Katalog CVE

CVE-2026-99059

WysokieCVSS 7.7
Opublikowano: Zaktualizowano: Przetłumaczono: NVD NIST

Prawdopodobieństwo exploitacji (EPSS)

Niskie ryzyko
0.44%

Percentyl 39 - wyżej niż 39% wszystkich znanych CVE

Streszczenie

W jądrze Linux w module WireGuard (podsystem noise) występuje błąd wyścigu podczas przetwarzania tej samej wiadomości odpowiedzi handshake przez wiele wątków. Może to doprowadzić do ponownego użycia stanu sesji i utworzenia nowej sesji na podstawie nieaktualnego stanu handshake. Podatność jest trudna do wykorzystania w praktyce, ale została załatana przez porównanie efemerycznego klucza prywatnego ze stanem handshake peera.

Ocena ryzyka

W praktyce wykorzystanie jest mało prawdopodobne, ale teoretycznie może prowadzić do nieprawidłowego stanu sesji WireGuard i problemów z poufnością lub integralnością tunelu. Organizacje korzystające z WireGuard powinny traktować to jako błąd wymagający aktualizacji jądra.

Rekomendacja

Zaktualizuj jądro Linux do wersji zawierającej poprawkę dla CVE-2026-99059. Jeśli aktualizacja nie jest możliwa natychmiast, ogranicz ekspozycję WireGuard i monitoruj nietypowe zachowania sesji.

Powiązane podatności

Oryginalny opis (angielski, źródło NVD)

In the Linux kernel, the following vulnerability has been resolved: wireguard: noise: reject response consumption after intermediate initiation Two threads begin processing the identical response message, received twice. The first thread, A, runs. While it's running, the second one, B, gets partway through, and during that slow calculation, or even while blocking on down_write(), A completes and then also a handshake initiation that's already been queued up runs in thread C, which itself takes that same down_write(). The handshake initiation creation succeeds, and sets the state back to waiting-for-response, and calls up_write(), at which point thread B resumes, because either its finished its calculations or was finally allowed to acquire down_write(). Thread B then copies the state back to the peer, and begins a new session, using that state, which is the same session as the one made in thread A. Thread A Thread B Thread C down_read() sA = handshake->state memcpy(cA, handshake->crypto) up_read() if (sA != 1) goto fail slow_crypto(cA) down_read() sB = handshake->state memcpy(cB, handshake->crypto) up_read() if (sB != 1) goto fail slow_crypto(cB) down_write() if (sA != handshake->state) goto fail memcpy(handshake->crypto, cA) handshake->state = 2 up_write() down_write() if (handshake->state != 2) goto fail derive_session(handshake->crypto) up_write() down_write() slow_crypto(handshake->crypto) handshake->state = 1 up_write() down_write() if (sB != handshake->state) goto fail memcpy(handshake->crypto, cB) handshake->state = 2 up_write() down_write() if (handshake->state != 2) goto fail derive_session(handshake->crypto) up_write() This seems basically impossible to hit in a meaningful way in practice, but ensure that it absolutely cannot happen by comparing the ephemeral private key that's on the stack with the latest one that the peer's handshake state has.

Dane podatności pochodzą z NVD (NIST) · CISA KEV · EPSS