86_REG_RDX)     r8=uc.reg_read(UC_X86_REG_R8)     r9=uc.reg_read(UC_X86_REG_R9)     r10=uc.reg_read(UC_X86_REG_R10)     rbp=uc.reg_read(UC_X86_REG_RBP)     rsp=uc.reg_read(UC_X86_REG_RSP)     rip=uc.reg_read(UC_X86_REG_RIP)     if rip==0xFFFFF806FF8DA05C:         st=b''         offset=0xE0         while True:             if uc.mem_read(rsp+offset,2)==b'\x00\x00':                 break             st+=uc.mem_read(rsp+offset,1)             offset+=2         print(st)         #print(uc.mem_read(rsp+offset))       mu = Uc(UC_ARCH_X86, UC_MODE_64) mu.reg_write(UC_X86_REG_RIP, fix_function_start)  # 设置执行起始地址 mu.reg_write(UC_X86_REG_R13, 0xFF) mu.reg_write(UC_X86_REG_RSP, RSP) mu.reg_write(UC_X86_REG_RBP, RBP) mu.mem_map(RSP-PAGE_SIZE,PAGE_SIZE*2) mu.hook_add(UC_HOOK_MEM_FETCH_UNMAPPED, hook_mem_unmapped) mu.hook_add(UC_HOOK_MEM_READ_UNMAPPED, hook_mem_unmapped) mu.hook_add(UC_HOOK_MEM_WRITE_UNMAPPED, hook_mem_unmapped) mu.hook_add(UC_HOOK_CODE, hook_code) instr_count=0 print(hex(mu.reg_read(UC_X86_REG_RIP))) try:     mu.emu_start(fix_function_start,fix_function_end) except UcError as e:     print(e)     pass

最后得到一个注册表字符串 \\Machine\\System\\CurrentControlSet\\Services\\ACEDriver\\2025ACECTF

正常直接加载驱动会返回 31 错误，猜测判定了注册表的某些东西，继续往下模拟可得一个字符串 Key。

模拟执行可以尽量挑不依赖外部函数，且立即数比较多的片段，这样可以省略计算的过程。

下面也可以模拟，但是根据题目描述也能猜个大概，有一个 Key，有一个 Flag。再结合该函数的定义和调用

不难得到 Key 应该是一个 __int64 的值，Flag 是一个字符串，保存到全局变量当中，创建对应的注册表项，成功加载驱动。

调试驱动

前面说过，有反调试，观察导入表遍历了 NtQuerySystemInformation，于是想到可能是检测到了 kdcom.dll 模块（因为之前有游戏做过类似的检测），那么直接 hook 把 kdcom.dll 改名。

因为保护了 IAT，因此不能使用常规的 IAT hook，还是选择使用 inline hook。

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NTSTATUS gh_NtQuerySystemInformation(...) {     unhook();     auto ret = ((NtQuerySystemInformation_t)(TargetFunction))(...);     if (SystemInformationLength&& SystemInformationClass== SystemModuleInformation) {         PSYSTEM_MODULE_INFORMATION pModInfo = (PSYSTEM_MODULE_INFORMATION)SystemInformation;         for (int i = 0; i < pModInfo->ModulesCount; i++) {             PSYSTEM_MODULE_INFORMATION_ENTRY pEntry = &pModInfo->Modules[i];             if (strcmp(pEntry->Name + pEntry->NameOffset, "kdcom.dll")) {                 (pEntry->Name + pEntry->NameOffset)[0] = 'x';             }         }     }     rehook();     return ret; }

绕过之后加载驱动不会蓝屏，但是会出现另一个错误。

随后查看 DbgView 发现似乎是 vmp 自带的，手上有 3.8 版本，尝试编译放进去加载，果然如此，一摸一样的错误代码。

Key算法分析

这个可以通过字符串定位，也可以由上面注册表继续往后分析得到。

当输入的 Key 为 0 时，尝试使用算法生成。通过分析该函数，结合一些一些字符串可知，该算法自己实现了一个双端队列（deque），但是实际使用的时候是把它当成栈来用了，实现了一个深度优先搜索算法。

第一步恢复 deque 结构体，第一个 8 字节是一个指向自身的指针，但是似乎没有用过，正常来说应该是虚表。双向队列会有全队列大小（队列最多容纳的元素个数），头指针还有尾指针，而通常情况下，后两者可以使用头指针 + 有效元素个数来实现，因此最后得到以下定义：

