[原创]2026腾讯游戏安全竞赛决赛安卓客户端安全分析-CTF对抗-看雪安全社区

# 2026腾讯游戏安全竞赛决赛安卓客户端安全分析文档

## 目录

**1. 分析过程**

- [1.1 前置工作与总体判断](#11-前置工作与总体判断)
- [1.2 Part1 逆向过程](#12-part1-逆向过程)
- [1.3 Part2 逆向过程](#13-part2-逆向过程)
- [1.4 Part3 逆向过程](#14-part3-逆向过程)

**2. 算法逻辑分析**

- [2.1 Part1 算法逻辑与逆算法](#21-part1-算法逻辑与逆算法)
- [2.2 Part2 算法逻辑与逆算法](#22-part2-算法逻辑与逆算法)
- [2.3 Part3 算法逻辑与逆算法](#23-part3-算法逻辑与逆算法)

**3. 安全机制解析**

- [3.1 启动期总览](#31-启动期总览)
- [3.2 机制一：父子进程 ptrace 反调试链](#32-机制一父子进程-ptrace-反调试链)
- [3.3 机制二：目标模块枚举与映射定位链](#33-机制二目标模块枚举与映射定位链)
- [3.4 机制三：/proc/self/fd 目标解析与 linjector 关键字检测](#34-机制三procselffd-目标解析与-linjector-关键字检测)
- [3.5 机制四：/proc/self/task/%s/status 线程状态 anti-Frida 扫描](#35-机制四procselftasksstatus-线程状态-anti-frida-扫描)
- [3.6 机制五：单调时钟差值 watchdog](#36-机制五单调时钟差值-watchdog)
- [3.7 机制六：原生 svc #0 自杀口](#37-机制六原生-svc-0-自杀口)
- [3.8 启动期库内直钩与注册期时序敏感窗口](#38-启动期库内直钩与注册期时序敏感窗口)
- [3.9 最终绕过执行流程](#39-最终绕过执行流程)

**4. 附录文件**

- [4.1 关键脚本](#41-关键脚本)
- [4.2 关键日志](#42-关键日志)

## 1. 分析过程

<a id="11-前置工作与总体判断"></a>
### 1.1 前置工作与总体判断

#### 1.1.1 初赛经验

第一，Godot 安卓题不能先押单线。初赛已经证明，只要一上来就认定“脚本一定是主线”或者“native 一定才是真核心”，后面就很容易在错误方向上投入过多时间。更稳的做法，是先把资源层、对象层、native 层都保留成候选入口，再让证据去决定谁先走。

第二，资源层可见不等于资源层可直接利用。初赛里已经反复遇到过这种情况：APK 里能看见 `.gdc`、场景文件、pack 文件，但它们并不等于可直接阅读的源码，也不等于真实执行时看到的那一份逻辑。这个经验直接影响了决赛的开局判断，也就是不能因为看到了 `project.binary`、`assets.sparsepck`、`token.gdc` 和 `Trigger/*.gdc`，就立刻把主战场押在资源恢复上。

第三，真实样本优先于完整理解。初赛里真正帮助主线快速收束的，从来不是先把所有文件都解释清楚，而是尽快拿到一组真实 `token -> flag` 或真实对象触发样本。因为只有样本到手之后，后面的脚本分析、native 还原、逆算法验证才有硬约束。这个经验到了决赛里依然成立，所以后面的路线才会不断强调“先撞到真块、先看到真输出、先抓到真样本”。

第四，动态窗口必须优先稳定。初赛已经说明，Godot 和 native 混合题如果动态窗口不稳定，后面的对象枚举、脚本实例化、运行时调用、VM trace 全都无从谈起。所以决赛一开始并不是先去深挖某个算法函数，而是先判断启动期和注册期的探针应该落在哪里，才能保证进程真的活着进入主场景。

也正因为有了这四条经验，决赛开局的判断顺序才会显得比较“克制”：先判断哪一层最有机会快速形成闭环，而不是看到哪一层信息多就一股脑扎进去。

#### 1.1.2 题面、APK 结构与三层主战场的最初划分

从 APK 结构上看，题目同时给出了三类非常明显的入口信号：

1. 资源层信号：
   - `project.binary`
   - `assets.sparsepck`
   - `token.gdc`
   - `Trigger/*.gdc`
   - `.gdextension`
2. 对象层信号：
   - 题面直接说明存在四种方块、车辆、左右上下载具操作
   - 这意味着真实场景对象、碰撞体、Label 文本都能成为动态切入点
3. native 层信号：
   - `libsec2026.so`
   - `extension_init`
   - `VMEntry`
   - 多条可疑导入：`ptrace`、`dl_iterate_phdr`、`opendir/readdir/lstat`

因此最初并没有理由武断地认为“题目一定主要靠资源层”或者“题目一定主要靠 VM”。更合理的做法，是先把三层都保留成候选主线，再用证据决定谁先走。

决赛里最终形成的总体分工如下：

1. 资源层负责解决“脚本归属”和“方法名字”。
2. 对象层负责解决“怎么真实触发”和“真实样本是什么”。
3. native 层负责解决“检测机制是什么”和“最后的白盒算法怎么写”。

#### 1.1.3 启动窗口稳定与动态基线建立

本题后续所有实机样本获取、对象层验证、脚本运行时调用和 VM 取证，都建立在启动窗口可稳定利用这一前提之上。因此在进入三个 Part 的具体逆向之前，需要先交代启动期反调试链是如何被压缩到可工作的分析窗口中的。只有这一窗口稳定下来，后面的截图、日志和运行时证据才具备可重复性。

最初的教训是：不要太早把 hook 压到库内直钩上。实际对照现象非常明显：

1. 只观察 `libdl.so!android_dlopen_ext` 和模块出生时，进程可以继续存活
2. 一旦在 `libsec2026.so` 内部关键点过早下 inline hook，进程往往会在注册期前后直接终止

随后又通过线程级隔离实验确认：

1. `thread_ptrace_fork_watch` 可以单独旁路
2. `thread_state_machine_watch` 单独旁路不会立刻崩
3. `thread_phdr_fd_watch` 不能整体 `noop`，否则会直接 `Bad access`

这组实验把策略从“整条守卫线程静音”修正成了“只旁路纯反调试线程，保留兼带初始化职责的线程，只改它看到的危险输入”。这不是风格选择，而是被崩溃现象强制出来的工程结论。

后续之所以采用：

1. 仅旁路 `thread_ptrace_fork_watch`
2. 保留 `thread_phdr_fd_watch`
3. 只对 `strstr` 的可疑模块名做 haystack 改写

本质上就是因为前面的试错已经证明：如果想继续在真机上拿样本、截屏、dump 脚本对象、trace VM，就必须优先保证这条动态基线足够稳定。

本题的总体推进顺序可以概括为下图。

![流程图 1](./upload/attach/202604/1072248_4MKNWWE5367VHF4.png)

因重要程度，反调试/反注入和详细的入口线程、关键字符串、kill gate 具体会在第三章说明，本章节只写逆向分析过程。
稳定动态基线的关键是两步：
1. 只旁路 `thread_ptrace_fork_watch`，不整体删掉 `thread_phdr_fd_watch`。
2. 只在 `libsec2026.so` 发起的 `strstr` 比较里改写可疑模块路径，把 `/memfd:frida-agent-64.so (deleted)` 伪装成正常系统模块名。

对应的关键运行日志如下，已经足够说明启动期模块白名单检查被压制，而进程不会立刻在 `%resume` 后死亡：

```text
[PTHREAD_BYPASS] thread_ptrace_fork_watch start=0x7088cba654
[PTHREAD_SEEN] thread_state_machine_watch start=0x7088cbadc4
[PTHREAD_SEEN] thread_phdr_fd_watch start=0x7088cb97d8
[STRSTR_REWRITE] caller=0x7088cbd1f0
orig_haystack=/memfd:frida-agent-64.so (deleted)
needle=libgodot_android.so
fake_haystack=/system/lib64/libgodot_android.so
```

而在继续给 libc 的 `exit / abort / __assert2` 加观测后，又能看到进程终止前并不会命中这些高层终止接口：

```text
[*] hook exit @ 0x73fc1374f0
[*] hook abort @ 0x73fc132318
[*] hook __assert2 @ 0x73fc132b88
[*] hook android_set_abort_message @ 0x73fc1325d4
...
[STRSTR_REWRITE] caller=0x70898c31f0 orig_haystack=/memfd:frida-agent-64.so (deleted)
Process terminated
```

这组对照意味着：后续所有算法分析都不是在“裸奔环境”里进行，而是在已经穿过启动期检测窗口之后进行的。也正因为如此，后续三条主线才能分别闭环，而不是反复卡死在 attach/spawn 阶段。

<a id="12-part1-逆向过程"></a>
### 1.2 Part1 逆向过程

`Part1` 的关键并不是“先把 native VM 完全逆干净”，而是先确认绿色块到底走哪条真实生成链。这个判断在推进过程中经历过一次明显的路线修正。

最早的直觉是：题目既然显式带有 `libsec2026.so` 和 `VMEntry`，那绿色块很可能也会落进 native VM 主线。因此最初一段时间的工作重点，确实放在了：

1. 沿 GDExtension 注册链枚举类和方法。
2. 观察 `GameExtension.Process(PackedByteArray) -> String` 这类 native 接口。
3. 判断 32 位十六进制中间值是否能直接折叠成 `Part1` 后缀。

但随着样本积累，这个判断被证据推翻了。后续主线改到脚本层，直接原因就是 `trigger2.gd` 的运行时调用结果与真实样本一致。

#### 1.2.1 从场景对象和资源归属定位 `trigger2.gd`

对象层先给出了第一批硬证据。我在外侧挂三类窄目标 hook：`android_dlopen_ext` 用来确认 `libsec2026.so` 何时加载，`pthread_create` 用来识别三条守卫线程并仅旁路 `thread_ptrace_fork_watch`，`strstr` 用来把 `/memfd:frida-agent-64.so (deleted)` 这类危险模块名伪装成正常系统模块路径。主线程 `%resume` 之后，再进入场景树枚举对象。用于稳定这个窗口的关键 Frida 代码如下：

```javascript
const TARGET = "libsec2026.so";
let secBase = null;
function safeCString(p) {
    try {
        return !p || ptr(p).isNull() ? null : ptr(p).readCString();
    } catch (_e) {
        return null;
    }
}

const noopThread = new NativeCallback(function () {
    return ptr(0);
}, "pointer", ["pointer"]);

Interceptor.attach(Module.getExportByName("libdl.so", "android_dlopen_ext"), {
    onEnter(args) {
        this.path = safeCString(args[0]);
    },
    onLeave() {
        if (this.path && this.path.indexOf(TARGET) !== -1) {
            secBase = Process.findModuleByName(TARGET).base;
        }
    }
});

Interceptor.attach(Module.getExportByName("libc.so", "pthread_create"), {
    onEnter(args) {
        const start = args[2];
        if (secBase && start.equals(secBase.add(0x9C654))) {
            args[2] = noopThread;
        }
    }
});

Interceptor.attach(Module.getExportByName("libc.so", "strstr"), {
    onEnter(args) {
        const hay = safeCString(args[0]);
        const needle = safeCString(args[1]);
        if (hay && needle &&
            hay.indexOf("/memfd:frida-agent-64.so") !== -1 &&
            needle.indexOf("libgodot_android.so") !== -1) {
            args[0] = Memory.allocUtf8String("/system/lib64/libgodot_android.so");
        }
    }
});
```

在这个窗口稳定之后，主场景里可以直接枚举到四个关键 `Area3D`：

```text
[AREA] id=43201333021 pos=-12.845476150512695,5.8220415115356445,-15.349905967712402
[AREA] id=43251664672 pos=-14.960197448730469,11.67391300201416,-3.0830507278442383
[AREA] id=43318773540 pos=-13.811505317687988,6.613474369049072,-22.492664337158203
[AREA] id=43385882408 pos=3.749691963195801,4.5928826332092285,-16.55986785888672
```

结合题面和后续实测，这四个对象分别对应：

1. `43201333021`：黄色示例方块。
2. `43251664672`：绿色 `Part1` 方块。
3. `43318773540`：红色 `Part2` 方块。
4. `43385882408`：隐形 `Part3` 方块。

这里还有一个很容易被忽略但实际非常重要的观察：绿色 `Part1` 方块的 `y` 值明显高于其他几个方块，达到 `11.673913...`。这和后续实机截图中“绿色方块在屋顶附近”的画面是互相吻合的。也就是说，绿色块不是“代码上能出分但玩家一定碰不到”的伪目标，而是一个可以直接通过对象层传送验证的真实得分点。

#### 1.2.2 车辆传送与绿色块触发

`Part1` 这条线的第一步动作不是先读脚本，而是先把车移动到绿色块，先确认题面的绿色目标在实机里到底会不会真正出分。场景树里只有一个可控车体，运行时对象为 `VehicleBody3D id=38470157839`，初始位置约为 `(7.119446, 3.489174, -16.001696)`；绿色块 `Area3D id=43251664672` 的位置约为 `(-14.960197, 11.673913, -3.083051)`。因此对象层的第一步，就是把这辆车直接传送到绿色块上方一点，再轮询左上角 `Label` 和右上角 `Label2`。

frida代码如下：

```javascript
const vehicle = objectFromId("38470157839");
const greenTarget = vector3(-14.960197, 12.173913, -3.083051);

variantSet(vehicle, "global_position", greenTarget);
const curPos = variantGet(vehicle, "global_position");
```

也就是先通过 `set(global_position)` 把唯一车体放到绿色块附近，再立即回读位置，确认对象层传送已经生效。完成这一步后，轮询左上角 `Label` 和右上角 `Label2`，就能直接拿到第一组绿色块真样本：

```text
左上角 Label = Token: 16663b2a
右上角 Label2 = flag{sec2026_PART1_879d0d6c}
```

这一步先把对象层的三个关键事实固定了下来：

1. `43251664672` 的确是绿色 `Part1` 真得分块。
2. 右上角输出并不是离线构造出来的，而是现场撞块直接出现的真实结果。
3. 后续所有脚本分析都必须回到这组现场样本上来对齐。

实机截图也对应了同一条对象层链路。下图是绿色块 `Part1` 命中截图，可以看到左上角是实时 `Token: 4a23ab75`，右上角已经显示 `flag{sec2026_PART1_203703fc}`，说明绿色块现场输出和后续恢复出来的脚本算法是一致的。

![图 1-1 Part1 绿色方块实机截图](./upload/attach/202604/1072248_48R9NFEE57VKPHZ.png)

#### 1.2.3 资源归属与 `_fe` 主入口确认

在对象层拿到绿色块真样本之后，再回到资源层补脚本归属。`trigger2.gd` 在运行时可以被 `ResourceLoader` 直接加载、实例化，并且方法列表中能稳定看到以下辅助函数：

1. `_h2b`
2. `_rf`
3. `_xb`
4. `_b2h`
5. `_fe`

这一组命名已经非常关键，因为它同时覆盖了：

1. `hex string -> bytes`
2. 基于 key/round 的字节级处理
3. 字节异或
4. `bytes -> hex string`
5. 最终封装函数

