CVE-2026-74576
WysokieCVSS 7.5Prawdopodobieństwo exploitacji (EPSS)
Podwyższone ryzykoPercentyl 51 - wyżej niż 51% wszystkich znanych CVE
Streszczenie
W jądrze Linux wykryto podatność prowadzącą do nieograniczonej rekurencji w ścieżce zwalniania pamięci (free path) w menedżerze pamięci slab. Problem wynika z możliwości tworzenia cykli między tablicami obj_exts różnych cache'ów kmalloc, co może doprowadzić do przepełnienia stosu (stack overflow) i awarii systemu.
Ocena ryzyka
Atakujący lub nawet zwykłe operacje systemowe mogą wywołać przepełnienie stosu jądra, prowadząc do paniki systemu (kernel panic) lub potencjalnej eskalacji uprawnień. Podatność może być wykorzystana do destabilizacji krytycznych systemów produkcyjnych.
Rekomendacja
Zaleca się natychmiastowe zastosowanie oficjalnej łatki jądra Linux, która wprowadza nowy typ kmalloc (KMALLOC_NO_OBJ_EXT) i flagę SLAB_ALLOC_NO_OBJ_EXT, zapobiegając tworzeniu cykli. Należy monitorować komunikaty bezpieczeństwa dystrybutora jądra i przetestować aktualizację w środowisku testowym przed wdrożeniem produkcyjnym.
Inne podatności w Linux kernel
Zobacz wszystkie- CVE-2026-43603Średnie
W sterowniku GPU jądra Linux występuje dereferencja wskaźnika NULL, która może doprowadzić do awarii jądra. Skutkiem może być odmowa usługi (DoS) na dotkniętym systemie.
- CVE-2026-99270Nieznane
W jądrze Linux występuje podatność use-after-free (UAF) w funkcji reqsk_timer_handler(). Gdy migracja gniazda TCP nie powiedzie się w inet_ehash_insert(), kod przechodzi do etykiety no_ownership i natychmiast zwalnia nowy reqsk przez __reqsk_free(), nie zatrzymując wcześniej jego timera, co może prowadzić do UAF.
- CVE-2026-99269Nieznane
W jądrze Linux w schedulerze sched_ext zadanie może znajdować się w nie-lokalnej kolejce DSQ, podczas gdy CPU, które je wysłało, wciąż wykonuje ops.dequeue() i nie wyczyściło flagi SCX_OPSS_DISPATCHING. Ścieżki konsumpcji i przenoszenia DSQ nie czekają na zakończenie wysyłki i mogą operować na zadaniu równolegle z dispatcherem. Poprawka dodaje wywołanie scx_wait_dispatching() przed operacjami na zadaniu.
- CVE-2026-99268Nieznane
W io_uring z IORING_SETUP_DEFER_TASKRUN ukończenia są kolejkowane jako lokalna praca i stają się CQE dopiero, gdy zgłaszający wejdzie do jądra, aby czekać na zdarzenia. io_uring_poll() zgłasza EPOLLIN, jeśli lokalna praca jest oczekująca, ale tylko jeśli praca istnieje w momencie wywołania; po dodaniu DEFER_TASKRUN budzenie ->poll_wq zostało zastąpione bezpośrednim budzeniem zgłaszającego, przez co poll() może zasnąć mimo pojawienia się pracy. Poprawka budzi ->poll_wq, gdy pierwszy wpis trafia na listę pracy, używając w razie potrzeby callbacku RCU.
- CVE-2026-99267Nieznane
W io_uring NAPI przy dynamicznym śledzeniu identyfikator NAPI, który nie był widziany przez minutę, powinien zostać usunięty z listy odpytywanej przez ring. Limit czasu jest jednak liczony niepoprawnie — użyto SEC_CONVERSION zamiast liczby jiffies w sekundzie, co dla HZ=1000 daje około ośmiu lat, a na 32-bitowych systemach powoduje przepełnienie. W rezultacie wpisy nigdy nie są usuwane i każde odpytywanie sprawdza wszystkie historyczne identyfikatory.