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struct deque {     void *vtable;     data **map;     __int64 MAX_SIZE;     __int64 begin_idx;     __int64 size; }; struct data {     int x1;     int y1;     _QWORD data2;     _QWORD data3;     int x4;     int y4; };

应用到 IDA 之后，配合注释，算法一目了然。

深入阅读它实现 deque 的源码其实可以明白，第一，它的 MAX_SIZE 一定是 2 的整数幂，并且它是环形队列。第二，在取模的时候更加高效（即 &(MAX_SIZE-1)）。

循环开头压入了 (44,22) 元素。

每次循环开始，取得尾部的元素，判断 x1 是否为 0，或者说 x==y，如果是则删除该元素。

否则尝试先往左走（即 x-1）并立刻将往左走的点压入栈中重新循环，经典的 DFS。

往左走之后会将当前点标记为已经往左走过，这里 x4 的值有以下三种情况：

• 0：还没走过。
• 1：已经往左走过。
• 2：已经往左走过，且已经往左下走过。

当 x4==2 时，该点也会被删除，并将，结合图中的注释大概也能看懂这个算法了，这里画了一个图更好理解

从黑色格子出发，只能向左或者向左上（y轴往下的情况下）。红色格子不能继续走，价值为1，同样在 y 0层也有一行红色格子价值为 1，其余格子价值均为 x%5，最后应该是计算黑色格子到红色格子的所有不同的路径的价值之和。

优化可以使用记忆化搜索，或者直接使用动态规划，记忆化搜索简单无脑，三行搞定。

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#include<stdio.h> #include<string.h> int v[50][50]; long long f[50][50]; long long dfs(int x, int y) {     if (x == y || !y)return 1;     if (f[x][y] != -1)return f[x][y];     return f[x][y] = x%5+dfs(x-1,y)+dfs(x-1,y-1); }     int main() {     memset(f, -1, sizeof(f));     printf("%lld\n", dfs(44,22)); } //7039739125714

调试驱动（续）

结论

反调试检测：

• 题目检测 kdcom.dll 模块，检测到则直接 'ACE' 蓝屏。
• 题目有个线程一直在调用，KdDisableDebugger

绕过：

• 对于第一个检测，把蓝屏函数直接返回即可。
• 对于第二个检测，把该api直接返回即可。

分析过程

尝试 hook NtQuerySystemInformation，KeBugCheckEx，找到蓝屏的函数在 0x74F0，于是考虑在 hook NtQuerySystemInformation 的某个节点，把该函数 hook 直接返回，不会蓝屏，但是调试器被剥离。

调试发现是调用了 KdDisableDebugger 函数。

同样也是直接返回，操作完成后，可以发现驱动已经可以正常运行，且调试器正常工作。

这里代码实现仅仅变动了 hook 的 NtQuerySystemInformation 函数，因为有 vmp 壳，所以在加载的时候去 hook 是不明智的，直接在调用 NtQuerySystemInformation 的某一刻过掉即可。

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NTSTATUS gh_NtQuerySystemInformation(...) {     unhook();     //...     PVOID stack[MAX_BACKTRACE_DEPTH+1] = { 0 };     RtlWalkFrameChain(stack, MAX_BACKTRACE_DEPTH,0);     bool flag = 0;     static int cnt = 0;     for(int i = 0; i < MAX_BACKTRACE_DEPTH; i++) {         if(stack[i]>= Hooks::Base && stack[i] <= (PVOID)((UINT64)Hooks::Base + Hooks::Size)) {             flag = 1;             break;         }     }     if (flag) {         char code = 0xC3;         cnt += 1;         if (cnt == 3) {             DriverUtil::MDLWriteMemory((PVOID)((UINT64)Hooks::Base + 0x74f0), &code, 1);             DriverUtil::MDLWriteMemory((PVOID)(KdDisableDebugger), &code, 1);             return ret;         }     }     rehook();     return ret; }

因为壳似乎有 API 防 hook 的检测，如果不及时下掉钩子则会加载失败，因此选择在第三次调用之后下掉钩子并做反调试的相关 hook。

Flag逻辑分析

结论：

• 读取 flag 之后，先做一次单表映射的替换，这里是由 VT 实现的，hook点在（+0x95DF）
• 用输入的 key 对输入的 flag 进行异或加密。
• 开启 VT，使用 VT hook 过的 TEA 加密逻辑加密上一步得到的密文。
• 用VT hook rdmsr，使得 rdmsr(0xE8) 在 check 之前异或了一个密钥，这个密钥由输入的 flag 长度决定。