这说明 `trigger2.gd` 并不是简单触发器，而是已经带有完整的脚本级算法管线。

与之形成对照的是 `token.gd`。运行时日志显示，`token.gd` 的方法表只有 `_mk` 和 `_ready` 两个核心方法，并且直接调用 `_mk(8)` 会返回形如 `52303553` 这类 8 位 token。它说明 `token.gd` 负责的是“左上角 token 从哪里来”，而不是“右上角 `Part1` 怎么算”。这一步在过程里也很关键，因为它帮助我们把“token 生成脚本”和“flag 生成脚本”明确分开，避免把两条职责不同的脚本误混在一起。

确认 `trigger2.gd` 之后，下一步并不是继续猜 `_fe` 里面做了什么，而是先在运行时直接把这个方法调起来，看它到底是不是右上角那条真实 flag 链。这里采用的是 Godot 自身的 `ResourceLoader -> script.new() -> Variant.call()` 路线，而不是去手工构造 Java 层假对象。

frida关键代码如下：

```javascript
const script = loadResource("res://Trigger/trigger2.gd");
const instance = variantCall(script, "new", []);

const r1 = variantCall(instance, "_fe", ["16663b2a"]);
const r2 = variantCall(instance, "_fe", ["0ddc38e5"]);
const r3 = variantCall(instance, "_fe", ["d6ca2bda"]);
```

如果 `_fe` 真的是 `Part1` 主入口，那么它对真实 token 的返回值就应该直接等于现场右上角看到的 `Part1` 结果；如果它不是，那这些返回值最多只会是中间态，而不会直接命中最终 flag。

返回如下：

```text
调用 _fe("16663b2a") -> sec2026_PART1_879d0d6c
调用 _fe("0ddc38e5") -> sec2026_PART1_b39e34c8
调用 _fe("d6ca2bda") -> sec2026_PART1_1f5a7f25
```

从这个结果可以直接得到三件事：

1. `Part1` 的真实入口就是 `trigger2.gd::_fe`。
2. 绿色块线路并不要求先把 `libsec2026.so` 里的 VM 作为主分析对象。
3. native `GameExtension.Process` 虽然仍然参与中间态计算，但它不是最适合拿来做第一性定位的入口。

#### 1.2.4 `_fe` 上游的方法链与常量恢复

在 `_fe` 被确认后，后续工作就从“猜它做了什么”切换成“把它拆干净”。这里没有直接去看 native，而是继续沿 Godot 运行时对象本身往前推：既然 `trigger2.gd` 的方法表里已经有 `_h2b / _rf / _xb / _b2h`，那么最稳的做法就是把这些 helper 一个个直接调出来。

对应的 Frida 调用方式如下：

```javascript
const keyUtf8 = stringToUtf8Buffer("Sec2026_Godot");
const tokenRaw = variantCall(instance, "_h2b", ["16663b2a"]);
const rfOut = variantCall(instance, "_rf", [tokenRaw, keyUtf8, 8]);
const xbOut = variantCall(instance, "_xb", [tokenRaw, rfOut]);
const rfHex = variantCall(instance, "_b2h", [rfOut]);
const xbHex = variantCall(instance, "_b2h", [xbOut]);
```

首先，脚本中的固定 key 被直接读到：

```text
常量文本 = Sec2026_Godot
UTF-8 十六进制 = 536563323032365f476f646f74
```

其次，`_h2b / _rf / _xb / _b2h` 这条管线也能被逐段验证：

```text
_h2b("16663b2a") -> [22, 102, 59, 42]
_rf(token, key_utf8, 8) -> [249, 58, 13, 95]
_xb(token, rf_out) -> [239, 92, 54, 117]
```

结合这些运行时返回值，可以把 `Part1` 的脚本级结构先写成下面这版伪代码：

```python
KEY = b"Sec2026_Godot"

def rf(block: bytes, key: bytes, round_idx: int) -> bytes:
 out = bytearray()
 for i, cur in enumerate(block):
 key_byte = key[(i + round_idx) % len(key)]
 mixed = cur ^ key_byte
 mixed = (mixed * 7 + round_idx) & 0xFF
 mixed = ((mixed << 3) | (mixed >> 5)) & 0xFF
 out.append(mixed)
 return bytes(out)

def token_to_suffix(token_hex: str) -> str:
    raw = bytes.fromhex(token_hex)
    left = raw[:2]
    right = raw[2:]
    for round_idx in range(8):
        t = rf(right, KEY, round_idx)
        mixed = bytes(a ^ b for a, b in zip(left, t))
        left, right = right, mixed
    return (left + right).hex()
```

因此 `Part1` 的核心为 8 轮 Feistel 结构。

再往前一步看，这条 helper 链本身也非常有“脚本级后处理”的特征：

1. `_h2b` 明确把 8 位 hex token 变成 4 个原始字节
2. `_rf` 明确做“字节 + key + round”的局部混合
3. `_xb` 明确是逐字节异或
4. `_b2h` 明确把结果重新转回 hex

#### 1.2.5 继续比较 native `Process` 和 `_fe` 的返回值

虽然 `Part1` 的主入口已经确认是 `_fe`，但 native `GameExtension.Process` 不能完全略过，因为它正好对应分析过程中一条必须被排除掉的误判路线。当时需要明确区分的是：`Part1` 到底是不是“token 直接进 native -> native 直接出最终后缀”。

为此，在同一批运行时对象上继续做了一个最小对照实验：同一个 `trigger2.gd` fresh instance，一边调用 `_gx.Process(...)`，一边调用 `_fe(...)`，比较两者是否给出同样的结果。对应调用方式如下：

```javascript
const gx = variantGet(instance, "_gx");
const raw = variantCall(instance, "_h2b", ["16663b2a"]);
const nativeOut = variantCall(gx, "Process", [raw]);
const finalOut = variantCall(instance, "_fe", ["16663b2a"]);
```

实际返回如下：

```text
调用 Process(raw_token) -> f29c86f23fe372ac85b529d7ab2e56c8
调用 _fe("16663b2a") -> sec2026_PART1_879d0d6c
```

返回结果说明：

1. `GameExtension.Process` 返回的是 32 位 hex 中间态。
2. `_fe` 返回的才是最后的 `sec2026_PART1_xxxxxxxx`。
3. 因此只盯 native 输出，会把自己带进“32 hex 如何再压成 8 hex”的错误方向。

所以这里应该写成：`GameExtension.Process` 在 `Part1` 里负责给出 32 位 hex 中间态，而 `_fe` 负责把这条中间态重新收缩成右上角看到的 8 位后缀。这样写既符合日志，也能解释为什么早期只盯 native 输出时，始终无法和现场 `Part1` 样本对上。

#### 1.2.6 `Part1` 过程小结

`Part1` 最终可以用一句话概括：先通过对象层拿到绿色块真实触发与真实样本，再通过资源层把 `trigger2.gd::_fe` 确认为主入口，最后把 `_h2b -> _rf -> _xb -> _b2h -> _fe` 收敛成可离线复现的 8 轮 Feistel 结构。

其真实分析链路可以概括如下：

![流程图 2](./upload/attach/202604/1072248_VHWCUY3E8BH2RC2.png)

<a id="13-part2-逆向过程"></a>
### 1.3 Part2 逆向过程
 
 红色块的第一道门槛根本不是算法，而是“碰撞条件不成立”。红块对象 id、坐标和 UI 样本都能稳定对上，说明它就是 `Part2` 真触发点；父 `Area3D` 的各项属性正常而子 `CollisionShape3D.disabled=true`，说明首要阻塞不是算法，而是碰撞被关闭；而 `_h2b(token)` 和 `hex_decode()` 都无法命中 live 样本，则进一步说明 `Part2` 的输入模型必须重建，不能照搬 `Part1`。因此 `Part2` 的分析顺序不是“一上来就读懂脚本”，而是先在对象层确认红块身份、碰撞条件和真实样本，再回头把脚本和 native 逐步压成白盒。

#### 1.3.1 打开红块碰撞属性

对象层首先给出了红块的精确定位。主场景中枚举到的红块对象和其子节点如下：

```text
[PART2_AREA_PICK] red_id=43318773540
red_pos=-13.811505317687988,6.613474369049072,-22.492664337158203

子节点 0 -> id=43352327974 class=CollisionShape3D
```

继续读取红块父节点和子节点属性后，可以看到父 `Area3D` 本身并没有被禁用：

```text
monitoring = true
monitorable = true
scale = (1.0, 1.0, 1.0)
```

真正的限制位在子节点 `CollisionShape3D`：

```text
CollisionShape3D.disabled = true
```

为了确认这不是一次性的读值误判，而确实是 Godot 对象层真正生效的碰撞开关，运行时直接对这个子节点调用 setter，再立刻回读：

```javascript
const area = objectFromId("43318773540");
const shape = variantCall(area, "get_child", [0]);

const before = variantCall(shape, "get_disabled", []);
variantCall(shape, "set_disabled", [false]);
const after = variantCall(shape, "get_disabled", []);
```

把这个布尔位改掉之后，再读回状态就变成了：

```text
CollisionShape3D.disabled = false
```

这一步把题面里“红色方块需要开启碰撞 单个因素”对应到对象层的真实落点说明白了：红块子节点 `CollisionShape3D.disabled = true -> false`。

#### 1.3.2 真实撞块样本：打开红块碰撞后即可直接出分

在红块碰撞开启之后，再把车辆传送到红块位置，实时日志就会出现完整的 `Token` 与 `Part2` flag：

```text
[TELEPORT_DONE] sync loop completed
左上角 Label = Token: 0af8d3ee
右上角 Label2 = flag{sec2026_PART2_aa761e018840980c6d442ae640e8bdbd}
```
![图 1-2 Part2 红色方块实机截图](./upload/attach/202604/1072248_MJCHU2SCEF8YYQP.png)

我们撰写脚本多次重启进程多次传送，得到以下多组输入输出：

1. `35bddf45 -> flag{sec2026_PART2_f1f025a5f11ea16bf1da0eeed81ab2cc}`
2. `1440cbd9 -> flag{sec2026_PART2_2f2c727a1941317644ddfab5be75fb90}`
3. `b83894bf -> flag{sec2026_PART2_ce0c9388bb33d29cc014892533b6db3a}`
4. `db4ff573 -> flag{sec2026_PART2_439ea68fbdb0653e760e305b560ce8c3}`
5. `0af8d3ee -> flag{sec2026_PART2_aa761e018840980c6d442ae640e8bdbd}`

这批红块现场样本构成了后续脚本层与 native 层分析的统一对照基准。

#### 1.3.3 从红块对应脚本收缩到真正的脚本入口

`Part2` 拿到红块真实样本之后，还不能直接进入 native 算法分析。因为此时只能证明“红块能触发 `Part2`”，但还不知道触发后上层脚本到底做了什么：它是直接把 token 原始字节传给 native，还是先做 `hex_decode()`，或者只是负责拼接最终字符串。题目资源里与方块触发最相关的就是 `Trigger/*.gd` 这一组脚本，所以这里先逐个加载这些脚本，确认红块对应的触发逻辑到底落在哪一个文件里，具体代码如下：

```javascript
for (const path of [
    "res://Trigger/trigger1.gd",
    "res://Trigger/trigger2.gd",
    "res://Trigger/trigger3.gd",
    "res://Trigger/trigger4.gd"
]) {
    const script = loadResource(path);
    const instance = variantCall(script, "new", []);
    dumpMethodList(instance);
}
```

在这一轮对照里，`trigger3.gd` 很快就显出与红块线路的直接对应关系。原因是它的方法和函数对象同时暴露出下面这组信息：

1. `_ready` 的 `global_names` 里直接出现 `_w7 | body_entered | connect`；
2. `_w7` 的常量池里直接出现 `"/root/TownScene/Label2"`、`"/root/TownScene/Label"`、`"flag{"`、`"_PART2_"`；
3. `_w7` 的 `global_names` 里直接出现 `text`、`str`、`substr`、`Process`。

也就是说，真正把脚本线路锁到 `trigger3.gd` 上的，是这三层同时成立的结构证据：

1. `_ready` 表现出典型的碰撞信号连接逻辑；
2. `_w7` 直接携带 `Part2` 的字符串模板；
3. `_w7` 同时出现 UI 文本读取和 native `Process` 调用。

在确认脚本对象就是 `trigger3.gd` 之后，才继续往下追它内部的方法入口。这里同样不是先猜 `_w7`，而是先从运行时方法表里把名字枚举出来，再去追对应的 `GDScriptFunction`。用于完成这一步的关键调用如下：

```javascript
const script = loadResource("res://Trigger/trigger3.gd");
const instance = variantCall(script, "new", []);
const methods = dumpMethodList(instance);

const fnReady = findFunctionObject(script, "_ready");
const fnW7 = findFunctionObject(script, "_w7");

dumpField(fnReady, "code");
dumpField(fnReady, "constants");
dumpField(fnReady, "global_names");

dumpField(fnW7, "code");
dumpField(fnW7, "constants");
dumpField(fnW7, "global_names");
```

因此，`_ready` 和 `_w7` 的名字不是根据脚本文件“脑补”出来的，而是先在运行时方法表中被直接枚举到，随后才继续去追它们各自的函数对象。

先看 `_ready`。运行时读到的关键信息如下：

```text
方法名：_ready
global_names：_w7 | body_entered | connect
```

这组信息已经足够说明 `_ready()` 的职责不是生成 flag，而是做信号连接。因为它同时出现了：

1. `body_entered`
2. `connect`
3. `_w7`

这意味着 `trigger3.gd` 的 `_ready()` 会在场景初始化阶段把碰撞信号接到 `_w7`。也就是说，红块被撞到之后，脚本侧真正继续向下执行的入口是 `_w7`，而不是 `_ready()` 自己在做后缀计算。

再看 `_w7` 的函数对象。这里读取到的不是普通字符串，而是 `GDScriptFunction` 自身携带的常量池和全局名信息。其中最关键的是两组内容：

1. 常量池中出现 `"/root/TownScene/Label2"`、`"/root/TownScene/Label"`、`"flag{"`、`"_PART2_"`。
2. 全局名中出现 `text`、`str`、`substr`、`Process`。

仅凭这两组信息，就已经足够把 `_w7` 的职责压缩到一个很小的范围里。它不是：

1. 控制碰撞开关的对象层函数；
2. 做场景树遍历的辅助函数；
3. 再套一层 `Part1` 风格的 `_rf/_xb/_b2h` 脚本链。

它真正关心的是：

1. 读取 `Label` 和 `Label2`；
2. 从 `Label.text` 中截取 token；
3. 调用 `_gx.Process(...)`；
4. 把结果按 `flag{sec2026_PART2_...}` 的格式写回 `Label2.text`。

这里的“结合字节码恢复”，具体指的是：在运行时方法枚举已经锁定 `_ready` 和 `_w7` 之后，再根据 `GDScriptFunction` 中的 `code`、`constants`、`global_names` 去翻译控制流和数据流，而不是只停留在名字匹配层面。继续把 `_w7` 的 `code` 字段、常量池和全局名对照之后，可以把它收敛成下面这版高层伪代码：

```gdscript
func _w7(_ar):
    var label2 = get_node("/root/TownScene/Label2")
    var label = get_node("/root/TownScene/Label")

var token_text = str(label.text).substr(7)
    var token_arg = token_text.to_utf8_buffer()
    var suffix = _gx.Process(token_arg)

label2.text = "flag{" + "sec2026" + "_PART2_" + suffix + "}" + "  "
```

