LLVM Pass与程序分析

Feb 23, 2020

注:本文所用LLVM版本为3.8

0. Overview

根据官方介绍,LLVM 是一堆模块化的,可复用的编译器以及工具链。LLVM Pass是其中非常重要的一部分,它可以让你对程序进行编译器级别的修改,但是又不需要你真的实现一个编译器。所谓编译器级别的修改——如果你对编译器有所了解的话,就知道编译器首先会通过lexical/syntax analysis将源代码解析成AST(abstract syntax tree,即语法树),然后对AST进行semantic analysis以及各种各样的optimization,最后生成目标代码。在对AST进行分析的过程中,编译器会对AST进行一次或多次,局部或全局的分析,这些分析被模块化了之后,每个分析往往只负责一个相对独立的功能,这些分析也被称作Compiler Pass。LLVM会将源代码统一表示成LLVM自己定义的IR(intermediate representation,即中间表示),并基于IR生成AST,然后再将AST交给用户,让用户根据自己的需求去写Pass对程序进行分析。

这篇文章主要是关于用LLVM Pass来实现简化版taint analysis(污点分析)的核心部分。

1. Taint analysis

Taint analysis可以被看作是信息流分析(Information Flow Analysis)的一种,主要是追踪数据在程序中的走向。具体实现的话,用static analysis(静态分析)或者dynamic analysis(动态分析)都可以。这里主要是用static analysis。我们要实现的简化版taint analysis,目标是找到程序中所有有可能被攻击者控制的变量。下面我尝试简洁地说明什么是taint analysis。

1.1 几个问题

1.2 几个概念

1 $a = user_input(); // tainted
2 echo $a;
3 $a = htmlspecialchars($a); // not tainted because of sanitization
4 echo $a;

2. Strategy

2.1 high-level strategy

Taint analysis的难点在于已知source/sink的情况下,在茫茫多的变量中,如何精确地分辨source传过来的数据是否到达了sink。准确度很重要,如果不安全数据没有到达sink,但是你的分析却报了一条警告,那么这条警告就是false positive(FP);如果不安全数据到达了sink,但是你的分析却报了一条警告,那么这条警告就是true negative(TN)。没有人喜欢FP或是TN,试想一下一个杀毒软件整天报告说你的正常文件是病毒,却又遗漏了真正的病毒。

要追踪不安全数据的传播(taint propagation),其实很简单,变量总是一步一步传播的。比如说变量a被tainted了,然后b = a,那我们就说b也被tainted了,就是这么简单。

Tainted variable的传播方式主要可以分为赋值指令、布尔指令、算数指令、分支指令等。其中值得注意的是布尔指令,布尔指令不是总能传播taintness的。考虑以下代码:

bool a = user_input(); // tainted
bool b = false; // not tainted
bool res1 = a & b; // not tainted
bool res2 = a || b; // still tainted

我们可以看到res1不再处于tainted状态,而res2依然被tainted,背后的原因我这里就不说了。

布尔指令还涉及到追踪的精度问题,考虑以下代码:

uint8_t a = atoi(user_input()); // tainted
uint32_t b = 0xfffffff; // not tainted
b &= a; // tainted, but how?
uint32_t c = b & 0xffff000; // is c tainted?

我们可以清楚地意识到第三行的b是一个tainted variable,也就意味着它可能被攻击者所控制,根据之前提到的逻辑,c当然也应该是tainted的,因为它的值是从b里来的。但是事实如此吗?我们注意到a的长度是8个bit,而b的值是通过与a进行&操作得到的,也就是说攻击者至多只能控制b低位的8个bit,而c的值则完全不受b中低位的8个bit影响,所以实际上c并不应该被taint。

在下面的实现中,为简便起见,我们不考虑上面提到的布尔指令带来的问题,我们会简单粗暴地认为布尔指令也总是会传播taintness的。

2.2 LLVM-specific strategy

如之前所说,在LLVM中,我们需要和LLVM IR生成出来的AST打交道,所以上述的high-level strategy必须落实到LLVM IR上才行。为了方便起见,这里的具体实现有所不同,上面说的是我们要先找到tainted data,然后追踪这些data如何在程序中传播。这里我使用的相反的策略,我打算找到程序中所有的常量(constant),那么除常量之外的,都是静态分析下无法确定具体值的变量,换句话说,它们的值是需要外部输入来确定的,也就是潜在的,可能被攻击者控制的值。 我们要关注的IR指令有以下几种:

LLVM中IR是以不同的的scope组织起来的,常用的scope从大到小排列如下:Module > Function > BasicBlock > Instruction。为了进行上述分析,我们可以通过遍历的方式来查看每一条instruction,看这些指令是不是我们所关心的,但是也有更好的办法。回忆上面说到的AST,LLVM提供了不同scope的visitor(visitor pattern是compiler里最常见的设计模式之一),我们需要用到的是InstVisitor,顾名思义,InstVisitor会遍历AST中的每一条Instruction,我们只需重写我们关心的指令所对应的visit函数。