从后续的逻辑来看，生成的 key 就是 flag 做某种加密的密钥。

这里的 v10，经过动态调试，记录了最高有效位，例如我现在输入的 key=0x25312620c4fe，占用 6 字节，所以最高有效位为第五位（从零开始），如图所示

因此第一步就是实现一个简单的异或加密，根据密钥的长度而定。

紧随其后的是 TEA 加密，和初赛一样，每两个字符零扩展成 int 之后放入 TEA 加密。

乍一看这里居然用了 key 的地址进行运算，实则不需要被他吓到，这么玩确实会导致每次加密的结果不一样，但是不代表就不可逆（后来嘎嘎被打脸），逆了一下发现逆推到第一个式子的时候推不动了。

经过调试，发现是代码被 VT hook 了，联想到之前要求一定是 Intel CPU。

可以看到单步执行得到的指令结果不符合预期，题目在此处开启 VT 环境。

在 +0x5150 处的函数实现 hook 的分发。

计算正确的 Flag

答案：flag: flag{ACE_C0n9raTs0nPA55TheZ02S9AmeScTf#}

由于分发函数过于庞大，且 VT 的hook是无痕的，因此考虑能否使用加密的弱点去实现 flag 的解密，由于 TEA 加密的输入是被零扩展的，因此实际 8 字节的分组只有 2 字节是有效的。

可以计算两字节的所有组合，获得它的密文结果，实施这个方法之前，需要确定，相同的密文，相同的 key，得到的一定是相同的输出，断 TEA 加密的 call，选中 RCX 的内存，改成全 0，得到 A9 59 CF AB EB 9D A3 0A，多个位置尝试发现得到的始终是这个结果，因此判定该方法可行。

这里方法就多起来了，第一可以把注册表写满 0000-FFFF，然后指定 Key 为 0xFF，就可以 dump 得到一份表，或者可以直接写一个驱动去调用那个功能，这里我选择了后者。

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typedef VOID (*TEAEnc)(unsigned int*, unsigned int*); extern "C" NTSTATUS DriverEntry(     _In_ PDRIVER_OBJECT  DriverObject,     _In_ PUNICODE_STRING RegistryPath ) {     DriverObject->DriverUnload = DriverUnload;       TEAEnc teaEnc = (TEAEnc)0xFFFFF8032AC51560;     unsigned int key[4] = { 0x00000089, 0x000000FE, 0x00000076, 0x000000A0 };     unsigned int data[2] = { 0x00000000, 0x00000000 };     teaEnc((unsigned int*)data, (unsigned int*)key);     for(int i = 0; i < 8; i++) {         DBG_PRINT("data[%d]=%02x\n", i,((unsigned char*)data)[i]);     }     return STATUS_SUCCESS; }

观察 windbg 的输出，得到了正确的运行结果：

理论可行，那就直接 for 爆一遍，然后存到内存里面，最后 windbg 直接 dump 出来。

但是发现直接 dump 无法直接查找得到，经检查，原来是 rdmsr 被 VT hook，做了一次异或加密，并且根据长度生成异或的密钥，很简单，直接把内存都置 0 就能直接拿到异或的密钥，并且密钥由输入的 flag 长度决定，34 长度的密钥为 03 39 49 26 2F F6 F8 4E。

做完异或加密之后，就可以配合 dump 的密文查表。

用如下脚本查表：

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target=b'\xc0\x6d\xda\x3f\xc9\x8d\x05\xff\x56\x62\x69\x55\x6c\xbb\xa4\x90\x57\xa0\xa6\x82\xfb\xa7\x8e\xe7\x69\x52\xf3\xc9\xf1\xd7\x1a\x88\xfd\x7b\xea\xa9\x91\x95\xe4\x02\xc5\xdd\xe7\xf6\x64\xcb\x0e\x88\xd9\xd2\x4e\x1e\x3b\xae\x27\x64\x2d\xfd\xca\x5c\x1c\x7b\xcc\xd0\xe7\x40\x6e\x5e\xef\xa9\x5d\x8a\xd3\x5d\x42\xfa\x72\x9a\x1b\x30\x2f\xdd\x72\xc2\xe5\xf3\x1c\x9b\xa4\xf0\x3b\x91\xe8\x3b\xc8\x4e\x1f\x8a\x40\x09\xf8\x6b\x7b\xb4\x8b\x42\x1d\x71\x81\x43\xac\xb9\x76\x42\x56\x05\x5f\xf1\xee\x5d\x7a\x2c\xfe\x48\x92\x7d\x5a\x41\x93\xd1\x4a\x47\x32\xb8\x98\xa1' table=open("./enc.bin","rb").read() for i in range(0,136,8):     num = table.find(target[i:i+8])//8     x=num//256     y=num%256     print(f"{x:02x} {y:02x}",end=" ")

