Un blog de Seguridad Informática, desde un punto de vista tecnológico


DockerMaze challenge write-up

UPDATE 23/11/2015: new info thanks to @nibble_ds, one of the challenge authors, inline the post 🙂

Last November 16-17th the Dockercon eu 2015 was held in Barcelona, and the Schibsted team published the DockerMaze challenge, a labyrinth escape game like those we used to play in the 90s. In the game you wake up alone in the middle of a labyrinth and you have to escape from it, and through a console you can use commands to interact with the environment.

In this post I will show how I had fun solving the challenge! 😀

The “help” command uncovers a set of commands that includes “look”, “interact” and “escape”. If you do “look front” the game says that there are some signs on the wall, and after executing “inspect wall” some clues are revealed:

Found rooms:
  - schibstedchallenge/dockermaze-weisse:latest
  - schibstedchallenge/dockermaze-stout:latest
  - schibstedchallenge/dockermaze-porter:latest
  - schibstedchallenge/dockermaze-ipa:latest
Found Keys:
  - FollowTheWhiteRabbit
Followed path:
  - Input: https://challenge.schibsted.com/assets/data/ct1.bin
  - Output: ?
More than a year and I'm still here. I'm loosing all hope. Maybe there is another key?

A quick inspection of the binary file doesn’t give much information.


Captura de pantalla 2015-11-21 a las 23.05.11

Next step was to download the docker images and to inspect them:

docker pull schibstedchallenge/dockermaze-weisse:latest
docker pull schibstedchallenge/dockermaze-stout:latest
docker pull schibstedchallenge/dockermaze-porter:latest
docker pull schibstedchallenge/dockermaze-ipa:latest

Let’s play with those docker images then 🙂


docker inspect schibstedchallenge/dockermaze-weisse:latest

Relevant info:

"Entrypoint": [
"ExposedPorts": {
 "1954/tcp": {}

Captura de pantalla 2015-11-21 a las 23.39.25

Seems that there’s a ruby application (“weisse.rb”) listening at the port 1954/tcp, that is executed by the bash script “start.bash”. Inside that script additional information is given:

# We use eureka + prana for service discovery.

This clue will be useful later 🙂

Looking at the “weisse.rb” file I saw that the application exposes a REST endpoint (“/turing”) that runs the received data in an Enigma machine. Furthermore, to set up the enigma machine it tries to get some information making DNS requests to a host with name “porter”.

Here are some snippets of it 🙂

BFBASE = 'aaa'
set :bind, ''
set :port, 1954
post '/turing' do
 data = request.body.read
 rotors = get_rotors('porter')
plugboard = Hash[*PLUGBOARD.pack('H*').split('')]
 rotors.map! do |r|
 Hash[[r].pack('H*').split('').zip((0...256).map{|i| i.chr})]
 reflector = Hash[*REFLECTOR.pack('H*').split('')]
 enigma(data, plugboard, rotors, reflector)
def get_rotors(nameserver)
 rotors = []
Resolv::DNS.open({:nameserver=>[nameserver]}) do |r|
 ctr = 0
loop do
 n = r.getresource("walzen-#{ctr}.dockermaze", Resolv::DNS::Resource::IN::TXT).data.to_i
 rescue Resolv::ResolvError
bf = BFBASE.dup
 found_chunks = 0
 rotors[ctr] = ''
while found_chunks < n
 ck = r.getresource("walzen-#{ctr}-#{bf}.dockermaze", Resolv::DNS::Resource::IN::TXT).data.delete('"')
 rotors[ctr] << ck
 found_chunks += 1
 rescue Resolv::ResolvError
ctr += 1


docker inspect schibstedchallenge/dockermaze-stout

Relevant info:

"Entrypoint": [
"ExposedPorts": {
 "31337/tcp": {}

But an error is raised when trying to run the docker image:

Captura de pantalla 2015-11-22 a las 0.06.51

As the container didn’t start due to the error, I changed the entry point of the container to be able to snoop the “stout.py”.

docker run -ti --entrypoint /bin/bash --name stout schibstedchallenge/dockermaze-stout
docker cp stout:/usr/local/bin/stout.py .
#!/usr/bin/env python
import os
import sys
import socket
import base64
from datetime import datetime
from dns import resolver
from flask import Flask, request, make_response
app = Flask('stout')
def xor(data, key):
 return "".join(map(lambda i: chr(ord(data[i]) ^ ord(key[i%len(key)])), xrange(len(data))))
def transform(data):
 s = socket.socket()
s.connect(('ipa', 6060))
 s.sendall(base64.b64encode(data) + "\n")
 ret = s.makefile().readline().decode('base64')
 return ret
@app.route("/gate", methods=['POST'])
def gate():
 t1 = datetime.now()
data = request.stream.read()
dns_resolver = resolver.Resolver()
dns_resolver.nameservers = [PORTER_HOST]
 dns_answer = dns_resolver.query('bitwise.dockermaze', 'TXT')
 secret = dns_answer[0].to_text().strip('"')
ret = transform(xor(data, secret))
t2 = datetime.now()
resp = make_response(ret, 200)
 resp.headers.extend({'X-Dockermaze-Time': t2-t1})
return resp
if __name__ == '__main__':
 if not PORTER_HOST:
 sys.exit('error: cannot get key')
 app.run(host='', port=31337)

What can be seen is that the script is publishing a REST endpoint that XORes the received data with a secret, obtained through a DNS request to the “porter” host (you have to provide its IP by an envvar), and sends the result to the “ipa” host.


docker inspect schibstedchallenge/dockermaze-porter

Relevant info:

"Entrypoint": [
"ExposedPorts": {
 "53/tcp": {}

As suspected providing the info obtained from the “stout” and “weisse” containers, the porter looks like a DNS server.

Captura de pantalla 2015-11-22 a las 13.08.35

Bingo! one of the entries present in the “db.dockermaze” dns zone configuration for bind contains the secret key needed by “stout.py” to work (between other relevant entries we’ll see below).


docker inspect schibstedchallenge/dockermaze-ipa

Relevant info:

"Entrypoint": [
"ExposedPorts": {
 "6060/tcp": {}
"Env": [

The golang traces clearly point to @nibble_ds as one of the crime authors 😉

When trying to run the “ipa” image, an error is raised:

2015/11/22 12:20:20 error: envvar AES_KEY not defined

Let’s try to get more info of it:


Captura de pantalla 2015-11-22 a las 13.34.52

As can be seen the container also makes use of Prana and Eureka (parts of the Netflix stack), and runs a “ipa” golang binary. In this case, the challenge authors made our life easier giving us the source code too ;). In any case, the bin was not stripped.

$ file ipa
ipa: ELF 64-bit LSB executable, x86-64, version 1 (SYSV), dynamically linked, interpreter /lib64/ld-linux-x86-64.so.2, not stripped

Snooping the source code of the “ipa” application (“ipa.go”), we can see that it listens to the port 6060/tcp, and decodes (base64) and decrypts the received data, using AES-256 CTR mode using a key provided by the environment variable “AES_KEY”. The result is sent to the “weisse” REST endpoint and the returned data is base64 encoded and sent back to the caller.