3. Implementation

首先我们需要做准备工作,即编译LLVM,这里我们使用LLVM3.8,编译大约需要20-40分钟不等。编译完成后,文章后面提到的所有LLVM相关程序如optllvm-dis等,都可以在llvm/build/bin目录下找到。

mkdir llvm; cd llvm
wget http://releases.llvm.org/3.8.0/llvm-3.8.0.src.tar.xz
wget http://releases.llvm.org/3.8.0/cfe-3.8.0.src.tar.xz
tar xf llvm-3.8.0.src.tar.xz
tar xf cfe-3.8.0.src.tar.xz
mv llvm-3.8.0.src src
mv cfe-3.8.0.src src/tools/clang
mkdir build; cd build
cmake ../src
make

然后开始写代码,首先我们需要新建一个struct并继承InstVisitor,并建立一个std::set来存储所有的常量。

struct TaintInstVisitor : public InstVisitor<TaintInstVisitor> {
  TaintInstVisitor() {}
  ~TaintInstVisitor() {}
  set<Value*> const_vars;
}

另外,我们需要一个判定常量的方法,这里我们使用LLVM自带的isa<Constant>()方法来检测目标变量是否是常量,如果一个变量是常量,那么我们就将这个常量加入上面定义的const_vars中;如果一个变量的值是从常量派生而来的,那我们也将它加入const_vars中,所以我们检测一个变量是否是常量的函数可以写成如下形式:

struct TaintInstVisitor : public InstVisitor<TaintInstVisitor> {
  // ...
  bool is_constant (Value* v) {
    return (const_vars.find(v) != const_vars.end()) || (isa<Constant>(v));
  }
}

接下来我们实现如何判断一个变量是否由常量派生而来。首先是StoreInst,判断方式很简单,如果src是常量,那么dst也是常量

struct TaintInstVisitor : public InstVisitor<TaintInstVisitor> {
  // ...
  void visitStoreInst(StoreInst &I) {
    // syntax: store src, dst
    // if src is a constant, then dst is a constant
    Value *op1 = I.getOperand(0); // src
    if (is_constant(op1)) {
      Value *operand2 = I.getOperand(1); // dst
      const_vars.insert(operand2);
    }
  }
}

然后是LoadInstCastInst,同样的如果src是常量,那么dst也是常量。在这里必须要提一下LLVM精巧的设计,在LLVM中,各种Instruction是继承自Value的,你可以通过Insturction的各种方法来得到关于这条指令的各种信息,而这个Instruction本身的值则代表了这条指令的返回值。比如说,load src,我们知道这条指令是将src的值赋给另一个变量,但是这个变量怎么表示呢?在LLVM里,load src这条指令本身就代表了被赋值的那个变量。在单操作数的指令中,如LoadInstCastInst,这条指令本身就代表了那个被赋值的变量。

struct TaintInstVisitor : public InstVisitor<TaintInstVisitor> {
  // ...
  void visitLoadInst(LoadInst &I) {
    // syntax: dst = load src
    // if src is a const, then dst is a const
    Value *op = I.getOperand(0); // src
    if (is_constant(op)) { // src is a const
      const_vars.insert(&I); // dst is also a const
    }
  }
  void visitCastInst(CastInst &I) {
    // syntax: dst = load src
    Value *op = I.getOperand(0);
    if (is_constant(op)) {
      const_vars.insert(&I);
    }
  }
}

剩下的则是各种二元操作符,包括比较,算术,布尔指令,等等,我们可以用一个统一的函数来处理它们。这里我们简单粗暴地认为只有当二元操作符的两个操作数都是常量的时候,我们才认为这个被赋值的变量也是一个常量。

struct TaintInstVisitor : public InstVisitor<TaintInstVisitor> {
  // ...
  void visitCmpInst(CmpInst &I) {
    handle_binaryOp(I);
  }

  void visitBinaryOperator(BinaryOperator &I) {
    handle_binaryOp(I);
  }

  void handle_binaryOp(Instruction& I) {
    Value *op1 = I.getOperand(0);
    Value *op2 = I.getOperand(1);
    // TODO: actually boolean operator don't follow: &&, ||, &, |
    if (is_constant(op1) && is_constant(op2)) {
      const_vars.insert(&I);
    }
  }
}

最后我们创建一个TaintInstVisitor的实例,并将其运行于这个Module,最后我们将检测到的所有常量打印出来:

struct Hello : public ModulePass {
  struct TaintInstVisitor : public InstVisitor<TaintInstVisitor> {
    // ...
  }
  virtual bool runOnModule(Module &M) {
    TaintInstVisitor tv;
    tv.visit(M);
    set<Value*> const_vars = tv.get_const_vars();
    for (auto it = const_vars.begin(); it != const_vars.end(); it++) {
      errs() << *static_cast<Instruction*>(*it) << '\n';
    }
    return true;
  }
}

