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title: "Sécurité système : Introduction à la compilation et obfuscation avec llvm"
date: 2023-10-12
tags: ["LLVM", "assembleur"]
categories: ["Sécurité système", "Cours", "TD"]
mathjax: true
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Le but de ce cours est de comprendre ce qui se passe lors de la création de
binaire. Nous nous concentrerons sur clang / LLVM dans le cadre de la sécurité,
que se soit en défense ou en attaque.

## compilation en trois étapes

Il est possible de découper la compilation en 3 étapes avec LLVM:

 1. Le code source passe par un *frontend* avec l'analyse syntaxique et
    sémantique;
 2. Le résultat passe par un *middle-end* qui va procéder aux optimisations;
 3. Et enfin par un *backend* qui va transformer le code optimisé en code
    assembleur et réaliser des optimisations spécifique à l'architecture cible.

L'obfuscation du code se fait au niveau du *middle-end*.

Dans le cadre de la suite d'outils autour de LLVM nous avons plusieurs
*backends* (clang, flang, RetDec) qui transforme le code en entrée en code
LLVM (*middle-end*) sur lequel seront réalisées les optimisations. Et enfin 
le résultat passe dans un compilateur qui le transforme en code binaire (*ARM.
x86_64, Webassembly,...*).

Nous avons déjà vu cette partie lors 
[de l'introcution]({{<ref "secu_systeme/1_introduction/index.md#la-compilation">}})

### Vie d'un hello world

Voyons maintenant ce qu'il se passe dans le cadre du code suivant:

```c
#include <stdio.h>
int main(int argc, char** argv) {
  puts("Hello, world!\n");
  return 0;
}
```
#### l'AST (Frontend)

Voyons l'AST produit avec `clang` grâce à la commande suivante avec la commande:

```shell
clang -Xclang -ast-dump -fsyntax-only main.c
```

le voici donc:

```text
`-FunctionDecl 0x56028bd93cc0 <main.c:3:1, line:6:1> line:3:5 main 'int (int, char **)'
  |-ParmVarDecl 0x56028bd93b68 <col:10, col:14> col:14 argc 'int'
  |-ParmVarDecl 0x56028bd93be8 <col:20, col:27> col:27 argv 'char **'
  `-CompoundStmt 0x56028bd93e88 <col:33, line:6:1>
    |-CallExpr 0x56028bd93e00 <line:4:3, col:25> 'int'
    | |-ImplicitCastExpr 0x56028bd93de8 <col:3> 'int (*)(const char *)' <FunctionToPointerDecay>
    | | `-DeclRefExpr 0x56028bd93d70 <col:3> 'int (const char *)' Function 0x56028bd8f730 'puts' 'int (const char *)'
    | `-ImplicitCastExpr 0x56028bd93e40 <col:8> 'const char *' <NoOp>
    |   `-ImplicitCastExpr 0x56028bd93e28 <col:8> 'char *' <ArrayToPointerDecay>
    |     `-StringLiteral 0x56028bd93d90 <col:8> 'char[15]' lvalue "Hello, world!\n"
    `-ReturnStmt 0x56028bd93e78 <line:5:3, col:10>
      `-IntegerLiteral 0x56028bd93e58 <col:10> 'int' 0
```

### Langage intermédiaire (Middle-end)

Maintenant, regardons le code LLVM produit par clang:

```shell
clang -S -emit-llvm -Xclang -disable-O0-optnone main.c -o 
```

À ce niveau, le code obtenu n'est pas optimisé:

```llvm
; ModuleID = '/home/user/code/main.c'
source_filename = "/home/user/code/main.c"
target datalayout = "e-m:e-p270:32:32-p271:32:32-p272:64:64-i64:64-f80:128-n8:16:32:64-S128"
target triple = "x86_64-pc-linux-gnu"
@.str = private unnamed_addr constant [15 x i8] c"Hello, world!\0A\00", align 1
; Function Attrs: noinline nounwind uwtable
define dso_local i32 @main(i32 noundef %0, ptr noundef %1) #0 {
  %3 = alloca i32, align 4
  %4 = alloca i32, align 4
  %5 = alloca ptr, align 8
  store i32 0, ptr %3, align 4
  store i32 %0, ptr %4, align 4
  store ptr %1, ptr %5, align 8
  %6 = call i32 @puts(ptr noundef @.str)
  ret i32 0
}
declare i32 @puts(ptr noundef) #1
```
#### Optimisation (Middle-end)