Snippets FTW!

var AesKey = os.Getenv("AES_KEY")
func main() {
ln, err := net.Listen("tcp", ":6060")
func handleConnection(conn net.Conn) {
 defer conn.Close()
br := bufio.NewReader(conn)
 line, err := br.ReadString('\n')
data, err := base64.StdEncoding.DecodeString(line)

 decdata, err := decrypt(data, []byte(AesKey))
transdata, err := transform(decdata)
ret := base64.StdEncoding.EncodeToString([]byte(transdata))
fmt.Fprintln(conn, ret)
func transform(data []byte) (transdata []byte, err error) {
 c := goprana.NewClient(goprana.DefaultPort)
 resp, err := c.Post("weisse", "/turing", "application/octet-stream", bytes.NewReader(data))
 if err != nil {
 return nil, err
 defer resp.Body.Close()
return ioutil.ReadAll(resp.Body)



OK so, let’s put all the pieces together:

  1. The “stout” machine expects some data to be received by a POST HTTP method to its REST endpoint, listening at the 31337/tcp port. He gets a secret key from the “porter” machine (via DNS request) and after applying a transform to the received data, sends it base64 encoded to the “ipa” host.
  2. The “ipa” host receives the data sent by “stout”, decodes it (base64) and decrypts it using the provided AES_KEY via envvar. Then sends the decrypted data to the “weisse” endpoint.
  3. The “weisse” endpoint applies an enigma decryption to the received data, getting information about the rotors through DNS requests to the “porter” DNS server, and returns the decrypted data to the “ipa”.
  4. The “ipa” base64-encodes the response and returns it to “stout”.
  5. The “stout” machine decodes the bas64 response and delivers it to the caller.

On the other hand we had the “ct1.bin” file and the “FollowTheRabbit” key, so we can make the below assumptions:

  • The AES_KEY is “FollowTheRabbit”.
  • The “ct1.bin” is the encrypted data we want to decrypt using the container chain.

So we need to link the containers in order to let them talk to each others, taking into account that “weisse” and “ipa” use Prana & Eureka to communicate.

Note of the author: Juan told me that would be great to put a diagram in this place to improve the explanation, but… I’ll do it only for a beer. If you want a diagram just make me happy and bring me one!  ;-P

UPDATE 23/11/2015: nibble provided this awesome diagram 🙂



This is what I did:

docker pull netflixoss/eureka:1.1.147
docker run -d --name eureka netflixoss/eureka:1.1.147
docker run -d -P --name porter schibstedchallenge/dockermaze-porter
docker run -d -P --name weisse --link porter:porter --link eureka:eureka schibstedchallenge/dockermaze-weisse
docker run -d -P -e "AES_KEY=FollowTheWhiteRabbit" --name ipa --link weisse:weisse --link eureka:eureka schibstedchallenge/dockermaze-ipa
docker run -d -p 31337:31337 --name stout --link ipa:ipa --link porter:porter schibstedchallenge/dockermaze-stout

And then I waited some minutes before sending the requests to the “stout” endpoint (due to the advice found in the “start.bash” file):

curl -v -X POST --data-binary @ct1.bin http://localhost:31337/gate --header "Content-Type:application/octet-stream"

Captura de pantalla 2015-11-22 a las 19.02.35

OK, I was on the right path but unfortunately I was not attending the Dockercon :(. Fortunately after the con @nibble_ds sent me the key they were giving in the Schibsted booth (thanks sir!).


When scanned the QR code a snippet of ruby code appeared:

puts 'z4LufsdfTf{bNsfldpE'.bytes.map { |ch| (ch.ord - 1).chr }.reverse.join

After executing it you get the new key! (“DockerMazeSecretK3y”).

We should be close, but when I tried again the same “curl” command but modifying the AES_KEY, the “ct1.bin” didn’t work as the encrypted message. Where could we get a new message?

I remembered the DockerMaze “escape” command that receives a parameter “ip”. So I did a DNAT from my public IP to the 31337/tcp port of the “stout” (PublicIP:31337 -> PrivateIP:31337), and executed:

escape x.x.x.x

Where “x.x.x.x” was my public IP, and I got:

Trying to escape... Wait...
Hummm… Everything seems to be okay but you must be faster… 20.040787 seconds is too much

So we need to make something to be faster. After inspecting what part of the chain triggered more, the “weisse” component stood up as highly inefficient. The problem was in this loop when getting the rotors:


BFBASE = 'aaa'

def get_rotors(nameserver)
 rotors = []
Resolv::DNS.open({:nameserver=>[nameserver]}) do |r|
 ctr = 0
loop do
 n = r.getresource("walzen-#{ctr}.dockermaze", Resolv::DNS::Resource::IN::TXT).data.to_i
 rescue Resolv::ResolvError
bf = BFBASE.dup
 found_chunks = 0
 rotors[ctr] = ''
while found_chunks < n
 ck = r.getresource("walzen-#{ctr}-#{bf}.dockermaze", Resolv::DNS::Resource::IN::TXT).data.delete('"')
 rotors[ctr] << ck
 found_chunks += 1
 rescue Resolv::ResolvError
ctr += 1

Most of the requested DNS entries were like these:

walzen-0 IN TXT "4"
walzen-0-aaa IN TXT "7b57e0a216b65a40534e4c8bcc787a8e5b3722657dcfb0d199950688ef0c718cbf1094bd0ff7d687c69cfba09d42caaa13d4cdb24f8f892877b4a91f596b2615"
walzen-0-aab IN TXT "6f48936c561d66625e31702143c2978ddaf19f60dcfd340e3b3c2b725404a820613ad369ae0a30a5b76de14d08d041337c02ceacbed5e7c3deee67ad7f63f529"
walzen-0-aac IN TXT "f3523e2746b1e524a48451ff1e5c92f6d796b9b89036c43d8ae8f486c7c1bc2ea601499e6eab81e383c0392c2d0514f0e9324af985507efa116a743523cb00fe"
walzen-0-aad IN TXT "1a68df6455c8ec914476fcc5808279f298ed3f5dbba7a3b54b250309d92f17a112b307db75eb1c2af8dd38e473d819afd2e2ea1be6c90b589aba5f470d18459b"
walzen-1 IN TXT "4"
walzen-1-aaa IN TXT "0ec8580062742e72c3d96fc76d4f21bacdf03887256bb7c9d42a27c5cb43e216405163e7a3427a071033ea3944899f88d63f83e41d91ad1a19b39c455c041294"
walzen-1-aab IN TXT "ac8ccfafe184de033afdf13ddcdfd27b8b86989e82d1ffbca99290fbc4a115c2eba05323be80060a30eeaed3689385148aa56e37a6bb4a1bef0db5bd34dbf846"
walzen-1-aac IN TXT "eddd05480c7df9c6d0b69b591eb48f7f20175022f4577170ab7ea78e77b04c5d4e029dbf47fa3e8d49e3d83b4b816999ecb178f561081c292f2b6097544136f7"
walzen-1-aad IN TXT "18a46635e9b9f6d756753cf35f65e0aac1266c7c5ba25231e5e60bce0f2cb82432da675a09132d5e9acafc76a8110155b2c04d1ff2d5fe73cce8966a79286495"

But some of them were not consecutive, leading to a lot of unnecessary failed DNS requests. For example:

walzen-9 IN TXT "4"
walzen-9-aaa IN TXT "3a8a13373496029d73b8d44e23147e947f45d5fd8640073f2ff7953858bb5ce076cfbef68860d8986a7a8fc8ad26d9d3f8fc9fee0e56ed65b14cb0fe84acc724"
walzen-9-aab IN TXT "299cda0f3001505a3caf0b99e2c380f3b532161aa861b2f00675dfa4d08da0ea550dcc53f581692a5bd6d119744272fac0b7db8c6210ffbc8bc9a166bacd9305"
walzen-9-aac IN TXT "a76f638943aae11d925d680948e4672dd252ab54495fc2caf27cf45133b65e7d6ba6820a1225398e214b274dbd00596efbefe6229e18473b20c56de3c135153d"
walzen-9-rzd IN TXT "644fe5f18583ebf9c62e1e1f7bc4ecdd44b4ce70a5086c4ad7579a17a9413e3171bfde11790c877704a2a3e8b32891369bb946e9ae2b2c1bcbe797781c90dc03"

So what I did is to edit the “db.dockermaze” configuration file to make them all consecutive and updated the docker image.

docker cp ./modified-db.dockermaze porter:/etc/bind/db.dockermaze
docker commit porter redsadic/dockermaze-porter:v2
docker run -d -P --name porter redsadic/dockermaze-porter:v2

And when I ran the “escape x.x.x.x” command again… Voilà!

