详细介绍：基于伪随机数的WPS PIN码逆向原理分析（精灵尘埃/仙尘攻击）

2025-09-23 17:11 tlnshuju 阅读(0) 评论(0) 收藏举报

文章目录

- 1 WPS连接过程
- - 1.1 初始阶段
  - 1.2 注册阶段
- 2 WPS攻击原理
- - 2.1 在线攻击
  - 2.2 离线攻击
  - - 2.2.1 Ralink模式
    - 2.2.2 eCos模式
- 3 参考资料

在2011年 Stefan Viehböck 演示过WPS的在线暴力攻击，由于PIN码猜测最多只需11000种组合，平均6小时就能攻破一台路由器。而在2014年 Dominique Bongard 又演示了一种离线暴力坡解的攻击，这种可怕的攻击可在不到一秒时间内破译WPA密钥，Bongard先生还在其幻灯片结尾发出警告：“立即禁用WPS！”

WPS（Wi-Fi Protected Setup）是一项旨在简化无线网络安全配置的标准，它通过PIN码（Personal Identification Number）或PBC（Push Button Configuration）等方式，使家庭用户能够轻松地将新设备安全地接入Wi-Fi网络。在PIN码模式下，WPS使用EAP-WSC（Extensible Authentication Protocol for Wi-Fi Simple Configuration）协议完成认证与密钥交换过程，该过程包含八个阶段（M1-M8）的消息交换。本文将深入探讨这八个阶段的详细流程，并重点分析其中涉及的关键参数（如E-Hash1、E-Hash2、PKE、PKR、AuthKey、E-Nonce等）的作用与相互计算关系。通过对这些参数和流程的理解，我们能够更深入地认识WPS的安全机制及其潜在脆弱性。

1 WPS连接过程

在WPS中有两个角色概念Enrollee和Registrar，Enrollee是入网设备（即手机物联网家居等各种终端），Registrar为认证服务器，一般也由AP（即路由器等设备）充当。

1.1 初始阶段

【发现过程】
AP端的WSC开始工作后，它会广播带有WSC IE字段的beacon包，以声明AP支持WSC
如果Enrollee收到来自AP的端的beacon包，那么它会解析beacon包中的 WSC IE，并向AP发送单播Probe Request包；如果Enrollee没有收到带有WSC IE的beacon包，那么它就会去搜索周围支持WSC的AP，所以会向周围发送Probe Request广播包。
如果Enrollee发现周围有两个或者两个以上的AP在跑WPS，则Enrollee会在发现阶段停止继续执行；同理，如果AP发现有两个或两个以上的Enrollee在尝试建立WPS连接，AP也会停止运行WPS。如果哪一天按下你router的WPS按钮，发现wps灯快闪了几下就不闪了，可能就是当时同时有两个Enrollee在尝试WPS连接。
AP收到带有 WSC IE的Probe Request请求包以后，就会回复Probe Response包，这个包里面带有WSC IE，会告诉Enrollee一些信息，这些信息很多，Enrollee会根据这些信息来决定下一步的动作
【关联过程】
对于PIN WPS需要在这个步骤输入PIN，对于PUSH BUTTON则不需要输入，当然PIN有分AP PIN和client PIN，这个决定了需要在AP端还是在Enrollee端输入PIN，这种输入都是in-band的方式，当然也可以使用out-band的方式输入信息，如NFC
当Enrollee获取到AP端的信息，并且通过判断符合接入条件的时候，Enrollee会尝试去和AP进行认证，向AP发送Auth包
AP端回复Auth 成功包，认证成功
然后Enrollee发送Association Request 关联请求包，并附带WSC IE 信息，这个信息很重要，目的是告诉AP我这边使用的协议（如802.1x WPS 1.0 协议），我们接下来的M1-M8过程也将会遵守这个协议进行交互，如果不能接受这种协议的话，请及时告诉我。
这时，AP端表示这种协议是支持的，发送一个Association Response包给Enrollee，完成关联。
【准备过程】
发送EAPOL-Start
在STA和AP双方开展EAP-WSC流程前，AP需要确定STA的Identity以及使用的身份验证算法。该过程涉及三次EAP包交换。这三次包交换的内容，首先，AP发送EAP-Request/Identity以确定STA的ID
对于打算使用WSC认证方法的STA来说，它需要在回复的EAP-Response/Identity包中设置Identity为"WFA-SimpleConfig-Enrollee-1-0"。
AP确定STA的Identity为"WFA-SimpleConfig-Enrollee-1-0"后，将发送EAP-Request/WSC_Start包以启动EAP-WSC认证流程。而后进入WPS认证与配置的M1～M8阶段。