Voici la commande permettant de lancer les optimisations sur le code
intermédiaire LLVM:


```shell
opt -S -O2 main.ll
```

Le code produit contient plus les éléments jugés inutiles comme ici `argv` et
`argc` :

```text
; ModuleID = '<stdin>'
source_filename = "/home/user/code/main.c"
target datalayout = "e-m:e-p270:32:32-p271:32:32-p272:64:64-i64:64-f80:128-n8:16:32:64-S128"
target triple = "x86_64-pc-linux-gnu"
@.str = private unnamed_addr constant [15 x i8] c"Hello, world!\0A\00", align 1
; Function Attrs: nofree noinline nounwind uwtable
define dso_local i32 @main(i32 noundef %0, ptr nocapture noundef readnone %1) local_unnamed_addr #0 {
  %3 = tail call i32 @puts(ptr noundef nonnull @.str)
  ret i32 0
}
; Function Attrs: nofree nounwind
declare noundef i32 @puts(ptr nocapture noundef readonly) local_unnamed_addr #1
```

#### Transformation en assembleur (Backend)

Voici la commande qui permet de transformer le code intermédiaire optimisé en
code assembleur:

```shell
llc main.ll -o main.s
```

Le code obtenu sera cette fois dépendant de l'architecture cible. Une fois
transformé en code machine, il se sera pas directement exécutable, il manque
l'édition de lien.

## LLVM

LLVM signifie *Low Level Virtual Machine* est une spécification d'une 
**représentation intermédiaire** (LLVM-IR) accompagnée d'un ensemble d'outils
qui communiquent autour de cette représentation.

LLVM se compose de **modules**, son langage est de type RISC fortement typé et
non signé - certaine opération le sont par contre comme `div` et `sdiv`.

Prenons comme exemple le code *C* suivant :


```c
double polynome(float x) {
  return 2*x*x*x + 7*x*x + 9*x + 1234;
} 
```

Voici la représentation LLVM :

```llvm
; Function Attrs: mustprogress nofree nosync nounwind readnone willreturn uwtable
define dso_local double @polynome(float noundef %0) local_unnamed_addr #0 {
  %2 = fmul float %0, 2.000000e+00
  %3 = fmul float %2, %0
  %4 = fmul float %0, 7.000000e+00
  %5 = fmul float %4, %0
  %6 = tail call float @llvm.fmuladd.f32(float %3, float %0, float %5)
  %7 = tail call float @llvm.fmuladd.f32(float %0, float 9.000000e+00, float %6)
  %8 = fadd float %7, 1.234000e+03
  %9 = fpext float %8 to double
  ret double %9
```
### Branchements

Il n'y a pas de structure de contrôle comme dans les langages de plus haut
niveau, mais certaines instructions permettent des branchements (conditionnels
ou non) comme `br`, `ret`, `switch`, `invoke`, `resume` ...

Prenons comme exemple :

```c
void then_(int);
void else_(int);
void if_then_else(int a, int b, int c) {
  if(a) then_(b);
  else else_(c);
} 
```
 le code correspondant en représentation intermédiaire:

```llvm
  %4 = icmp eq i32 %0, 0
  br i1 %4, label %6, label %5

5:                                                ; preds = %3
  tail call void @then_(i32 noundef %1) #2
  br label %7

6:                                                ; preds = %3
  tail call void @else_(i32 noundef %2) #2
```

### Static Single Assignement et PHI-Node

Les instructions LLVM prennent la forme de *SSA* ce qui signifie principalement
qu'une variable peut être **assignée une seule fois**. C'est ici que les
*PHI-Nodes* entrent en jeu.