这里的 `_ar` 是 `body_entered` 信号传进来的占位参数，但从函数对象信息和后续样本对照都可以看出，它并不是后缀算法输入本身。红块线路虽然由碰撞事件触发，但真正进入 native 的数据来自左上角 `Label.text.substr(7)` 取出的那 8 位 token 文本。至此，`Part2` 的脚本层职责已经可以明确分成两部分：

1. `_ready()` 负责把红块碰撞信号接到 `_w7`；
2. `_w7()` 负责把 `Label -> token -> Process -> Label2` 这条链推进到底。

#### 1.3.4 通过 direct probe 确认输入是文本字节，不是 `_h2b(token)`

因为 `Part1` 走的是 `_h2b -> _rf -> _xb -> _b2h`，所以一开始我们假设：

1. `Part2` 也许会把 8 位 hex token 先转成 4 个原始字节。
2. 或者至少会先走 `hex_decode()` 之类的路径。

但这个假设必须靠运行时逐个试掉。这里采用的方式不是继续猜字节码，而是直接在 fresh `trigger3` 实例和 `_gx.Process` 上做候选输入对照，把几条最可能的输入路径逐条喂给 native，比谁和红块现场样本一致。对应写法可以概括为：

```javascript
const token = "35bddf45";
const p1 = variantCall(gx, "Process", [variantCall(trigger3, "_h2b", [token])]);
const p2 = variantCall(gx, "Process", [hexDecode(token)]);
const p3 = variantCall(gx, "Process", [toUtf8Buffer(token)]);
const p4 = variantCall(gx, "Process", [toAsciiBuffer(token)]);
```

样本 `35bddf45` 的对照结果如下：

```text
Process(_h2b(token)) -> 6e75e5dc727ee034440adfa94a419c77
Process(token.hex_decode()) -> 4467ff6f4447611d6108bdd88303d4b4
Process(token.to_utf8_buffer()) -> f1f025a5f11ea16bf1da0eeed81ab2cc
Process(token.to_ascii_buffer()) -> f1f025a5f11ea16bf1da0eeed81ab2cc
```

而红块实机样本恰好也是：

```text
35bddf45 -> f1f025a5f11ea16bf1da0eeed81ab2cc
```

这组对照直接说明：

1. `_w7` 喂给 native `Process` 的不是 4-byte token 原值。
2. 输入是 8 个十六进制字符本身的 ASCII/UTF-8 字节。
3. 也就是 `"35bddf45"` 被当成 `[0x33, 0x35, 0x62, 0x64, 0x64, 0x66, 0x34, 0x35]` 使用。

如果不先把输入模型纠正过来，后面对 native 轮函数的恢复就会一直建立在错误明文上，任何中间态都不可能和红块 live 样本对应。因此这里不是“猜测更像 `to_utf8_buffer()`”，而是把 `_h2b`、`hex_decode`、`to_utf8_buffer`、`to_ascii_buffer` 四条路都跑过以后，只有文本字节路径能与红块现场一致。

#### 1.3.5 `Part2` native 收口

与 `Part1` 不同，`Part2` 到了这里并没有停在脚本层，而是顺着 `_gx.Process(token_ascii_bytes)` 继续往 native 核心走，原因如下：

1. `_w7` 负责拼 flag，但它本身没有再对 `Process` 返回值做切片或折叠。
2. 这说明真正的 32 hex 后缀就是 native 直接算出来的。
3. 既然上层输入和输出边界都已经钉死，那么继续追 native 轮函数就是低风险、高收益的下一步。

沿着这条链继续向下，运行时和静态都指向同一条 native 主线：

```text
trigger3.gd::_w7
    -> _gx.Process(token_ascii_bytes)
    -> sub_97704
    -> sub_A936C
    -> sub_A7900
    -> sub_A7194
```

其中 `sub_97704` 对应的是 `Process(PackedByteArray) -> String` 入口包装层，`sub_A936C` 负责把 8-byte token 文本块整理成 native 核心所需的输入格式，`sub_A7900` 主要承担本次调用的上下文装配，而真正持续推进 16-byte state 的核心在 `sub_A7194` 及其一组 helper 周围。

这一步没有直接硬读平坦化伪代码，而是先用本地模拟把“大框架”钉死，再逐个识别 helper 的职责。具体做法是：对 `sub_A936C(0xA936C)` 建立本地模拟环境，只记录几个关键 helper 的命中顺序以及每次进入、退出时的 16-byte state。这样做的目的，是先确认轮函数结构，再回头解释细节，避免一开始就被平坦化状态机淹没。

用样本 `35bddf45` 跑通这一条链之后，命中顺序非常稳定：

1. `sub_A7944`
2. `sub_AAB64(round=0)`
3. round 1..10 循环：
   - `sub_A82C8`
   - `sub_A8F00(round_idx)`
   - `sub_AADE8`
   - `sub_A6F20`
   - `sub_AAB64(round_idx)`
4. round 11：
   - `sub_A82C8`
   - `sub_A8F00(11)`
   - `sub_AADE8`
   - `sub_AAB64(11)`
5. `sub_A84A4`

这一步先把 `Part2` native 核心的骨架钉死了：它不是单轮散装调用，而是一条非常完整的 16-byte 块变换。随后再结合每个 helper 的前后态对比，就能把它们逐层翻译成更容易写进 WP 的结构。

最先被识别出来的是两层固定异或：

1. 输入预处理 `sub_AA9B0`
   - 本质是把输入块和一层固定 16-byte 掩码异或
   - 可以直接写成：
   - `state ^= PRE_XOR_MASK`
   - 常量为：
   - `1d7e8816cf2dff7171ff2dcf16887e1d`
2. `sub_A7944`
   - 表现为另一层固定 16-byte 常量异或
   - 可以直接写成：
   - `state ^= INIT_XOR`
   - 常量为：
   - `de4f8a37c16b59e273ad1f94b806d542`
3. `sub_A84A4`
   - 是尾部固定异或
   - 可以直接写成：
   - `state ^= FINAL_XOR`
   - 常量为：
   - `7ce32891a65df014bb6907d84a35ec80`

再往中间看，轮函数结构也逐步被拆清：

1. `sub_A82C8`
   - 对 16-byte state 逐字节查表
   - 对应一张运行时生成的自定义 `S-box`
   - 因而可以确定这是 `SubBytes`
2. `sub_AADE8`
   - 只做索引搬移
   - 对应的是自定义方向的 `ShiftRows`
3. `sub_A6F20`
   - 是 GF(2^8) 上的 4x4 线性层
   - 约化多项式不是 AES 的 `0x1b`，而是 `0x71`
   - 轮矩阵为：

```text
[06 03 05 02]
[02 06 03 05]
[05 02 06 03]
[03 05 02 06]
```

4. `sub_A8F00`
   - 不是普通置换
   - 本质是“按列重排 + 递推字节流异或”
   - 其中递推字节流满足：
   - `k0 = (0x47 - 0x63 * round_idx) & 0xff`
   - `k_{n+1} = (0x2f - 0x3d * k_n) & 0xff`
5. `sub_AAB64`
   - 不只是异或 round key
   - 还会额外异或一层行偏置：
   - `((round_idx * 0x5b) + row) & 0xff`

把这些 helper 对齐之后，`Part2` 的 native 结构就已经可以在第一章里直接写成下面这版：

1. 输入不是 4-byte token 原值，而是 `8-byte ASCII token`
2. 把这 8 个 ASCII 字节重复两次，形成 `16-byte` 明文块
3. 先做 `PRE_XOR_MASK`
4. 再做 `INIT_XOR`
5. round 0 先做一次 `AddRoundKey`
6. round 1..10 每轮执行：
   - `SubBytes`
   - `permute_round`
   - `shift_rows`
   - `mix_columns`
   - `add_round_key`
7. round 11 执行：
   - `SubBytes`
   - `permute_round`
   - `shift_rows`
   - `add_round_key`
8. 最后再做 `FINAL_XOR`
9. 输出 32 位 hex，并由上层脚本拼成 `flag{sec2026_PART2_...}`

也就是说，`Part2` 并不是“脚本做一点、native 做一点但还说不清怎么分工”的状态，而是已经在第一章这一步收出了完整的分层结构：

1. `trigger3._w7` 负责读取 `Label.text.substr(7)`、把 token 变成文本字节、调用 `Process`、再拼回 `Label2`
2. `sub_97704 -> sub_A936C -> sub_A7900 -> sub_A7194` 负责真正的 16-byte 块变换
3. 最终输出后缀就是这条 native 变换的直接结果

到这里，`Part2` 的脚本层和 native 层分工已经固定下来：脚本层负责读取 `Label.text.substr(7)`、整理输入并拼接最终 flag，native 层负责实际生成 32 位后缀。

#### 1.3.6 `Part2` 过程小结

`Part2` 这一条线的核心经验可以概括为：

1. 先解决红块无碰撞属性。
2. 先用对象层把限制因素打掉，拿到真样本。
3. 再回到脚本层定位 `_w7`。
4. 最后通过输入模型纠偏，把 native 侧完整白盒收口。

其真实推进链如下图所示：

![流程图 3](./upload/attach/202604/1072248_Q5AWZJKZBA4CK25.png)

<a id="14-part3-逆向过程"></a>
### 1.4 Part3 逆向过程

从目前来看 `Part3` 至少存在四种可能。第一种是继续沿用 `Part2` 的对象层思路，只改一个碰撞位；但很快发现父 `Area3D` 的 `monitoring / monitorable / scale` 也一起被关掉，这条路立刻就不够用了。第二种是怀疑 `label2.gd` 会像 `trigger3._w7` 一样自己拼 flag；后来 `_k7w / _ready / _process` 被白盒恢复后，确认它只负责显示。第三种是怀疑 `trigger4.gd` 直接在脚本里算完整后缀；可它的元数据更像显隐、状态推进和信号发射脚本，而不是字符串算法脚本。最后剩下的那条路线，就是真正的 native VM 主线。也就是说，`Part3` 不是靠一次命中就锁定入口，而是靠一轮轮排除错误入口，最后才把问题压回 VM。这一点也解释了为什么 `Part3` 的过程文字必须写得比 `Part1` 和 `Part2` 更细，因为它真正难的不是公式本身，而是入口收缩过程。

#### 1.4.1 隐形块不是不存在，而是被多重条件共同关闭

对象层先给出了隐形块的精确定位：

```text
[PART3_AREA_PICK] hidden_id=43385882408
hidden_pos=3.749691963195801,4.5928826332092285,-16.55986785888672
```

对它的父子节点继续读属性之后，可以立刻看到它和红块的差异。红块只有子节点碰撞被关掉，而隐形块在父节点上就已经同时关闭了多个开关：

```text
monitoring = false
monitorable = false
scale = (1.0, 1.0, 1.0)
CollisionShape3D.disabled = true
```

运行时对这四个条件做的不是内存硬写，而是沿 Godot 对象接口逐项改值、逐项回读：

```javascript
const area = objectFromId("43385882408");
const shape = variantCall(area, "get_child", [0]);

variantSet(area, "monitoring", true);
variantSet(area, "monitorable", true);
variantSet(area, "scale", vector3(8.0, 8.0, 8.0));
variantCall(shape, "set_disabled", [false]);
```
而是对象层可以直接看到的四个具体状态：

1. 父 `Area3D.monitoring = false`
2. 父 `Area3D.monitorable = false`
3. 父 `Area3D.scale = (1,1,1)`
4. 子 `CollisionShape3D.disabled = true`

进一步把这四项全部改掉之后，日志就会变成：

```text
monitoring = true
monitorable = true
scale = (8.0, 8.0, 8.0)
CollisionShape3D.disabled = false
```

#### 1.4.2 拿真实样本

把多因素条件打开之后，再把车辆传送到隐形块坐标，就能在右上角直接看到 `Part3` 真实 flag。第一组关键日志如下：

```text
[TELEPORT_DONE] sync loop completed
左上角 Label = Token: f7bd8cb9
右上角 Label2 = flag{sec2026_PART3_59c17f8a42cb35e6}
```

另一轮独立复验时又拿到了第二组样本：

```text
左上角 Label = Token: 10f2bd71
右上角 Label2 = flag{sec2026_PART3_f51a0761891b5a8a}
```

这一步的意义非常大，因为 `Part3` 从这一刻开始不再是“没有真实输出的黑盒 VM 题”，而是变成了“已有真实 `token -> suffix` 样本的 VM 白盒题”。后面的所有 static/dynamic 工作，都是围绕这些真样本来约束和验证的。

也正是从这一刻开始，`Part3` 的路线不再适合继续留在“只看对象层”阶段。因为一旦真实样本已经出现，后面最关键的问题就变成：

1. 上游到底是谁把这 16 位后缀算出来的
2. 这 16 位后缀是如何从 token 演化出来的

这两个问题都不可能只靠继续改碰撞属性来回答，所以流程必须继续往脚本和 native 层收束。

这也是 `Part3` 和 `Part2` 的另一个重要差别。`Part2` 拿到红块 live 样本后，脚本层几乎立刻就能给出 `_w7 -> Process` 的清晰入口；而 `Part3` 即使拿到 live 样本，脚本层仍然没有出现一个类似 `_fe / _w7` 那样明显“读 token -> 出后缀”的函数。因此 `Part3` 的 live 样本更像是“给 native 收口提供约束”，而不是“直接暴露脚本入口”。

对应截图已经整理进提交目录。图中左上角是实时 `Token: 32b3d131`，右上角已经显示 `flag{sec2026_PART3_e469db00e99fa597}`。

![图 1-3 Part3 隐形方块实机截图](./upload/attach/202604/1072248_6GDV62CFGDYH3PV.png)

#### 1.4.3 第二个问题：`label2.gd` 到底是算法入口，还是只是显示器

拿到 `Part3` 真样本之后，右上角的 `Label2` 自然会成为优先怀疑对象。因为它直接显示 flag，所以需要先弄清楚：它是像 `trigger3._w7` 一样自己生成字符串，还是只是一个被动显示器。这里采用的方法和 `Part2` 一样，先从运行时把 `label2.gd` 的函数对象吐出来，再看 `FN_CODE / FN_CONSTANTS / FN_GLOBAL_NAMES`。也就是说，先回答“它到底有哪些方法、这些方法用到了哪些常量和全局名”，再决定要不要继续把它当算法入口追。

运行时读取 `label2.gd` 函数对象时，核心动作可以概括为：

```javascript
const script = loadResource("res://label2.gd");
const fnK7w = findFunctionObject(script, "_k7w");
const fnReady = findFunctionObject(script, "_ready");

dumpField(fnK7w, "code");
dumpField(fnK7w, "constants");
dumpField(fnReady, "global_names");
```

`label2.gd::_k7w(p_arg)` 的函数对象恢复后，能被直接翻译成如下伪代码：

```gdscript
func _k7w(p_arg):
    _q2m = p_arg
    if _q2m.length() > 0:
        text = _q2m
```

而 `_ready()` 的字节码则说明它会主动去找一组 `Trigger`，把它们的 `collided_with` 信号全部连到 `_k7w`：

```gdscript
func _ready():
 var arr = []
 var i = 1
 while i < 5:
 var path = "/root/TownScene/Trigger" + str(i)
 var node = get_node(NodePath(path))
 arr.append(node)
 i += 1

for node in arr:
        node.collided_with.connect(_k7w)
```