- CVE-2026-99266Nieznane
W io_uring zcrx funkcja io_zcrx_queue_cqe() oblicza przesunięcie bufora w obszarze na podstawie net_iov_idx(), które jest typu unsigned int, więc przesunięcie jest wykonywane w 32 bitach, a dopiero wynik jest rozszerzany do u64 w CQE. Obszar może mieć do 1 TB, więc dla każdego niov powyżej pierwszych 4 GB CQE wskazuje aplikacji bufor o 4 GB (lub wielokrotność) poniżej właściwego. Aplikacja czyta złe dane i zwraca bufor, którego nie posiada, przez kolejkę uzupełnień, podczas gdy prawdziwy nigdy nie jest zwracany.
- CVE-2026-99265Nieznane
W io_uring/openclose funkcja io_pipe_fixed() instaluje oba końce potoku w tabeli stałych plików, zwalnia ->uring_lock i kopiuje numery slotów do aplikacji. Jeśli kopiowanie spowoduje błąd, ponownie bierze blokadę i usuwa to, co znajduje się w tych slotach. Gdy żądanie jest wykonywane przez io-wq, blokada jest naprawdę zwalniana, a sloty są widoczne dla innych; zanim ścieżka błędu do nich dotrze, mogą zostać zamknięte i ponownie użyte (przez IORING_OP_CLOSE, bezpośrednie open/accept lub IORING_REGISTER_FILES_UPDATE), co powoduje usunięcie pliku niezwiązanego z nieudanym żądaniem. Poprawka wykonuje kopiowanie z trzymaną blokadą.
- CVE-2026-99264Nieznane
W jądrze Linux naprawiono błąd w io_uring/net dotyczący ponawiania odbioru (recv) na niezatwierdzonych buforach. Gdy odbiór był ponawiany po częściowym transferze, jądro mogło ponownie udostępnić pamięć bufora, do której ponawiane żądanie wciąż zapisywało, co prowadziło do nadpisania danych. Zamiast ponawiać, żądanie jest teraz kończone z otrzymaną liczbą bajtów, a MSG_WAITALL nie jest już respektowane dla buforów inkrementalnych i wiązek wielu buforów.
- CVE-2026-99263Nieznane
W io_uring/poll jeśli wybudzenie ustawi IO_POLL_RETRY_FLAG pomiędzy momentem, gdy zadanie będące właścicielem skonsumuje istniejącą instancję IO_POLL_RETRY_FLAG, a sprawdzeniem pętli w io_poll_check_events(), przetwarzanie żądania zostaje wstrzymane do czasu nadejścia niezwiązanego wybudzenia. Poprawka używa atomic_cmpxchg zamiast atomic_sub_return, aby zagwarantować, że licznik v i poll_refs wynoszą 0 i żadne wybudzenia nie zostaną pominięte.
- CVE-2026-99262Nieznane
W io_uring/timeout żądanie IORING_OP_TIMEOUT uruchamiane przez io-wq z powodu IOSQE_ASYNC ma ten sam problem co poll, futex i waitid. io_wq_submit_work() sprawdza IO_WQ_WORK_CANCEL tylko raz, przed wydaniem żądania; anulowanie w międzyczasie ustawia flagę, otrzymuje -EALREADY i bezskutecznie szuka w ->timeout_list, podczas gdy worker dodaje żądanie i uruchamia timer. Nikt nie sprawdza flagi ponownie i limit czasu trwa do końca, a przy wyjściu z ringu zadanie może zawiesić się na cały czas trwania limitu. Poprawka sprawdza flagę pod ->timeout_lock i odrzuca żądanie, jeśli jest ustawiona.