Trying to escape... Wait...
You put the key in the lock and... the door opens! 
Congratulations! You are out of the labyrinth! 
Send an email with the following info to big.ideas+DockerMaze@schibsted.com:
- IP used to escape
- Short explanation about how you escaped

Wohoooo! challenge solved! 😀

I would want to thank the Schibsted team because I really had a lot of fun with the challenge! Thank you guys! 😀

And that’s all folks!

UPDATE 23/11/2015: some easter eggs from the challenge authors :

  • The hostnames are different kind of beers
  • The STOUT endpoint is /gate because it implements a XOR (a logic gate)
  • The IPA exposed port is :6060 or GOGO 😀
  • The WEISSE (enigma) endpoint port is 1954, the year Alan Turing died
  • Also the endpoint /turing is in honor of him, due to his contribution breaking enigma
  • The DNS records where the rotors are stored are called “walzen-x-yyy”. Walzen means rotor in german
  • And…
    • STOUT is the kind of beer that nibble likes less, this is why he did it in python (as a good python hater he is)
    • IPA is one of his favorites beers, and he did it in go 😉
    • WEISSE is other kind of beer he loves, for this reason it is ruby!

PD: looks like the https://challenge.schibsted.com site is down now. Too late if you want to play the challenge now ;(

UPDATE 23/11/2015:

PD: the challenge is now available at http://challenge.schibsted.com. If you wanna play, go for it!!!



Write-up VODKA – Final CTF NCN 2014

¡Buenas! Primero de todo me presento: mi nombre es Marc Peña (@p4chul0) y también soy miembro del equipo 0xB33r$. Hoy, continuando con las publicaciones sobre los retos de la final del CTF de la No cON Name, publicamos otro write-up.

Uno de los retos con los que estuve enfrascado durante el CTF fue VODKA (https://github.com/ctfs/write-ups/tree/master/ncn-ctf-2014/Vodka); en el mismo se obtenía un archivo con ese mismo nombre, que tras un primer análisis con file:

root@wheezy-kali:~/ctf_NCN/vodka# file vodka
vodka: bzip2 compressed data, block size = 900k

Parecía que se trataba de un archivo comprimido; tras extraerlo:

root@wheezy-kali:~/ctf_NCN/vodka# bzip2 -d vodka
bzip2: Can't guess original name for vodka -- using vodka.out

Obteníamos un archivo con una captura de tráfico de red:

root@wheezy-kali:~/ctf_NCN/vodka# file vodka.out
vodka.out: pcap-ng capture file - version 1.0

Que pasábamos a analizar con Wireshark:


Donde enseguida veíamos que se trataba de la transferencia de una imagen OpenWRT a través del protocolo TFTP.

Tras buscar como extraer el binario con el propio Wireshark nos encontramos con esto:

Que nos da a entender que la funcionalidad está implementada, pero no en la versión de Wireshark que tenemos instalada en nuestra Kali (1.10.2), por lo que tendríamos que compilar el trunk de Wireshark. Con el siguiente comando:

  • Instalaremos los paquetes necesarios para la compilación.
  • Clonaremos el repositorio de Wireshark.
  • Configuraremos y compilaremos el trunk.

apt-get install autoconf bison flex libtool libgtk2.0-dev libpcap-dev libc-ares-dev libsmi2-dev libgnutls-dev libgcrypt11-dev libkrb5-dev libcap2-bin libgeoip-dev libortp-dev libportaudio-dev qt4-dev-tools && \
apt-get build-dep wireshark && \
cd /opt/ && \
git clone https://code.wireshark.org/review/p/wireshark.git && \
cd /opt/wireshark && \
./autogen.sh && \
./configure --enable-dumpcap --enable-setcap-install --with-dumpcap-group=wireshark && \
make -j 8

Si todo ha ido bien ya podremos abrir el archivo con la última versión de Wireshark:

root@wheezy-kali:~/ctf_NCN/vodka# /opt/wireshark/wireshark vodka.out

Y exportar el archivo (File -> Export Objects -> TFTP):


Ahora tocaba lidiar con la imagen, por lo que instalamos el binwalk (https://github.com/devttys0/binwalk) del gran devttys0 (http://www.devttys0.com/):

apt-get install binwalk

Una vez hecho esto ya se podían observar las características de la imagen:

root@wheezy-kali:~/ctf_NCN/vodka# binwalk openwrt-wrtsl54gs-squashfs.bin
32 0x20 TRX firmware header, little endian, header size: 28 bytes, image size: 1323008 bytes, CRC32: 0x6CAC483 flags: 0x0, version: 1
2296 0x8F8 LZMA compressed data, properties: 0x6D, dictionary size: 8388608 bytes, uncompressed size: -1 bytes
517152 0x7E420 Squashfs filesystem, little endian, version 2.1, size: 805671 bytes, 269 inodes, blocksize: 65536 bytes, created: Wed Oct 29 18:53:25 2014

Y extraer el sistema de archivos Squashfs (por defecto en el directorio “_openwrt-wrtsl54gs-squashfs.bin.extracted”):

root@wheezy-kali:~/ctf_NCN/vodka# binwalk -e openwrt-wrtsl54gs-squashfs.bin

Una vez dentro de este ya podíamos pasar a navegar por el sistema de archivos en busca de la flag:

root@wheezy-kali:~/ctf_NCN/vodka/_openwrt-wrtsl54gs-squashfs.bin.extracted/squashfs-root# ls
bin dev etc jffs lib mnt proc rom sbin tmp usr var www

En el directorio que miramos primero (/bin) encontramos un archivo con una fecha de modificación muy cercana a la de creación del sistema Squashfs:

root@wheezy-kali:~/ctf_NCN/vodka/_openwrt-wrtsl54gs-squashfs.bin.extracted/squashfs-root# ls -lisah bin/
total 596K
3670108 4.0K drwxr-xr-x 2 root root 4.0K Oct 29 18:50 .
3670107 4.0K drwxr-xr-x 14 root root 4.0K Jan 30 2007 ..
3670142 8.0K -rwxr-xr-x 1 root root 4.2K Oct 29 18:52 nc

Por lo que parecía un buen candidato para empezar a buscar. Si abríamos el archivo con un editor de texto veíamos que se trataba de un script en bash que muestra un “Nyan cat” en ASCII Art:

# --------------------------------------------------------------------------
# (c) 2012 BruXy Version: 1.0 http://bruxy.regnet.cz/
# --------------------------------------------------------------------------
# switch off cursor, set blue background, clear screen
echo -e "\E[?25l\E[44m\E[2J"
# Play music
#[ ! -f $M ] && wget http://nyan.cat/music/original.mp3 -O $M >/dev/null 2>&1
#while true; do mplayer $M > /dev/null 2>&1; done &
# easy way to reset terminal and exit subprocesses
trap "reset;killall nc" 2
## Nyan cat ANSI picture data, my own creation :P, size 38 x 11
# Compressed version of picture

