CVE-2026-98868

W jądrze Linux rozwiązano podatność w module dm-pcache: ograniczenie logicznego przesunięcia klucza z pamięci trwałej. Funkcja cache_key_decode() pobiera logiczne przesunięcie klucza z urządzenia pamięci podręcznej i później indeksuje req_key_tree->subtrees[] za jego pomocą w get_subtree(). Przesunięcie poza urządzenie tworzy wskaźnik poddrzewa poza tablicą, do którego rb_insert() zapisuje podczas odtwarzania.

W jądrze Linux rozwiązano podatność w module sched/cache: wprowadzono task_struct->sched_cache_grp w celu naprawy use-after-free. Dodano wskaźnik sched_cache_grp do task_struct, aby kod schedulera mógł uzyskać dostęp do grupy cache bezpośrednio przez zadanie, bez pośrednictwa mm->sched_cache_grp. Każde zadanie utrzymuje własny licznik referencji na sched_cache_group, niezależny od referencji w mm_struct. Referencja jest pozyskiwana w copy_mm() (fork) i exec_mmap() (exec), a zwalniana w exit_mm(). Naprawia to use-after-free, gdy account_mm_sched() dociera do grupy przez zadanie, którego mm jest przełączane.

W jądrze Linux w schedulerze sched_ext funkcja ops.dequeue() była wywoływana z wciąż trzymaną blokadą DSQ na ścieżkach consume i move. Jeśli scheduler BPF próbował zablokować źródłowy DSQ wewnątrz ops.dequeue(), dochodziło do samozakleszczenia. Poprawka przenosi wywołanie po zwolnieniu blokady DSQ na wszystkich trzech ścieżkach.

W jądrze Linux w sched_ext zadanie mogło znajdować się na DSQ, gdy jego stan wciąż był SCX_OPSS_DISPATCHING. Ścieżki reenqueue nie czekały na wyczyszczenie tego stanu, więc ops.enqueue() ustawiał SCX_OPSS_QUEUED, a następnie końcowy zapis dyspozytora nadpisywał go wartością SCX_OPSS_NONE, powodując porzucenie kolejnych dispatchy zadania. Poprawka czeka na wyczyszczenie SCX_OPSS_DISPATCHING przed dequeue do reenqueue.

W KVM na architekturze x86 żądanie GET_NESTED_STATE_PAGES nie było ponownie ustawiane, gdy pobranie stron zagnieżdżonych kończyło się niepowodzeniem w ścieżce KVM_RUN. Jeśli użytkownik ponownie uruchomił vCPU, a vmcs02 zawierał ważne PFN z poprzedniego uruchomienia L2, KVM mógł wejść do L2 ze starymi, nieprzypiętymi PFN zmapowanymi np. na stronę vAPIC.

W podsystemie audit jądra Linux funkcja kill_rules() usuwała reguły AUDIT_DIR i AUDIT_EXE podczas przycinania drzewa audytu, zwalniając entry->rule.exe przed usunięciem reguły z list widocznych przez RCU. Usunięcie obserwowanego katalogu mogło wyścignąć się z innym zadaniem oceniającym regułę, powodując use-after-free w audit_mark_compare().

W jądrze Linux naprawiono podatność w mechanizmie fprobe, polegającą na tym, że funkcje wyrejestrowujące fprobe (unregister_fprobe, unregister_fprobe_async) opierały się na standardowych okresach łaski RCU, które nie śledzą sekcji z wyłączonym wywłaszczaniem, gdy RCU nie obserwuje (np. w pętli bezczynności lub w stanach nohz_full). Mogło to prowadzić do użycia zwolnionej pamięci (use-after-free), jeśli fprobe został zwolniony zaraz po wyrejestrowaniu. Poprawka zapewnia wczesne wyjście z procedur obsługi, gdy !rcu_is_watching(), oraz zastępuje guard(rcu)() i rcu_read_lock() przez guard(rcu_sched_notrace)(), co eliminuje narzut lockdep na szybkiej ścieżce.

W podsystemie HID BPF jądra Linux porównanie zwracanej wartości z hid_bpf_hw_request z rozmiarem nie rzutowało rozmiaru na ssize_t. Gdy sterownik transportu zwracał ujemny kod błędu (np. -EPIPE), był on promowany do size_t i oceniany jako duża liczba dodatnia, przez co warunek (ret > size) stawał się prawdziwy. Powodowało to ciche potraktowanie błędu sprzętowego jako sukcesu i skopiowanie niezmodyfikowanego bufora.

W jądrze Linux w sterowniku HID multitouch funkcja mt_remove() używała timer_delete_sync() do zatrzymania timera odpowiedzialnego za tzw. sticky fingers. Timer mógł jednak zostać ponownie uzbrojony przez raport przychodzący po jego usunięciu, co prowadziło do użycia zwolnionej pamięci (use-after-free) po odłączeniu sterownika. Problem rozwiązano, zastępując timer_delete_sync() funkcją timer_shutdown_sync(), która dodatkowo blokuje późniejsze mod_timer().

W io_uring jądra Linux w trybie SQPOLL wątek sqpoll mógł pobrać i ukończyć żądanie zaraz po opublikowaniu go przez mpscq_push(). Jeśli było to ostatnie żądanie utrzymujące pierścień przy życiu, io_ring_exit_work() zwalniało ctx, zatrzymywało wątek i tctx, podczas gdy io_req_normal_work_add() wciąż odwoływało się do nich, powodując use-after-free. Poprawka utrzymuje blokadę RCU wokół dodawania i czeka na okres karencji przed zwolnieniem ctx.