Oryginalny opis (angielski, źródło NVD)
In the Linux kernel, the following vulnerability has been resolved: mm/slab: prevent unbounded recursion in free path with new kmalloc type Commit 280ea9c3154b ("mm/slab: avoid allocating slabobj_ext array from its own slab") avoided recursive allocation of obj_exts from kmalloc caches of the same size, by bumping the obj_exts array's allocation size whenever the array size equals the size of the object being allocated. However, as reported by Danielle Costantino and Shakeel Butt, even slabs from kmalloc caches of different sizes can form a cycle by allocating obj_exts arrays from each other [1]: What happened: a KMALLOC_NORMAL slab's obj_exts array (used by allocation profiling / memcg accounting) is itself kmalloc()'d from a KMALLOC_NORMAL cache, so the "slab holds another slab's obj_exts array" relation can form cycles. With sizeof(struct slabobj_ext) == 16 and the host's geometry: - kmalloc-512 has 64 objects/slab -> array is 64*16 == 1024 bytes, served from kmalloc-1k; - kmalloc-1k has 32 objects/slab -> array is 32*16 == 512 bytes, served from kmalloc-512. A kmalloc-512 slab and a kmalloc-1k slab therefore hold each other's obj_exts array. Discarding one frees the other's array, which empties and discards that slab, which frees the first's array, and so on: __free_slab() -> free_slab_obj_exts() -> kfree() -> discard_slab() -> __free_slab() recurses along the cycle until the stack is exhausted. With memory allocation profiling, this allows unbounded recursion in the free path and led to a stack overflow on a production host in the Meta fleet [1]: BUG: TASK stack guard page was hit Oops: stack guard page RIP: 0010:kfree+0x8/0x5d0 Call Trace: __free_slab+0x66/0xc0 kfree+0x3f0/0x5d0 ... ( ~125x __free_slab <-> kfree ) ... <kernel driver freeing a resource> do_syscall_64 It is proposed [1] to resolve this issue by always serving the obj_exts array allocation from kmalloc caches (or large kmalloc) of sizes larger than the object size. However, as pointed out by Vlastimil Babka [2], this can waste an excessive amount of memory as slabs from large kmalloc sizes (e.g. kmalloc-8k) generally need obj_exts arrays much smaller than the object size. Therefore, rather than bumping the size, let us take a different approach; disallow formation of cycles between kmalloc types when allocating obj_exts arrays. Currently, all obj_exts arrays are served from normal kmalloc caches. Cycles cannot be created if obj_exts arrays of normal kmalloc caches are served from a special kmalloc type that can never have obj_exts arrays. To achieve this, create a new kmalloc type called KMALLOC_NO_OBJ_EXT. KMALLOC_NO_OBJ_EXT caches are created with SLAB_NO_OBJ_EXT flag when either 1) memory allocation profiling is not permanently disabled, or 2) kmalloc types with a priority higher than KMALLOC_CGROUP are aliased with KMALLOC_NORMAL. Sheaf bootstrapping for KMALLOC_NO_OBJ_EXT caches now must be deferred because allocation of a barn can trigger obj_exts array allocation of normal kmalloc caches when the KMALLOC_NO_OBJ_EXT cache for that size is not ready yet. For simplicity, perform bootstrapping of sheaves for all kmalloc caches later. Introduce a new slab alloc flag, SLAB_ALLOC_NO_OBJ_EXT, to prevent allocation of obj_exts arrays, and let kmalloc_slab() override the type to KMALLOC_NO_OBJ_EXT when specified. Note that kmalloc_type() remains unchanged because kmalloc_flags() bypasses the kmalloc fastpath. Do not pass SLAB_ALLOC_NO_RECURSE to kmalloc_flags() in alloc_slab_obj_exts() and instead use SLAB_ALLOC_NO_OBJ_EXT only when the objects are allocated from normal kmalloc caches. While this prevents unbounded recursive allocation of obj_exts, it allows KMALLOC_NO_OBJ_EXT caches to have sheaves. Since sheaf allocations specify SLAB_ALLOC_NO_RECURSE that prevents allocation of both sheaves and obj_exts arrays, the recursion depth is bounded. obj_exts arrays for non- ---truncated---
Dane podatności pochodzą z NVD (NIST) · CISA KEV · EPSS