1.2 注册阶段

WPS使用EAP-WSC（EAP for Wi-Fi Simple Configuration）协议来完成配置过程，这部分是WPS的核心部分。该协议基于EAP（Extensible Authentication Protocol）框架，但专门用于WPS的设备注册流程。整个认证过程包含8个消息交换阶段（M1至M8），这些消息通过EAPoL-Data帧在Enrollee（设备）和Registrar（AP）之间传输，安全地交换配置信息（如 SSID、网络密钥等）。

消息	方向	说明	主要作用与内容
M1	设备 → AP	发起注册	Enrollee 发送能力信息和公钥`PKE`和随机数`N1`，启动注册流程。
M2	AP → 设备	派生密钥	Registrar 发送能力信息和公钥`PKR`和随机数`N1`，并开始密钥派生。
M3	设备 → AP	生成证明	Enrollee 发送设备PIN码的哈希证明`E-Hash1`和`E-Hash2`。
M4	AP → 设备	生成证明	Registrar 回应设备PIN码的哈希证明`R-Hash1`和`R-Hash2`，并提交第一个秘密随机数`R-S1`。
M5	设备 → AP	验证证明	Enrollee 提交第一个秘密随机数 `E-S1`。
M6	AP → 设备	验证证明	Registrar 提交第二个秘密随机数 `R-S2`。
M7	设备 → AP	验证证明	Enrollee 提交第二个秘密随机数 `E-S2` 。
M8	AP → 设备	配置网络	Registrar 发送最终的加密配置信息（如 SSID、网络密钥等）。

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【建立加密】

【M1】：初始化注册请求，提供Enrollee设备信息和安全能力。Enrollee选择随机数 A 为私钥，计算公钥 PKE = g^A mod p (使用指定的 1536-bit MODP 群)。
发送UUID-E, MAC-E, PKE, N1（Enrollee随机数）, Device Password ID, 能力属性等。
【M2】：响应注册请求，提供Registrar信息并启动密钥交换。Registrar选择随机数 B 为私钥，计算公钥 PKR = g^B mod p。
发送UUID-R, PKR, N2（Registrar随机数）, N1(回显), Auth_M2, 能力属性等。

根据交互的公钥与随机数，双方相互独立计算出共享密钥DHShared和密钥派生密钥KDK：
$PKE^B \mod p = PKR^A \mod p = g^{(A \cdot B)} \mod p\\ DHKey = \text{SHA-256}(\text{zeropad}(DHShared, 192))\\ KDK = HMAC-SHA256(DHKey, N1 || MAC-E || N2)$
最终派生出两个关键的会话密钥AuthKey和KeyWrapKey：
$A u t h Key ∣∣ Key W r a p Key ∣∣ EMS K = k df (KDK, " Wi - F i E a sy an d S ec u reKeyDer i v a t i o n ", 640)$

PS：kdf 是使用 HMAC-SHA256 的迭代函数，输出 640 位，分割为：
AuthKey (256 bits): 用于消息认证 (HMAC)。
KeyWrapKey (128 bits): 用于加密敏感数据 (AES)。
EMSK (256 bits): 扩展主会话密钥，可用于派生其他应用密钥。
M2中的Auth_M2 = HMAC-SHA256(AuthKey, M2_Data)。M2_Data 是 M2 消息中在 Authenticator 属性之前的所有属性。后续M3-M8的Auth_MX计算同理。