Sabiendo esto vamos podíamos ir a buscar la versión original del mismo:

root@wheezy-kali:~/ctf_NCN/vodka/_openwrt-wrtsl54gs-squashfs.bin.extracted/squashfs-root/bin# wget http://bruxy.regnet.cz/linux/nyan_cat/nyan_cat.sh

Para analizar las diferencias:

root@wheezy-kali:~/ctf_NCN/vodka/_openwrt-wrtsl54gs-squashfs.bin.extracted/squashfs-root/bin# diff nyan_cat.sh nc
< M=/tmp/cat_orig.mp3
< [ ! -f $M ] && wget http://nyan.cat/music/original.mp3 -O $M >/dev/null 2>&1
< while true; do mplayer $M > /dev/null 2>&1; done &
> #M=/tmp/cat_orig.mp3
> #[ ! -f $M ] && wget http://nyan.cat/music/original.mp3 -O $M >/dev/null 2>&1
> #while true; do mplayer $M > /dev/null 2>&1; done &
< trap "reset;killall nyan_cat.sh" 2
> trap "reset;killall nc" 2
< printf "%*s" $[X*Y] BruXy
> file="/etc/banner"
> za="N"
> t1="C"
> drink="$(md5sum $file | grep -o ^[^\ ]*)"
> msg_="${za}${t1}${za}dead${drink}face"
> printf "%*s" $[X*Y] ${msg_}

¡Obteniendo lo que parece el código que genera la flag!

Creamos un nuevo archivo con este código (con la única modificación de la ruta del fichero, para convertirla en relativa):

root@wheezy-kali:~/ctf_NCN/vodka/_openwrt-wrtsl54gs-squashfs.bin.extracted/squashfs-root/bin# cat vodka_flag.txt
drink="$(md5sum $file | grep -o ^[^\ ]*)"
printf "%*s" $[X*Y] ${msg_}

¡Y lo ejecutamos  para obtener la flag!:

root@wheezy-kali:~/ctf_NCN/vodka/_openwrt-wrtsl54gs-squashfs.bin.extracted/squashfs-root/bin# chmod +x vodka_flag.txt && ./vodka_flag.txt

Aunque tampoco pudimos resolver este reto dentro del CTF. no quiero terminar sin felicitar a los organizadores por unas pruebas de lo más originales.


Write Up 5h311 – Final CTF NCN 2014


Para continuar con la saga de write-up’s iniciada en el anterior post con @julianvilas, hoy os pondremos la solución a otro de los retos que tuvimos el placer de testear.

Se trata de un fichero llamado “5h311”, que al ejecutarlo se abre un servicio en local en el Puerto 6969, que la conectarnos muestra lo siguiente:

Ejecución 5h311

Parece ser un acceso por consola que permite una serie de comandos, concretamente “cat”, “echo”, “env”, “exit”, “help”, “ls”, “set” y “unset”.

Si hacemos ls encontramos que el flag se encuentra en el mismo directorio del binario, pero al hacer un “cat flag.txt” podemos observar que no disponemos de privilegios para accede .

Permission Denied

Bueno pues nos ponemos manos a la obra y abrimos el programa con IDA para ver que es lo que nos esconde.

Buscamos en IDA las ocurrencias del comando “cat” con la búsqueda de Strings (ALT+T), con la finalidad de identificar la sección de código donde se están gestionando los comandos:

String put

Como resultado, en la sección .rodata podemos observar el vector que incluye los comandos que son printados por pantalla.


Pero observando unas direcciones de memoria más abajo, se pueden observar de nuevo los comandos asignados a unos offsets, pero con la peculiaridad que aparece un nuevo comando que no nos ha listado el comando HELP, el comando “Puts”.

puts command

Miramos las Xrefs del offset correspondiente a “aPuts” (x Key):

xrefs puts

Miramos de analizar la primera ocurrencia, que parece ser que se está empleando dentro de una función.

Antes de nada un apunte, observando el programa desde la View Graph, ya se observa algo raro, como si se hubiera ofuscado con algún tipo de programa, debido a que todos los paths van a parar a un mismo punto como se observa en la siguiente imagen:


Procedemos a analizar el bloque de código que emplea el offset de “puts”, y observamos que se realizan una serie de comparaciones:

puts code

Concretamente hace una comparación de dos offsets con una llamada a strcmp y verifica mediante el siguiente cmp si son iguales, en ese caso activa el ZF.

Antes de continuar refrequemos que hace el opcode “setz”:

  • The setz sets the byte in the destination operand to 1 if the Zero Flag (ZF) is set, otherwise sets the operand to 0.

Después mediante la instrucción “setz”, se setea el valor de “bl” a 1 si ZF vale 1, es decir bl valdrá 1 si el resultado del strcmp es que son iguales.

Posteriormente mediante la instrucción “test”, se modifica otra vez el ZF en función del resultado del registro bl. (Empezamos a observar algo de redundancia aquí, por lo que la hipótesis de que se ha empleado algún tipo de programa para ofuscar el código es cada vez más firme :P)

Finalmente se mueven de nuevo los dos valores comparados en el strcmp, y se ejecuta la instrucción cmovz (al parecer sin valor alguno debido a que solo se ejecuta si ZF=1, es decir, si ecx y eax ya son iguales).

Como podéis ver, una locura para al final solo acabar realizando una comparación xD Por lo que antes de ingresar en un psiquiárico, procederemos a realizar un análisis dinámico partiendo del bloque de código identificado.

Cuando el proceso recibe una conexión al puerto 6969, éste crea un nuevo proceso hijo mediante la syscall ‘clone’ y le pasa el control al mismo para que continúe su ejecución. Para poder debugear el proceso hijo sin que el padre nos moleste (al cabo de un tiempo envia un SIGALARM y nos mata el proceso), empleamos la instrucción “catch” de GDB para que, una vez cree el proceso hijo, podamos pausar su ejecución, y de esta forma poder debugear el proceso hijo con calma.


gdb debug



Añadimos un breakpoint a la dirección del bloque de código donde hemos observado el offset del ‘puts’, y ejecutamos la instrucción para ver que ocurre. Observamos que no  se observa ningún cambio, por lo que el flujo de ejecución no pasa por ahí. (ouch!) Continuemos con el análisis pues.


Observando más detenidamente el código y continuando con la búsqueda de cadenas de texto interesantes como los comandos encontramos una zona de memoria donde se definen los offsets de las funciones asociadas a cada comando de la shell analizada:


En la imagen se muestran los offsets de las funciones ya renombrados.

Usando la funcionalidad de cross-reference vemos que el primero de estos offsets es llamado desde otro punto del código:




En ese punto se aprecia el acceso a este offset con un desplazamiento dinàmico con el valor almacenado en [eax*8]. Esto permite con el valor de eax recorrer la zona de memoria que contiene los punteros a las funciones de cada comando. Más tarde este offset guardado en el registro eax será llamado con call eax.

Captura de pantalla 2014-10-31 a la(s) 11.40.01


Tirando del hilo veremos que el valor de eax viene condicionado supuestamente por el valor del comando introducido por el usuario, mediante el offset “off_804E848”.

Captura de pantalla 2014-10-31 a la(s) 11.46.07

Vemos que este valor parece venir de la función _fgets. Aunque de momento, debido a que el flujo del código esta ofuscado con la implementación de una máquina de estados, no podemos estar seguros de todas estas conjeturas. Deberemos por lo tanto ejecutar el análisis de forma dinámica para estar seguros.

Captura de pantalla 2014-10-31 a la(s) 12.08.57

Para analizar todos los valores comentados anteriormente de forma dinámica, utilizaremos gdbserver para debuggar cómodamente  de forma remota y poder indicar los breakpoints directamente desde IDA.