也就是说，`label2.gd` 在 `Part3` 线路中的职责非常纯粹：

1. 它是一个 UI 聚合器。
2. 它负责订阅多个 `Trigger` 的 `collided_with` 信号。
3. 上游谁发来字符串，它就显示谁。

这个判断很关键，因为它把一条非常容易走偏的路线明确关掉了：`Part3` 最终 suffix 不是在 `label2.gd` 里拼出来的。`label2` 只是显示层，不是算法层。

从这批函数对象里看到的结果很明确：`_k7w` 只把传入字符串写到 `text`，`_ready` 只负责把一组 `Trigger` 的 `collided_with` 信号连到 `_k7w`，`_process` 也只是简单维护内部计数。因此这里应该写成：通过运行时函数对象 dump，可以把 `label2.gd` 从算法入口里排除掉，它在 `Part3` 线路中只承担输出职责。需要补充的一点是，这批函数对象数据吐完以后现场最终出现了 `SIGBUS`，但关键的 `FN_RESOLVED / FN_CODE / FN_CONSTANTS / FN_GLOBAL_NAMES` 已经在崩溃前完整拿到，所以这个崩溃不会影响结论；相反，它说明继续扩大 `label2` 探针只会增加噪声，收益已经很低。

#### 1.4.4 于是 `trigger4.gd` 的角色也被重新定义

把 `label2.gd` 排除之后，`trigger4.gd` 的职责边界就需要重新定义。这里不是直接根据文件名去猜它“应该负责隐藏块”，而是先把这个脚本在运行时真实暴露出来的方法、属性、信号全部列出来，再继续读取关键方法对应的函数对象。也就是说，这一步分成两层：

1. 先用脚本列表接口确认 `trigger4.gd` 到底暴露了什么；
2. 再对 `_m3`、`_ready`、`_process` 这几个方法继续读取 `GDScriptFunction` 的 `code / constants / global_names`。

第一层用到的是 Godot 自带的脚本反射接口，而不是离线猜测。对应的运行时调用可以概括为：

```javascript
const script = loadResource("res://Trigger/trigger4.gd");
const instance = variantCall(script, "new", []);

const methods = variantCall(instance, "get_script_method_list", []);
const props = variantCall(instance, "get_script_property_list", []);
const signals = variantCall(instance, "get_script_signal_list", []);
```

也正是通过这一步，先把 `trigger4.gd` 的基础元数据稳定取了出来。当前已经能直接列出的运行时元数据如下：

1. 方法：`_m3()`、`_ready()`、`_process(_d)`
2. 属性：`_f0`、`_f1`、`_tv`、`_ix`、`_gx`、`_rv`
3. 信号：`collided_with(name)`

其中：

1. 方法列表来自 `get_script_method_list()` 的返回值；
2. 属性列表来自 `get_script_property_list()` 的返回值；
3. 信号列表来自 `get_script_signal_list()` 的返回值。

这一步的意义是先把 `trigger4.gd` 的轮廓固定下来。仅从这个轮廓就已经能看出，它和 `trigger2.gd`、`trigger3.gd` 很不一样：方法更少，属性更偏状态位和插值量，信号里还直接带了 `collided_with(name)`。因此后面的重点不是去找一个像 `_fe`、`_w7` 那样显眼的字符串入口，而是继续判断这些方法里谁更像显隐和状态推进逻辑。

第二层才是函数对象恢复。这里沿用前面 `trigger3.gd` 那套方法，对 `_m3`、`_ready`、`_process` 分别定位 `GDScriptFunction`，再读取关键字段：

```javascript
const fnM3 = findFunctionObject(script, "_m3");
const fnReady = findFunctionObject(script, "_ready");
const fnProcess = findFunctionObject(script, "_process");

dumpField(fnM3, "code");
dumpField(fnM3, "constants");
dumpField(fnM3, "global_names");

dumpField(fnReady, "code");
dumpField(fnReady, "constants");
dumpField(fnReady, "global_names");

dumpField(fnProcess, "code");
dumpField(fnProcess, "constants");
dumpField(fnProcess, "global_names");
```

其中 `_m3()` 的常量池是：

```text
MeshInstance3D | <null> | 1.0 | 0.2 | 3.0 | 0.1
```

全局名是：

```text
rotation | y | position | scale
```

这说明 `_m3()` 更像可视化/动画更新 helper，而不是 flag 生成函数。再结合 `_process(_d)` 的函数对象里只出现 `Tick` 和 `_m3` 两个全局名，就可以把 `trigger4.gd` 的角色收敛为：

1. 负责隐藏块显隐、状态推进、碰撞启用。
2. 在条件满足后，通过 `collided_with(name)` 把某个字符串往 `label2` 送。
3. 它自身并不像 `trigger2._fe`、`trigger3._w7` 那样直接暴露完整字符串算法。

到这里，`Part3` 的对象层职责已经明确分层：

1. `trigger4.gd`：负责“什么时候能触发”。
2. `label2.gd`：负责“触发后显示什么”。
3. native VM：负责“真正 16 hex suffix 是怎么算出来的”。

这三个角色一旦分清，后面的每一步就都变得更可解释了：

1. 对象层继续负责拿样本、做截图、验证触发条件
2. 脚本层继续负责确认信号是怎么接起来的、字符串是怎么送到 Label2 的
3. native 层继续负责最后的数学结构恢复

也就是说，`Part3` 看上去最复杂，但实际上在中后期反而是职责分层最清楚的一条线。

如果把这一阶段的角色拆分用一句话概括，那就是：隐形块 `Area3D#43385882408` 提供真实触发条件和多因素 patch 落点，`trigger4.gd` 负责控制显隐、状态推进和信号发射，`label2.gd` 只负责接收上游字符串并显示到右上角，而真正的 16 位后缀生成核心则落在 `VMEntry / vm_dispatch_opcode_f / worktrace` 这条 native VM 链上。角色一旦这样分清，后面的每一层工作才不会互相混淆；这也是为什么后续的 VM 分析不再需要反复回头解释“这到底是不是 UI 层脚本在干活”。

#### 1.4.5 回到 native VM

在 `Part3` 里，native VM 确实最终成为主战场，但和最初直接盯 `VMEntry` 时已经完全不同。此时它手上已经有了：

1. 隐形块的真实触发条件。
2. 多组真实 `token -> suffix` 样本。
3. `label2` 只是显示层的结论。
4. `trigger4` 更偏向状态推进层的结论。

在这个前提下，`Part3` 的 native 逆向不是从“整条 VM 指令全翻译”开始的，而是先把几个必须先坐实的层次逐个钉住。实际过程分成了四步。

第一步，先把 host 侧注册关系钉死。回到 `vm_init_state_blobs(0xA9A7C)` 这条初始化链后，先不急着看算法，而是优先确认它到底把哪些 callback 挂进了 VM 环境。静态上可以直接看到两处关键注册点：

1. `0xAA564`：注册 `opcode 0x65 ('e') -> VMEntry`
2. `0xAA588`：注册 `opcode 0x66 ('f') -> vm_dispatch_opcode_f`

这一步的意义是先把“输入 callback”和“输出 callback”分清。也就是说，后面动态观察时，不是盲目地去找“哪一段代码像算法”，而是已经知道：

1. `VMEntry` 负责输入侧；
2. `vm_dispatch_opcode_f` 负责输出侧；
3. 真正的运算过程应该落在两者之间的 VM 工作区推进里。

第二步，先把三段虚拟区和它们的 backing 坐实。这里没有一上来就长时间挂整个引擎热路径，而是先在 `vm_init_state_blobs` 返回后读取 record 描述符，确认 VM 运行时到底搭起了哪三块区域。对应的窄目标探针可以概括为：

运行时对 VM 只保留了窄目标 hook。核心思路是：一处看输入进入 VM，一处看输出离开 VM，中间只记录主工作区槽位，而不去长期挂整个引擎热路径。对应的探针可以概括成：

```javascript
Interceptor.attach(base.add(0xA9A7C), {
  onLeave() {
    dumpRecordDesc();
    dumpBytes(record0Backing, 0x100);
  }
});

Interceptor.attach(base.add(0xA6BEC), {
  onEnter() {
    dumpWords(record1Base.add(0x14000), 0x88);
    dumpWords(record2Base.add(0x1cfc8), 0x18);
  }
});

hookOpcode(101, function () {
  dumpBytes(tokenBlobPtr, 8);
});

hookOpcode(102, function () {
  dumpWords(resultPtr, 8);
});
```

用这组探针，先把 VM 的三段 backing 区固定了下来：

1. `record0`：`start=0x10000`，`len=0x4000`，`flags=0x5`
2. `record1`：`start=0x14000`，`len=0x8000`，`flags=0x3`
3. `record2`：`start=0x1c000`，`len=0x1000`，`flags=0x3`

随后再把 `record0` 整段 dump 出来，可以看到它虽然映射长度是 `0x4000`，但真实非零程序区只有约 `0x1523` 字节。这一步直接把三块区域的职责分清了：

1. `record0` 是程序/字节码区；
2. `record1` 是主工作区；
3. `record2` 是 scratch/辅助区。

第三步，先把输入和输出两端的宿主语义钉死。输入侧，`opcode 101 = VMEntry` 这件事，不只来自注册点，也来自 live 行为：`VMEntry` 命中时，输入缓冲会把 token 按 ASCII 视角送入 VM；输出侧，`opcode 102 = vm_dispatch_opcode_f` 则负责把已经算好的两个 32-bit word 格式化成最终 16 位 hex。这里最关键的 live 证据，不是“它被命中了”，而是它命中时栈上两个 word 已经准备好，随后直接写入输出缓冲：

```text
VMDISPATCH_FMT
stack_word0 = ...
stack_word1 = ...
blob1836E0 = ...
```

这说明：

1. `vm_dispatch_opcode_f` 不是最终算术核心；
2. 它承担的是“从 VM 句柄/引用里取出两个 32-bit word，再格式化成 hex”；
3. 因而真正的逆向重点必须继续落回 `record1 / record2` 的阶段推进过程。

第四步，才是 worktrace 级逆向。这里没有把整条 VM 当成黑盒去广撒网，而是只保留几类固定证据：

1. `record0 / record1 / record2` 的区间和权限；
2. `opcode 101 / opcode 102` 的宿主语义；
3. `0x14000 ~ 0x14088` 这一组主工作槽的阶段快照；
4. `0x1cfc8 / 0x1cfd0 / 0x1cfd8` 这一组三元 scratch 窗口。

围绕这几组固定槽位去看 `stage=1..N` 的快照之后，`Part3` 的 VM 推进过程才真正开始变得可写：

1. `stage=1` 不是正式 round，而是 seed 阶段；
2. `stage>=2` 进入重复的 round body；
3. `0x14000 ~ 0x14080` 是主状态槽；
4. `0x1cfc8 / 0x1cfd0 / 0x1cfd8` 是轮尾 rolling scratch；
5. `round_index = stage - 1`。

进一步对比多组样本的 stage 快照后，可以稳定看到几条重复规律：

1. `stage=1` 时，前半个 token half-block 已经被 packed 进主工作区；
2. 从 `stage=2 -> stage=3` 开始，下一轮开头的某些状态槽直接继承上一轮尾部状态；
3. `0x1cfc8` 这一路 scratch 会按固定步长滚动，表现出典型的 round-sum 特征；
4. 把这些滚动关系和静态常量块对齐之后，可以把轮函数压成双字 ARX / TEA-like 变体，而不是散装状态机。

最终这一步收敛出的不是一句“落到 VM 了”，而是完整的逆向过程：

1. 先通过 `vm_init_state_blobs` 和注册点把 `opcode 101/102` 锁死；
2. 再通过 record 描述符把 `record0 / record1 / record2` 的职责锁死；
3. 再通过 `vm_dispatch_opcode_f` 入口 live 把最终输出载体和输出顺序锁死；
4. 最后用 `0x14000 ~ 0x14088` 和 `0x1cfc8 ~ 0x1cfd8` 的阶段快照，把中间那条运算链压成 28 轮双字 ARX 模型。

到这里，`Part3` 的职责划分和 native 逆向过程都已经固定下来：`trigger4.gd` 负责隐藏块的状态推进与信号发射，`label2.gd` 负责右上角显示，而实际生成 16 位后缀的计算层则落在 `VMEntry / vm_dispatch_opcode_f / worktrace` 这一条 native VM 链上。

#### 1.4.6 `Part3` 的样本约束与白盒收口

回顾整个 `Part3` 过程，可以看到它非常符合本题的整体节奏：

1. 先用对象层打开隐藏块多因素碰撞，拿到真样本。
2. 再用资源/脚本层排除错误入口，明确 `label2` 只是显示器。
3. 最后回到 native VM，把工作区和轮函数完整白盒化。

如果一开始就跳过前两步，直接硬拆 `VMEntry`，会面对两个非常麻烦的问题：

1. 不知道真样本是什么，难以约束输出。
2. 不知道上层谁在实际显示 flag，很容易把 UI 层逻辑误判成算法层逻辑。

正因为先把对象层和脚本层职责理顺了，最后 native VM 的白盒收口才变成“有约束的公式恢复”，而不是“无约束的状态机猜谜”。

因此 `Part3` 这条线最值得写进 WP 的，不只是最后那 28 轮公式，而是它是怎样一步步排除错误入口之后才回到 VM 的：

1. 先排除“是否只改一个碰撞因素就够”
2. 再排除“是否 `label2` 本身在生成 flag”
3. 再排除“是否 `trigger4` 直接在脚本里拼完后缀”
4. 最后才把剩余所有证据收束到 native VM

这种排除式推进方式，恰恰是 `Part3` 过程最有说服力的地方。

如果只看最后结论，`Part3` 很像“一道 native VM 数学题”；但从真实分析过程看，它更像“先解对象层门槛，再解脚本层职责，再解 native 数学核心”的三段式题目。也正因为三段都走过，所以最终提交材料里 `Part3` 不应只剩一条 28 轮公式，而应该把这种逐层排除和逐层收束的过程完整保留下来。

这一条主线可以概括为下图：

![流程图 4](./upload/attach/202604/1072248_RJHMJ48D6W3B2HQ.png)

至此，第一章三条主线的真实排查路径已经齐全：

1. `Part1`：通过 `trigger2.gd::_fe` 确认脚本主入口，并把 helper 链拆成 8 轮 Feistel。
2. `Part2`：先恢复红块单因素碰撞，再由 `trigger3.gd::_w7` 把输入边界收缩到文本字节，随后继续追到 native 主算法。
3. `Part3`：先恢复隐藏块多因素触发条件，再排除 `label2` 与 `trigger4` 的算法职责，最后把问题收束到 native VM 工作区与轮函数。

第一章保留这些过程，目的不是重复给出“最后答案”，而是说明三个计分点分别是如何在真实运行环境里被定位、验证和收缩的。后面的第二章之所以可以直接讨论白盒算法，第三章之所以可以把检测机制按评分点逐项展开，前提都是这一章已经把真实触发对象、真实样本、脚本职责和 native 承接关系逐项说明白了。

#### 1.4.7 第一章总执行流程图

为了便于整体阅读，可以把第一章的真实推进顺序压缩成下面这张总图。它不是新的结论图，而是把前面已经展开讲过的三层切换、三条计分线和安全机制整理过程重新放到同一张图里，方便从全局视角理解整场分析是如何一步步收束的。

