Yogi Gao发表于 2017.7.24

2016年1月Forcepoint安全实验室报告了一个通过邮件进行传播的Ursnif银行木马，它在初始HTTP请求中使用“Range“特征来规避检测。

在2017年7月我们在一封恶意邮件中发现了Ursnif的新变种，附件中是一个加密的word文档，解密密码在邮件的正文中。正如2017年4月以来记录的几个Ursnif的活动，这个word文档包含了几个混淆过的VBS文档，通过WMI来载入恶意DLLs。

然而，这些例子中出现了一些新的特征，包括使用鼠标位置的组合来进行反沙盒，和使用文件的时间戳来解码他们的内部数据，并从Thunderbird应用中偷窃数据。

诱饵邮件的一个例子如下所示：

在解密之后，它显示了三个以“docx“为扩展名的OLE文档图标，它诱惑用户去双击它们（如下图）。

事实上，他们的文件属性表明他们是三个VBS脚本，包含同样调试混淆过的代码，使用大量垃圾脚本来掩盖正常的逻辑。

一旦脚本被触发，它就会从“hxxp://46. 17.40[.]22/hyey.pnj”处下载恶意软件。如果失败了,它就会从另一个网站进行下载：“hxxp://inshaengineeringindustries[.]com/head.pkl”，这些文件事实上是可以通过WMI载入的DLL文件：

rundll32 [malwarepath] DllRegisterServer

恶意DLL被加壳，并填充了大量垃圾代码以防止对其进行静态分析。在运行时，它会下载第二个DLL文件，并把这个新的DLL文件映射到当前地址，并修复IAT和重定位表，最后跳转到入口点执行。

下载下来的DLL文件首先会检测自身的完整性，然后：

分析的剩余部分将重点关注基于鼠标移动反沙盒/解密功能。

这个例子中使用的算法，使用了当前的和先前的鼠标坐标来检测鼠标的移动并避开沙盒环境，因为沙盒环境中鼠标通常是不移动的。它进一步使用了进程产生的值来暴力破解自己的解密密钥。

第一步-产生Key

首先，恶意软件计算上一次和当前鼠标x和y坐标间的D-Value（delta）。然后把.BSS段的相对虚拟地址（RVA）和 “SizeOfRawData”的和，作为基础种子。

把这个基础种子与文件的创建时间（在这个例子中是2017年4月11日）进行XORs（异或）运算，并将得到的值与鼠标移动D-Value的低5位相加，最终的结果作为解密密钥。

第二步-解密.BSS段

恶意软件会进行一个循环运算，在这个运算中，每次把DLL的.BSS段的一个DWORD，和当前的DWORD数据以及上一个DWORD数据进行异或，然后和解密密钥进行异或，将得到的值循环右移count位（count为循环计数器），最终将结果替换掉当前的DWORD数据。

第三步-验证解密密钥

在.BSS段的数据被解密后，从.BSS段的偏移0x61d, 0x619和0x625分别获取三个值，将它们的总和与“0EE553B4E“这个校验和进行比较。如果匹配上了，就会执行余下代码，否则它就会恢复加密的.BSS段，并重新计算一个新的key来进行另一次解密和验证操作。

因为在沙盒环境中，基于鼠标移动的D-Value值总是0，解密出来的BSS段总是不对，它就会循环执行这段解密代码。当在实际的环境中，因为使用的仅仅的D-Value的低5位而不是整个32位，会更有可能得到正确的解密后的段数据。

解密密钥本身是一个重要的全局常量，在随后的解密APIs的代码，一个隐藏的PE文件（在这个变种中是DLL），同步对象，注册表数据，URLs等等中都有使用到。

此外，解密操作在运行时进行，防止内存分析工具转储恶意软件内存的整个明文字符串。

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