得到结果

1	f6 59 ab d7 ea 18 94 ab d4 57 b1 d4 84 c6 f0 d4 53 4e 32 81 bc 86 c3 32 1b 5b f5 67 84 c3 05 96 c6 01

为了验证 TEA，选择在做完异或加密之后直接把以上密文贴到 check 的内存中，结果返回正确。

随后拿 Key 异或还是无法得到正确的结果，经查在 +0x95DF 处的指令，读取 flag 的时候存在 VT hook。

可以发现内存实际是 A 但是读取结果为 0x24，存在类似的单表替换，而刚刚好，TEA 解密得到的信息异或 key 之后得到的值刚好是 0x24

结合初赛的 flag 格式，A 应该是正确的明文了。

这里就是动调大法，按了三个小时调试器，在取内存的地方下断点，然后每次给内存自增 1，观察 ax 寄存器是否符合预期，最终得到正确的结果

检测方法

题目明显使用 VT 技术实现对内存某些部分的无痕 hook，因此我们的做法就是去检测自身运行是否处于 VT 环境。

MSR检测

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bool is_vt_enabled1() {     const unsigned int IA32_FEATURE_CONTROL = 0x3A;     unsigned long long msr_val = __readmsr(IA32_FEATURE_CONTROL);     return (msr_val & (1 << 2)) != 0; // VMX outside SMX enabled } if (is_vt_enabled1()) {     DBG_PRINT("VT1 is enabled\n"); } else {     DBG_PRINT("VT1 is not enabled\n"); }

但是题目做了 hook，题目运行的时候，我们读取的 MSR 显示是没开启 VT 的。

如图所示，前者开启题目驱动，VT1 提示 not enable，卸载题目驱动后又能够检测到 VT 处于开启状态。

于是这里我想到，如果题目要 hook，那么在读取 MSR 的时候必然要运行很多额外代码，这里选择对比开启题目驱动和关闭题目驱动之间的时间差。

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bool is_vt_enabled1() {     LARGE_INTEGER freq; // 获取频率     LARGE_INTEGER start = KeQueryPerformanceCounter(&freq);     const unsigned int IA32_FEATURE_CONTROL = 0x3A;     unsigned long long msr_val;     for (int i = 0; i < 100000; i++){         msr_val = __readmsr(IA32_FEATURE_CONTROL);     }     LARGE_INTEGER end = KeQueryPerformanceCounter(NULL);     LONGLONG delta = end.QuadPart - start.QuadPart;     LONGLONG elapsed_us = (delta * 1000) / freq.QuadPart;     DBG_PRINT("Elapsed time: %lld ms\n", elapsed_us); // 打印经过的时间     return (msr_val & (1 << 2)) != 0; // VMX outside SMX enabled }

运行结果：

可以发现，我测试了 100000 条 MSR 指令，正常虚拟机运行 132ms，而开启题目驱动之后来到了 2079ms，接近 20 倍的差距。那么第一种方法可以是找一条跟 MSR 指令差不多周期的指令，但是这个指令不会被 VT 影响，最后计算两者的偏差率，超过很多则时间判定不通过，当然它如果不 hook MSR，就可以选择直接判定对应的 VT 位是否处于开启状态，两者联合检测怎么都是可以检测到的。

这里我使用 inc 指令去比较。

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start = KeQueryPerformanceCounter(NULL); int a = 1; int* k = &a; for (int i = 0; i < 100000000; i++) {     *k *= 3; } end = KeQueryPerformanceCounter(NULL); delta = end.QuadPart - start.QuadPart; LONGLONG elapsed_us2 = (delta * 1000) / freq.QuadPart; DBG_PRINT("Elapsed time: %lld ms\n", elapsed_us2); // 打印经过的时间