![流程图 5](./upload/attach/202604/1072248_3PJZ4T6T6BBFMUW.png)

## 2. 算法逻辑分析

<a id="21-part1-算法逻辑与逆算法"></a>
### 2.1 Part1 算法逻辑与逆算法

`Part1` 的最终白盒逻辑完全落在 `trigger2.gd` 脚本 helper 链上，核心结构是 8 轮 Feistel。当前已经分别给出了对应的 Python 实现以及正向、逆向 C++ 实现，三者使用同一套轮函数和样本集。

#### 2.1.1 输入、状态与输出

`Part1` 的输入不是 ASCII 字符串本身，而是 8 位十六进制 token 解析后的 4 个原始字节。

例如：

```text
token = "16663b2a"
h2b(token) = [0x16, 0x66, 0x3b, 0x2a]
```

这 4 个字节再被拆成两个 2-byte 半块：

1. `left = raw[:2]`
2. `right = raw[2:]`

最终输出是：

```text
sec2026_PART1_<8hex>
```

也就是说，`Part1` 的后缀长度固定为 8 个十六进制字符，对应 4 字节结果。

#### 2.1.2 关键常量与轮函数

当前已经确认的唯一核心常量是：

```text
Sec2026_Godot
```

它以 UTF-8 形式进入 `_rf`：

```text
53 65 63 32 30 32 36 5f 47 6f 64 6f 74
```

`_rf` 的精确白盒表达如下：

```python
def rf(block: bytes, key: bytes, round_idx: int) -> bytes:
 out = bytearray()
 for i, cur in enumerate(block):
 key_byte = key[(i + round_idx) % len(key)]
 mixed = cur ^ key_byte
 mixed = (mixed * 7 + round_idx) & 0xff
 mixed = ((mixed << 3) | (mixed >> 5)) & 0xff
 out.append(mixed)
 return bytes(out)
```

这里有三个连续变换：

1. 先和轮偏移后的 key 字节异或。
2. 再做一次乘 `7` 后加 `round_idx` 的 8-bit 线性变换。
3. 最后做 3 bit 左旋。

#### 2.1.3 正向算法

`Part1` 正向算法本质上是一个 8 轮 Feistel 结构：

```python
def token_to_suffix(token_hex: str) -> str:
    raw = bytes.fromhex(token_hex)
    left = raw[:2]
    right = raw[2:]
    for round_idx in range(8):
        t = rf(right, KEY, round_idx)
        mixed = bytes(a ^ b for a, b in zip(left, t))
        left, right = right, mixed
    return (left + right).hex()
```

从数据流看，这一链条可以画成：

![流程图 6](./upload/attach/202604/1072248_NP5ASP6CS9SW2BJ.png)

这个结构解释了为什么 `Part1` 最终既不像 `Part2` 那样生成 32 hex，也不像 `Part3` 那样进入 VM：它本身就是一个脚本层可逆 Feistel 变换。

#### 2.1.4 逆算法的可逆性基础

因为 `Part1` 是标准 Feistel 结构，所以逆向算法不需要暴力搜索，只需要从第 7 轮倒推到第 0 轮：

```python
def suffix_to_token(suffix_or_flag: str) -> str:
    cipher = bytes.fromhex(normalize_suffix(suffix_or_flag))
    left = cipher[:2]
    right = cipher[2:]
    for round_idx in range(7, -1, -1):
        prev_right = left
        prev_left = bytes(a ^ b for a, b in zip(right, rf(left, KEY, round_idx)))
        left, right = prev_left, prev_right
    return (left + right).hex()
```

由于 `_rf` 本身只参与 Feistel 轮函数，而不直接覆盖两个半块，所以不需要单独对 `_rf` 求逆；这也是 `Part1` 逆算法能非常稳定落地成 C/C++ 的原因。

#### 2.1.5 样本验证与双向复核

`Part1` 的复核依据不是单靠离线拟合，而是下面三层证据同时对齐：

1. 运行时直接调用 `_fe(token)`，精确返回真机 `Part1` 样本。
2. `trigger2.gd` 的 helper 链 `_h2b -> _rf -> _xb -> _b2h -> _fe` 已被运行时枚举和局部 probe 验证。
3. Python 版与 C++ 版对真实样本都能正算、逆推。

这一点可以用已验证样本直接说明：

| Token | 正向输出 | 逆向恢复 |
| --- | --- | --- |
| `16663b2a` | `sec2026_PART1_879d0d6c` | `879d0d6c -> 16663b2a` |
| `0ddc38e5` | `sec2026_PART1_b39e34c8` | `b39e34c8 -> 0ddc38e5` |
| `d6ca2bda` | `sec2026_PART1_1f5a7f25` | `1f5a7f25 -> d6ca2bda` |

这三组样本都来自真实运行时 `_fe(token)` 返回值，而不是人工伪造。

<a id="22-part2-算法逻辑与逆算法"></a>
### 2.2 Part2 算法逻辑与逆算法

`Part2` 的白盒逻辑由脚本入口 `trigger3.gd::_w7` 和 native 块变换两部分构成。脚本层只负责输入整形和输出拼接，真正的 32 hex 后缀完全由 native 侧生成。

#### 2.2.1 输入、明文块与输出

`Part2` 最大的特征，是输入 token 不是按十六进制值解析，而是按 ASCII 字节直接进入 native。

例如：

```text
token = "35bddf45"
ascii(token) = [0x33, 0x35, 0x62, 0x64, 0x64, 0x66, 0x34, 0x35]
```

native 入口会把这 8 个 ASCII 字节复制两次，拼成 16-byte 明文块：

```text
state0 = token_ascii[0:8] || token_ascii[0:8]
```

最终输出模板由 `_w7` 负责拼装：

```text
flag{sec2026_PART2_<32hex>}
```

#### 2.2.2 算法整体结构

当前 `Part2` 的白盒主线已经可以写成一条完整的块变换流程：

```python
PRE_XOR_MASK = bytes.fromhex("1d7e8816cf2dff7171ff2dcf16887e1d")
INIT_XOR = bytes.fromhex("de4f8a37c16b59e273ad1f94b806d542")
FINAL_XOR = bytes.fromhex("7ce32891a65df014bb6907d84a35ec80")

def process_part2(token: str) -> str:
    state = token.encode("ascii") * 2
    state = xor_bytes(state, PRE_XOR_MASK)
    state = xor_bytes(state, INIT_XOR)
    state = add_round_key(state, 0)

for round_idx in range(1, 11):
        state = sub_bytes(state)
        state = permute_round(state, round_idx)
        state = shift_rows(state)
        state = mix_columns(state)
        state = add_round_key(state, round_idx)

state = sub_bytes(state)
    state = permute_round(state, 11)
    state = shift_rows(state)
    state = add_round_key(state, 11)
    state = xor_bytes(state, FINAL_XOR)
    return state.hex()
```

可以看到它整体上有 AES-like 的轮结构，但并不是标准 AES。它的 `S-box`、轮重排、`ShiftRows` 方向、`MixColumns` 矩阵和最终 key 异或都被改过，因此必须按题目自己的白盒逻辑实现。

把这条链按算法步骤展开，可以画成下面这张流程图：

![流程图 7](./upload/attach/202604/1072248_6FC374P32J485EH.png)

#### 2.2.3 关键白盒组件

`Part2` 当前最关键的白盒组件如下表：

| 组件 | 已确认逻辑 |
| --- | --- |
| 输入整形 | `token.encode("ascii") * 2` 形成 16-byte 明文块 |
| 预处理 1 | `state ^= PRE_XOR_MASK` |
| 预处理 2 | `state ^= INIT_XOR` |
| `SubBytes` | 使用运行时恢复的自定义 256-byte `S-box` |
| `permute_round(round_idx)` | 不是标准置换，而是“按列重排 + 递推字节流异或” |
| `shift_rows` | 是自定义方向，不是标准 AES 方向 |
| `mix_columns` | GF(2^8) 上的自定义线性层，约化多项式是 `0x71` |
| `add_round_key` | 不仅异或轮密钥，还异或 `((round_idx * 0x5b) + row) & 0xff` 这一层偏置 |
| 尾处理 | `state ^= FINAL_XOR` |

其中 `mix_columns` 的矩阵已经完全确定为：

```text
[06 03 05 02]
[02 06 03 05]
[05 02 06 03]
[03 05 02 06]
```

#### 2.2.4 `permute_round` 与 `add_round_key` 的精确形式

`Part2` 里最容易被误判成“黑盒 helper”的两个组件，其实都已经被压成显式公式。

`permute_round(round_idx)`：

```python
def permute_round(state: bytes, round_idx: int) -> bytes:
    out = bytearray(16)
    key = (0x47 - 0x63 * round_idx) & 0xFF
    for col in range(4):
        for row in range(4):
            out[col * 4 + row] = state[(3 - row) * 4 + col] ^ key
            key = (0x2F - 0x3D * key) & 0xFF
    return bytes(out)
```

`add_round_key(round_idx)`：

```python
def add_round_key(state: bytes, round_idx: int) -> bytes:
    out = bytearray(state)
    base = round_idx * 16
    round_bias = (round_idx * 0x5B) & 0xFF
    for i in range(16):
        out[i] ^= ROUND_KEYS[base + i] ^ ((i & 3) + round_bias)
    return bytes(out)
```

也就是说，`Part2` 并没有保留“只知道调用顺序、还看不懂 helper”的灰色区域；主要 helper 已经全部翻译成了可直接提交的高层伪代码。

#### 2.2.5 逆算法结构

`Part2` 的逆算法同样不是暴力搜索，而是逐层撤销每一个白盒组件：

```python
def reverse_suffix(suffix: str) -> str:
    state = bytes.fromhex(suffix)
    state = xor_bytes(state, FINAL_XOR)
    state = add_round_key(state, 11)
    state = inv_shift_rows(state)
    state = inv_permute_round(state, 11)
    state = inv_sub_bytes(state)

for round_idx in range(10, 0, -1):
        state = add_round_key(state, round_idx)
        state = inv_mix_columns(state)
        state = inv_shift_rows(state)
        state = inv_permute_round(state, round_idx)
        state = inv_sub_bytes(state)

state = add_round_key(state, 0)
    state = xor_bytes(state, INIT_XOR)
    state = xor_bytes(state, PRE_XOR_MASK)

left = state[:8]
    right = state[8:]
    assert left == right
    return left.decode("ascii")
```

这里最后一步的 `left == right` 检查非常关键，因为它正好对应正向阶段里“8-byte token ASCII 重复两次”的输入构造。也正因为这一步成立，逆算法恢复出的前 8 个字节就是原始 token。

#### 2.2.6 样本验证与双向复核

`Part2` 的复核依据可以压缩成下面四层对照：

1. 红块真机碰撞触发拿到了真实 `token -> flag` 样本。
2. `_w7` 已经证明它只是 `Label.text.substr(7) -> to_utf8_buffer()/to_ascii_buffer() -> _gx.Process -> 拼 flag`。
3. 直接 probe 已经证明 `_h2b(token)`、`hex_decode()` 都不命中，只有 ASCII/UTF-8 输入和真样本一致。
4. Python 版与 C++ 版对所有真实样本均可正算、可逆推。

当前已经验证通过的样本如下：

| Token | 正向输出 |
| --- | --- |
| `35bddf45` | `flag{sec2026_PART2_f1f025a5f11ea16bf1da0eeed81ab2cc}` |
| `1440cbd9` | `flag{sec2026_PART2_2f2c727a1941317644ddfab5be75fb90}` |
| `b83894bf` | `flag{sec2026_PART2_ce0c9388bb33d29cc014892533b6db3a}` |
| `db4ff573` | `flag{sec2026_PART2_439ea68fbdb0653e760e305b560ce8c3}` |
| `0af8d3ee` | `flag{sec2026_PART2_aa761e018840980c6d442ae640e8bdbd}` |

逆向也已全部命中：

| 后缀 | 恢复 Token |
| --- | --- |
| `f1f025a5f11ea16bf1da0eeed81ab2cc` | `35bddf45` |
| `2f2c727a1941317644ddfab5be75fb90` | `1440cbd9` |
| `ce0c9388bb33d29cc014892533b6db3a` | `b83894bf` |
| `439ea68fbdb0653e760e305b560ce8c3` | `db4ff573` |
| `aa761e018840980c6d442ae640e8bdbd` | `0af8d3ee` |

到这里，`Part2` 已经满足题面对算法实现和逆算法实现的双向要求。

<a id="23-part3-算法逻辑与逆算法"></a>
### 2.3 Part3 算法逻辑与逆算法

`Part3` 是三个 Part 里 native 色彩最强的一条，但它最终也已经收口成纯白盒实现，不依赖 `libsec2026.so`、Frida 或运行时黑盒接口。当前已经分别给出 Python 版本、头文件定义以及正向、逆向 C++ 版本，它们都基于同一套显式公式。

#### 2.3.1 输入打包方式

`Part3` 的第一步不是把 token 当 32-bit 十六进制值使用，而是把 8 位 token 当作 8 个 ASCII 字符，然后分成两个 4-char 半块，各自按小端打包成 32-bit 整数：

```python
def pack_ascii_u32(text4: str) -> int:
    return int.from_bytes(text4.encode("ascii"), "little")
```

因此：

```text
token = "fd150fbd"
v0 = pack_ascii4("fd15")
v1 = pack_ascii4("0fbd")
```

这一点和 `Part1`、`Part2` 都不同：

1. `Part1` 把 token 当 4-byte 原始值处理
2. `Part2` 把 token 当 8-byte ASCII 并复制成 16-byte 明文块
3. `Part3` 则把 token 拆成两个 4-char ASCII half，分别作为两个 32-bit 状态字

#### 2.3.2 轮函数与常量

`Part3` 的轮函数已经被压成标准的 32-bit 双字更新形式。核心常量如下：

```text
ROUNDS = 28
DELTA  = 0x29E59C9F
K0     = 0xF95D664A
K1     = 0x12AA364C
K2     = 0x33AD3CEE
K3     = 0xAABBCCDD
```

正向轮函数可以直接写成：

```python
sum_ = (sum_ + 0x29E59C9F) & 0xffffffff

v0 = (v0 + (
 (((v1 << 4) & 0xffffffff) + 0xF95D664A) ^
 ((sum_ + v1) & 0xffffffff) ^
 ((v1 >> 7) + 0x12AA364C)
)) & 0xffffffff

v1 = (v1 + (
 (((v0 << 6) & 0xffffffff) + 0x33AD3CEE) ^
 ((sum_ + v0) & 0xffffffff) ^
 ((v0 >> 5) + 0xAABBCCDD)
)) & 0xffffffff
```

从结构上看，它最接近一类双字 ARX / TEA-like 变体：

1. 状态始终是两个 32-bit 词 `v0 / v1`
2. 每轮先更新 `sum`
3. 再以 `v1` 生成混合量更新 `v0`
4. 再以新的 `v0` 生成混合量更新 `v1`

#### 2.3.3 轮数与输出顺序的复核

`Part3` 的一个关键问题不是只恢复“单轮公式”，而是确定轮数和最终输出顺序。当前这一点已经被真实样本确认：

1. 用多组 `token -> suffix` 真样本同时校验
2. 穷举轮数 `1..64`
3. 对每个轮数同时测试两种输出顺序：
   - `v0_final || v1_final`
   - `v1_final || v0_final`