至此，双方通过Diffie-Hellman密钥交换算法已共享 KDK, AuthKey, KeyWrapKey，为后续加密和认证打下基础。

【验证PIN码】

【M3】：Enrollee其证明持有PIN码。Enrollee将PIN码分割为两部分（如8位PIN码12345670左右均分为1234和5670），再派生出PSK1和PSK2：
$)\\ PSK2 = First-128-bits-of( HMAC-SHA256(AuthKey, Second-Half-Password) )$
然后生成秘密随机数E-S1, E-S2 (各 128 bits)，计算证明哈希E-Hash1和 E-Hash2：
$PKR)\\ E-Hash2 = HMAC-SHA256(AuthKey, E-S1 || PSK2 || PKE || PKR)$
发送 N2(回显), E-Hash1, E-Hash2, Auth_M3。
【M4】：Registrar其证明持有PIN码，提供秘密随机数让Enrollee验证PIN码第一部分。Registrar按同样方法分割PIN码并派生PSK1和PSK2，再生成秘密随机数R-S1, R-S2 ，计算证明哈希R-Hash1和 R-Hash2：
$PKR)\\ R-Hash2 = HMAC-SHA256(AuthKey, R-S1 || PSK2 || PKE || PKR)$
而后生成随机数IV（128bit），结合KeyWrapKey将第一个秘密随机数R-S1加密到EncryptedSettings，并使用AuthKey生成KWA以保护R-S1的完整性：
$)\\ DataToEncrypt = R-S1 || KWA\\ EncryptedSettings = AES-Encrypt-CBC(KeyWrapKey, IV, DataToEncrypt)$
发送 N1(回显), R-Hash1, R-Hash2, EncryptedSettings (R-S1), IV, Auth_M4。
【M5】：Enrollee提供秘密随机数让Registrar验证PIN码第一部分。Enrollee解密R-S1并验证其完整性：
$EncryptedSettings)\\ KWA' == First-64-bits-of( HMAC-SHA256(AuthKey, R-S1) )$
使用解密得到的 R-S1 和自己已知的 PSK1, PKE, PKR 重新计算 R-Hash1，与 M4 中的值比较。若计算不一致，触发WSC_NACK终止会话（后续同）。然后使用同样方法将自己的第一个秘密随机数E-S1加密到EncryptedSettings。
发送 N2(回显), EncryptedSettings (E-S1), IV, Auth_M5。
【M6】：**Registrar提供秘密随机数让Enrollee验证PIN码第二部分。**Registrar解密E-S1并计算E-Hash1，将自己的第二个秘密随机数R-S2加密到EncryptedSettings
发送 N1(回显), EncryptedSettings (R-S2), IV, Auth_M6。
【M7】：**Enrollee提供秘密随机数让Registrar验证PIN码第二部分。**Enrollee解密R-S2并计算R-Hash2，将自己的第二个秘密随机数E-S2加密到EncryptedSettings
发送 N2(回显), EncryptedSettings (E-S2 + Config-if-AP), IV, Auth_M7。

【配置网络】

【M8】：**完成验证并配置网络。**Registrar解密E-S2并计算E-Hash2，双向认证全部完成。组装ConfigData网络配置信息：
$C o n f i g D a t a = C re d e n t ia l (SS I D, N e tw or k Key, A u t h T y p e, E n c T y p e, ...)$
同样使用 KeyWrapKey 加密 ConfigData (过程同前，附加 KWA)。
发送 N1(回显), EncryptedSettings (ConfigData), IV, Auth_M8。最终Enrollee 解密并应用 ConfigData，协议完成。

【通俗解释】
Enrollee (手机)：“你好路由器，我想加入网络，这是我的信息（M1）。”
Registrar (路由器)：“好的手机，请证明你知道PIN码。验证通过后，我就把Wi-Fi密码给你（M2）。“
双方都生成两个上锁的箱子（E-Hash1/E-Hash2, R-Hash1/R-Hash2），里面是能证明自己身份的秘密。箱子的钥匙（E-S1/E-S2, R-S1/R-S2）在自己手里。Enrollee 先把自己的两个锁上的箱子（M3）交给 Registrar，说：“给，这是我的证明。”
Registrar 说：“好吧，但我看不到里面。为了表示诚意，这是我能打开你第一个箱子的钥匙（加密的R-S1），同时我也把我的两个锁上的箱子（R-Hash1/R-Hash2）给你。”（M4）
Enrollee 用只有自己才有的密钥（KDK）解密拿到钥匙（R-S1），打开Registrar的第一个箱子（验证R-Hash1）。一旦验证成功，Enrollee 就确信 Registrar 知道真正的 PIN。于是，Enrollee 放心地把打开自己第一个箱子所需的钥匙（E-S1）交给 Registrar（M5）。
Registrar 用 E-S1 验证 Enrollee 的第一个箱子（E-Hash1），也确认了 Enrollee 的身份。后续的 M6、M7 重复这个过程，用第二对箱子和钥匙（E-Hash2/E-S2, R-Hash2/R-S2）进行二次确认。