Luego en IDA seleccionamos el Debugger de tipo GDB server y configuramos la ip y el puerto:

IDA GDB Config


Ya podemos a priori centrarnos en el comportamiento de los comandos que más nos interesen, en este caso ‘cat’, ‘set’, y el misterioso ‘puts’. Para ello prepararemos el entorno para debuggar y pondremos breakpoints en los puntos más interesantes.

Focalizando en las funciones cat, set, i puts vemos que todas están implementadas ofuscando el flujo del código con una máquina de estados. Por lo tanto buscaremos las llamadas mas interesantes para poner breakpoints. Para verificar que no se nos escapa nada y por donde podemos empezar a mirar, sacamos un grafo de llamadas desde cada función que nos interesa con Graphview.

Captura de pantalla 2014-10-31 a la(s) 12.27.40Captura de pantalla 2014-10-31 a la(s) 12.28.17Captura de pantalla 2014-10-31 a la(s) 12.27.57









Ponemos los breakpoints en las llamadas empleadas en cada una de las funciones anteriormente mostradas en los callgraphs (strcmp, fopen, fgets, strncpy), con la finalidad de identificar, por ejemplo, las comparaciones realizadas en cada una de las llamadas a “strcmp”,  y empezamos a jugar.

En la función “cat” observamos se emplea una llamada a fopen para abrir el fichero a leer y que el valor de dicho fichero esta hardcodeado a “flag.txt”, por lo que solo se podrá abrir un fichero con dicho nombre.

Captura de pantalla 2014-10-31 a la(s) 12.30.13

Captura de pantalla 2014-10-31 a la(s) 12.31.24

En la función “set” observamos que las variables de entorno se guardan en memoria empezando en el offset dword_804e8a8 sumando un desplazamiento de 0x100 bytes (por lo que resulta en 804e9a8) y que el numero de variables de entorno se guarda en el offset dword_804e8a4.

Captura de pantalla 2014-10-31 a la(s) 12.32.00


Podemos ver como en las direcciones de memoria anteriormente comentadas se almacenan las variables de entorno seteadas con el comando “SET”, (variable en 0x804e8a8 y valor en un offset de 0x100, concretamente en 0x804e9a8).





En la función “puts” observamos que recorre las variables definidas con set (incluso recorre las que se han “eliminado” con unset pero que aún siguen en la memoria pero sin la primera letra) y compara su valor con la cadena “puts”.

Captura de pantalla 2014-10-31 a la(s) 12.35.58


Si una de las variables se llama “puts” entonces compara su valor con “printf”.

Captura de pantalla 2014-10-31 a la(s) 12.36.48


Probamos el comportamiento creando una variable de entorno que se llame puts y que su valor sea printf y luego invocamos a puts. Como podemos ver, parece que se hemos conseguido una escalada de privilegios o algo parecido.

Captura de pantalla 2014-10-31 a la(s) 12.37.36


Probando ahora el comando cat con un fichero cualquiera del directorio desde donde ejecutamos la shell vemos que nos devuelve “error: permission denied”

Captura de pantalla 2014-10-31 a la(s) 12.38.58

Pero si recordamos que el valor de “flag.txt” está hardcodeado en el binario, miremos de probar pues de modificar el fichero de nuestro entorno local a dicho nombre. Volvemos a provar y ya podemos mostrar el contenido de flag.txt!

Captura de pantalla 2014-10-31 a la(s) 12.51.08


En este caso esta prueba no logramos resolverla dentro del tiempo del CTF. Pudimos resolverlo con calma luego desde casa 😛

Solo queda dar gracias al staff de las NCN por la originalidad de los juegos!


Post escrito con la colaboración de “Pau Rodriguez”, miembro activo de 0xb33r$ 🙂

Solución HIDDENtation – Final CTF NCN 2014


hoy hemos tenido el placer de participar en la final del CTF de las No cON Name por segundo año consecutivo y, antes de explicaros nuestra solución a uno de los retos (que no conseguimos terminar a tiempo ;( ), nos gustaría dar las gracias a la organización; ya que se han currado un montón las pruebas (tanto las de la final como las de las quals) con el único objetivo de hacernos pasar un buen rato. Gracias de verdad, porque ha sido muy divertido! 🙂

El reto que vamos a explicaros se llama HIDDENtation, y el texto que describía el reto decía tal que así: “Dig deep into the file and find the flag.”. Este texto venía acompañado por un archivo, que es en el que se centra el juego.

En un primer vistazo al archivo vemos algo tal que así:




Por lo que parece que se trate de una imagen de un volumen cifrado con LUKS (estándar de cifrado de discos duros en Linux). El tema es que el comando “file” no ha identificado el fichero como tal, así que procedemos a analizar si la estructura del archivo es correcta. Para ello utilizamos una plantilla para el “010 Editor” para analizar el format de volúmenes LUKS.

Al ejecutar la plantilla vemos que nos da un error que dice que el archivo no es LUKS, ya que no se corresponde su firma. Así que pasamos a mirarnos el estándar de LUKS para ver cual es su firma, donde nos dice que la cabecera de la partición empieza con el siguiente magic: “{’L’,’U’,’K’,’S’,0xBA,0xBE}”, y en nuestro caso en vez de una ‘S’ había una ‘s’ minúscula. Una vez modificada esa letra, volvemos a aplicar el template y vemos como ahora sí lo reconoce:

Cabecera LUKS


curioseando un poco el fichero vemos que en la sección de padding de caracteres aparece el siguiente texto: “Try … most common passwd in …”, donde los “…” son dos números hexadecimales: 0x19 (25) y 0x07dd (2013). Así que nos vamos a preguntarle a Google y encontramos esto.

Utilizando el siguiente comando

cryptsetup luksOpen hiddentation volume1


intentamos descifrar el volumen con los 25 passwords sin éxito :(. Así que parece que tocaba trabajar más en los headers.

Después de pelearnos con el estándar vemos que nos faltaría arreglar las secciones de los key-slots en el header.



En este caso vemos :

  1. que los ocho que hay están desactivados (“00 00 DE AD”), cuando tendría que haber al menos uno activo (en el que supone que está la clave con la que se cifran los datos protegida con la passphrase correspondiente a uno de los 25 passwords más comunes en 2013),
  2. que los campos donde se indican los offset de los KeyMaterials no parecen estar correctamente calculados. Para estar bien calculados deberían cumplir la fórmula round_up(key_length * stripes / sector_size); en este caso: (32*4000) /512 = 250, por lo que tomamos 256 (0x100).

Así que ya que parece que el key-slot8 es “el bueno”, pues marcamos este slot como ENABLED (0x00AC71F3) y retocamos los 8 offsets, quedando algo tal que así:



Ahora nos disponemos a probar otra vez los 25 passwords y tenemos éxito con el número 18: “shadow”.

Así que ahora vemos qué pinta tiene el disco:




Y vemos que la tabla de particiones es GPT, y que fdisk no soporta GPT. Procedemos a utilizar parted:



Y aparecen tres particiones, una XFS, una EXT2 y una FAT32. Haciendo uso de los dispositivos de loop las vamos montando una a una. Por ejemplo:

losetup -o 44040192 /dev/loop2 /dev/mapper/volume1

donde indicamos el offset de la partición, el dispositivo de loop a utilizar y el volumen de disco. Este caso concreto es el de la tercera partición (tras buscar en la primera y la segunda no encontramos el flag).

