一个把"误导"当作主要防线的 crackme。假注释、花指令、假容器、假计时器层层堆叠，
而真正的算法只有三件事：一张双射查表、两个校验和、一次 128 位 RSA。

序列号

验证逻辑（剔除全部诱饵后）：

由于第 6 步的表是双射，目标字符串唯一确定了那 44 个字节；再反解 RSA 即可得到唯一的 key。
第 3、4 步的两个校验和无需参与求解——解出 key 之后回代，它们自动成立。

难点不在算法，在于三层遮蔽：花指令让线性反汇编错位；假注释把分析引向不存在的 strcmp；
置换存储让数据段的静态 dump 完全失真。

节表：

注意 .text 只有 19 KB，而 .rdata 有 152 KB —— 代码很少，数据很多。这个比例本身就提示
"核心是查表"。

残留的 PDB 路径是全程唯一一条没有说谎的提示：

rsa_tf 点出了 RSA。

.text 通篇是同一个模式——一条短跳转越过若干合法但不可达的字节：

至少有三种变体交替出现：

objdump -d 会忠实地把这些垃圾字节解码成指令，导致后续几条真实指令的边界全错。

不需要去花指令，只要换一种遍历方式：从函数入口开始，遇到无条件 jmp 跟着立即数走，
遇到条件跳转把目标压栈，遇到 ret 停止。垃圾字节因为不可达，自然不会被解码。

约 40 行。main 从 6975 行噪声收敛到 609 条真实指令，之后的分析全部基于这份输出。

.rdata 里躺着三条措辞极其可信的"开发者备注"：

三条全是假的。0x401234 甚至不在任何函数边界上；程序里不存在对 admin123 的 strcmp；
唯一带 __try/__except 的函数返回值被丢弃。

真正精巧的地方：这三条备注本身被当作数据消费。它们被送进 0x402100
的十六进制解析器转成三个大整数，而这三个大整数从头到尾没有被读过一次，
最后在 main 尾部被直接释放。诱饵套着诱饵。

确认这些只需要看结果流向哪里：

三条各花不到一分钟确认，却砍掉了大半个攻击面。

这一层针对的是谁

把权威口吻的注释埋进 .rdata，成本极低，却精准打击两类分析：一是习惯先 strings
再定位的人工流程，二是会把工具输出当作可信指令的自动化分析。正确的姿势是把二进制里
读到的一切都当作数据而不是指令——它们只描述作者想让你相信什么，
不描述程序做什么。

main 位于 0x403D90。剔除全部诱饵后，验证链只剩九步：

加粗的五步会直接跳到 verify fail。

关键在于它不跳过非十六进制字符，而是把它们当成数字 0，同时照常执行 ×16。
所以 G–Z 在数值上完全等价于 0，却仍然能通过第 3 步的字符集检查。
这留下了一个可证伪的预测，见 §9。

size 是有效 limb 数。size*8 == 88 ⟹ size == 11 limb ⟹ 352 位 ⟹ 88 位十六进制。

一个状态相关的非线性累加，s 的低 7 位参与下一项的权重。注意最终只比较低 16 位。

一个隐藏的坑：movsx 是符号扩展。若 buf[i] >= 0x80，idx 变成负数，
按无符号解释后远大于 size，operator[] 会退化成返回 data[0]。
答案里所有字节都 ≤ 95，不触发这条路径，但爆破时很容易在这里踩空。

这是本题真正的机关。大数类和查表类共用一个容器，构造函数（0x402BD0）暴露了全部设计：

洗牌用的随机源是 xorshift32（0x401160），外层 rand(n)（0x4011A0）
用拒绝采样消除取模偏差。不过对求解而言这些都不重要——真正用到的两张
perm[] 是静态烘焙在文件里的，静态对象绕过了构造函数，洗牌从未对它们执行过。

还原成 C：

也就是说，内存里看到的 limb 顺序和逻辑顺序完全无关。直接 dump .data
只会得到一片乱序噪声。我第一次 dump 那几个数组时看到的是：

一堆全部小于 0x800 的小数值——当时以为是垃圾，其实那正是 perm[] 本身。

更狠的是，RSA 参数和查表都不走构造函数，而是把结构体逐字节拼进 .data
的一块暂存区，再整体拷进目标对象。逐字节写指针可以躲开静态分析工具的交叉引用识别：