2 WPS攻击原理

2.1 在线攻击

PIN码为8位纯数字，而第8位为前面1-7位的校验和，所以总共只有10的7次方种组合。而由于PIN码的验证过程是分段式的，即先验证前4位，再验证后4位，则攻击者只需先猜测前4位组合（10^{4），再猜测后四位组合（10}3），即最多11000种组合即可猜出正确PIN码。而WPS协议最初默认没有对PIN的验证次数进行限制，这就使在线PIN坡解成为了可能。传统的在线攻击方案可以借助 reaver 或 bully 简便地实现，信号良好情况下大约 3s/pin（WPS1.0，无锁 PIN 现象），平均几小时即可攻破一台路由器。

注意在WPS在线攻击中，攻击者电脑扮演的是Registrar，而受攻击路由器则充当Enrollee（与前面分析的逻辑相反）。攻击工具（如reaver或bully）运行在攻击者的电脑上（Supplicant/Client）。它宣称自己是一个“外部注册器（External Registrar）”，使受攻击目标接受管理并传输网络配置信息。

攻击者通过遍历所有PIN码组合，发送M4帧后根据是否收到AP回复的WSC_NACK来确定前半段PIN码是否正确，若不正确则递增下一个组合。直到猜中前半段PIN码，再发送M6帧并根据是否收到AP回复的WSC_NACK来确定后半段PIN码是否正确，最终完全确认整个PIN码。

2.2 离线攻击

现在多数路由器都是 WPS2.0（WSC），会出现锁 PIN 现象，一定程度提高了安全性。可就算是几次 PIN 尝试的机会，也留给了攻击者可乘之机。2014年Dominique Bongard演示了一种离线WPS的方法，对某些存在安全漏洞的路由器可在不到一秒内破译。该攻击利用了某些路由厂商芯片只能生成低熵的伪随机数，进而坡解加密过程。攻击称为“pixie-dust attack”，翻译为“小精灵尘埃攻击”或“仙尘”攻击（外国人起名灵感感觉大都跟游戏影视作品有关）。

入网设备和AP之间没有传输PIN码，是通过计算PIN码的Hash值来验证的。如果PIN码验证失败，流程会止于M4阶段。根据之前在线PIN坡解过程分析，攻击者可以获取到PIN码最终计算产物E-Hash1和E-Hash2（AP发送的M3帧），以及中间计算值AuthKey、PKE、PKE，而初始参数PIN码与两个中间计算使用的随机数E-S1和E-S2是不知道的。但是如果攻击者能猜测到AP生成的随机数E-S1和E-S2，就可以通过代入所有PIN码组合去猜测验证，最终获取到PIN码。

其实这里笔者有点疑惑，为什么攻击者不按常规流程充当Enrollee角色，去获取AP发送的M4帧，这样还可以多获取到一个随机数信息。可能是因为代码是基于reaver改编的分支，而reaver就是使用Registrar角色去进行攻击吧。

那么怎么能猜到AP生成的随机数呢？Dominique Bongard发现某些路由器的芯片生成的是不安全的伪随机数（Pseudo-Random Number Generator，PRNG），导致其可以通过上一个随机数进行逆向预测。例如，Broadcom基本上使用C中的Rand()函数，在Ralink中随机数始终不会生成（因此为0），而RTL819x生成的随机数存在复用（N1、E-S1、E-S2均相同）。

易受攻击的路由器收录：https://docs.google.com/spreadsheets/d/1tSlbqVQ59kGn8hgmwcPTHUECQ3o9YhXR91A_p7Nnj5Y/edit#gid=2048815923

在攻击过程中，M1阶段受攻击路由器会生成随机数N1（E-Nonce），到M3阶段又会生成的随机数E-S1和E-S2，这两个随机数是紧接着N1生成的。而N1可以直接捕获到，如果路由器生成的是伪随机数，就可以进行逆向分析。下面分析pixiewps源码中的两种逆推伪随机数的模式：Ralink模式（直接计算）和eCos模式（暴力枚举）。

2.2.1 Ralink模式

Ralink基于线性反馈移位寄存器（LFSR）算法生成伪随机数，使用的是 32 位 Galois LFSR（掩码 0x80000057），生成代码如下。

//Ranlink随机数生成
static unsigned char ralink_randbyte(struct ralink_randstate *state)
{
unsigned char r = 0;
for (int i = 0; i <
8; i++) {
unsigned char result;
if (state->sreg &
0x00000001) {
// 检查LSB
state->sreg = ((state->sreg ^ 0x80000057) >>
1) | 0x80000000;
result = 1;
}
else {
state->sreg = state->sreg >>
1;
// 简单右移
result = 0;
}
r = (r <<
1) | result;
// MSB优先累积
}
return r;
}