4. Run

写完了Pass,下面就要开始运行了。首先我们要知道LLVM Pass运行于LLVM的bitcode上,一般我们通过使用clang编译来得到bitcode:

clang -emit-llvm -o a.out.bc -c test.c

而我则偏好用wllvm来得到bitcode,wllvm是Python写的,你可以通过pip来安装它,然后用如下命令取得bitcode:

wllvm test.bc
extract-bc a.out # generate bitcode file called a.out.bc

wllvm的优势在于,当你在编译一个拥有许多源文件的project时,你也可以通过上面这两条简单的指令来获取整个项目的bitcode。

获取bitcode之后,我们使用LLVM的opt来运行它,这里我们写的Pass叫做Hello,我们可以使用如下命令来运行这个Pass

opt -load LLVMHello.so -Hello < a.out.bc > /dev/null

5. Verify

下面我们通过下面这个简单的程序来验证一下,其中只有b是常量,其他变量都是可以被攻击者控制的。

#include <stdio.h>

int main(int argc, char** argv) {
  int a = argc;
  int b = 1;
  int c = a + b;
  printf("%d\n", c);
}

使用上面提到的方法运行Pass,打印如下结果:

  %b = alloca i32, align 4
  %2 = load i32, i32* %b, align 4

这说明该程序中共有两个变量的值为常量,第一个是b,第二个是%2。其中%2是一个临时变量,它的值是通过load变量b的值得到的,也就是说它的值完全等于b的值。由此来看,输出结果与我们之前的分析相符。

我们可以通过llvm-dis将bitcode转换为IR,再来验证一下Pass输出的正确性。

llvm-dis a.out.bc

上述命令会生成IR文件,名为a.out.ll,主要内容如下:

@.str = private unnamed_addr constant [4 x i8] c"%d\0A\00", align 1

; Function Attrs: nounwind uwtable
define i32 @main(i32 %argc, i8** %argv) #0 {
entry:
  %argc.addr = alloca i32, align 4
  %argv.addr = alloca i8**, align 8
  %a = alloca i32, align 4
  %b = alloca i32, align 4
  %c = alloca i32, align 4
  store i32 %argc, i32* %argc.addr, align 4
  store i8** %argv, i8*** %argv.addr, align 8
  %0 = load i32, i32* %argc.addr, align 4
  store i32 %0, i32* %a, align 4
  store i32 1, i32* %b, align 4 ; %b is a constant
  %1 = load i32, i32* %a, align 4
  %2 = load i32, i32* %b, align 4 ; %2 is a constant
  %add = add nsw i32 %1, %2
  store i32 %add, i32* %c, align 4
  %3 = load i32, i32* %c, align 4
  %call = call i32 (i8*, ...) @printf(i8* getelementptr inbounds ([4 x i8], [4 x i8]* @.str, i32 0, i32 0), i32 %3)
  ret i32 0
}

通过查看IR我们可以发现,Pass的输出结果是正确的,在这个程序里,只有%b%2的值是常量,而其他的值都是潜在的可以被攻击者控制的值。

6. More about LLVM

利用LLVM Pass还可以做很多很多事,简单的比如说生成call graph,control flow graph之类的,或者找出代码中所有的循环;稍微复杂点的,就不只是分析,可能会涉及到instrumentation,也就是利用LLVM更改程序行为,比如说在源代码中引入一个新的函数,并在所有特定类型的指令之后都插入该函数的调用。

当然LLVM也不是无所不能的,比如它不适用于没有源代码的项目,对于这种情况,或许使用来自Intel的Pin来做动态分析显得更为合适。

7. Taint analysis and others

7.1 Implicit flows

文章写到这里,看起来taint analysis已经很强大了,可事实上依旧存在它难以处理的情况,比如implicit flows。

考虑以下代码:

x   =   user_input(); // tainted
y   =   x; // tainted
if (y == 0) { // tainted
    z   =   2; // not tainted
} else {
    z   =   1; // not tainted
}   
system(z);

沿用我们之前写的analysis,我们会得出xy是tainted的而z并不是tainted的结论,进而得出“system(z)是安全的”这样一个结论。但是事实真的如此吗?我们注意到当y的值为0的时候,z的值必定是2;而当y的值不为0时,z的值必定为1。换句话说,z的值是由y的值来决定的,不同于上面提到的任何一种方式,这种方式是间接的,通过控制流(control flow)而非数据流(data flow)来决定的。

这时候,我们实际上陷入了一个进退两难的境地。激进的做法是,如果决定分支的变量与用户输入有关,则taint该分支中所有的变量,这会导致over-taint,很多不该被taint的变量最后也被taint了;保守的做法是,放弃在taint analysis中检测implicit flows,也就是说,在上面的代码中,z将不会被标记为tainted。不过,无论选择那一种做法,都是不完美的,都会导致分析的结果出现偏差。

所以就没有更好的办法了吗?说实话,我也并不是很清楚。不过如果你有兴趣,我会建议你google一下“causality inference taint analysis”,也许你会发现比taint analysis更好的方法。

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