Statische Codeanalyse

Transkript

1 Statische Codeanalyse SQMT WS 17/18 Pierre Kurzer, Serkan Topaloglu, Sebastian Voigt

2 Gliederung Einführung: Was ist Statische Codeanalyse? Was kann alles überprüft werden und wofür? Was konnte Lint? Welche gibt es? Live Demo: Unter der Haube: Hoare Kalkül Fazit Kontrollflussgraphen, Datenflussdarstellung, Slicing, Backwards Slicing, Forward Slicing

3 Was ist Statische-Codeanalyse? Statische-Codeanalyse oder kurz statische Analyse ist eine statisches Software-Testverfahren was während der Übersetzungszeit passiert Im Gegensatz zur statischen Analyse: Dynamische Code-Analyse setzt ein laufendes Programm voraus Zum Beispiel ein Style Checker ist ein statischen Analyse Lint war das einer der ersten Software für die Statische-Codeanalyse (erster einsatz beim UNIX System von 1979)

4 Was konnte Lint? Die Schwächen der damals existierenden Compiler auszugleichen. Aufspüren von gefährlichen Konstrukten (wie nicht initialisierten Variablen). Layout des Quellcodes und Abhängigkeiten festzulegen. Abgeleitete Quellcodeanalyse: Splint, JSLint, PyLint und so weiter

5 Was kann alles überprüft werden und wofür? Sicherstellung von einfachen Coding-Standards zum Beispiel: return-statement, Typumwandlungen, Bereichsgrenzen Style Checker: Programmierstil Schon beim programmieren die Fehler oder Stil-Verstöße frühzeitig erkennen und beheben

6 Welche gibt es? Meistens sind sie im Compiler enthalten oder Addons/Plugins für eclipse: für IntelliJ: Man kann aber auch welche Downloaden: - AgileJ StructureViews (Java) Reverse-Engineering-Werkzeug zur Darstellung von Klassendiagrammen - Checkstyle (Java) Werkzeug zur Statischen Codeanalyse insbesondere hinsichtlich der Einhaltung von Coding Standards - FindBugs (Java) Werkzeug zur Analyse des Bytecodes von Java Programmen hinsichtlich möglicher Fehler - JSLint (Javascript) Ein JavaScript Validator, der die Syntax von JavaScript untersucht - JSHint (Javascript) Eine Abspaltung von JSLint, welche weiterhin den proprietär lizenzierten Parser von JSLint verwendet - detekt (Kotlin) Frei konfigurierbares Statische-Codeanalyse-Tool siehe:

7 Live Demo!

8 Kontrollflussgraph gerichteter Graph G = (N, E, n start, n final ) N ist die Menge der Knoten [Anweisungen] E N N ist die Menge der gerichteten Kanten und beschreibt einen möglichen Kontrollfluss zwischen den Knoten

9 Datenflussdarstellung def - schreibende Zugriffe c-use - Lesende Zugriffe in Berechnungen p-use - Lesende Zugriffe in Entscheidungen n in und n out beschreiben Import und Export von Daten über Parameter oder globale Variablen

10 Variablen-Cross-Reference-Tabellen Lese- und Schreibzugriffe auf Variablen innerhalb von Funktionen Hilfreich ist zusätzlich die Angabe, ob der Zugriff auf eine Variable möglich ist oder auf Grund von Sichtbarkeitsgrenzen ein Zugriff prinzipiell nicht möglich ist.

11 Slicing Informationen über Wirkzusammenhänge Beschreibt, welche Anweisungen auf welche Weise einen betrachteten Wert beeinflussen Ein Slice wird auf einen bestimmten Wert an einer bestimmten Stelle des Programms angegeben

12 Backward Slicing Kontrollflussgraph wird gegen die Kantenrichtung durchlaufen und nach Definitionen [d] der Variablen durchsucht. Existieren berechnende [c] Referenzen wird das Verfahren rekursiv fortgesetzt (durchgezogene Linie). Wird die Ausführung eines Knoten von einer Entscheidung [p] gesteuert, so ist dies eine Kontrollabhängigkeit (gestrichelte Linie)

13 Forward Slicing Stellt dar, welche Anweisungen auf welche Weise von einem betrachteten Wert beeinflusst werden. Hier Betrachtung von sum:

14 Hoare Kalkül Die Korrektheit eines Programms S wird ausgedrückt durch eine Korrektheitsformel der Form {p} S {q}, die das Ein-/Ausgabeverhalten des Programms S spezifiziert. p wird Vorbedingung genannt, q Nachbedingung oder Zusicherung Eine Korrektheitsformel {p} S {q} heißt partiell korrekt, wenn jede terminierende Berechnung von S, die in einem p-zustand beginnt, in einem q-zustand endet. Eine Korrektheitsformel {p} S {q} heißt total korrekt, wenn jede Berechnung von S, die in einem p-zustand beginnt, terminiert und ihr Endzustand q erfüllt. Das System besteht aus Regeln, der Form: Prämissen sind Korrektheitsformeln oder Zusicherungen. Eine Konklusion ist eine Korrektheitsformel. Axiome sind Regeln ohne Prämisse.