Y al montar la tercera nos aparece un fichero que se llama “flag.txt”. Quedaba un minuto para que se acabase el CTF y con toda el ansia procedemos a abrir el fichero para encontrarnos un “It’s inside this partition, but hidden ;)”. Agggggggghhhh xD

Bien, después de analizar la partición con el autopsy, no vimos nada relevante en cuanto a ficheros borrados. Utilizando el comando testdisk vemos que en el mismo volumen hay una partición NTFS borrada previamente.



La extraemos del siguiente modo:

dd if=/dev/loop2 of=ntfs2 skip=69632 count=34816

la montamos y vemos que hay un “readme.txt”. Abrimos y…. “You are very near, but it’s even more hidden!”. Mekagüen!! esta gente está loca! ;***, jajaja

De nuevo autopsy, esta vez sobre la partición NTFS y encontramos esto:



Un fichero flag.txt borrado (que no contiene el flag) pero con un Alternate Data Stream que contiene esa secuencia codificada en ROT13. La decodificamos y voilà, ahora sí tenemos flag “NCNd986942b809daa32a6987a7422771a53f59e5a1f02ed700cce43c5196aba749e” (pero el CTF ya ha acabado xD).

Pues parece que si que había que “Dig deeper” para encontrar la bandera ;).

Genial la prueba, muy muy currada. Gracias de nuevo staff de las NcN!! 🙂

“Kicking around SCADA!” en RootedCON 2014

Los pasado días 6, 7 y 8 de Marzo se celebró en Madrid la V edición de las RootedCON. En ella, nuestro compañero Juan Vázquez (@_juan_vazquez_) y yo mismo (@julianvilas) tuvimos la oportunidad de presentar el resultado del trabajo de investigación sobre SCADA que llevábamos realizando los últimos meses.

La ponencia se tituló “Tú a Boston Barcelona y yo a California Tejas. A patadas con mi SCADA!”, y en ella explicamos las vulnerabilidades que encontramos en el producto Yokogawa CENTUM CS3000, un Sistema de Control Distribuido (DCS/SCADA) desplegado en más de 7.600 instalaciones a lo largo del mundo (según el fabricante), utilizado en refinerías, petroquímicas, sector energético, oil&gas, y un largo etcétera de entornos considerados infraestructuras críticas.

Se encontraron vulnerabilidades a nivel de configuración del entorno / software base, a nivel de diseño de los protocolos (ausencia de cifrado, autenticación, control de integridad, etc.), y a nivel de implementación. Estas últimas se corresponden con los advisories publicados por el fabricante y por el ICS-CERT (CVE-2014-0781, CVE-2014-0783, CVE-2014-0784), vulnerabilidades provocadas por desbordamientos de buffer en el stack y en el heap que permiten ejecución remota de código, para las cuales ya se han publicado tanto parches como pruebas de concepto (exploits) en Metasploit Framework.

También hicimos una demostración de posibles acciones de post-explotación una vez comprometido el sistema, en la que troyanizábamos las comunicaciones entre las estaciones de operación (HIS) y el controlador (FCS). Para finalizar la charla contamos también los resultados de escanear internet gracias a la colaboración de Rapid7 y su proyecto Sonar, que realiza este tipo de escaneos.

Podéis ver las slides de la charla en Slideshare, y tan pronto como la organización de RootedCON publique los vídeos actualizaremos el post.

Agradecer desde aquí a la RootedCON y a todos sus asistentes el habernos permitido pasar un tan buen momento.


Solución reto Australia – Final CTF NcN 2013

A continuación la solución al reto de Australia, que por desgracia no nos dio tiempo a resolver en el mismo CTF, pero que hemos resuelto posteriormente y ahora os exponemos.

Al acceder a la IP del servidor correspondiente al país “Australia”, se podía descargar un binario para proceder a su análisis. El binario era un ejecutable de Linux (ELF), que pedía introducir una clave que, principalmente, consistía en el flag que debíamos introducir para obtener la puntuación del juego.

Screen Shot 2013-11-30 at 10.11.14 AM

En el CTF optamos por hacer un reversing estático del programa con IDA, y para ganar tiempo, se obtuvo el código C mediante el empleo de HexRays:

signed int __cdecl main()
 signed int result; // eax@2
 int v1; // [sp+1Ch] [bp-4h]@1
 v1 = malloc(goodboy_len);
 if ( v1 )
 if ( fgets(v1, goodboy_len - 1, stdin[0]) )
 if ( check_buffer(v1, goodboy_len - 2) )
 puts("Winner! Post your flag.");
 fwrite("Sorry, that is not correct.\n", 1, 28, stderr);
 result = 0;
 fwrite("Could not read user input.\n", 1, 27, stderr);
 result = 2;
 fwrite("Could not allocate buffer.\n", 1, 27, stderr);
 result = 1;
 return result;
signed int __cdecl check_buffer(int a1, unsigned int a2)
 unsigned int i; // [sp+Ch] [bp-4h]@1
for ( i = 0; i < a2; ++i )
 if ( not_flag[i] != (*(_BYTE *)(a1 + i) ^ 0xCC) )
 return 0;
 return 1;

Si analizamos el código, se puede observar que el resultado del programa depende del valor de retorno de la función check_buffer(), en la cual el valor del flag XOR’ed con el valor 0xCC debe ser igual al array “not_flag”:

 not_flag[i] != (*(_BYTE *)(a1 + i) ^ 0xCC)

Por lo que para calcular el valor del flag, no hay más que conmutar la función XOR:

0xCC ^ not_flag[i] != (*(_BYTE *)(a1 + i)  

Cabe considerar que la entrada se comprueba BYTE a BYTE, pero eso ya lo analizaremos con detalle más adelante.

Después de varios intentos, pudimos comprobar que el flag no era correcto, por lo que algo fallaba.

Por lo que vamos a utilizar GDB para hacer un análisis dinámico y ver realmente que es lo que se estaba fallando.

Desensamblamos la función check_buffer:

Screen Shot 2013-11-30 at 10.43.11 AM

Analizamos el punto donde se realiza la XOR:

Screen Shot 2013-11-30 at 10.52.05 AM

El BYTE con el cual se realiza una XOR con la entrada del usuario se almacena en la posición -0x7(%ebp).

El siguiente código corresponde al cálculo del valor  que será utilizado para la operación XOR:

0x08048433 <+25>: movl $0xcd000000,-0xc(%ebp) --> -0xc(%ebp) = 0xcd000000
0x0804843c <+34>: mov -0xc(%ebp),%eax --> EAX = 0xcd000000
0x0804843f <+37>: shr $0x18,%eax --> Shift_Right(EAX,0x18) EAX = 0xCD
0x08048442 <+40>: mov %al,-0x7(%ebp) --> -0x7(%EBP) = 0xCD
0x08048445 <+43>: movzbl -0x7(%ebp),%eax --> %eax = 0xCD
0x08048449 <+47>: and $0xf,%EAX--> %eax = 0xd
0x0804844c <+50>: mov %al,-0x5(%ebp) --> -0x5(%ebp) = 0x0d
0x0804844f <+53>: movzbl -0x7(%ebp),%eax --> %eax = 0xcd
0x08048453 <+57>: and $0xfffffff0,%eax --> %eax = 0xc0
0x08048456 <+60>: mov %al,-0x6(%ebp) --> -0x6(%ebp) = 0xc0
0x08048459 <+63>: movzbl -0x6(%ebp),%eax --> %eax = 0xc0
0x0804845d <+67>: mov %eax,%edx --> %edx = 0xc0
0x0804845f <+69>: shr $0x4,%dl --> %dl (0-7bit) = 0xc
0x08048462 <+72>: movzbl -0x5(%ebp),%eax --> %eax = 0x0d
0x08048466 <+76>: shl $0x4,%eax --> %eax = 0xd0
0x08048469 <+79>: add %edx,%eax --> %eax = 0xdc
0x0804846b <+81>: mov %al,-0x7(%ebp) -->0x7(%ebp) = 0xdc

Con GDB no es necesario realizar todos los cálculos, sino únicamente con insertar un breakpoint en el punto en el que se realiza la XOR y ver qué hay almacenado en el registro %eax:

Screen Shot 2013-11-30 at 11.04.07 AM

Por lo que, en lugar de hacer una XOR con el valor 0xCC como se indicaba en el código, realmente se hace una XOR con el valor 0xDC.