最终只有一个组合能同时命中所有样本：

1. 轮数必须是 `28`
2. 输出顺序必须是 `v1_final || v0_final`

因此 `Part3` 的最终后缀表达式为：

```python
suffix = f"{v1:08x}{v0:08x}"
```

这也是为什么最终整理样本时全部按 `v1||v0` 形式落地，而不是更直觉的 `v0||v1`。

#### 2.3.4 正向算法

把输入打包和轮函数放在一起后，`Part3` 正向算法已经可以写成完整白盒：

```python
def forward_suffix(token: str) -> str:
    v0 = pack_ascii_u32(token[:4])
    v1 = pack_ascii_u32(token[4:])
    sum_ = 0

for _ in range(28):
 sum_ = (sum_ + DELTA) & 0xffffffff
 v0 = (v0 + ((((v1 << 4) & 0xffffffff) + K0) ^
 ((sum_ + v1) & 0xffffffff) ^
 ((v1 >> 7) + K1))) & 0xffffffff
 v1 = (v1 + ((((v0 << 6) & 0xffffffff) + K2) ^
 ((sum_ + v0) & 0xffffffff) ^
 ((v0 >> 5) + K3))) & 0xffffffff

return f"{v1:08x}{v0:08x}"
```

上层 flag 只是再加一层固定前后缀：

```python
def forward_flag(token: str) -> str:
    return f"flag{{sec2026_PART3_{forward_suffix(token)}}}"
```

数据流如下：

![流程图 8](./upload/attach/202604/1072248_Z4SW9R9AUA97XQV.png)

#### 2.3.5 逆算法

`Part3` 的逆算法也已经完全白盒，不依赖爆破。由于每一轮更新顺序是先 `v0` 后 `v1`，因此逆向时只需要：

1. 从 `sum = 28 * DELTA` 开始
2. 先撤销 `v1` 的更新
3. 再撤销 `v0` 的更新
4. 最后 `sum -= DELTA`

精确写法如下：

```python
def reverse_suffix(suffix: str) -> str:
    v1 = int(suffix[:8], 16)
    v0 = int(suffix[8:], 16)
    sum_ = (28 * DELTA) & 0xffffffff

for _ in range(28):
 v1_prev = (v1 - (
 (((v0 << 6) & 0xffffffff) + K2) ^
 ((sum_ + v0) & 0xffffffff) ^
 ((v0 >> 5) + K3)
 )) & 0xffffffff

v0_prev = (v0 - (
 (((v1_prev << 4) & 0xffffffff) + K0) ^
 ((sum_ + v1_prev) & 0xffffffff) ^
 ((v1_prev >> 7) + K1)
 )) & 0xffffffff

v0, v1 = v0_prev, v1_prev
        sum_ = (sum_ - DELTA) & 0xffffffff

return unpack_ascii_u32(v0) + unpack_ascii_u32(v1)
```

因为初始输入本来就是合法 ASCII 4-char + 4-char，所以逆向结束后直接 `little-endian -> ASCII` 即可恢复原始 token。

#### 2.3.6 样本验证与双向复核

`Part3` 的复核依据来自“对象层真样本 + native worktrace + 白盒 solver”三方对照，而不是单靠离线拟合：

1. 隐形块多因素 patch 后，真机已经能稳定显示 `Part3` flag
2. `label2.gd` 被排除为纯显示层，因此后缀不可能来自 UI 拼接
3. native worktrace 已经证明输入确实先被按 ASCII half 打包，再在 VM 中推进
4. 轮数、常量和输出顺序经过多组真样本同时约束，只有 `28` 轮和 `v1||v0` 这一种组合能全部命中
5. Python 版与 C++ 版都已通过样本自测

当前已经验证通过的样本如下：

| Token | 正向输出 |
| --- | --- |
| `cd779bb7` | `flag{sec2026_PART3_09495e9eb8c4f6b4}` |
| `5fedf124` | `flag{sec2026_PART3_4bf93aac888ff600}` |
| `b0a8714f` | `flag{sec2026_PART3_ef67dae4f56442e9}` |
| `8f14b3d6` | `flag{sec2026_PART3_ec909d2bcbb1ead1}` |
| `38897a4a` | `flag{sec2026_PART3_16cf679ddbe8c2ee}` |
| `ff5f9bf5` | `flag{sec2026_PART3_6a913474062fb50a}` |
| `fd150fbd` | `flag{sec2026_PART3_cfd132411cda99d6}` |

逆向也已全部命中：

| 后缀 | 恢复 Token |
| --- | --- |
| `09495e9eb8c4f6b4` | `cd779bb7` |
| `4bf93aac888ff600` | `5fedf124` |
| `ef67dae4f56442e9` | `b0a8714f` |
| `ec909d2bcbb1ead1` | `8f14b3d6` |
| `16cf679ddbe8c2ee` | `38897a4a` |
| `6a913474062fb50a` | `ff5f9bf5` |
| `cfd132411cda99d6` | `fd150fbd` |

## 3. 安全机制解析

<a id="31-启动期总览"></a>
### 3.1 启动期总览

`sub_99094(0x99094)` 是启动期线程分发器，会连续 `pthread_create` 三条守卫线程：

1. `sub_9C654(0x9C654)`，下文记为 `thread_ptrace_fork_watch`
2. `loc_9CDC4(0x9CDC4)`，下文记为 `thread_state_machine_watch`
3. `sub_9B7D8(0x9B7D8)`，下文记为 `thread_phdr_fd_watch`

从静态结构上看，这三条线程职责并不相同：

1. `thread_ptrace_fork_watch` 直接承载 `ptrace / fork / waitpid`
2. `thread_state_machine_watch` 承载 task/status 线程扫描
3. `thread_phdr_fd_watch` 同时承载 PHDR、maps、fd 与 kill gate 相关状态

因此最终稿里的绕过描述不能写成“整条线程静音”，而应当写到每条线程内部的检测链和具体控制流落点。

**检测机制与对应绕过综述**

| 编号 | 检测机制 | 入口 | 关键证据 | 绕过位置 |
| --- | --- | --- | --- | --- |
| 1 | 父子进程 ptrace 反调试链 | sub_99094 -> sub_9C654 | 0x990CC 的第一条 pthread_create 指向 sub_9C654。 sub_9C654 内直接出现 getpid、fork、waitpid、ptrace。 sub_95CC0、sub_95E3C 分别对应 GETREGSET、SETREGSET。 | 改 sub_99094 的第一处 pthread_create。 或让 sub_9C654 开头立即返回。 |
| 2 | 模块枚举与映射定位链 | sub_9B7D8 -> sub_96A00 / sub_9EFB4 | 0x96A74 调 dl_iterate_phdr，0x9F1EC 调 strstr。 静态可解出 libgodot_android.so 与 /proc/self/maps。 同线程后续在 0x9BCC4 调 mprotect。 | 只改 sub_9EFB4 命中后的异常归因块。 或把 0x9F1EC 的命中路径改成忽略异常模块。 |
| 3 | /proc/self/fd 解析与 linjector 检测 | sub_9B7D8 -> sub_99CC8 / sub_9A0D0 | 0x99D84 为 opendir，0x99EF8 为 readdir。 0x99530 经 sub_9AD3C 发起 readlinkat，0x9A104 为 lstat。 静态恢复出 /proc/self/fd、/proc/self/fd/%s、linjector。 | 改 0x9A048 解出的关键字缓冲区。 或改 0x9973C 到 0x997A0 的匹配状态转移。 |
| 4 | task/status 线程状态扫描 | loc_9CDC4 状态机线程 | 静态解出 /proc/self/task、/proc/self/task/%s/status、gum-js-loop、gmain。 代码路径回收到 opendir、readdir、openat、read、close。 | 改 0x9DA8C 与 0x9D16C 解出的关键字缓冲区。 或改 0x9E488 到 0x9E4F8、0x9DF5C 到 0x9DFAC 的匹配状态转移。 |
| 5 | 单调时钟差值 watchdog | sub_9AD68 | 0x9AE98 与 0x9AECC 两次采样 CLOCK_MONOTONIC。 0x9AF08 与 0x9AF14 组出阈值 0x989680。 0x9AF24 执行超时比较。 | 改 0x9AF08 到 0x9AF14 的阈值常量。 或改 0x9AF24 到 0x9AF3C 的比较结果。 |
| 6 | 原生 exit_group 自杀口 | 多条异常出口 | 明确 kill gate 为 0x96BB8、0x96BC4、0x9A1DC、0x9E9C0。 功能性 syscall wrapper 与 kill gate 已可区分。 | 只改这 4 个 kill gate 的控制流。 保留其余功能性 syscall wrapper。 |

补充说明：

1. `thread_state_machine_watch` 与 `thread_phdr_fd_watch` 都承载了多条输入源，因此正文按“检测链”而不是按“线程”拆分。
2. `thread_phdr_fd_watch` 内部在 `0x9BCC4` 可见 `mprotect`，说明同一线程兼带页权限相关职责，因此正文只写局部补丁落点，不写整线程删除方案。
3. 为便于评委核对，正文的“确认机制”只统计上表这 `6` 条；工程性补充放在后文单独说明。

**共享 syscall wrapper**

`/proc/self/maps`、`/proc/self/fd` 与 `/proc/self/task/%s/status` 这几条链里，都没有完全走 libc 高层接口，而是复用了库内的原生 syscall wrapper。三处最重要的 wrapper 如下：

| wrapper | 偏移 | 指令特征 | 主要用途 |
| --- | --- | --- | --- |
| sub_9AD3C | 0x9AD3C | MOV X8, X0; ...; SVC 0; RET | 六参数直 syscall；当前主要承载 openat、readlinkat 等 |
| sub_9AD20 | 0x9AD20 | MOV X8, X0; ...; SVC 0; RET | 三参数 read |
| sub_9CB30 | 0x9CB30 | MOV X8, X0; ...; SVC 0; RET | close |

这也是为什么这里不适合只在 libc 层全局 hook `open/read/readlinkat/close`。

<a id="32-机制一父子进程-ptrace-反调试链"></a>
### 3.2 机制一：父子进程 `ptrace` 反调试链

**分析**

这条链的静态入口是 `sub_9C654(0x9C654)`。函数一开始就出现：

1. `getpid`
2. `fork`
3. 多个 `waitpid`
4. 多个 `ptrace`

并且它还会调用两个专门的寄存器操作 helper：

1. `sub_95CC0(0x95CC0)`：`ptrace(PTRACE_GETREGSET, pid, 1026, ...)`
2. `sub_95E3C(0x95E3C)`：`ptrace(PTRACE_SETREGSET, pid, 1026, ...)`

这说明它不是普通的“一次 `ptrace` 是否成功”检测，而是带有父子进程配合和寄存器读写能力的完整反调试链。

**详细检测机制**

从 `0x9C654` 往后看，至少能确认以下关键块：

1. `0x9C69C`：`getpid`
2. `0x9C6AC`：`fork`
3. `0x9C820`：一处 `ptrace`
4. `0x9C8A8`：一处 `waitpid`
5. `0x9C95C`：一处 `ptrace`
6. `0x9C9E0`：另一处 `waitpid`
7. `0x9C9EC`：调用 `sub_95CC0`
8. `0x9CA0C`：另一处 `ptrace`
9. `sub_95CC0` 内读 `PTRACE_GETREGSET`
10. `sub_95E3C` 内读 `PTRACE_SETREGSET`

这类组合通常用于：

1. 父子进程互相建立 trace 关系，排斥外部调试器
2. 观察子进程停顿/异常状态，判断是否被第三方接管
3. 直接读写寄存器集，验证执行上下文是否被篡改

**绕过**

这条链更适合在“线程创建点”定点旁路，而不是全局 hook `ptrace`。原因是它本身是一条独立线程，入口在 `sub_99094` 里单独创建，和另外两条守卫线程没有共享 `start_routine`。

更稳的做法有两种：

1. 动态低噪声绕过：
   - 只拦 `pthread_create`
   - 当 `start_routine == sub_9C654` 时，把它替换成空线程
   - 其余线程保持不动
2. 静态绕过：
   - 直接在 `sub_99094` 把第一处 `pthread_create` 改为跳过
   - 或者让 `sub_9C654` 开头立即返回

如果做静态 patch，优先级应当是先改 `sub_99094` 的第一处 `pthread_create`，其次才是把 `sub_9C654` 开头直接改成返回；这样更容易保持周围控制流和栈收尾完整。

**关键 Frida 绕过代码**

```js
const TARGET_MODULE = "libsec2026.so";
const PTRACE_THREAD_OFF = 0x9c654;

const noopThread = new NativeCallback(function (_arg) {
  send("[THREAD_BYPASS] noop thread entered");
  return ptr(0);
}, "pointer", ["pointer"]);

function findLibcExport(name) {
  return Process.findModuleByName("libc.so").findExportByName(name);
}

Interceptor.attach(findLibcExport("pthread_create"), {
  onEnter(args) {
    const start = ptr(args[2]);
    const owner = Process.findModuleByAddress(start);
    if (!owner || owner.name !== TARGET_MODULE) {
      return;
    }

if (start.equals(owner.base.add(PTRACE_THREAD_OFF))) {
      args[2] = noopThread;
      send(`[PTHREAD_BYPASS] ptrace watch replaced: ${start}`);
    }
  }
});
```

这个写法的关键点是：

1. 只改 `pthread_create` 的 `start_routine`
2. 只对 `sub_9C654` 生效
3. 不碰全局 `ptrace`

**证据**

1. 启动分发证据：
   - `sub_99094(0x99094)` 在 `0x990CC` 处第一次 `pthread_create` 的 `start_routine` 就是 `sub_9C654(0x9C654)`
   - 同一函数在 `0x990E4` 和 `0x990FC` 分别再创建 `loc_9CDC4` 与 `sub_9B7D8`
2. 链路证据：
   - `0x9C69C`：`BLR X8; getpid`
   - `0x9C6AC`：`BLR X8; fork`
   - `0x9C820`、`0x9C95C`、`0x9CA0C`：`BLR X8; ptrace`
   - `0x9C8A8`、`0x9C9E0`：`BLR X8; waitpid`
3. 寄存器集证据：
   - `sub_95CC0(0x95CC0)` 在 `0x95D48` 调 `ptrace(PTRACE_GETREGSET, ..., 1026, ...)`
   - `sub_95E3C(0x95E3C)` 在 `0x95E64` 调 `ptrace(PTRACE_SETREGSET, ..., 1026, ...)`

<a id="33-机制二目标模块枚举与映射定位链"></a>
### 3.3 机制二：目标模块枚举与映射定位链

**分析**

这条链不是独立线程入口，而是 `thread_phdr_fd_watch` 内部的一部分。当前已经坐实：

1. `sub_96A00(0x96A00)`：`dl_iterate_phdr((int (*)(...))sub_9EFB4, &data)`
2. `sub_9EFB4(0x9EFB4)`：PHDR 回调状态机
3. `0x9F1EC`：真实 `strstr` 调用点