伪随机数生成流程：

选定一个初始的数S0，在LFSR中通常称为状态（可以理解为种子，如：1010…1011 ，共32位），先取最低位（Least Significant Bit，LBS）作为输出随机数的第一位（最左边的一位）。
如果最低位为1则S0与多项式（0x80000057）进行异或操作，如果最低位为0则不变，得到S0‘。
对S0‘右移一位，如果进行了异或操作则高位补1，如果没有操作则高位补0，得到S1。
接着重复这个过程，再次对S1取值、操作、右移，一步步得到随机数的第二、三、…、八位，循环做8次就可以得到1字节（8bit）的随机数。而N1为16字节，则需做8x16次运算。

static void ralink_randstate_restore(struct ralink_randstate *state, uint8_t r)
{
for (int i = 0; i <
8; i++) {
const unsigned char result = r &
1;
// 取LSB（从后向前处理）
r = r >>
1;
if (result) {
// 如果输出位是1
state->sreg = (((state->sreg) <<
1) ^ 0x80000057) | 0x00000001;
}
else {
// 如果输出位是0
state->sreg = state->sreg <<
1;
// 简单左移
}
}
}

通过随机数逆向种子：

由随机数的最后一位，可以知道上一次的操作数Sn的最后一位（如果随机数最后一位是0，则Sn’的最后一位为0；如果随机数最后一位是1，则Sn’的最后一位为1）。同理，由随机数倒数第二位，可以知道上上次的操作数Sn-1的最后一位，以此类推。由于知道每次操作数的最后一位，从最后一次操作数Sn开始进行补值、操作、左移（逆运算）。

如假如随机数最后一位为1，则设最后一次操作数Sn为0000…0001（最后一位为0则设0000…0000，最后一位前面的值随便设，因为后续会不断左移去掉）。
然后观察随机数倒数第二位，倒数第二位为1，则说明Sn-1’到Sn做了异或操作，那么需要再与多项式（0x80000057）做一次异或操作使其变为Sn-1’；如果随机数倒数第二位为0，则无需操作Sn即Sn-1’。
将Sn-1‘左移，然后末尾补随机数的倒数第二位，变为Sn-1。
重复这个过程，直至将最开始Sn的最后一位左移到第一位。一共32位，所以做31次即可逆向出某个时刻的操作数（种子）。

static unsigned char ralink_randbyte_backwards(struct ralink_randstate *state)
{
unsigned char r = 0;
for (int i = 0; i <
8; i++) {
unsigned char result;
if (state->sreg &
0x80000000) {
// 检查MSB
state->sreg = ((state->sreg <<
1) ^ 0x80000057) | 0x00000001;
result = 1;
}
else {
state->sreg = state->sreg <<
1;
// 简单左移
result = 0;
}
r |= result << i;
// LSB优先累积
}
return r;
}

通过种子逆向生成随机数：

前面是通过种子往后生成随机数，这个代码是通过种子往前生成随机数，过程类似。

选定一个初始的数Sn，先取最高位（Most Significant Bit，MSB）作为输出随机数的最后一位（最右边的一位，这里是第八位）。
如果最高位为1则S0与多项式（0x80000057）进行异或操作，如果最高位为0则不变，得到Sn‘。
对Sn‘右移一位，如果进行了异或操作则低位补1，如果没有操作则低位补0，得到Sn-1。
接着重复这个过程，再次对Sn-1取值、操作、左移，一步步得到随机数的第七、六、…、一位，循环做8次就可以得到1字节（8bit）的随机数。

LFSR算法生成的随机数是完全可逆的，在源码中是先通过随机数N1（E-Nonce）反推种子，然后回退 16 字节得到 E‑S2，再接着回退 16 字节得到 E‑S1。这里笔者是挺疑惑的，按照WSC规范，生成顺序应该是N1 -> E-S1 -> E-S2。不清楚代码为什么不是从N1继续正向生成随机数E-S1和E-S2，而是逆向生成E-S2和E-S1，也许这个随机数的生成逻辑就是逆向生成吧。