Llegados a este punto, únicamente nos queda definir el formato mediante el cual se ha de introducir el flag. 

Según el código analizado, los valores introducidos por el usuario se almacenan en el registro %eax como resultado de la operación XOR, y los valores son comparados byte a byte mediante el uso del registro %al.

Screen Shot 2013-11-30 at 1.23.41 PM

Screen Shot 2013-11-30 at 11.04.07 AM

Los valores son comparados en formato hexadecimal, en cambio los valores son obtenidos de la entrada del usuario mediante la función fgets, por lo que los datos son obtenidos en formato ASCII. Por este motivo, para obtener los valores del flag hay que hacer una XOR del byte de la variable “not_flag” con el valor 0xDC y hacer una conversión a ASCII, tal y como se muestra a continuación:

Screen Shot 2013-11-30 at 1.35.17 PM

Así que para finalizar, solo hay que obtener los bytes de la variable “not_flag”:

Screen Shot 2013-11-30 at 1.38.48 PM

Y automatizar el proceso para obtener el valor del flag:

not_flag = [0xeb, 0xe8, 0xbf, 0xe4, 0xea, 0xbe, 0xba, 0xe4, 
 0xe5, 0xea, 0xe8, 0xea, 0xe8, 0xee, 0xe9, 0xba, 
 0xea, 0xe8, 0xeb, 0xba, 0xbf, 0xba ,0xeb, 0xea,
 0xe8, 0xef, 0xbd, 0xba, 0xed, 0xe9, 0xba, 0xee,
 0xe9, 0xed, 0xbe, 0xed, 0xe4, 0xea, 0xbe, 0xba, 
 0xe9, 0xe4, 0xbd, 0xea, 0xb8, 0xe9, 0xb8, 0xbf, 
 0xeb, 0xb9, 0xbe, 0xe4, 0xbe, 0xba, 0xe5, 0xbf, 
 0xba, 0xbf, 0xe5, 0xb8, 0xec, 0xe8, 0xbf, 0xb8]
puts "Solucion: "
not_flag.each { v | 
 p (0xdc ^ v).chr

Y finalmente, podremos verificar que el flag introducido es correcto 🙂

Screen Shot 2013-11-30 at 1.45.23 PM

Disfrutamos mucho del CTF. Esperamos ansiosos poder participar en otro bien pronto.


Solución reto China – Final CTF NcN 2013

Hace unos días tuvimos la suerte de poder participar en la final del CTF de las No cON Name 2013, organizado por el Security Staff de Facebook.

La verdad, estuvo genial organizado y realmente nos divertimos mucho. ¡Felicidades Facebook & NcN staff! Enhorabuena también a los otros participantes, y en especial a los ganadores 🙂

En el concurso se publicaron un conjunto de servidores, cada uno de ellos correspondiente con un país.

Cada servidor/país podía ser una base o un flag:

  • Las bases contenían retos que podían ser resueltos una vez por cada equipo.
  • Los flags contenían algún tipo de vulnerabilidad que permitía a los equipos capturarlo (el flag). Los puntos se otorgaban por el tiempo que el equipo tuviese en su poder el flag. Básicamente los flags consistían en escribir en el fichero “/tmp/SCORE_POINTS” del servidor en cuestión, el nombre del equipo.

En este post os vamos a explicar como pudimos capturar el flag de China! 🙂

Al realizar un escaneo de puertos contra el servidor, éste presentaba abiertos los puertos 80 y 12345. El segundo era el utilizado por la organización para monitorizar los flags, así que procedimos a acceder al puerto 80.


Y esto era lo que nos encontramos. Lo primero que hicimos, tirar de google translate para traducir el texto en chino. Básicamente era un formulario de login. Al probar a autenticarse, daba un error en el usuario/contraseña, y las pruebas de inyección realizadas no dieron resultado.

Por lo que procedimos a examinar con más detalle las peticiones y respuestas intercambiadas. Para ir al grano, el punto interesante era el proceso de autenticación:


Y ¿qué era lo interesante de este caso?

  1. Un token AntiCSRF en el formulario de autenticación nos pareció un poco raro. Este tipo de tokens se utiliza en formularios que permiten hacer algún tipo de modificación
  2. El token AntiCSRF, tiene pinta de algo codificado (desde luego no de un hash)

Procedimos a su decodificación:


Lo que nos indicaba que era un archivo binario, nos revelaba un path con un archivo .py, nos mostraba un hash y la palabra secret. Volcamos el contenido en un fichero y ejecutamos el comando file:

python 2.7 byte-compiled

Por lo que procedimos a decompilarlo:


Básicamente lo que contenía era una asignación de una variable, siendo el path un metadato del fichero. Por lo que construimos nuestro propio python:


Generamos un fichero byte-compiled (.pyc):

Captura de pantalla 2013-11-07 a la(s) 00.19.04

Lo codificamos en base64:

Captura de pantalla 2013-11-07 a la(s) 00.24.28

Y finalmente hacemos tampering de la petición cambiando el token AntiCSRF por el que hemos generado nosotros, y voilà! habíamos capturado la bandera de China 🙂

Esperamos poder subir en los próximos días alguna solución más 🙂

Un saludo!

SOURCE Barcelona 2011 – Parte 2

Continuando con lo explicado por Juan, os cuento acerca de las charlas en las que estuve presente:

Wfuzz para Penetration Testers

Christian Martorella y Xavier Mendez, de Verizon Bussiness (y de edge-security), nos explicaron ejemplos prácticos de uso de la herramienta Wfuzz: básicamente una herramienta para realizar bruteforcing en aplicaciones Web. Probablemente a muchos de vosotros ya os suene esta herramienta (de hecho no es nueva), que lleva formando parte del arsenal de herramientas de Backtrack desde hace ya algunas ediciones.

La charla se orientó a las mejoras que han incluido recientemente en la herramienta (y que presentaron en el Blackhat Arsenal USA de este año), entre las que destaca la inclusión de un framework para scripting y mejoras en el rendimiento de la herramienta (hablaron de un 60% de mejora, llegando a rates de 900 peticiones por segundo).

Algunas indicaciones básicas acerca de la herramienta:

  • Permite bruteforcing en diferentes puntos de entrada de la aplicación Web, tales como parámetros, cabeceras, recursos, formularios, etc.
  • Se basa en el uso de Payloads (fuentes de datos como ficheros, la entrada estándar, rangos, nombres, etc.), Encoders (codificación de los Payloads en múltiples formatos como URL encoding, URL encoding doble, etc.), Iteradores (controlan la estrategia de fuzzing a utilizar), Printers (formatos para la salida de resultados) y, como novedad, los Plugins.
  • Permite la creación de baselines, para luego poder esconder valores que formen parte de la misma y así detectar anomalías más rápidamente.