进一步补齐的两段静态字符串为：

1. `"libgodot_android.so"`
2. `"/proc/self/maps"`

这说明它不是“随手枚举一下模块”，而是在围绕合法目标模块 `libgodot_android.so` 做两件事：

1. 用 `dl_iterate_phdr` 枚举已加载模块，并在回调里用 `strstr` 做目标模块匹配
2. 读取 `"/proc/self/maps"`，定位同一目标模块的实际映射区间，并在后续对该区间执行 `mprotect`

**详细检测机制**

静态骨架如下：

1. `sub_9B7D8` 先解出 `"libgodot_android.so"`
2. `0x9BBD0` 调 `sub_96A00`
3. `sub_96A00` 内部在 `0x96A74` 调 `dl_iterate_phdr`
4. PHDR 回调 `sub_9EFB4` 在 `0x9F1EC` 调 `strstr(info->dlpi_name, "libgodot_android.so")`
5. 同一线程随后解出 `"/proc/self/maps"` 并在 `0x9BE98` 通过 `sub_9AD3C` 发起 `openat`
6. 后续状态机逐段读取 maps，继续围绕 `"libgodot_android.so"` 做匹配与定位
7. 最终在 `0x9BCC4` 对定位出的地址范围执行 `mprotect`

这里要特别说明两点：

1. 这一节不是只靠运行时看到 `needle` 来支撑，而是把 `"libgodot_android.so"` 与 `"/proc/self/maps"` 两段字符串都从静态解串链补出来了。
2. `/proc/self/maps` 和 `mprotect` 都挂回到同一线程，因此这一条更准确的名称不是“单纯白名单检测”，而是“目标模块枚举与映射定位链”。

**绕过**

这条链不能通过“整条线程静音”解决，因为 `thread_phdr_fd_watch` 被整体替换后会直接崩；现在又已经确认它还负责 `"/proc/self/maps"` 与 `mprotect`，所以更不能整段删除。

更稳的绕过有两种：

1. 动态低噪声绕过：
   - 只 hook `libc.so!strstr`
   - 只处理 `libsec2026.so` 发起的调用
   - 只处理 `haystack` 含 `frida/gum/gmain/gdbus/linjector/memfd:` 的情况
   - 把 `haystack` 改写成与当前 `needle` 对应的正常系统路径，例如 `/system/lib64/libgodot_android.so`
2. 静态绕过：
   - 在 `sub_9EFB4` 的比较分支里，把“未知模块 -> 异常”改成“未知模块 -> 忽略”
   - 保留 `"/proc/self/maps"` 与 `mprotect` 主链，只去掉异常模块命中后的归因和 kill 传播

**关键 Frida 绕过代码**

```js
const TARGET_MODULE = "libsec2026.so";
const SUSPICIOUS = ["frida", "gum", "gmain", "gdbus", "linjector", "memfd:"];
const keepAlive = [];

function safeCString(p) {
  try {
    return !p || ptr(p).isNull() ? null : ptr(p).readCString();
  } catch (_e) {
    return null;
  }
}

function textHasSuspiciousKeyword(text) {
  if (!text) return false;
  const lower = text.toLowerCase();
  return SUSPICIOUS.some(k => lower.indexOf(k) !== -1);
}

const strstrPtr = Process.findModuleByName("libc.so").findExportByName("strstr");
Interceptor.attach(strstrPtr, {
  onEnter(args) {
    const caller = this.returnAddress;
    const owner = Process.findModuleByAddress(caller);
    if (!owner || owner.name !== TARGET_MODULE) {
      return;
    }

const haystack = safeCString(args[0]);
    const needle = safeCString(args[1]);
    if (!textHasSuspiciousKeyword(haystack)) {
      return;
    }
    if (!needle || needle.indexOf(".so") === -1) {
      return;
    }

它不是伪造 `strstr` 的返回值，而是直接把被比较的模块路径改成目标模块路径，这样更符合状态机的真实语义，也不会破坏后面继续围绕 `libgodot_android.so` 做 maps 定位和页权限处理的主线。

**证据**

1. 解串证据：
   - `"libgodot_android.so"`
   - `"/proc/self/maps"`
2. 调用链证据：
   - `sub_96A00(0x96A00)` 在 `0x96A74` 调 `dl_iterate_phdr`
   - `sub_9EFB4(0x9EFB4)` 是 PHDR 回调，`0x9F1EC` 为 `strstr` 调用点
   - `0x9BE98` 通过 `sub_9AD3C` 发起 `openat("/proc/self/maps", ...)`
   - `0x9BCC4` 为真实 `mprotect`

<a id="34-机制三procselffd-目标解析与-linjector-关键字检测"></a>
### 3.4 机制三：`/proc/self/fd` 目标解析与 `linjector` 关键字检测

**分析**

这条链同样落在 `thread_phdr_fd_watch` 的状态机内部，但和 `dl_iterate_phdr / maps` 是另一条并行输入源。已经确认的关键块是：

1. `sub_99CC8(0x99CC8)`：目录扫描状态机 handler 集合
2. `sub_9A0D0(0x9A0D0)`：路径拼接后 `lstat`

当前已经恢复出的关键明文字符串是：

1. `"/proc/self/fd"`
2. `"/proc/self/fd/%s"`
3. `"linjector"`

这些字符串并不是 ELF 明文里直接摆着的，而是运行时解码出来的。

**详细检测机制**

本链涉及三组关键 helper：

1. `sub_967BC(0x967BC)`：`dst[i] = src[i] ^ i ^ key[i & 7]`
2. `sub_9EB80(0x9EB80)`：`dst[i] = src[i] ^ i ^ key[i & 7]`
3. `sub_97048(0x97048)`：`dst[i] = src[i] ^ key[i & 7]`

基于这些 helper，状态机会执行：

1. 解码 `"/proc/self/fd"`
2. `opendir("/proc/self/fd")`
3. `readdir`
4. 拼出 `"/proc/self/fd/%s"`
5. 在 `0x99514` 通过 `sub_9AD3C` 以 syscall `0x4E` 发起 `readlinkat`
6. 在 `sub_9A0D0` 中补做 `lstat`
7. 用 `(st_mode & 0xF000) == 0xA000` 判断是否为符号链接
8. 继续匹配可疑名字，例如 `"linjector"`

这条链的意义非常明确：

1. 它不依赖单纯的模块名
2. 它会去检查 fd 对应对象或符号链接目标
3. 对通过 fd、memfd、临时映射进入进程的对象非常敏感

**绕过**

这条链最重要的经验不是“怎么改值”，而是“哪里绝对不能硬砍”：

1. `thread_phdr_fd_watch` 不能整体拿掉
2. 只能定点修改它看到的危险信息或危险分支

绕过方式：

1. 动态低噪声绕过：
   - 不去 hook libc 的 `readlinkat`，因为这里走的是库内 direct syscall wrapper
   - 直接拦 `sub_9AD3C`
   - 仅当 syscall 号为 `0x4E` 且路径前缀为 `"/proc/self/fd/"` 时，篡改返回缓冲区里的可疑目标
2. 静态绕过：
   - 把 `sub_9A0D0` 中的符号链接异常分支改成普通分支
   - 把 `"linjector"` 命中的状态写回改成安全状态
   - 保留 `opendir/readdir/readlinkat/lstat` 自身流程不动，只改最终异常归因

如果直接把整个扫描链短路掉，极有可能重现之前的 `Bad access due to invalid address`。

**关键 Frida 绕过代码**

```js
const base = Process.findModuleByName("libsec2026.so").base;
const syscall6 = base.add(0x9ad3c);

function readCString(p) {
  try {
    return p.isNull() ? null : p.readCString();
  } catch (_e) {
    return null;
  }
}

Interceptor.attach(syscall6, {
  onEnter(args) {
    this.sysno = args[0].toInt32();
    if (this.sysno !== 0x4e) return; // readlinkat

const path = readCString(ptr(args[2]));
    if (!path || path.indexOf("/proc/self/fd/") !== 0) return;

this.fdPath = path;
 this.outBuf = ptr(args[3]);
 },
 onLeave(retval) {
 if (!this.outBuf) return;
 const n = retval.toInt32();
 if (n <= 0) return;

const text = this.outBuf.readUtf8String(n);
    if (text.indexOf("linjector") === -1) return;

const fake = "/system/bin/linker64";
    Memory.writeUtf8String(this.outBuf, fake);
    retval.replace(ptr(fake.length));
    send(`[FD_READLINK_SANITIZE] ${this.fdPath} -> ${fake}`);
  }
});
```

这里真正敏感的输入不是目录枚举本身，而是 `readlinkat("/proc/self/fd/%s")` 读回来的目标字符串。

**证据**

1. 解串证据：
   - `"/proc/self/fd"`
   - `"/proc/self/fd/%s"`
   - `"linjector"`
2. 调用链证据：
   - `0x99D84`：`opendir`
   - `0x99EF8`：`readdir`
   - `0x99530`：`sub_9AD3C` -> `readlinkat`
   - `0x9A104`：`lstat`

<a id="35-机制四procselftasksstatus-线程状态-anti-frida-扫描"></a>
### 3.5 机制四：`/proc/self/task/%s/status` 线程状态 anti-Frida 扫描

**分析**

这一条是当前已经单独坐实的一条独立检测机制，和 `/proc/self/fd` 不同，它不是看 fd 目标，而是逐线程去读 `status`。已静态恢复出的关键明文字符串是：

1. `"/proc/self/task"`
2. `"/proc/self/task/%s/status"`
3. `"gum-js-loop"`
4. `"gmain"`

这四个字符串同时出现在 `thread_state_machine_watch(0x9CDC4)` 的状态机里，并且都能挂回实际 syscall 路径，因此它可以单独列成一个评分点。

**详细检测机制**

当前已经能把完整链路串起来：

1. `0x9DB78` 解出 `"/proc/self/task"`
2. `0x9D050`：`opendir("/proc/self/task")`
3. `0x9DA0C`：`readdir`
4. `0x9D2C8` 解出 `"/proc/self/task/%s/status"`
5. `0x9DB10` 通过 `sub_9AD3C(0x9AD3C)` 以 syscall `0x38` 发起 `openat`
6. `0x9D854` 通过 `sub_9AD20(0x9AD20)` 以 syscall `0x3F` 发起 `read`
7. `0x9DBF0` 通过 `sub_9CB30(0x9CB30)` 以 syscall `0x39` 发起 `close`
8. `0x9DA6C` 解出 `"gum-js-loop"`
9. `0x9D14C` 解出 `"gmain"`

这条链不是泛化的 `/proc/self/status` 检测，而是逐线程枚举 `/proc/self/task`，逐个打开 `status`，再用 Frida/GLib 线程名做匹配。

**绕过**

更稳的绕过有两种：

1. 动态低噪声绕过：
   - 不去全局 hook libc 的 `open / read`
   - 只拦库内的 direct syscall wrapper：`sub_9AD3C`、`sub_9AD20`、`sub_9CB30`
   - 只对 `"/proc/self/task/%s/status"` 打开的 fd 生效
   - 在读回缓冲区后把 `gum-js-loop / gmain` 改成安全名字
2. 静态绕过：
   - 保留 `opendir/readdir/openat/read/close` 主链
   - 只把 `"gum-js-loop"` / `"gmain"` 命中后的异常状态写回改成安全状态
   - 或直接让命中分支改成忽略

**关键 Frida 绕过代码**

```js
const base = Process.findModuleByName("libsec2026.so").base;
const syscall6 = base.add(0x9ad3c); // openat
const syscallRead = base.add(0x9ad20); // read
const syscallClose = base.add(0x9cb30); // close
const trackedStatusFds = new Map();

function readCString(p) {
  try {
    return p.isNull() ? null : p.readCString();
  } catch (_e) {
    return null;
  }
}

Interceptor.attach(syscall6, {
  onEnter(args) {
    this.sysno = args[0].toInt32();
    if (this.sysno !== 0x38) return; // openat

const path = readCString(ptr(args[2]));
    if (!path) return;
    if (path.indexOf("/proc/self/task/") !== 0) return;
    if (!path.endsWith("/status")) return;
    this.statusPath = path;
  },
  onLeave(retval) {
    if (!this.statusPath) return;
    const fd = retval.toInt32();
    if (fd >= 0) trackedStatusFds.set(fd, this.statusPath);
  }
});

Interceptor.attach(syscallRead, {
  onEnter(args) {
    this.sysno = args[0].toInt32();
    if (this.sysno !== 0x3f) return; // read

const fd = args[1].toInt32();
 if (!trackedStatusFds.has(fd)) return;
 this.fd = fd;
 this.buf = ptr(args[2]);
 },
 onLeave(retval) {
 if (!this.buf) return;
 const n = retval.toInt32();
 if (n <= 0) return;

const text = this.buf.readUtf8String(n);
    const fixed = text
      .replace(/gum-js-loop/g, "RenderThread")
      .replace(/\bgmain\b/g, "main");

if (fixed === text) return;
    Memory.writeUtf8String(this.buf, fixed);
    retval.replace(ptr(fixed.length));
    send(`[TASK_STATUS_SANITIZE] fd=${this.fd} path=${trackedStatusFds.get(this.fd)}`);
  }
});

Interceptor.attach(syscallClose, {
  onEnter(args) {
    this.sysno = args[0].toInt32();
    if (this.sysno !== 0x39) return; // close
    this.fd = args[1].toInt32();
  },
  onLeave() {
    if (this.fd !== undefined) {
      trackedStatusFds.delete(this.fd);
    }
  }
});
```

**证据**

1. 解串证据：
   - `"/proc/self/task"`
   - `"/proc/self/task/%s/status"`
   - `"gum-js-loop"`
   - `"gmain"`
2. 调用链证据：
   - `0x9D050`：`opendir`
   - `0x9DA0C`：`readdir`
   - `0x9DB10`：`sub_9AD3C` -> `openat`
   - `0x9D854`：`sub_9AD20` -> `read`
   - `0x9DBF0`：`sub_9CB30` -> `close`

<a id="36-机制五单调时钟差值-watchdog"></a>
### 3.6 机制五：单调时钟差值 watchdog

**分析**

`sub_9AD68(0x9AD68)` 当前在 IDA 里已经能明确归类为 `monotonic_delta_watchdog_worker`。它不是算法主线，而是单独的时间窗口检测 worker。

最关键的两个状态块是：

1. `0x9AE88`：`svc #0x71` 取 `CLOCK_MONOTONIC`
2. `0x9AEBC`：再次 `svc #0x71` 取时间并计算差值

然后它把结果写入 `qword_1834B8`，并用 `llabs` 做绝对值比较。

**详细检测机制**

目前已能恢复出的核心语义是：

1. 第一次取 `CLOCK_MONOTONIC`
2. 把 `tv_sec * 1000000 + tv_nsec / 1000` 写入 `qword_1834B8`
3. 第二次再取一次单调时间
4. 计算差值绝对值
5. 与 `0x989680` 比较

`0x989680` 十进制是 `10000000`，也就是 `10` 秒量级的微秒阈值。

这意味着它更像一个“长暂停/长卡顿/长时间挂起”的 watchdog：

1. attach 太久
2. 高频重型 hook 造成明显卡顿
3. 单步或阻塞式调试

都可能把状态机推进异常路径。

**绕过**

绕过方式：

1. 动态策略：
   - 缩短 attach 窗口
   - 避免在热点路径挂重型常驻 hook
   - 不要一上来就全局拦 `syscall`
2. 静态策略：
   - 把阈值 `0x989680` 调大
   - 让第二次比较前始终刷新基线
   - 或者直接把“超时 -> 异常”的状态切换改成“超时 -> 继续”

这里要特别注意：`0x9AE98` 和 `0x9AECC` 两个 `svc #0` 不是 kill 点，而是功能性时间采样点，不能像 `exit_group` 一样粗暴删掉。

**关键 Frida 绕过代码**

这部分目前没有专门针对 watchdog 的 Frida patch，更适合给出低噪声 attach 模板，尽量不要先把 watchdog 打响：