这里使用指针来保证每次循环的结果均写入内存中。

结果也很完美，那么最终检测 VT 环境可以判断 elapsed_us2/elapsed_us1>5，如果是则说明处于 VT 环境中被 hook。

最终代码：

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bool is_vt_enabled1() {     LARGE_INTEGER freq; // 获取频率     LARGE_INTEGER start = KeQueryPerformanceCounter(&freq);     const unsigned int IA32_FEATURE_CONTROL = 0x3A;     unsigned long long msr_val;     for (int i = 0; i < 100000; i++){         msr_val = __readmsr(IA32_FEATURE_CONTROL);     }     LARGE_INTEGER end = KeQueryPerformanceCounter(NULL);     LONGLONG delta = end.QuadPart - start.QuadPart;     LONGLONG elapsed_us1 = (delta * 1000) / freq.QuadPart;     DBG_PRINT("Elapsed time: %lld ms\n", elapsed_us1); // 打印经过的时间     start = KeQueryPerformanceCounter(NULL);     int a = 1;     int* k = &a;     for (int i = 0; i < 100000000; i++) {         *k *= 3;     }     end = KeQueryPerformanceCounter(NULL);     delta = end.QuadPart - start.QuadPart;     LONGLONG elapsed_us2 = (delta * 1000) / freq.QuadPart;     DBG_PRINT("Elapsed time: %lld ms\n", elapsed_us2); // 打印经过的时间     return elapsed_us1 / elapsed_us2 > 5; }

运行效果：

能够在开启题目驱动的情况下检测到。

CPUID检测

伪造虚假的 cpuid 参数，通常情况下真机会返回 0，而开启了 VT 则会接管返回正常的值。参考文章：f06K9s2c8@1M7s2y4Q4x3@1q4Q4x3V1k6Q4x3V1k6K6k6h3y4J5k6i4c8Q4x3X3g2U0L8s2g2T1i4K6u0r3x3U0l9J5x3q4)9J5c8U0l9@1i4K6u0r3x3e0y4Q4x3V1k6Z5L8%4N6Q4x3X3c8S2L8Y4c8A6i4K6u0V1j5$3S2W2j5i4c8K6i4K6u0V1k6r3g2@1k6h3y4@1i4K6u0V1M7%4W2K6N6r3g2E0i4K6u0V1k6h3#2#2L8r3q4@1K9h3!0F1i4K6u0W2K9s2c8E0L8q4!0q4x3#2)9^5x3q4)9^5x3R3`.`.

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bool check_invalid_leaf() {     constexpr unsigned int invalid_leaf = 0x04201337;     constexpr unsigned int valid_leaf   = 0x40000000;       _cpuid_buffer_t InvalidLeafResponse = {};     _cpuid_buffer_t ValidLeafResponse   = {};       __cpuid(reinterpret_cast<int32_t*>(&InvalidLeafResponse), invalid_leaf);     __cpuid(reinterpret_cast<int32_t*>(&ValidLeafResponse), valid_leaf);       if ((InvalidLeafResponse.EAX != ValidLeafResponse.EAX) ||         (InvalidLeafResponse.EBX != ValidLeafResponse.EBX) ||         (InvalidLeafResponse.ECX != ValidLeafResponse.ECX) ||         (InvalidLeafResponse.EDX != ValidLeafResponse.EDX))         return true;       return false; }

该代码可以运行在用户层，经测试，该代码在开启题目驱动的真机上返回为 true，未运行题目的真机返回为 false，虚拟机中则一律返回 true。

目录说明

• XSafe：包含驱动的源码，编译之后先加载该驱动，后加载题目给的驱动，配置正确的情况下可以双机调试且成功加载驱动（无法二次加载及卸载）。
• XSafe.sys：XSafe编译的二进制文件。
• XSafe2：包含爆破 TEA 加密爆破的源码，需要借助驱动 1 找到 TEA 函数的具体位置，并且根据输出的内存地址手动 dump 文件，得到 enc.bin。
• XSafe2.sys：XSafe2编译的二进制文件
• VT-Detection1：包含方法1所述的MSR检测源码，加载时可以判断当前是否处于题目的 VT hook 环境中，虚拟机和真机均有效。
• VT-Detection1.sys：VT-Detection1编译的二进制文件
• VT-Detection2：包含方法2所属的检测方法，只在真机有效。
• VT-Detection2.exe：VT-Detection2编译的二进制文件
• enc.bin：由 XSafe2.sys dump 分配的内存文件。
• exp.py：TEA 加密的还原脚本