← Voltar para writeups

Rubrica Digital — Writeup completo

cryptoRSADifícil

Infinity CTF 2026 (Harpia Security + SENAC)· Publicado em 21/08/2026· Autor: Niedson· 5 min de leitura

#rsa#franklin-reiter

Rubrica Digital é um app web de “endosso eletrônico de cláusulas confidenciais” — mas o bug real não está na parte web, está na criptografia por trás. É o tipo de desafio que ensina por que expoente público pequeno em RSA (e=3) é perigoso quando a mesma mensagem (ou mensagens relacionadas) é cifrada mais de uma vez.

1. Contexto

O app permite consultar o histórico de revisões de um documento com uma “cláusula confidencial”. Cada revisão parece cifrar essa cláusula com RSA antes de guardar — e, como o nome do desafio sugere, a cláusula confidencial é justamente o que queremos ler: a flag.

1.1. RSA em uma casca de banana (se você nunca viu, comece aqui)

RSA é um sistema de criptografia de chave pública: existem duas chaves, uma pública (n, e) — usada para cifrar — e uma privada (d) — usada para decifrar. A mágica é que, com só a chave pública, cifrar é fácil mas decifrar é (em teoria) impossível de fazer em tempo razoável, a menos que você tenha a chave privada.

Em termos matemáticos simples:

• n é um número gigante, produto de dois números primos grandes e secretos (n = p * q).
• e é o expoente público — normalmente um número pequeno e fixo, como 65537.
• Para cifrar uma mensagem m (um número, representando o texto original), calcula-se c = m^e mod n — “eleva m à potência e e tira o resto da divisão por n”.
• Para decifrar c de volta a m, é preciso conhecer a chave privada d; sem ela, a única forma “honesta” de recuperar m é resolver o problema de logaritmo discreto módulo n, o que exige fatorar n — e fatorar um n de milhares de bits é considerado inviável com a tecnologia atual.

A segurança de RSA depende de fatorar n ser difícil. Só que isso não é a única forma de quebrar RSA: quando o mesmo e pequeno é usado para cifrar mensagens que têm uma relação matemática conhecida entre si (por exemplo, a segunda é a primeira mais uma constante), existem atalhos puramente algébricos que recuperam m sem nunca fatorar n. É exatamente esse atalho que este desafio explora.

2. Reconhecimento

O endpoint GET /api/historico devolve um JSON com os parâmetros da cifra usada e duas cifras diferentes:

{
  "n": "<módulo RSA, em hex/decimal>",
  "e": 3,
  "delta": 1,
  "envio_1": "<cifra da revisão 1>",
  "envio_2": "<cifra da revisão 2>"
}

Dois detalhes saltam aos olhos de quem já viu RSA quebrado em CTF antes:

• e: 3 — um expoente público minúsculo. RSA com e pequeno não é automaticamente quebrado, mas abre uma classe inteira de ataques quando certas condições se repetem.
• delta: 1 — o próprio nome do campo já entrega a relação entre as duas mensagens: a segunda revisão é a primeira mais 1 (m2 = m1 + 1), provavelmente porque a “revisão 2” é um pequeno ajuste incremental sobre a “revisão 1” do mesmo documento.

3. Encontrando a vulnerabilidade

A ideia do ataque: se c1 = m1^e mod n e c2 = (m1+delta)^e mod n, dá pra montar dois polinômios em função de uma variável x (representando o m1 desconhecido):

g1(x) = x^e - c1              (mod n)
g2(x) = (x + delta)^e - c2    (mod n)

Repare que, se você substituir x por m1 em g1(x) e em g2(x), os dois viram zero — porque g1(m1) = m1^e - c1 = c1 - c1 = 0 (por definição de c1), e o mesmo vale para g2. Ou seja, m1 é uma raiz comum dos dois polinômios.

Isso é útil porque existe uma ferramenta de álgebra chamada máximo divisor comum de polinômios (gcd, o mesmo conceito do MDC entre dois números inteiros que você provavelmente já viu na escola, só que aplicado a polinômios em vez de números) — e o gcd de dois polinômios sempre “carrega” as raízes que eles têm em comum. Calculando gcd(g1, g2) com todas as contas feitas módulo n (em vez de com números reais), o resultado converge para um polinômio de grau 1 — do tipo a*x + b — que contém m1 diretamente, porque a única raiz que os dois polinômios originais compartilham é m1.

4. Exploração

Com e=3 e delta=1, os polinômios ficam:

g1(x) = x^3 - c1                      (mod n)
g2(x) = (x + 1)^3 - c2                (mod n)

Calculando gcd(g1, g2) sobre Z_n[x] (usando o algoritmo de Euclides estendido para polinômios, com todas as operações de coeficiente feitas módulo n), o resultado converge para um polinômio linear a*x + b — e a raiz -b/a mod n é m1 diretamente, sem precisar fatorar nada.

# esboço em pseudocódigo (usar sympy ou uma implementação própria de gcd polinomial mod n)
n, e, delta = <do JSON>
c1, c2 = <envio_1>, <envio_2>

g1 = x**e - c1
g2 = (x + delta)**e - c2

resto = gcd_polinomial_mod_n(g1, g2, n)   # converge pra grau 1
m1 = -resto.coef_independente * inverso_modular(resto.coef_de_x, n) % n

5. Capturando a flag

Decodificando m1 de volta para bytes (o inteiro recuperado, convertido para a representação de texto original), o conteúdo era exatamente a cláusula confidencial — que era a própria flag do desafio.

🚩 Flag

flag{infinity_ctf_2026_rubrica_bbda273fe4}

6. Lições

• e=3 sozinho não quebra RSA — mas combinado com reuso de mensagens relacionadas, vira uma porta de entrada bem conhecida (Franklin-Reiter, e o caso ainda mais simples de Håstad quando a mesma mensagem é cifrada para destinatários diferentes com o mesmo e pequeno).
• Nomear um campo delta no próprio JSON foi, sem querer ou não, uma pista enorme — sempre vale reparar em campos de API que parecem “meta-informação” sobre a estrutura dos dados, não só os dados em si.
• Corrigir: usar e maior (65537 é o padrão de mercado) e, mais importante, nunca cifrar mensagens relacionadas conhecidas com a mesma chave RSA sem padding aleatório — um esquema como o OAEP (que mistura bytes aleatórios diferentes em cada cifragem, mesmo cifrando a mesma mensagem duas vezes) existe exatamente para quebrar esse tipo de relação matemática entre mensagens, tornando o ataque de Franklin-Reiter inviável na prática.

Writeup do desafio Rubrica Digital (Infinity CTF 2026 · Web/Cripto · Hard).