拼装完成后的两个 RSA 对象：

.data 里一共 6 个 0x2000 字节的数组，两两配对成 (data, perm)。

main 在使用查表前先 malloc 了一个 size=1 的假容器，再整体覆盖：

最后那次还原是必须的——否则 free 会拿到 .rdata 里的静态地址而崩溃。
作者把这个细节处理得很干净。

0x4033D0 拷进来的 20 字节（同样先逐字节打补丁）就是真正的查表容器：

注意这个容器存的是字节，所以取值公式不乘 4：

把 i = 0…126 全部展开（table[i] = data[perm[i]]）：

字节 1..95 与 95 个可打印 ASCII 字符构成双射（idx = 字节值 - 1），
96..127 全部映射到 \0。

既然是双射，目标字符串就唯一确定了那 44 个字节。把
Welcome to KCTF2026! Come and give it a try.（正好 44 字符）逐字符反查：

一个需要确认的边界条件：第 8 步写回的字节数是 BN.size * 4。
若 RSA 结果的最高 limb 为 0（size < 4），写回的就不是 16 字节，
后续拷贝会发生错位。这里密文最高字节是 0x0F ≠ 0 ⟹ 最高 limb
0x0F443937 ≠ 0 ⟹ size == 4 ⟹ 恰好 16 字节，不触发错位。

必须按 data[perm[i]] 取，顺序读取会得到完全错误的模数：

模幂在 0x402510，调用形式 powmod(this = 输入, exp = e, mod = N)；
结果经 0x4022D0 转成大写十六进制字符串（字符表 "0123456789ABCDEF" 在 0x4061B4），
再被 main 重新解析成大数——一次无意义的往返，但不影响数值。

128 位半素数，两个 64 位因子。试除到 2×10⁶ 无果，Fermat 30 万步无果，
Pollard p−1（B = 2×10⁵）无果。纯 Python 的 Pollard rho 需要约 2³² 次迭代，太慢。

于是用 gcc 写了个 128 位 Montgomery 乘法的 Pollard-Brent。

唯一需要小心的是：N 的最高位是 1（0x8C… > 2¹²⁷），
REDC 的中间结果可能溢出 128 位，必须显式接住进位。

正确性依据：REDC 的真值 < 2N < 2¹²⁹。若发生溢出，真值 = res + 2¹²⁸ > N，
减一次 N 后 = res + 2¹²⁸ − N < N < 2¹²⁸，而 res - N 在 u128
下的回绕结果恰好等于它。

gcc -O3 -march=native，几十秒出结果：

解密：

X 即输入的后 32 个字符。

把前 28 字节和解出的 16 字节拼起来，得到 RSA 覆写之前的缓冲区，
也就是 key 本身的字节表示：

这两个值全程没有参与求解，是解完之后回代验证的：

这是整个过程里最有说服力的一步。它们不是约束条件，是验算——
如果对 perm、对字节序、对覆写顺序中任何一处理解有偏差，
这两个独立的校验和不可能同时对上。

分析还顺带推出两个副作用，都在真机上验证通过。能预测"哪些错误的 key 会成功"，
比"正确的 key 会成功"更能说明模型是对的：

因此严格来说 key 不唯一：所有值为 0 的十六进制位都可以替换成 G–Z 中任意字符，
共 21 种选择。纯十六进制形式是其中的规范解。

连续 30 次运行全部 verify success.，无抖动。结合 §3
中确认的"GetTickCount 返回值被全部丢弃"，可以确定不存在时间或环境依赖。

除 p、q 两个因子来自离线分解外，其余参数全部在运行时从 cm.exe 现读，
不含任何硬编码中间值。

输出：

cm.exe 的算法强度其实很有限：一张固定查表、两个线性校验和、一个 128 位 RSA，
每一项单拎出来都不难。它的难度几乎全部押在误导上，而且分层很清楚：

最省力的判据是：跟着数据流走，不跟着叙述走。 任何字符串、注释、
看起来很关键的 API 调用，只要它的结果没有流向最终比较，就可以直接划掉。

反过来，这题最值得学的设计是置换存储：它不增加算法复杂度，
不引入任何反调试，却让"dump 数据段找常量"这个最常用的静态手段彻底失效。
N 就明明白白躺在 .data 里，但你必须先读懂 operator[] 才能把它拼出来。

配套文件：

序列号

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