Prenons le code *C* suivant:

```c
a = 1;
if (v < 10)
    a = 2;
b = a;
```

Le code *LLVM-IR* correspondant est le suivant:

```llvm
a1 = 1;
if (v < 10)
    a2 = 2;
b = PHI(a1, a2);
```

L'instruction `b = PHI(a1, a2)` permet de faire une *affectation conditionnelle*
de `b`. Le fonctionnement de phi est le suivant:

```llvm
%10 = PHI i32 [valeur, label] [valeur, label]
```
`PHI` peut faire référence à des variables non déclarées.

### Mémoire

LLVM-IR dispose de quelques instructions pour l'accès à la mémoire comme `load`,
`store`, `cmpxchg`, 

### Types complexe

*LLVM-IR* dispose de plusieurs types complexe comme:

 * **les vecteurs** sous la forme `<4 x i32>` représentant 4 entiers de 32 bits;
 * **les tableaux** sous la forme `i32[10]`
 * **les structures** sous la forme `my_struct = type { i32, i32}`

### Les exceptions

*LLVM-IR* permet la gestion des exceptions, mais nous n;utiliserons pas ces
mécanismes dans le cadre de ce cours. LLVM dispose de fonction intrinsèques pour
la gestion des exceptions préfixée par `llvm.eh`. Toutes les fonctions
disponibles sont référencées [sur cette page][l_eh_exception]

[l_eh_exception]: https://llvm.org/docs/ExceptionHandling.html#exception-handling-intrinsics

## L'obfuscation

L'obfuscation a pour but principal de ralentir au maximum l'opération de reverse
engineering. Il est souvent question de protéger les parties les plus sensibles,
celle contenant des clés de chiffrement, des algorithmes etc.

Cette protection sera de toutes manières éphémère et elle a un prix, voire même
plusieurs:

 * exécution plus lente
 * consommation mémoire alourdie
 * binaire plus volumineux

Il faut alors trouver un compromis. Nous allons voir les techniques utilisées.

### Obfusquer les instructions

Il est question de remplacer les instructions élémentaires par des équivalent
par exemple:

```text
A + B == (A & B)<<1 + (A ^ B)
A - B == (A & -B)<<1 + (A ^ -B)
A ^ B == A + B - (A & B)<<1
```

### Prédicat opaques

Il existe plusieurs façon d'opacifier certaines partie du code. Il est pas
exemple possible d'ajouter du **code mort** : une condition toujours vérifiée
mène au code "correct" :

```c
int predicat = F(x); // F(x) est toujours vrai
if ( predicat ) {
    // donc on exécutera toujours le bon code
    good_code();
}
else {
    // et ça c'est pour perdre le 'reverser'
    useless_insanely_complex_code();
}
```

Il est aussi possible de remplacer certaines fonctions mathématiques par
certaines autres par exemple:

```
log2(x) == log10(x) - log10(2)
```

Il est aussi possible des constantes opaque, trouver par exemple pi avec la
formule suivante:

```c
pi = 4 * (1 - 1/3 + 1/5 - 1/7 + ... + 1/N);
```

Après suffisament d'itération, la marge d'erreur est en dessous de 0,2.

### Tester ses obfuscations

Il est très important de **tester les obfuscations** déjà pour ne pas introduire de
bugs, mais aussi pour vérifier qu'elles survivent aux optimisations. Il est
possible de faire des tests unitaires, des tests par *fuzzing*, test de
reproductibilité.

Il faut savoir que certaines optimisations effectuées par les compilateurs
peuvent faire penser à des obfuscations. La division etant très couteuses, elle
est remplacée par une série d'opérations plus rapide.

## Premiers TP

Il est question ici de modifier le code intermédiaire LLVM en utilisant son API.
Nous allons manipuler l'IR. LLVM est capable de faire de l'instrospection par
exemple:

```c
// est ce que I est une fonction
isa<CAllInst>(I);
```

## Analyse et obfuscation dynamique

Un *"reverver"*  va à un moment donné analyser un binaire lors de son exécution,
le cas le plus simple est l'utilisation d'un debogeur logiciel (*gdb* ou 
*x64dbg* par exemple). Mais il est aussi possible de lancer le binaire dans un
émulateur (l'analyste a alors un contrôle total de l'environnement d'exécution).