2.2.2 eCos模式

eCos simple 模式基于线性同余生成器（LCG，Linear Congruential Generator）算法生成伪随机数，源自 C 语言标准库的rand()函数，生成代码如下。

static uint32_t ecos_rand_simple(uint32_t *seed)
{
uint32_t s = *seed;
uint32_t uret;
// 第一步：线性同余生成
s = (s * 1103515245) + 12345;
// 生成s1
uret = s &
0xffe00000;
// 取高11位 (bits 31-21)
// 第二步：继续生成 
s = (s * 1103515245) + 12345;
// 生成s2
uret += (s &
0xfffc0000) >>
11;
// 取高14位右移11位 (bits 31-18 → bits 20-7)
// 第三步：再次生成
s = (s * 1103515245) + 12345;
// 生成s3
uret += (s &
0xfe000000) >>
(11 + 14);
// 取高7位右移25位 (bits 31-25 → bits 6-0)
*seed = s;
return uret;
// 返回32位值，但实际只使用低8位
}
//使用时只取低8位
output_byte = ecos_rand_simple(&seed) &
0xFF;

伪随机数生成流程：

选定一个初始的数S0（32位）作为种子。对这个数乘以一个乘数（1103515245），再进行增量（12345），得到S1，取高11位作为随机数的高11位。
对S1再乘以乘数并进行增量，得到S2，取高14位作为随机数中间14位。
对S2再乘以乘数并进行增量，得到S3，取高7位作为随机数低7位。总共得到11+14+7=32位随机数，但使用时只取低8位。

整体操作为对操作数做3次LCG固定计算s = (s * a + c) % m，每次取部分高位拼接成随机数。末尾取模在代码中没有显式编写，实际上因为使用了无符号整数（2³²），计算后溢出的高位会被丢弃，相当于取2^32的模。

uint32_t known = wps->e_nonce[0] <<
25;
/* 将熵从32位减少到25位 */
uint32_t seed, counter = 0;
while (counter <
0x02000000) {
// 2^25 = 33,554,432次尝试
int i;
seed = known | counter;
// 构建候选种子
// 验证后续15个字节
for (i = 1; i < WPS_NONCE_LEN; i++) {
if (wps->e_nonce[i] != (uint8_t)(ecos_rand_simple(&seed) &
0xff))
break;
}
// 如果所有字节都匹配
if (i == WPS_NONCE_LEN) {
// 找到正确种子，继续生成E-S1和E-S2
wps->s1_seed = seed;
for (i = 0; i < WPS_SECRET_NONCE_LEN; i++)
wps->e_s1[i] = (uint8_t)(ecos_rand_simple(&seed) &
0xff);
wps->s2_seed = seed;
for (i = 0; i < WPS_SECRET_NONCE_LEN; i++)
wps->e_s2[i] = (uint8_t)(ecos_rand_simple(&seed) &
0xff);
break;
}
counter++;
}

通过随机数逆向种子：

首先一字节的随机数（8位）的后7位就是取自最后一次操作数的S3的前7位，那么对于S3还有剩下的25位未知。而LCG算法与前面LFSR算法不同，生成随机数会溢出部分数据导致计算不可逆。但伪随机数的特点就是计算过程是固定的，通过分析连续生成的随机数，知道结果就可以直接套初始值去猜测，最终逆推出种子。

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对于WPS中生成的N1（E-Nonce）总共16字节，我们取第1个字节，其前7位做种子的前7位，对于未知的后25位进行枚举猜测，同样使用LCG算法去计算后面生成的随机数，与N1的后15字节结果进行比对。如果计算结果比对实际随机数完全一致，那就说明猜测成功。这种方式即暴力坡解，最多猜测2^25次（33,554,432），计算机可在几秒内完成。

猜出种子后，再往后计算就可以得到E-S1和E-S2。

笔者实验：https://blog.csdn.net/2301_81348092/article/details/151667512

3 参考资料

https://ifconfig.dk/pixiedust/
https://github.com/2EXP/2exp.github.io/issues/3
https://mlg556.github.io/posts/bruteforce-wps-with-reaver-and-pixiewps/bruteforce-wps-with-reaver-and-pixiewps.html
https://blog.csdn.net/moonlinux20704/article/details/109102318
http://archive.hack.lu/2014/Hacklu2014_offline_bruteforce_attack_on_wps.pdf

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