Y ahora las partes que más me gustaron o que me parecieron más relevantes en la presentación:

  • Es una herramienta “artesanal”, potente y útil en la realización de pentesting, pero que requiere de conocimiento por parte de quien la esté utilizando. NO es un escáner de vulnerabilidades Web.
  • Se puede integrar con la herramienta Magictree (lectura de página y vídeo de ejemplo recomendados), permitiendo retroalimentar resultados. Es decir, los resultados que tengamos cargados en Magictree (que pueden provenir de otras herramientas) pueden ser nuevos objetivos para Wfuzz, quien además puede exportar los resultados de nuevo a Magictree.
  • Permite realizar password guessing siguiendo diferentes aproximaciones: Scan Vertical, Horizontal, Diagonal, Tres y Cuatro Dimensiones, etc. (terminología empleado por Robert “Rsnake” Hanson en su libro).
  • Existen plugins ya disponibles para, por ejemplo, algo tan útil como tomar screenshots de las Webs que cumplan con las condiciones que establezcamos para el fuzzing.

Para profundizar más podéis ver las slides de la presentación, y trastear con la herramienta 😉

Advanced (Persistent) Binary Planting

Esta charla impartida por Mitja Kolsek, personalmente me gustó mucho. En ella se habló acerca del Binary Planting, que para los que no conozcáis el término, comentaros que hace referencia a una vulnerabilidad que ya tiene algo de tiempo y que se reavivó a mediados del 2010 por algunos nuevos vectores de explotación de la misma. Básicamente reside en el mecanismo de carga de librerías de forma dinámica por parte de aplicaciones.

Uno de los puntos fuertes de la charla es que fue muy práctica, y se mostró que encontrar aplicaciones vulnerables aun es factible a día de hoy. Mitja nos mostró como utilizando el Proccess Explorer de las Sysinternals, encontrar bugs de este tipo era una tarea casi para todos los públicos :).

Y qué comenta la charla acerca de la persistencia? Pues una estrategia bastante original:

  • Los navegadores Web más utilizados en plataformas Windows, por defecto descargan los archivos a la carpeta de “Descargas”
  • Si nos bajamos un instalador (pe. el instalador de la Java Virtual Machine) a la carpeta de descargas, esta carpeta será considerada por el SSOO como su carpeta de instalación, por lo que cualquier librería que quiera cargar el binario de forma dinámica será buscada primero en este directorio (independientemente del current working directory)
  • Algunos navegadores (pe. Chrome) son vulnerables a ataques de clickjacking para la descarga de archivos! Es decir, podríamos engañar a la víctima (usuaria de Chrome) mediante algún juego, consiguiendo que sin darse cuenta se descargase algún archivo .dll o .exe a la carpeta de “Descargas”, que pudiera ser utilizado en un futuro por algún instalador que cargase una librería con ese nombre.

Hown NOT to do a Penetration Test

Esta charla, de carácter más teórico, fue impartida por Stefan Friedli, impulsor del Penetration Testing Execution Standard (PTES). Una metodología para planificar, gestionar y ejecutar un Pentest.

Stefan Friedli en Sourceconference Barcelona 2011

Algunos de los comentarios de Stefan fueron:

  • “una compañía que no realiza ninguna tareas de seguridad no realiza un pentest, necesita primero arreglar su situación”
  • “una forma para discriminar un buen pentester de un no tan buen pentester puede ser el hecho de que utilice alguna metodología, como PTES”
  • “es importante la definición de un correcto alcance en un pentest, pues a una compañía le importarán más aquellas cosas que puedan afectar a su negocio”
  • “es importante que los pentesters no se centren únicamente en la explotación de vulnerabilidades, existen otras tareas importantes en la ejecución de un pentest.

Una charla interesante que generó algo de debate, acerca de los umbrales de calidad y lo que al final los clientes finales suelen valorar más (el precio).

La verdad es que las conferencias estuvieron muy bien, el lugar en el que se celebran excelente, y como siempre el ambiente muy agradable. Esperemos poder repetir para el año que viene 😉

Un saludo!

SOURCE Barcelona 2011 – Parte 1

Después de haber podido pasar un rato en las SOURCE de Barcelona, tengo que decir que  ha sido una experiencia muy muy recomendable, charlas de buena calidad, en un entorno relajado y donde las horas se pasan rápido! Un entorno ideal para disfrutar de la seguridad y aprovechar para compartir un momento con buena gente!

Y ahora si, repaso de algunas de las charlas, pertenecientes a la tarde del miércoles 16 de noviembre.

Metasploit: Hacker’s Swiss Army Knife

Charla super dinámica, de Jonathan Cran (Rapid7) y Joshua Smith (JHUAPL), en la que se hizo un repaso de la arquitectura de metasploit y, posteriormente, se vieron toda una serie de casos prácticos para sacarle el máximo partido a Metasploit!

Se vieron desde las diferentes posibilidades que ofrecen los “resource files” para la automatización de tareas hasta la creación de un bot para IRC para controlar metasploit vía RPC!

Una charla super entretenida, y muy muy valiente, en la que se se prepararon diferentes demostraciones para enseñar en directo! Por cierto, en el siguiente repositorio de jcran podéis encontrar algo de los materials de la conferencia, muy recomendable echarle un ojo: https://github.com/jcran/source_barcelona_2011/

RESTful Services, the Web Security Blind Spot

Ofer Shezaf (Hewlett Packard) repasa los servicios RESTful, sus características y peculiaridades, así como las consideraciones a tener en cuenta a la hora de revisar la seguridad de este tipo de servicios Web, y algunas ideas para automatizar (fuzzing) la revisión de éstos.

Charla esta vez más teórica, donde, eso sí, los contenidos se explicaron de una manera muy clara.

Security Goodness with Ruby on Rails

Desde el “spanish track”, Daniel Pélaez (Gotham Digital Science) hizo un repaso (mucho más que un repaso!!!) de la tecnología Rails, repasando el paradigma MVC para el desarrollo de aplicaciones Web, algunos detalles de la implementación concreta de Rails y después, seguridad seguridad y seguridad en Rails 🙂

Se explicaron desde vulnerabilidades más específicas de estos entornos, por ejemplo, “mass-assignments” hasta como afectan vulnerabilidades más tradicionales en entornos Web como Cross-Site Scripting o SQL Injection.

Un punto muy fuerte de la charla es que no se conformó con ver como romper aplicaciones Rails, sino que también se repasaron las salvaguardas que ofrece el entorno Rails para evitar diferentes tipos de vulnerabilidades, así como plug-ins de terceros para implementar características relacionadas con la seguridad como la autenticación o la autorización de la aplicación . Lo dicho, una charla muy muy completa!

SOURCE Barcelona 2011

En primer lugar disculparnos por esta temporada de sequía de posts, pero ya sabéis, con la que está cayendo ahí fuera a veces el trabajo no te deja demasiado tiempo para más.

Volvemos con ilusión renovada para informaros de que la próxima semana tendrán lugar las SOURCE Barcelona 2011, y que Testpurposes.net estaremos allí! 😉

El schedule comienza con trainings los días 14 y 15, y las ponencias el 16 y 17 de Noviembre. Este año con la novedad de disponer de un track totalmente en castellano con excelentes ponentes, a los que queremos apoyar a tope!


Os animamos encarecidamente a que vayáis ya que, según nuestra experiencia en ediciones anteriores, podréis disfrutar de una organización excelente, unas charlas de calidad y, en general, un ambiente excepcional. Para los que no podáis ir, desde Testpurposes.net haremos seguimiento de las diferentes charlas.

Podéis informaros de los horarios y demás en la página oficial:

Recordad que si sois estudiantes, o si sólo estáis interesados en asistir al track en castellano, disponéis de opciones de registro con un coste más asequible. Asimismo desde la comunidad DragonJAR se ofrece un suculento descuento del 25% si no tenéis aun la entrada comprada.

Esperamos veros allí!