**En tant que défenseur** nous voulons essayer d'éviter de détecter les
éléments suivants:

 * Les débogueurs;
 * L'instrumentations -- exécutions dans des environnements spécifiques comme
   les machines virtuelles;
 * Les modifications de codes.

*Gdb* par exemple utilise `ptrace`, mais ce dernier ne peut être lancé **qu'une
seule fois**, il est alors possible de détecter s'il est déjà lancé. La
détection de points d'arrêts (*breakpoint*) est plus complexe, surtout sur
l'architecture *x86* car **les instructions sont de taille variable**.

Dans un autre registre, il est possible de vérifier l'intégrité du code via des
fonction de hashages : **on créée un condensat de la fonction** que l'on stocke dans
le binaire. Au moment de l'exécution on compare le condensa stocké avec celui de
la fonction calculé lors de l'exécution. Cette méthode comporte **beaucoup de
contraintes**: 

 * Du travail à effectuer au niveau du *linker*;
 * Il faut gérer la relocation;
 * Le coût au nouveau des ressources est important.

### Quand?

Il est important de déterminer le moment opportun pour effectuer les différentes
vérification.

Au démarrage par exemple? Il y a alors **peu d'impact sur les performances**
mais les protections sont faciles à détecter (`ptrace` par exemple).

Périodiquement? Mais il existe un risque d'injecter des vérifications dans du
**code chaud**, ou encore de ne jamais voir le code de vérification s'exécuter.

### Réponse à une attaque

Une fois une attaque sur le code détectée que faire?

 * *Ralentissement*;
 * *comportements aléatoires*;
 * *Crash* de l'application, que se soit dès l'attaque ou plus tard histoire de
   rendre la protection plus difficile à identifier;

Il peut être utile de **vider la pile** avant de planter complètement
l'application, histoire de compliquer le travail du *reverser*.

### Les builtins

Ce sont des vérifications intégrées au binaire. Ces vérifications **n'existent
pas dans le code source original**. En tant que défenseur, il est possible 
d'écrire du codes dans l'IR, autant dire que c'est **long et fastidieux**!. Il
est aussi possible de faire de la **compilation à la volée**, cette solution 
semble **idéale** mais elle est compliquée : dans le cas de *LLVM* il faut faire
appel à *clang* dans une passe (LLVM permet dispose d'option de JIT)

Il est aussi possible de passer par **des objets pré-générés** qui permet une
frontière claire entre la bibliothèque de protections et le code à protéger. Il
faut aussi faire en fonction du runtime.

*[JIT]: Just In Time

### L'exécution symbolique

Il est ici question de se placer du côté du *reverser*. Ici il faut travailler
avec un solveur [z3][z3] par exemple, nous lui fournissons une représentation du
code, les résultats que nous voudrions obtenir et il se charge de trouver les
entrées.

```
[binaire] --> [représenation] --> [solveur]
```

Cette approche gagne en complexité avec les structures de contrôles. Il est
alors nécessaire de déplier les boucles par exemple.

### Protection par machine virtuelle

Nous avons déjà évoqué ce type de protection, le binaire contient une machine
virtuelle qui interprètera un bytecode spécifique. Il est même possible
d'ajouter un niveau supplémentaire de protection en chiffrant le bytecode par
exemple.

En pratique, ce type de protection est **très peu utilisé**.

### Triton

[Triton][triton] est un bibliothèque d'analyse de binaire utilisés dans
l'ingénierie inverse. Cependant il contient certaines limites : approximations,
boucles etc.

Il est utile pour "casser" les *machines virtuelles* : Triton *construit* une
représentation intermédiaire du binaire (ou de certaines parties) et explore les
différents chemins. Il peut même construire du code *LLVM-IR*.

[triton]:https://github.com/JonathanSalwan/Triton