```js
const TARGET_MODULE = "libsec2026.so";
let moduleSeen = false;

const libdl = Process.findModuleByName("libdl.so");
const androidDlopenExt = libdl.findExportByName("android_dlopen_ext");

Interceptor.attach(androidDlopenExt, {
  onEnter(args) {
    this.path = args[0].isNull() ? null : args[0].readCString();
  },
  onLeave(retval) {
    if (this.path && this.path.indexOf(TARGET_MODULE) !== -1) {
      send(`[DLOPEN] path=${this.path} handle=${retval}`);
    }
  }
});

setInterval(function () {
  const module = Process.findModuleByName(TARGET_MODULE);
  if (module && !moduleSeen) {
    moduleSeen = true;
    send(`[MODULE_SEEN] base=${module.base} extension_init=${module.findExportByName("extension_init")}`);
  }
}, 20);
```

**证据**

1. 指令级证据：
   - `0x9AE94`：`MOV W8, #0x71`
   - `0x9AE98`：`SVC 0`
   - `0x9AEC8`：`MOV W8, #0x71`
   - `0x9AECC`：`SVC 0`
   - `0x9AEB4`：把第一次采样基线写入 `qword_1834B8`
   - `0x9AF08 + 0x9AF14`：拼出阈值 `0x989680`
   - `0x9AF24`：`CMP X0, X10`
2. 语义结论：
   - `0x989680 = 10000000`，单位是微秒，即约 `10` 秒
   - 这条 worker 的职责就是两次单调时钟采样后计算差值，并把超时结果送回状态机

<a id="37-机制六原生-svc-0-自杀口"></a>
### 3.7 机制六：原生 `svc #0` 自杀口

**分析**

这条机制不是“检测输入”，而是前面所有检测命中后的最终 kill 手段。

对 `exit`、`abort`、`__assert2` 与 `android_set_abort_message` 全部加监控后，可以确认：

1. 进程终止前没有经过 `exit`
2. 没有经过 `abort`
3. 没有经过 `__assert2`
4. 没有经过 `android_set_abort_message`

但进程仍然直接结束，因此最合理的解释就是 native 自己发起了原生 syscall 退出。

**详细检测机制**

目前已经确认的四个明确 kill 点是：

1. `0x96BB8`
2. `0x96BC4`
3. `0x9A1DC`
4. `0x9E9C0`

这些点的共同语义都是：

1. 前面准备好 `w8 = 0x5E`
2. 之后 `svc 0`
3. 即直接走 `exit_group(0)` 类路径

因此只 hook libc `exit/abort` 是看不到它们的。

同时已经确认，下面这些 `svc #0` 不是 kill 点，而是功能性 syscall wrapper：

1. `0x9AD34`
2. `0x9AE98`
3. `0x9AECC`
4. `0x9B09C`
5. `0x9CB48`
6. `0x9EB70`

所以这里不能采取“把所有 `svc #0` 都 NOP 掉”的粗暴方案。

**绕过**

当前已经验证过的更安全静态 patch，是改控制流而不是直接抹掉 `svc`：

1. `0x96BB8` 改为跳到 `loc_96B84`
2. `0x96BC4` 改为跳到 `loc_96B84`
3. `0x9A1DC` 改为 `RET`
4. `0x9E9C0` 改为跳到 `loc_9E99C`

这样做的好处是：

1. 仍然保持原函数栈平衡和后续正常收尾
2. 不会因为简单 `NOP` 破坏寄存器或状态机期望
3. 能最大限度减少“绕过成功但后续逻辑又坏掉”的二次问题

**关键 Frida 绕过代码**

```js
const libc = Process.findModuleByName("libc.so");
for (const name of ["exit", "abort", "__assert2", "android_set_abort_message"]) {
  const p = libc.findExportByName(name);
  if (!p) continue;
  Interceptor.attach(p, {
    onEnter() {
      send(`[TERM_MONITOR] ${name} caller=${this.returnAddress}`);
    }
  });
}

const base = Process.findModuleByName("libsec2026.so").base;

function jumpAt(fromOff, toOff) {
  Interceptor.attach(base.add(fromOff), {
    onEnter() {
      this.context.pc = base.add(toOff);
    }
  });
}

function retAt(fromOff) {
  Interceptor.attach(base.add(fromOff), {
    onEnter() {
      this.context.pc = this.context.lr;
    }
  });
}

jumpAt(0x96bb8, 0x96b84);
jumpAt(0x96bc4, 0x96b84);
retAt(0x9a1dc);
jumpAt(0x9e9c0, 0x9e99c);
```

前半段的意义是证明“终止前没有经过 libc 终止族函数”，后半段是 attach 版等价绕过思路，语义上等价于当前已经验证过的静态控制流 patch。

**证据**

1.  4 个 kill gate patch 落点：
   - `0x96BB8`：`B loc_96B84`
   - `0x96BC4`：`B loc_96B84`
   - `0x9A1DC`：`RET`
   - `0x9E9C0`：`B loc_9E99C`
2. 这些位置对应的原始语义都是异常命中后的 native 退出口，因此适合用“改控制流、不碰外围状态机”的方式处理。
3. 与它们区分开的功能性 syscall wrapper：
   - `0x9AD34`：`sub_9AD20` 内的 `SVC 0`
   - `0x9AD50`：`sub_9AD3C` 内的 `SVC 0`
   - `0x9AE98 / 0x9AECC`：watchdog 的两次时间采样
   - `0x9B09C`：功能性 `SVC 0`
   - `0x9CB48`：`sub_9CB30` 内的 `SVC 0`
   - `0x9EB70`：功能性 `SVC 0`

<a id="38-启动期库内直钩与注册期时序敏感窗口"></a>
### 3.8 启动期库内直钩与注册期时序敏感窗口

当前可以看见的是：

1. 启动分发器 `sub_99094` 一上来就创建三条守卫线程
2. `sub_9B7D8` 所在线程会在启动早期继续进入 `dl_iterate_phdr`、`/proc/self/maps`、`/proc/self/fd` 和 `mprotect`
3. 同一启动窗口内还并行存在 `ptrace` 线程、线程状态扫描线程和多个 kill gate

因此更准确的结论是：

1. 触发窗口集中在 `libsec2026.so` 刚加载到三条守卫线程完全展开的这段早期时序
2. `sub_99094` 把三条守卫线程分开创建，说明检测是并行展开的，而不是等注册期完全结束后才开始
3. `sub_9B7D8` 在 `sleep(3)` 后继续进入模块枚举、maps、fd 与 `mprotect` 处理，说明启动后短时间内还会继续有页级和对象级动作
4. 因此前文推荐的旁路点才会优先落在 `pthread_create`、`strstr`、库内 syscall wrapper 和 kill gate，而不是直接碰 `extension_init`

更稳的动态模板如下：

```js
const TARGET_MODULE = "libsec2026.so";
let moduleSeen = false;

function safeCString(p) {
  try {
    return !p || ptr(p).isNull() ? null : ptr(p).readCString();
  } catch (_e) {
    return null;
  }
}

const libdl = Process.findModuleByName("libdl.so");
const androidDlopenExt = libdl.findExportByName("android_dlopen_ext");

Interceptor.attach(androidDlopenExt, {
  onEnter(args) {
    this.path = safeCString(args[0]);
  },
  onLeave(retval) {
    if (this.path && this.path.indexOf(TARGET_MODULE) !== -1) {
      send(`[DLOPEN] path=${this.path} handle=${retval}`);
    }
  }
});

<a id="39-最终绕过执行流程"></a>
### 3.9 最终绕过执行流程

实际采用的流程图：

![流程图 9](./upload/attach/202604/1072248_RQ2JHSUBCTM8U3E.png)
对应如下表：

| 阶段 | 动作 | 目的 | 结果 |
| --- | --- | --- | --- |
| 1 | 使用 spawn --pause 启动，不把 attach 当主路线 | 先于主线程恢复布置最小探针 | 主线程恢复前即可就位 |
| 2 | 只在 pthread_create、android_dlopen_ext、strstr 这三个外侧位置下窄目标 hook | 避免过早直钩库内注册链 | 先看到线程、加载、模块比较三类事件 |
| 3 | 从 pthread_create 中识别三条守卫线程 | 区分 ptrace、状态机、phdr/fd 三条链 | 后续可以按职责分别处理 |
| 4 | 只把 thread_ptrace_fork_watch 替换成空线程 | 压掉纯反调试线程，不破坏初始化 | 父子进程 ptrace 链被稳定旁路 |
| 5 | 保留 thread_state_machine_watch 与 thread_phdr_fd_watch | 两条线程混有初始化职责，粗暴 noop 会崩 | 进程能继续走到主场景 |
| 6 | 仅在 libsec2026.so 发起的 strstr 比较里改写 haystack | 避免命中 frida memfd 这类危险字符串 | 危险输入被伪装成正常系统模块路径 |
| 7 | 等待 android_dlopen_ext 与模块出生完成后，再确认 libsec2026.so 基址和关键入口 | 避免在最敏感窗口过早下库内直钩 | 后续可以安全转入对象层、脚本层和 VM 观察 |
| 8 | 对四个已确认 exit_group kill gate 做控制流 patch | 命中异常分支后不会立即自杀 | 进程保留继续分析的窗口 |
| 9 | 不整条删除 dl_iterate_phdr、/proc/self/maps、/proc/self/fd、mprotect 主链 | 检测链里混着主体运行逻辑 | 只修危险输入和 kill gate，主逻辑保留 |
| 10 | 在窗口稳定后再进入绿块、红块、隐藏块和 VM 主线 | 第一章所有样本、截图、trace 都依赖这一步 | Part1、Part2、Part3 可以持续推进 |

## 4. 附录文件

附录文件已经统一整理到 `3、附录文件` 目录

<a id="41-关键脚本"></a>
### 4.1 关键脚本

| 文件名 | 对应内容 | 作用说明 |
| --- | --- | --- |
| 关键脚本/脚本01_启动期反调试旁路.js | 第 1 章、第 3 章 | 在 spawn 窗口里旁路 ptrace 线程并改写可疑模块路径，建立可工作的动态入口。 |
| 关键脚本/脚本02_Part1绿色块传送取样.js | 第 1.2 节 | 定位车辆与绿色块，完成对象层传送，并读取左上角 Token 与右上角 Part1 flag。 |
| 关键脚本/脚本03_Part2红块碰撞开启与传送.js | 第 1.3 节 | 打开红块碰撞条件，把车辆送入红块区域，获取 Part2 现场样本。 |
| 关键脚本/脚本04_Part2红块现场w7跟踪.js | 第 1.3 节 | 在真实撞块现场跟踪脚本层调用链，收口到 trigger3 的 _w7。 |
| 关键脚本/脚本05_Part2_Process白盒探针.js | 第 1.3 节、第 2.2 节 | 对 GameExtension.Process 做 direct probe，核对文本输入边界和 32 hex 输出。 |
| 关键脚本/脚本06_Part3_label2函数对象导出.js | 第 1.4 节 | 导出 label2 运行时函数对象，证明它只负责显示与拼接，不承担 Part3 核心算法。 |
| 关键脚本/脚本07_Part3_trigger4函数对象导出.js | 第 1.4 节 | 导出 trigger4 的方法、属性、信号与常量池，确认其职责更接近状态推进。 |
| 关键脚本/脚本08_Part3隐藏块触发与工作区跟踪.js | 第 1.4 节、第 2.3 节 | 打开隐藏块条件、触发 Part3，并同步记录 VM 工作区与右上角 flag。 |
| 关键脚本/脚本09_Part3轨迹时间线整理.py | 第 1.4 节、第 2.3 节 | 把 VM 工作区跟踪日志整理为时间线，辅助还原 28 轮执行过程。 |
| 关键脚本/脚本10_Part3迷你反汇编.py | 第 1.4 节、第 2.3 节 | 对导出的 VM 记录做轻量反汇编，输出更便于写白盒算法的伪指令序列。 |

<a id="42-关键日志"></a>
### 4.2 关键日志

| 文件名 | 对应内容 | 作用说明 |
| --- | --- | --- |
| 关键日志/日志01_启动期终止口观测.txt | 第 3 章 | 记录 exit、abort、assert 等高层终止接口观测结果，用来区分 kill gate 与常规库接口。 |
| 关键日志/日志02_Part1_trigger2入口探针.txt | 第 1.2 节 | 记录 trigger2 的方法表与 _fe 相关调用结果，用来确认 Part1 脚本入口。 |
| 关键日志/日志03_Part1_native调用链跟踪.txt | 第 1.2 节、第 2.1 节 | 记录 Part1 从脚本层进入 native Process 的参数与返回值，用来校对 _fe 和 native 边界。 |
| 关键日志/日志04_Part2_live_w7_trace.txt | 第 1.3 节 | 记录红块现场 _w7 的 live trace，支撑 Part2 的脚本入口定位。 |
| 关键日志/日志05_Part2_Process_direct_probe.txt | 第 1.3 节、第 2.2 节 | 记录对 Process 的 direct probe 结果，用来确认输入是文本字节而不是 _h2b(token)。 |
| 关键日志/日志06_Part3_label2函数对象导出.txt | 第 1.4 节 | 记录 label2 运行时函数对象和常量池，用来剥离 Part3 的显示层职责。 |
| 关键日志/日志07_Part3_trigger4函数对象导出.txt | 第 1.4 节 | 记录 trigger4 运行时方法、属性、信号与常量信息，用来重建隐藏块上层调用链。 |
| 关键日志/日志08_Part3_VM_dispatch_ctx.txt | 第 1.4 节、第 2.3 节 | 记录 VM dispatch 上下文，用来确认工作区地址、轮数推进和关键寄存状态。 |
| 关键日志/日志09_Part3_隐藏块出分工作区跟踪.txt | 第 1.4 节、第 2.3 节 | 记录隐藏块真机出分时的工作区变化，直接支撑 Part3 白盒算法恢复。 |

## 5.说明
本文档在逆向分析、材料整理、文字润色和版式调整阶段均使用了 AI 辅助工具，部分分析思路梳理、文字表述、流程图导出与文档转换由 AI 协助完成；样本获取、关键验证、算法还原与最终结论均结合实际分析结果整理并复核。

登录后可查看完整内容

冰与火的战歌：Windows内核攻防实战高级班！从零到实战，融合AI与Windows内核攻防全技术栈，打造具备自动化能力的内核开发高手。

最后于 2026-4-25 14:46 被mxystery编辑，原因：

#CrackMe

上传的附件：

3、附录文件.zip （146.01kb，31次下载）

最新回复 (1)
mb_fabrnyzx 雪币： 200 能力值： ( LV1，RANK：0 ) 在线值：发帖 0 回帖 13 粉丝 0 关注私信	mb_fabrnyzx 2 楼 6 2026-10-7 09:14 0
	游客登录 \| 注册方可回帖回帖表情雪币赚取及消费高级回复