15 Axiom 1: Leere Anweisung Leere Anweisung: skip Da diese Regel ein Axiom ist, ist die Prämisse leer und damit diese Regel immer anwendbar. Dieses Axiom besagt, dass durch die Ausführung der skip-anweisung die Aussage p der Vorbedingung ebenfalls als Nachbedingung gültig ist.

16 Axiom 2: Zuweisung Zuweisung: u = t wobei p [u / t] bedeutet: Alle Vorkommen von u werden in der Bedingung p syntaktisch durch t ersetzt. Über dieses Axiom lassen sich Aussagen machen über die Zuweisung eines Wertes (des Wertes des Ausdrucks t) an eine Variable (u).

17 Beispiel Behauptung: {y<32} y=y+23 {y<55} Beweis: Zuweisungsregel rückwärts anwenden {y<55 [y/y+23]} y=y+23 {y<55} {y+23<55} y=y+23 {y<55} {y<32} y=y+23 {y<55}

18 Regel 3: Sequenz Sequenz: S 1 ; S 2 Wenn die Nachbedingung der ersten Anweisung S 1 gleich der Vorbedingung der zweiten Anweisung S 2 ist, so kann man Aussagen machen über die Hintereinanderausführung der beiden Anweisungen S 1 ; S 2.

19 Beispiel Behauptung: {x<1} x=x+1; x=x+2 {x<4} Beweis: Um die Sequenzregel anwenden zu können (Konklusion), müssen wir erst die Aussagen in der Prämisse beweisen Teilbeweis 1 (Zuweisungsregel rückwärts angewandt): {x<4 [x/x+2] } x=x+2 {x<4} {x+2<4} x=x+2 {x<4} {x<2} x=x+2 {x<4} Teilbeweis 2 (Zuweisungsregel rückwärts angewandt): {x<2 [x/x+1] } x=x+1 {x<2} {x+1<2} x=x+1 {x<2} {x<1} x=x+1 {x<2} Damit können wir die Konklusion der Sequenzregel anwenden und erhalten die Aussage über das Gesamtprogramm: {x<1} x=x+1; x=x+2 {x<4}

20 Regel 4: Selektion Selektion: if Bedingung then S 1 else S 2 Liegt eine gemeinsame Vorbedingung p und eine gemeinsame Nachbedingung q vor, so kann man für die Selektion eine Aussage machen.

21 Beispiel Behauptung: {a b} if a b then x=a-b else x=b-a end {x>0} Beweis: Um die Selektionsregeln anwenden zu können (Konklusion), müssen wir erst die Teilaussagen in der Prämisse beweisen Teilbeweis 1 (Zuweisungsregel rückwärts angewandt): {x>0 [x/a-b] } x=a-b {x>0} {a-b>0} x=a-b {x>0} {a>b} x=a-b {x>0} Teilbeweis 2 (Zuweisungsregel rückwärts angewandt): {x>0 [x/b-a] } x=b-a {x>0} {b-a>0} x=b-a {x>0} {b>a} x=b-a {x>0} Damit können wir die Konklusion der Selektionsregel anwenden und erhalten die Aussage über das Gesamtprogramm.

22 Regel 5: Iteration Iteration: while Bedingung do S end Die Bedingung p nennt man auch Schleifeninvariante. Die Regel besagt, dass die Schleifeninvariante p nach der Terminierung der Schleife gültig ist, wenn sie nach jeder Ausführung des Schleifenrumpfes S gültig ist.

23 Regel 6: Konsequenzregel Manchmal ist es erforderlich, dass die Vor-/Nachbedingung abgeschwächt / verstärkt werden muss Abschwächen in Vorwärtsrichtung: Weglassen Und-Term, Hinzufügen Oder-Term Verstärken in Rückwärtsrichtung: Hinzufügen Und-Term, Weglassen Oder-Term

24 Fazit Bietet schnelle Unterstützung besseren Code zu schreiben Durch IDE-Integration quasi on-the-fly Weitere Plugins helfen um Coding-Standards aufrecht zu halten Vollständige Aussagen über die Korrektheit oder Zuverlässigkeit können nicht erzeugt werden keine Aussagekraft wenn es um dynamisches Verhalten geht

25 Quellen: Peter Liggesmeyer - Software-Qualität, ISBN arturbosch - detekt: Zugriff: Prof. Dr. Rudolf Berrendorf, Einführung in die Programmierung V , : Zugriff: